Brevet FR2783618A1 — publié le 20000324

PROCÉDÉ DE MISE À JOUR D'UNE MEMOIRE ASSOCIATIVE DE TYPE TRIE, ET ROUTEUR METTANT EN îUVRE UN TEL PROCÉDÉ La présente invention concerne les mémoires associatives, et particulièrement les mémoires de type " TRIE " (du verbe anglais " reTRIEve "). Le principe de la mémoire " TRIE " a été proposé par R. de la Briandais et E. Fredkin vers la fin des années 1950 (voir E. Fredkin et al.: " Trie Memory ", Communications of the ACM, Vol.3, No.9, septembre 1960, pages 490-499). Il consiste à découper les chaînes de bits à reconnaître en tranches successives de longueur fixe (de K bits) et à les intégrer dans un tableau T à deux dimensions. Chaque ligne du tableau constitue un registre de 2K cellules élémentaires. Un registre (R) est attribué à chaque tranche de la chaîne et on associe une cellule dans le registre à la valeur (V), comprise entre 0 et 2K-1 de cette tranche. Le contenu (C = T[R,V]) de la cellule ainsi déterminée représente soit le registre attribué à la tranche suivante (ou pointeur), soit une référence de fin d'analyse (ou " status ") si l'analyse de la chaîne doit se terminer sur cette tranche. Le registre attribué à la première tranche de la chaîne, qui est aussi le point d'entrée de la table, est appelé portier. Les données à analyser sous forme de chaînes de bits, c'est-à-dire à comparer avec le contenu de la mémoire TRIE, seront également nommées routes ci-après. On appellera chemin dans la table la succession des cellules chaînées associées à une route. Chaque registre de la table sera dit d'ordre i>0 s'il est attribué à la (i+l)-ième tranche d'une ou plusieurs routes mémorisées. Le registre portier est donc d'ordre 0. La mémoire TRIE associe à chacun de ses registres d'ordre i>0 une unique séquence de iK bits correspondant aux iK -2- premiers bits de chaque route dont le chemin dans la table passe par une cellule du registre en question. L'exemple suivant montre une représentation du stockage des données dans une mémoire TRIE dans le cas particulier o K=4. La valeur de chaque tranche est représentée par un digit en numérotation hexadécimale (0,1,...,E,F), et les registres contiennent chacun 24=16 cellules. Soit à reconnaître les routes qui débutent par les motifs 45A4, 45AB, 67AB, 788A et 788BD, auxquels on attribue respectivement les status SO, S1, S2, S3 et SO (un même status peut être partagé par plusieurs routes). En portant le registre R en indice de ligne, la valeur V des tranches en indice de colonne, et en prenant comme portier le registre R0=0, la table de la mémoire TRIE peut se présenter comme représenté sur la figure 1, o les données soulignées sont des status. Les motifs 45A4, 45AB, 67AB, 788A et 788BD sont respectivement représentés dans la table de la figure 1 par les chemins: T[0,4] - T[1,5] - T[2,A] - T[3,4]; T[0,4] - T[1,5] - T[2,A] - T[3,B]; T[0,6] - T[4,7] - T[5,A] - T[6,B]; T[0,7] - T[7,8] + T[8,8] - T[9,A]; T[0,7] T[7',8] % T[8,8] T[9,B] -> T[10,D]. On voit sur cet exemple que tous les motifs commençant par une partie commune de iK bits sont représentés par un début de chemin commun dans la mémoire, menant au registre d'ordre i auquel est associée la séquence formée par ces iK bits. Si l'on considère une route à analyser, découpée en une suite de tranches binaires de valeurs Vi avec 0 figure 2. - 3 - A l'initialisation 1 de cet algorithme, le rang d'analyse i est mis à 0 et le registre portier R0 est sélectionné comme registre R. Dans chaque itération de rang i, le contenu C de la cellule T[R,Vi] désignée par la (i+l)-ième tranche Vi de la route dans le registre d'ordre i sélectionné est lu à l'étape 2. Si cette cellule contient un pointeur de poursuite d'analyse, ce qu'indique au test 3 la valeur 1 d'un bit FP(C) mémorisé dans la cellule, le registre d'ordre i+1 désigné par ce pointeur Ptr(C) est sélectionné comme registre R pour l'itération suivante à l'étape 4, et le rang i est incrémenté. Quand le test 3 révèle une cellule qui ne contient pas un pointeur (FP(C)=0), le status Ref(C) lu dans la cellule concernée est retourné à l'étape 5 comme résultat de la consultation de la table. Cet algorithme permet l'analyse de routes comportant un nombre quelconque de tranches. Une même table peut être utilisée pour plusieurs types d'analyses en gérant les données à partir de portiers différents. De plus, il permet de maîtriser le temps d'analyse des données: l'analyse d'un nombre N de tranches de K bits durera au plus N fois la durée d'une itération. L'algorithme de la figure 2 peut être mis en oeuvre de façon très rapide par un composant matériel gérant les accès au tableau de mémoire. Il permet notamment la réalisation de routeurs de haute performance pour des réseaux de télécommunications à commutation de paquets. L'en-tête des paquets est analysé au vol par le composant, et le status associé à une route désigne par exemple un port de sortie du routeur vers lequel doivent être acheminés les paquets portant une adresse de destination conforme à cette route. Un tel routeur peut être multi-protocoles. Pour cela, on analyse des portions différentes de l'en-tête à partir de portiers différents. Par exemple, une première analyse d'un (ou plusieurs) champ de l'en-tête désignant -4- le protocole employé et/ou la version de ce protocole peut être analysée à partir d'un premier portier. Cette première analyse fournit une référence qui, bien que correspondant à une fin logique d'analyse, peut être matérialisée dans la mémoire TRIE par un pointeur de poursuite d'analyse désignant un autre registre portier à utiliser pour analyser la suite de l'en-tête. La référence en question peut également déclencher des temporisations ou des sauts d'un nombre déterminé de bits dans l'en-tête analysé afin de pouvoir choisir quelle portion de l'en-tête doit être ensuite analysée. Dans la pratique, un certain nombre d'analyses sont généralement exécutées successivement, pour déclencher les opérations requises par les protocoles supportés en fonction du contenu des en-têtes. L'une de ces analyses portera sur l'adresse de destination pour accomplir la fonction de routage proprement dite. Un routeur du type ci-dessus est décrit dans le brevet français 2 707 775. Au sujet de l'utilisation de mémoire TRIE dans des routeurs, on pourra se reporter à l'article " Putting Routing Tables in Silicon ", de T.B. Pei et al., IEEE Network Magazine, janvier 1992, pages 42-50. Le protocole Internet (IP) figure parmi les protocoles de communication que peut supporter le routeur. Le processus de routage IP repose essentiellement sur l'analyse des adresses de destination de niveau 3 du protocole (voir C. Huitéma: " Le Routage dans l'Internet ", Editions Eyrolles, 1995). Les adresses des trames à acheminer sont inscrites dans une table de gestion interne, appelée table de routage ou " forwarding table ", o elles sont associées à des paramètres qui caractérisent les accès vers lesquels elles seront dirigées. Dans ses grandes lignes, l'opération de routage consiste à comparer les adresses portées par les trames --5 -- entrantes avec celles contenues dans la table et à les orienter vers la bonne interface. La plupart des adresses sont déclarées sous une forme dite agrégée. Un agrégat décrit un ensemble d'adresses par la donnée d'un en- tête commun et d'un masque qui fixe la longueur en bits de la partie d'adresse à analyser. Cette représentation des données dans la table est fortement liée au mode d'attribution des adresses qui associe un agrégat à un sous-réseau ou à un ensemble de sous-réseaux, et donc implicitement à une localisation géographique. Ces agrégats peuvent faire l'objet de précisions pour certaines de leurs adresses qui nécessitent un routage spécifique. Par exemple, en représentant les adresses sous forme hexadécimale, les données à mémoriser dans une table de routage peuvent être du type: 4A0, masque 10 - Port P1; 4A2, masque 12 Port P2; 4A28, masque 14 - Port P3. Cela donne une indication d'orientation pour les adresses analysées qui débutent par les motifs binaires soulignés ci-dessous: 1010 OOXX, etc. orientation vers le port P1, 1010 0010.XXXX, etc. orientation vers le port P2, 0100 1010 0010 10XX, etc. orientation vers le port P3. Cette précision apportée par des motifs plus longs est connue sous le nom de gestion de la plus longue concordance (" longest match "). On sait que cette gestion complique considérablement les routeurs employés (voir les articles: " Routing on Longest-Matching Prefixes ", de W. Doeringer et al., IEEE/ACM Trans. on Networking, Vol.4, No.1, février 1996, pages 86-97; " Small Routing Tables for Fast Routing Lookups " de M. Degermark et al., Proc. of the SIGCOMM'97 Conference, Cannes, France, 1997, pages 3-14; " Scalable High Speed IP Routing Lookups ", de M. - 6 - Waldvogel et al., Proc. of the SIGCOMM'97 Conference, Cannes, France, 1997, pages 25-36. A priori, la mémoire TRIE est bien adaptée au rôle de table de routage dans un processus d'acheminement des trames IP. La notion de motif s'identifie à la notion d'adresse à reconnaître, et le status peut porter les informations nécessaires à l'orientation des données. Cependant, les algorithmes utilisés pour tenir à jour le contenu de la mémoire TRIE ne répondent pas de façon satisfaisante aux contraintes imposées par la gestion du " longest match ". Par exemple, il est délicat d'insérer dans la table TRIE à la fois un status SO valable pour le motif Vo,...,VN et un autre status Si valable pour le motif plus long V0O...,VNVN+1,...,VP. Par ailleurs, ces algorithmes supposent généralement que les données binaires à analyser ont une longueur multiple de la taille K des tranches, ce qui n'est pas le cas dans le cadre de la gestion d'une table de routage IP dont les masques peuvent avoir des longueurs quelconques. Un but de la présente invention est de s'affranchir de limitations pratiques rencontrées avec les mémoires TRIE, et particulièrement d'enrichir les possibilités offertes par des routeurs employant de telles mémoires. L'invention propose ainsi un procédé de mise à jour d'une mémoire associative de type TRIE, organisée sous forme d'un ensemble de registres de 2K cellules comprenant au moins un registre portier à partir duquel des chaînes de bits sont analysées par tranches successives de K bits, K étant un entier au moins égal à 1. Chaque cellule non vide de la mémoire TRIE contient des données comportant soit un pointeur de poursuite d'analyse soit une référence. La mémoire TRIE associe à chaque registre un ordre entier iÄ0 et une séquence respective de iK bits. L'analyse d'une chaîne de bits comprend, à partir du rang i=0 pour lequel le registre portier d'ordre 0 est -7- sélectionné, au moins une itération de rang i comprenant les opérations suivantes: - lire des données dans une cellule du registre d'ordre i sélectionné, désignée par la (i+1)-ième tranche de K bits de la chaîne analysée; - si les données lues contiennent un pointeur de poursuite d'analyse, sélectionner un registre d'ordre i+1 de la mémoire TRIE désigné par ledit pointeur, la séquence associée au registre d'ordre i+1 sélectionné étant formée des (i+l)K premiers bits de la chaîne analysée, puis procéder à l'itération de rang i+1; - si les données lues sont des données de fin d'analyse ne contenant pas de pointeur de poursuite d'analyse, terminer l'analyse en délivrant une référence contenue dans lesdites données de fin d'analyse. Selon l'invention, on enregistre les données dans les cellules de la mémoire TRIE en réponse à des commandes d'insertion et de suppression de motifs binaires de longueur variable associés chacun à une référence, de façon telle que lors de l'analyse d'une chaîne de bits, la référence délivrée soit celle associée au plus long des motifs binaires coïncidant avec le début de la chaîne analysée. Pour les mises à jour, on peut notamment utiliser deux tables auxiliaires: une table miroir qui reflète le contenu de la mémoire TRIE et une table fantôme mémorisant les références associées aux motifs binaires insérés. La table miroir est composée de registres de 2K cellules correspondant chacun à un registre respectif de la mémoire TRIE affecté au registre portier. Chacune des 2K cellules d'un registre de la table miroir correspond alors à une cellule respective du registre correspondant de la mémoire TRIE. Chaque cellule de la table miroir correspondant à une cellule non vide d'un registre d'ordre iÄ0 de la mémoire TRIE contient au moins: - une information indiquant si la cellule correspondante de la mémoire TRIE contient un pointeur de poursuite d'analyse; - si la cellule correspondante de la mémoire TRIE contient un pointeur de poursuite d'analyse, le pointeur de poursuite d'analyse en question; - si la cellule correspondante de la mémoire TRIE ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse mais une référence, la longueur d'un motif binaire associé à cette référence; - et, de préférence, une information indiquant si la cellule correspondante de la mémoire TRIE est hantée, c'est-à-dire si, pour au moins une profondeur entière D telle que 0D la mémoire TRIE au sein dudit registre d'ordre i. La table fantôme mémorise, pour chaque cellule hantée d'un registre d'ordre iÄ0 de la mémoire TRIE, chaque référence associée à un motif inséré de (i+1)K-D bits, tel que 0 D sein dudit registre d'ordre i. Pour répondre à une commande d'insertion d'un premier motif de L=MK+B bits associé à une première référence, M et B étant des entiers tels que MÄ0 et 1 0, procéder aux étapes /a/ à /e/ suivantes pour chacune des valeurs du rang i croissant de 0 à M-1: /a/ lire des données dans une première cellule de la table miroir correspondant à la cellule de la 9- mémoire TRIE désignée par la (i+1)-ième tranche de K bits du premier motif au sein du registre d'ordre i sélectionné; /b/ si les données lues dans la première cellule indiquent que la cellule correspondante de la mémoire TRIE contient un pointeur de poursuite d'analyse, sélectionner le registre de la mémoire TRIE désigné par ledit pointeur comme registre d'ordre i+1; /c/ si les données lues dans la première cellule indiquent que la cellule correspondante de la mémoire TRIE ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse, sélectionner un registre disponible de la mémoire TRIE comme registre d'ordre i+1, écrire dans ladite cellule correspondante de la mémoire TRIE un pointeur de poursuite d'analyse désignant le registre d'ordre i+1 sélectionné, et écrire dans la première cellule de la table miroir l'indication que la cellule correspondante de la mémoire TRIE contient un pointeur de poursuite d'analyse ainsi que ledit pointeur; /d/ si une seconde référence, associée à un second motif binaire, a précédemment été obtenue, écrire ladite seconde référence dans chaque cellule non hantée de la mémoire TRIE, appartenant au registre de rang i sélectionné et ne contenant pas de pointeur, et écrire la longueur dudit second motif binaire dans chaque cellule correspondante de la table miroir; /e/ si les données lues dans la première cellule indiquent que la cellule correspondante de la mémoire TRIE est hantée, obtenir dans la table fantôme une seconde référence associée à un second motif binaire constitué par le motif inséré de (i+l)K-D bits et de profondeur D - 10 - minimale dont les iK premiers bits forment la séquence associée au registre d'ordre i sélectionné, et dont les K-D derniers bits correspondent aux K-D premiers des K bits désignant ladite cellule hantée au sein du registre d'ordre i sélectionné; - procéder aux étapes /f/ à /j/ suivantes pour chaque tranche de K bits de la forme 2K-BVM+Z, O VM est le nombre formé par les B derniers bits du premier motif et Z est un entier compris entre 0 et 2K-B-1: /f/ lire des données dans une seconde cellule de la table miroir correspondant à la cellule de la mémoire TRIE désignée par ladite tranche 2K-BVM+Z au sein du registre d'ordre M sélectionné; /g/ si les données lues dans la seconde cellule indiquent que la cellule correspondante de la mémoire TRIE est hantée, obtenir dans la table fantôme la longueur du motif inséré de (M+1)K-D bits et de profondeur D minimale dont les MK premiers bits forment la séquence associée au registre d'ordre M sélectionné, et dont les K-D derniers bits correspondent aux K-D premiers des K bits désignant ladite cellule hantée au sein du registre d'ordre M sélectionné, et ne pas exécuter les étapes /h/ à /j/ si la profondeur obtenue est inférieure à K-B; /h/ si les données lues dans la seconde cellule indiquent que la cellule correspondante de la mémoire TRIE n'est pas hantée, écrire dans la seconde cellule de la table miroir l'indication que la cellule correspondante de la mémoire TRIE est hantée; /i/ si les données lues dans la seconde cellule indiquent que la cellule correspondante de la mémoire TRIE contient un pointeur de poursuite - 11 - d'analyse, propager de façon récursive la première référence associée au premier motif binaire à partir du registre désigné par ledit pointeur de poursuite d'analyse; /j/ si les données lues dans la seconde cellule indiquent que la cellule correspondante de la mémoire TRIE ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse, écrire ladite première référence dans ladite cellule correspondante de la mémoire TRIE, et écrire la longueur dudit premier motif binaire dans la seconde cellule de la table miroir; écrire dans la table fantôme la première référence, en relation avec la profondeur K- B, pour chaque cellule de la mémoire TRIE désignée par une tranche de K bits de la forme 2K-BVM+Z, o Z est un entier compris entre 0 et 2K- B-1; et - exécuter l'étape /d/ pour le rang i=M. Par ailleurs, pour répondre à une commande de suppression d'un premier motif de L=MK+B bits associé à une première référence, M et B étant des entiers tels que MÄ0 et 1 - 12 - /b'/ si les données lues dans la première cellule sélectionnée pour le rang i indiquent que la cellule correspondante de la mémoire TRIE est hantée, obtenir dans la table fantôme une seconde référence associée à un second motif binaire constitué par le motif inséré de (i+1)K-D bits et de profondeur D minimale dont les iK premiers bits forment la séquence associée au registre d'ordre i sélectionné, et dont les K-D derniers bits correspondent aux K-D premiers des K bits désignant ladite cellule hantée au sein du registre d'ordre i sélectionné; /c'/ sélectionner comme registre d'ordre i+1 un registre de la mémoire TRIE désigné par un pointeur de poursuite d'analyse inclus dans les données lues; /d'/ exécuter l'itération de rang i+1; /e'/ écrire dans la première cellule de la table miroir sélectionnée pour le rang i l'indication que la cellule correspondante de la mémoire TRIE ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse; /f'/ si une seconde référence, associée à un second motif binaire, a précédemment été obtenue, écrire ladite seconde référence dans la cellule de la mémoire TRIE correspondant à la première cellule sélectionnée pour le rang i, et écrire la longueur dudit second motif binaire dans la première cellule sélectionnée pour le rang i; /g'/ si aucune seconde référence n'a précédemment été obtenue, écrire dans la première cellule sélectionnée pour le rang i l'indication que la cellule correspondante de la mémoire TRIE est vide; - 13 - /h'/ si i>O et chaque cellule du registre de la table miroir correspondant au registre d'ordre i sélectionné indique que la cellule correspondante de la mémoire TRIE ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse et n'est pas hantée, rendre disponible le registre d'ordre i sélectionné; si i=M, effacer la référence associée au premier motif binaire de la mémoire fantôme, pour la cellule de la mémoire TRIE désignée par la tranche de K bits 2K- BVM dans le registre d'ordre M sélectionné pour le rang M, o VM est le nombre formé par les B derniers bits du premier motif, et procéder aux étapes /i'/ à /1'/ suivantes pour chaque cellule de la mémoire TRIE désignée par une tranche de K bits de la forme 2K-BVM+Z, o Z est un entier compris entre 0 et 2K-B-1: /i'/ consulter la table fantôme pour déterminer si elle contient, pour ladite cellule désignée par la tranche 2K-BVM+Z, au moins une référence associée à un troisième motif binaire de profondeur au moins égale à K-B, et sélectionner le cas échéant le troisième motif binaire de profondeur minimale; /j'/ si la table fantôme ne contient pas de référence pour ladite cellule désignée par la tranche 2K-BVM+Z, écrire l'indication que ladite cellule désignée par la tranche 2K-BVM+Z n'est pas hantée dans la cellule correspondante de la table miroir, et si une seconde référence, associée à un second motif binaire, a précédemment été obtenue, sélectionner ledit second motif binaire en tant que troisième motif binaire; - 14 - /k'/ s'il a été sélectionné un troisième motif binaire et si ladite cellule désignée par la tranche 2K-BvM+Z contient un pointeur de poursuite d'analyse d'après des données lues dans la cellule correspondante de la mémoire miroir, propager de façon récursive une troisième référence associée au troisième motif binaire sélectionné à partir du registre désigné par ledit pointeur de poursuite d'analyse, en tenant compte de la longueur du premier motif binaire; /1'/ s'il a été sélectionné un troisième motif binaire et si ladite cellule désignée par la tranche 2K-BVM+Z ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse d'après les données lues dans la cellule correspondante de la mémoire miroir, écrire une troisième référence associée au troisième motif binaire sélectionné dans la cellule de la mémoire TRIE désignée par ladite tranche 2K-BVM+Z, et écrire la longueur du troisième motif binaire sélectionné dans la cellule correspondante de la table miroir. Un autre aspect de la présente invention se rapporte à un routeur de paquets, comprenant un circuit d'analyse de l'en-tête de paquets reçus, à l'aide d'une mémoire associative de type TRIE, et des moyens de mise à jour de la mémoire TRIE, opérant conformément à un procédé tel que défini ci-dessus. D'autres particularités et avantages de la présente invention apparaitront dans la description ci-après d'exemples de réalisation non limitatifs, en référence aux dessins annexés, dans lesquels: - la figure 1, précédemment commentée, montre un exemple de contenu d'une mémoire TRIE; - 15 - - la figure 2, précédemment commentée, est un organigramme de la procédure d'analyse exécutée pour consulter la mémoire TRIE; - les figures 3A à 7A montrent des exemples de remplissage d'une mémoire TRIE; - les figures 3B à 7B reprennent les exemples des figures 3A à 7A en montrant en outre le contenu d'une table fantôme associée; - la figure 8 est un organigramme d'une procédure exécutée pour consulter la table fantôme; - la figure 9 est un organigramme d'une procédure exécutée pour propager une référence dans la mémoire; - la figure 10, qui est formée en plaçant les figures 10A et 0lB l'une au-dessus de l'autre, est un organigramme d'une procédure exécutée en réponse à une commande d'insertion d'un motif dans la mémoire TRIE; - la figure 11 est un organigramme d'une partie de la procédure de la figure 10, relative à la dernière tranche du motif inséré; - la figure 12, qui est formée en plaçant les figures 12A et 12B l'une au-dessus de l'autre, est un organigramme d'une procédure exécutée en réponse à une commande de suppression d'un motif dans la mémoire TRIE; - la figure,13 est un organigramme d'une partie de la procédure de la figure 12, relative à la dernière tranche du motif inséré; et - la figure 14 est un schéma synoptique d'un routeur selon l'invention. Les exemples i à 5 ci-dessous, respectivement illustrés par les figures 3 à 7, montrent dans un cas o K=4 comment différents motifs binaires sont intégrés successivement dans une mémoire TRIE conformément à l'invention, en accord avec une gestion correcte du " longest match ". Exemple i: Insertion du motif 4AO, masque 10: Port PI - 16 - Dans le cas de la figure 3A, le masque ne coïncide pas avec une frontière de tranche. Pour représenter le motif binaire (0100 1010 00) il est nécessaire de le développer sur toutes les valeurs qui peuvent compléter l'alignement. Cela donne l'ensemble des routes 0100 1010 OOXX, avec XE{0,1}. La dernière tranche de chacune de ces routes détermine les index des quatre cellules (0000), (0001), (0010), (0011) du registre 2 qui contiennent le status Pi. Les status inscrits dans les cellules déterminées en développant une tranche incomplète seront appelés status explicites. Les status explicites sont représentés soulignés sur les figures 3 à 7. Exemple 2: Insertion du motif 4A2, masque 12 - Port P2 Dans le cas de la figure 4A, le motif intégré (0100 1010 0010) reprend le même chemin dans la mémoire, mais il est plus long que le motif précédent, et il se termine sur une frontière entre tranches d'analyse. Il suffit de remplacer par P2 le status contenu dans la cellule indexée par la valeur de la dernière tranche. Les status qui sont associés à des motifs de cette manière sont également appelés status explicites. On peut noter qu'en inversant l'ordre des exemples 1 et 2, l'insertion du motif (0100 1010 00) aurait respecté le status P2 correspondant à un motif plus long. De façon générale, l'ordre d'insertion des différents motifs présentés dans les exemples n'a pas d'influence sur le contenu final de la mémoire TRIE. Exemple 3: Insertion du motif 4A28, masque 14 > Port P3 Dans le cas de la figure 5A, la longueur du motif intégré dépasse l'alignement de la dernière tranche des motifs précédents. Dans un premier temps, on intègre le motif sans tenir compte des status existants sur son chemin dans la mémoire. Dans le registre 2, le status P2 est donc remplacé par un pointeur vers le registre 3. Puis le status P3 est associé à l'ensembledes motifs de la forme 4A2X, avec 8 - 17 - l'exemple 1. Il faut ensuite caractériser les chemins qui conduisent au status P2. On voit qu'ils correspondent à l'ensemble des motifs de 16 bits qui commencent par les valeurs hexadécimales 4A2 à l'exclusion de ceux déjà utilisés pour décrire le motif plus long 4A28, masque 14. C'est l'ensemble {4A2X, avec 0 X de la mémoire TRIE est illustré par la figure 6A. Exemple 5: Insertion du motif 4, masque 4 9 Port P5 Pour le motif 4 (figure 7A), il y a des motifs plus longs déjà présents dans la mémoire. Comme il n'est pas possible d'associer un status à la cellule qui termine ce motif puisqu'elle porte un pointeur, il faut enregistrer les chemins " implicites " qui mènent au status P5. On va donc propager ce status et l'inscrire comme status implicite sur les registres alloués aux chemins précédemment enregistrés qui passent par cette cellule, c'est-à-dire aux chemins décrivant les motifs 4A0, 4A2, 4A28 et 4A68. Comme le motif 4A28 a déjà été traité comme motif plus long que 4A2, le status P2 a déjà été propagé sur le registre 3. Les status implicites P5 ne concernent donc que les registres alloués sur la portion de chemin décrivant le passage du motif 4 au motif 4A2, c'est-à- dire les registres 1 et 2 ainsi que les registres qui décrivent le passage du motif 4 au motif 4A68 qui sont les registres 1, 2 et 4. - 18 - On peut généraliser les exemples ci-dessus en décrivant les règles qui s'appliquent aux données inscrites dans la mémoire et qui répondent aux contraintes définies précédemment. On considère des motifs de longueur quelconque, en intégrant la notion de " longest match ". Soit un motif V0, de status S et de longueur L, exprimé par une suite binaire bo,...,bL_1 avec bkE{0,1} pour 0 VM. Ces groupes seront appelés cellules virtuelles. Il se peut que des status différents doivent occuper des cellules virtuelles qui se recouvrent, étant noté que des cellules virtuelles d'intersection non vide sont toujours telles que l'une des deux est incluse dans l'autre. Dans ce cas, par convention, le status à prendre en compte pour l'analyse et à inscrire dans la table, appelé status actif, est celui qui correspond au motif le plus long, c'est-à- dire, d'après ce qui précède, celui dont la valeur de A est la plus grande et donc la cellule virtuelle de taille 2K-A est la plus étroite. Cela amène une notion de hiérarchie dans les cellules virtuelles, quantifiée par la valeur D=K-A - 19 - (0 D poursuite d'analyse. En exploitant la définition de la fonction X et sous les hypothèses précédentes, l'insertion du status S doit satisfaire la condition suivante pour toute cellule V du registre RM d'ordre M du chemin associé telle que VM2K-A si L 2 (RM, V), alors TIRM, V] = S (R1i) Considérons le motif V0 défini précédemment, affecté par un motif plus long V1 de longueur L'>L et de status S', découpé en tranches de valeurs V0,...,V'M, .,VN (avec N>M) dont la dernière tranche de valeur VN comporte B bits. Soient R'M,...,RN les registres d'ordre M à N alloués aux tranches V'M,.. DTD: .,VN. On peut remarquer que le motif V1 n'est un " motif plus long " vis-à-vis du motif V0 que si d'une part R'M=RM et d'autre part la cellule de coordonnées..DTD: - 20 - RM,V'M se trouve dans la cellule virtuelle indexée par VM sur le registre RM (exemples 2 et 3). La répartition des données dans la mémoire TRIE doit satisfaire les conditions suivantes pour 0 VN2K-B T[RM, V'M] = RM+1 (R2) si L' A(RN,V'), alors T[RN,V'] = S' (R3) si L > (RN, Z), alors T[RN, Z] = S (R4) Si N>M+1, il s'y ajoute la condition suivante: Vie[M+1,N-1]: T[RiVi] = Ri+I et si L > Ä(Ri,Z), alors T[Ri,Z] = S (R5) La relation (R2) exprime que le status contenu dans la cellule indexée par V'M est remplacé par un pointeur sur le registre suivant, l'inscription d'un pointeur étant prioritaire sur l'inscription de tout status. La condition (R5) décrit la propagation du status S sur toutes les cellules libres des registres RM+1 à RN-1 s'ils existent. La condition (R3) caractérise le contenu de la cellule virtuelle indexée par VN sur le registre RN, conformément à la règle R1. La condition (R4) décrit la propagation du status S sur le registre RN (exemple 3). La fonction X interdit que ce status S soit inscrit dans la cellule virtuelle indexée par VN qui contient S'. On peut remarquer que si le motif V1 = V0'...,VN défini précédemment est lui-même affecté par un motif plus long, V2 = V0,...,Vp (P>N), de status S"', l'application des règles R2 à R5 conduit à compléter la mémoire, sur les tranches M+1 à N, M+1 à P et N+1 à P, par le status implicite S dans les registres RM+1 à RN et S' dans les registres RN+1 à Rp. Il faut noter que ces règles ne décrivent que les contraintes d'implantation des données dans la mémoire. - 21 - Elle servent toutefois de fil conducteur aux algorithmes de mise à jour des motifs, qui doivent les respecter à chacune des étapes de leur déroulement. Les procédures de gestion des chemins, lors des insertions et suppressions de motifs dans la mémoire, traduisent les règles ci-dessus. Elles s'appuient sur un ensemble de structures de données présentées ci dessous. En ce qui concerne la suppression des motifs, on constate que si certaines des données de mise à jour de la mémoire peuvent être recalculées à partir du contexte et des masques associés aux status, il existe des configurations non récupérables à partir de ces seules données. C'est le cas par exemple des status recouverts complètement puis découverts en totalité ou partiellement par des motifs que l'on supprime. Par exemple, si on insère les motifs 4A0 et 4A2, tous deux de masque 11 et de status respectifs P2 et P3, dans la table de la figure 3A obtenue dans le cas de l'exemple 1, on voit que le status P1 est complètement recouvert sans toutefois avoir été supprimé explicitement. La suppression de l'un des motifs de masque 11 devrait révéler le status recouvert Pi, ce que ne permet pas un examen du seul contenu de la mémoire TRIE. On peut remarquer que de telles restitutions ne sont pas nécessaires au respect des règles d'implantation des motifs dans la table. En effet, il serait possible d'interpréter le recouvrement total d'un status comme la disparition du motif associé sans que cela ne nuise à la cohérence des données. Il s'agit simplement d'un choix de réalisation des algorithmes qui garantit la non-régression du contenu sémantique de la mémoire. Le maintien du contexte complet de la mémoire nécessite d'implanter " physiquement " dans les algorithmes la notion de cellule virtuelle. Pour cela, on associe à chaque registre R dans lequel au moins un status - 22 - a fait l'objet d'une commande d'insertion, un tableau de K registres virtuels, ou registres fantômes. L'ensemble de ces registres fantômes forme ce qu'on appelle la table fantôme. Chacun des registres fantômes est indexé par le registre R auquel il se rapporte et par sa profondeur D, définie comme un entier tel que O0D de sa table fantôme. Les figures 3B à 7B détaillent le contenu de la table fantôme pour les exemples 1 à 5. Sous chaque registre R concerné, dont le contenu est celui des figures 3A à 7A correspondantes, on a représenté en traits interrompus et en italiques le contenu des K=4 registres fantômes associés RD pour O0D En fait, l'usage de la table fantôme simplifie considérablement les algorithmes de gestion des recouvrements de status en général, même dans les cas ou le contexte de la table TRIE est suffisant. Reprenons l'exemple 3 (figures 5A et 5B). L'écriture dans la cellule T[2, 2] d'un pointeur sur le registre 3 se traduit, dans la table TRIE, par la propagation du status recouvert P2, sous forme de status implicite dans le registre 3. La restitution du contexte, dans le cas de la suppression du motif 4A28, masque 14 (status P3), nécessite la restauration de la valeur de cellule T[2,2] et donc l'analyse de la provenance du status propagé P2. Il serait possible de raisonner à partir du masque associé, qui a comme valeur 12 et qui indique qu'il est issu du troisième registre (registre d'ordre 2) du chemin - 23 - sur lequel on l'a propagé. Cependant, l'implantation d'une telle recherche dans un algorithme s'avère complexe et coûteuse en temps de traitement. Il est nettement plus commode de transférer le " fantôme " de P2, lu dans le registre fantôme 20 dans la cellule T[2,2], puis de propager " l'absence " de P2 le long des chemins sur lesquels il était inscrit. L'organigramme de la figure 8 illustre une manière de consulter la table fantôme afin de récupérer, pour une cellule donnée T[R,W] de la mémoire TRIE, le contenu de la cellule fantôme GT[R,V,D] qui représente la cellule virtuelle de profondeur D minimale incluant la cellule T[R,W] en question. Dans la suite, cette procédure sera notée Ghost(R, W, G, D). Elle peut être exécutée sous la forme d'une fonction appelée par les coordonnées R,W de la cellule concernée de la mémoire TRIE, et retournant le status fantôme G associé de profondeur minimale ainsi que cette profondeur D (les arguments soulignés de la fonction Ghost, et des autres fonctions considérées ci-après, représentent les valeurs retournées comme résultat de cette fonction, et les arguments non soulignés des valeurs non modifiées par la fonction). A l'initialisation 10 de la procédure Ghost(R, W, G, D),' la profondeur D est initialisée à 0. Pour chaque profondeur D examinée, on détermine, à l'étape 11, l'index V de la cellule virtuelle de profondeur D contenant la cellule T[R,W], soit V=W/2D (V correspond aux K-D bits de poids les plus forts de W), et on charge dans la variable de status G le contenu GT[R,V,D] de la cellule correspondante de la table fantôme. Ce contenu est à 0 si la cellule GT[R,V,D] est vide. Tant que la cellule GT[R,V,D] est vide et que la profondeur maximale K-1 n'est pas atteinte (G=0 et D - 24 - l'étape 14. Quand la table fantôme ne contient aucun status pour la cellule T[R,W] (G=0 et D=K-1 lors du test 12), le status vide G=0 est retourné à l'étape 14. En plus de la table fantôme, la gestion du contenu de la mémoire TRIE implique une autre table, dite table miroir. La table miroir reflète le contenu de la mémoire TRIE. Elle comporte des registres et des cellules correspondantes. Pour chaque cellule T[R,V] de la mémoire TRIE, la cellule correspondante de la table miroir est notée MT[R,V]. Cette cellule MT[R,V] peut contenir: - un bit FP indiquant par la valeur FP=l que la cellule T[R,V] contient un pointeur, et par la valeur FP=0 que la cellule T[R,V] contient un status ou est vide; - un bit FH repérant les cellules hantées (FH=1) et non hantées (FH=0). Une cellule T[R,V] d'un registre d'ordre i est dite " hantée " lorsque, pour au moins une profondeur entière D telle que 0 - 25 - T[R,V] de la mémoire TRIE, la cellule MT[R,V] correspondante de la table miroir ne contient que des bits à 0. La figure 9 montre une procédure récursive de propagation d'un status S' associé à un motif V' de longueur L' à partir d'un registre R de la mémoire TRIE, en tenant éventuellement compte de la longueur LÄL' d'un motif V pouvant être identique au motif V' ou différent. Cette procédure est notée Forward status(R, L, S', L'). Quand V'=V, la procédure Forward status(R, L, S', L) gère la mise à jour des status implicites dans le cas o on cherche à inscrire le status S' sur les chemins de motifs plus long déjà présents dans la mémoire. Autrement dit, si on transforme ces derniers en " longest match " du motif saisi. Quand V''V, la procédure Forward status(R, L, S', L') gère la propagation des status implicites dans le cas de la suppression d'un motif dont le status S' est recouvert par un pointeur. L'ombre V de longueur L peut être le fantôme d'un status masqué par S', mais elle peut éventuellement être vide. Par exemple, le passage de la figure 7B à la figure 6B, qui consiste à supprimer le motif 4 de masque 4 et de status P5, revient à propager l'ombre " vide " à la place de P5 depuis la cellule T[0,4], c'est-à-dire à partir du registre 1. La procédure Forward status(R, L, S', L') est récursive et comporte une itération pour chaque tranche de K bits repérée par l'index Z allant de 0 à 2K-1. Z est initialisé à 0 à l'étape 20, et incrémenté à l'étape 21 si le test 22 effectué à la fin de l'itération montre que Z - 26 - hantée (FH(C)=0 au test 24), on examine le bit FP(C) au test 25 pour déterminer si la cellule contient ou non un pointeur. Si FH (C) =0 et FP (C) =1, la procédure Forwardstatus(R',L,S',L') est exécutée à partir du registre R' désigné par le pointeur Ptr(C) contenu dans la cellule (étape 26). Si la cellule T[R,Z] n'est pas hantée et ne contient pas de pointeur (FH(C)=FP(C)=0), on examine au test 27 si elle est vide (k(C)=0 cellule T[R,Z] de la mémoire TRIE. On va maintenant décrire, en référence aux figures et 11, une procédure exécutée pour insérer dans la mémoire TRIE un motif V dont le masque est de L=MK+B bits, associé à un status S. A l'initialisation 30, le rang i des itérations est pris à 0, le registre portier R0 d'ordre 0 est sélectionné en tant que registre R, et un status vide (0) est affecté au status actif F. En outre, le nombre M de tranches à traiter avant la dernière tranche du motif à insérer est calculé par division euclidienne de L-1 par K. Si i=M lors du test 31, on passe aux opérations relatives à l'insertion de la dernière tranche, qui seront décrites plus loin en référence à la figure 11. Sinon (0 désignant le registre d'ordre i précédemment sélectionné. Si cette cellule contient un pointeur (FP(C)=1 au test - 27 - 33), ce pointeur Ptr(C) est affecté à la variable R' à l'étape 34 pour sélectionner le registre d'ordre i+1 qu'il désigne pour l'itération suivante de rang i+1. Si le test 33 montre que FP(C)=0, la cellule ne contient pas de pointeur vers un autre registre, et un registre R' est alloué à l'étape 35 en le choisissant dans une liste de registres disponibles de la mémoire TRIE. Un registre est dit disponible lorsque chacune de ses cellules ne contient pas de pointeur et n'est pas hantée. A l'étape 36, la cellule de coordonnées R,V est mise à jour dans la mémoire TRIE et dans la table miroir. Cette mise à jour consiste à mettre à 1 le bit FP et à écrire le pointeur R' du registre alloué dans le champ Ptr de la cellule. Après l'étape 34 ou 36, et après les traitements de la figure 11 si i=M, on examine si un status actif, de valeur F, a été recouvert par un pointeur sur le chemin suivi (test 37). En présence d'un tel status actif (FÉ0 au test 37), ce status est inscrit par défaut dans chaque cellule du registre R qui n'est pas hantée et ne contient pas de pointeur. Pour chaque tranche Z de K bits désignant une cellule du registre R, le contenu de la cellule de coordonnées R,Z dans la table miroir est lu à l'étape 38, et si ce contenu montre que la cellule correspondante de la mémoire TRIE n'est pas hantée et ne contient pas de pointeur (FP(C')=FH(C')=0 au test 39), les cellules de coordonnées R,Z de la mémoire TRIE et de la table miroir sont mises à jour. Cette mise à jour 40 consiste à écrire le status actif F dans le champ Ref de la cellule T[R,Z], et la longueur A de ce status F dans le champ X de la cellule MT[R,Z]. En l'absence de status actif (F=0 au test 37), ou une fois que l'écriture du status actif dans le registre R est terminée (Z=2K-1 au test 41), on termine la procédure d'insertion si i=M au test 42. Si i - 28 - cellule hantée (test 43). Si cette cellule n'est pas hantée (FH(C)=0), on n'a pas besoin de considérer ses éventuels status fantômes, et l'itération de rang i se termine à l'étape 44 en incrémentant le rang i et en prenant R=R' comme registre sélectionné d'ordre i+1 pour l'itération suivante. Si la cellule est hantée (FH(C)=1 au test 43), la fonction Ghost(R, V, F, D), est appelée à l'étape 45 pour obtenir le status actif F qui correspond au motif qui, avant l'insertion du motif V, remplissait la condition de " longest match " pour la cellule de coordonnées R,V. A l'étape 46, la longueur A de ce status actif F est calculée à l'aide de la profondeur D retournée par la fonction Ghost: A=(i+l)K-D. Après l'étape 46, l'itération de rang i se termine par l'étape 44 précitée. L'itération de rang i=M de la procédure d'insertion du motif V commence à l'étape 50 de la figure 11, dans laquelle: - on détermine le nombre B de bits de la dernière tranche (B=L-MK); - la variable de B bits V reçoit les B derniers bits du motif V; - la variable de K bits W est prise égale à 2K-BV; - l'index Z est initialisé à 0. La cellule virtuelle à laquelle aboutit le motif V est examinée pour procéder aux mises à jour requises, en examinant chaque cellule de la table miroir appartenant au registre R et indexée par W+Z pour 0 Z de cette cellule de la table miroir est lu à l'étape 51. Si la cellule correspondante de la table TRIE n'est pas hantée (FH(C)=0 au test 52), il convient de modifier la valeur de ce bit FH dans la cellule de la table miroir de coordonnées R,W+Z (étape 53), puisque le status S sera écrit dans la cellule correspondante de la table fantôme de profondeur K-B. Si la cellule T[R,W+Z] était déjà - 29 - hantée (FH(C)=l au test 52), la fonction Ghost est appelée à l'étape 54 pour obtenir la profondeur minimale D du status fantôme associé G. Si cette profondeur D est plus petite que celle K-B correspondant au status inséré S (test 55), le status inséré S est affecté par un " longest match " relativement à la cellule examinée T[R,W+Z], de sorte que les opérations relatives à cette cellule sont terminées, c'est-à-dire qu'on passe directement au test de fin de boucle 56. A l'étape 57 qui suit l'étape 53, ou le test 55 si DÄK-B, on teste la valeur du bit FP relatif à la cellule examinée T[R,W+Z], pour déterminer si elle contient un pointeur. Dans l'affirmative, on exécute la procédure Forward status(Ptr(C), L, S, L) pour propager le status S à partir du registre désigné par le pointeur Ptr(C) contenu dans cette cellule, conformément à l'organigramme de la figure 9 (étape 58). Sinon (FP(C)=0), la cellule courante est simplement mise à jour à l'étape 59 en écrivant la longueur L dans le champ X de la cellule MT[R,W+Z] de la table miroir, et le status S dans le champ Ref de la cellule correspondante de la table TRIE. Une fois que toutes les cellules élémentaires de la cellule virtuelle d'index V ont été examinées (Z=2K-B au test 56), le motif inséré S est écrit dans la cellule GT[R,V,K-B] de la. table fantôme à l'étape 60. On passe alors à l'étape 37 de la figure 10B pour examiner s'il y a lieu de mettre à jour des cellules libres du registre d'ordre M. La procédure d'insertion se terminera après le test 42 (i=M). La procédure utilisable pour supprimer de la mémoire TRIE un motif V de L=MK+B bits peut être sous la forme d'une fonction Supprimer(i, R, Z, L, F, A, res) appelée de manière récursive. A l'initialisation, la fonction est appelée au rang i=0 avec un status actif vide (F=0, A=0). L'organigramme de la fonction, telle qu'appelée au rang iÄ0 est représentée sur les figures 12 et 13. - 30 - Au départ (étape 70), le nombre M de tranches du motif V à examiner avant la dernière tranche est calculé par division euclidienne de L-1 par la longueur K d'une tranche. Si le rang i d'appel de la fonction est égal à M (test 71), la dernière tranche est traitée de la manière décrite plus loin en référence à la figure 13. Sinon (i fantôme de plus faible profondeur associé à la cellule. Ceci est effectué à l'étape 76 en appelant la fonction Ghost(R, V, F, D) telle que décrite en référence à la figure 8. La longueur A de ce status actif F est en outre calculée: A=(i+1)K-D. La fonction supprimer est alors appelée au rang i+1 pour lequel le registre d'ordre i+1 désigné par le pointeur Ptr(C) lu au rang i dans la table miroir est sélectionné. La fonction est invoquée à l'étape 77 avec les arguments Supprimer(i+l1, Ptr(C), U, L, F, A, res). Si le résultat retourné res n'indique pas que la procédure doit continuer (test 78), l'exécution de la fonction au rang i est terminée. Lorsque la fonction appelée au rang i+1 retourne le résultat " continuer ", la procédure se poursuit au rang i par la mise à jour de la cellule de coordonnées R,V dans la table TRIE et dans la table miroir. Cette mise à jour 79 consiste à mettre à 0 le bit FP, et à écrire le status - 31 - actif F dans le champ Ref de la cellule T[R,V] et sa longueur A dans le champ x de la cellule MT[R,V]. S'il n'y a pas de status actif, c'est-àdire si F=0 et A=0 (ce qui implique que la cellule n'est pas hantée: FH=0), la mise à jour 79 revient à mettre tout à zéro dans la cellule de coordonnées R,V. Les opérations représentées sur la figure 12B sont effectuées après la mise à jour 79 si i traitement représenté sur la figure 13 si i=M. Si i=0 (test 80) ou si le registre R d'ordre i contient au moins un pointeur ou au moins une cellule hantée, alors l'exécution de la fonction au rang i se termine à l'étape 81 en retournant comme résultat res une indication d'arrêt. Pour vérifier si le registre R d'ordre i contient au moins un pointeur ou au moins une cellule hantée, on exécute une boucle sur les tranches Z de K bits, initialisée par Z=0 à l'étape 82. Dans chaque itération de cette boucle, on lit le contenu de la cellule MT[R,Z] de la table miroir à l'étape 83, et on examine les bits FP et FH de cette cellule à l'étape 84. Le résultat res=" arrêt " est retourné si FP(C)=1 ou FH(C)=I1. Sinon, l'index de tranche Z est comparé à 2K-1 au test 85, et incrémenté à l'étape 86 si Z " continuer ". En référence à la figure 13, les traitements effectués pour la dernière tranche du motif supprimé V (exécutés quand i=M au test 71) commencent à l'étape 90 en calculant la longueur B=L-MK de cette dernière tranche, et en chargeant les B derniers bits du motif V dans la - 32 - variable de B bits V. Le status S contenu dans la cellule fantôme GT[R,V, K-B] est lu à l'étape 91. Si ce status S a la valeur 0 (test 92), c'est qu'on a demandé la suppression d'un motif auquel n'était associé aucun status, de sorte que la procédure de suppression se termine au rang M en retournant un résultat res indiquant une erreur (étape 93). Le status S est effacé à l'étape 94 en écrivant la valeur 0 dans la cellule GT[R,V,K-B] de la table fantôme. On procède ensuite à la mise à jour de la cellule virtuelle, dans une boucle sur les différentes tranches de K-B bits qui complètent la tranche V de B bits. Cette boucle est initialisée à l'étape 95 par les valeurs Z=0 et W=2K-BV. Dans chaque itération de cette boucle, la fonction Ghost(R, W+Z, G, D) décrite en référence à la figure 8 est appelée à l'étape 96. Si la procédure Ghost a retourné un status fantôme G de profondeur D plus petite que K-B(test 97), la suppression du status S est sans incidence sur le contenu de la cellule T[R,W+Z]. L'itération Z se termine alors au test 98, o Z est comparé à 2K-B-1. Tant que Z *- 33 - supprimé S (G 0 au test 100), ce status fantôme G devient le status actif: il est affecté au status F' à l'étape 102, et sa longueur (M+1)K- D est affectée à la variable L'. A l'étape 103, le contenu de la cellule MT[R,W+Z] de la table miroir est lu. Si cette cellule ne contient pas de pointeur (FP(C)=0 au test 104), la cellule de coordonnées R,W+Z est simplement mise à jour, en écrivant le status actif F' dans le champ Ref de la table TRIE, et sa longueur L' dans le champ x de la table miroir (étape ). Si la cellule contient un pointeur (FP(C)=1 au test 104), le status actif F' de longueur L' est propagé à l'étape 106 à partir du registre d'ordre M+1 désigné par le pointeur Ptr(C) obtenu dans la cellule MT[R,W+Z], en tenant compte de la longueur L du status supprimé. Ceci est effectué en appelant la procédure récursive Forward status(Ptr(C), L, F', L') telle que décrite en référence à la figure 9. La figure 14 montre un schéma de principe d'un exemple de routeur 110 mettant en ouvre la présente invention. Un circuit d'analyse 111, pouvant être un réseau programmable de type EPLD, contrôle les accès à la mémoire TRIE 112. Le circuit 111 applique l'algorithme d'analyse représenté sur la Figure 2 à des chaînes de N bits incluses dans les en-têtes de paquets reçus à l'entrée du routeur 110. Ces paquets peuvent notamment consister en des cellules ATM (Asynchronous Transfer Mode). Comme indiqué précédemment, le routeur 110 peut être multi-protocoles, et analyser différentes chaînes de l'en- tête des paquets à partir de portiers différents de la mémoire TRIE 112. Le circuit 111 est programmé pour déclencher les opérations requises en fonction du résultat de l'analyse. En particulier, il oriente le paquet vers l'un ou l'autre d'un ensemble de ports de destination en fonction d'une analyse de l'adresse de destination contenue dans l'en-tête. - 34 - L'un de ces ports de destination est une interface 113 de gestion du routeur. Cette interface 113 comporte des registres dans lesquels le circuit d'analyse 111 transfère des paquets contenant des informations concernant le routeur lui-même, et en particulier des instructions d'insérer ou de supprimer des motifs de la table de routage. Il est à noter que l'interface 113 est un moyen parmi beaucoup d'autres de transférer des paquets, et que les informations concernant le routeur ne sont pas nécessairement sous la forme de paquets. Le routeur 110 comporte en outre un processeur 114 chargé d'exécuter les procédures des Figures 8 à 13 relatives aux mises à jour de la table TRIE. Contrairement à l'analyse des paquets par le circuit 111, ces mises à jour ne sont pas obligatoirement effectuées en temps réel. Dans l'espace mémoire 115 auquel accède le processeur 114, on prévoit une zone 116 pour contenir la table miroir et une zone 117 pour contenir la table fantôme. Lorsque l'exécution des procédures de mise à jour requiert l'écriture de données dans la mémoire TRIE 112 (étapes 28, 36, 40, 59, 79 et 105 des Figures 9 à 13), le processeur 114 écrit des commandes correspondantes dans des registres de l'interface de gestion 113. Ces registres peuvent être lus par le circuit 111 pendant qu'il n'est pas en train de traiter un paquet, afin que le contenu de la mémoire TRIE 112 soit modifié comme requis. Le contenu de la table miroir 116 et de la table fantôme 117 n'est modifié effectivement par le processeur 114 qu'à la fin de la procédure d'insertion ou de suppression de motif conduisant à une telle modification. La représentation des données peut prendre des formes différentes dans les mémoires 112, 116 et 117. Dans la mémoire TRIE 112 à laquelle le circuit 111 accède en temps réel, il se peut qu'il n'y ait pas de différence formelle de représentation entre un pointeur et un status, bien que ces deux notions soient distinctes dans la - 35 - logique dans l'algorithme d'analyse. Le bit FP n'est pas nécessairement présent explicitement dans les cellules de la mémoire 112. Dans cette mémoire, un status peut avoir la même forme qu'un pointeur qui désignerait un autre registre portier de la mémoire, tout en déclenchant une temporisation ou encore un saut d'un nombre déterminé de bits dans la chaine analysée. Cela n'empêche pas que l'algorithme d'analyse de la Figure 2 soit mis en ouvre sur le plan logique. La table miroir 116 est une image fonctionnelle de la mémoire TRIE 112, formant une matrice de mêmes dimensions. Cette table 116 permet de s'affranchir des contraintes de représentation nécessaires au fonctionnement du circuit 111. Elle permet au processeur 114 de suivre les chemins, de caractériser, inscrire ou propager les status de fin de motif sans avoir à tenir compte de la structure des données correspondantes dans les cellules de la mémoire TRIE 112. Les cellules de la table miroir 116 contiennent une image simplifiée de celles de la mémoire TRIE 112. Comme on l'a vu, il n'est pas nécessaire de faire figurer les status dans la table miroir 116, mais seulement la longueur des motifs associés. Il est suffisant que les status soient enregistrés dans l table fantôme 117. La table fantôme 117 mémorise les status associés aux motifs binaires insérés, chaque status étant mémorisé à un emplacement de la table fantôme 117 qui correspond à la cellule de la mémoire TRIE 112 o il serait mémorisé si le motif associé était le seul motif inséré. Dans la table fantôme 117, les status peuvent être enregistrés sous une forme proche de celle fournie par l'utilisateur, le processeur 114 se chargeant des traductions requises. La structure d'adressage dans la table fantôme 117 peut varier dynamiquement selon les registres de la mémoire TRIE qui nécessitent des registres fantômes (par exemple, seul le registre 2 a besoin de - 36 - registres fantômes dans le cas illustré par la Figure 3B). D'autres organisations de la table fantôme pourraient être adoptées. Par exemple le bit hanté/non hanté FH de chaque cellule de la table miroir pourrait être remplacé par K5 bits indiquant chacun s'il y a un status fantôme de profondeur D (O D tel cas, l'allocation des ressources de mémoire de la table fantôme 117 est gérée au niveau des cellules et non au niveau des registres. - 37 - R E V E N D I C A T IONS 1. Procédé de mise à jour d'une mémoire associative de type TRIE (112), organisée sous forme d'un ensemble de registres de 2K cellules comprenant au moins un registre portier à partir duquel des chaînes de bits sont analysées par tranches successives de K bits, K étant un entier au moins égal à 1, chaque cellule non vide de la mémoire TRIE contenant des données comportant soit un pointeur de poursuite d'analyse (Ptr) soit une référence (Ref), la mémoire TRIE associant à chaque registre un ordre entier i>0 et une séquence respective de iK bits, l'analyse d'une chaine de bits comprenant, à partir du rang i=0 pour lequel le registre portier d'ordre 0 est sélectionné, au moins une itération de rang i comprenant les opérations suivantes: - lire des données dans une cellule du registre d'ordre i sélectionné, désignée par la (i+l)-ième tranche de K bits de la chaine analysée; - si les données lues contiennent un pointeur de poursuite d'analyse, sélectionner un registre d'ordre i+1 de la mémoire TRIE désigné par ledit pointeur, la séquence associée au registre d'ordre i+1 sélectionné étant formée. des (i+l)K premiers bits de la chaîne analysée, puis procéder à l'itération de rang i+1; - si les données lues sont des données de fin d'analyse ne contenant pas de pointeur de poursuite d'analyse, terminer l'analyse en délivrant une référence contenue dans lesdites données de fin d'analyse, caractérisé en ce qu'on enregistre les données dans les cellules de la mémoire TRIE en réponse à des commandes d'insertion et de suppression de motifs binaires (V) de longueur variable associés chacun à une référence, de façon telle que lors de l'analyse d'une chaine de bits, la référence délivrée soit celle associée au plus long des - 38 - motifs binaires coïncidant avec le début de la chaîne analysée. 2. Procédé selon la revendication 1, dans lequel on utilise une table miroir (116) composée de registres de 2K cellules correspondant chacun à un registre respectif de la mémoire TRIE (112) affecté au registre portier, dans lequel chacune des 2K cellules d'un registre de la table miroir correspond à une cellule respective du registre correspondant de la mémoire TRIE, et dans lequel chaque cellule de la table miroir correspondant à une cellule non vide de la mémoire TRIE contient au moins: - une information (FP) indiquant si la cellule correspondante de la mémoire TRIE contient un pointeur de poursuite d'analyse; - si la cellule correspondante de la mémoire TRIE contient un pointeur de poursuite d'analyse, le pointeur de poursuite d'analyse en question (Ptr); - si la cellule correspondante de la mémoire TRIE ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse mais une référence (Ref), la longueur (x) d'un motif binaire associé à cette référence. 3. Procédé selon la revendication 2, dans lequel chaque cellule dé la table miroir (116) correspondant à une cellule non vide d'un registre d'ordre iÄ0 de la mémoire TRIE (112) contient en outre: - une information (FH) indiquant si la cellule correspondante de la mémoire TRIE est hantée, c'est-à-dire si, pour au moins une profondeur entière D telle que 0 D la mémoire TRIE au sein dudit registre d'ordre i. - 39 - 4. Procédé selon la revendication 3, dans lequel on utilise une table fantôme (117) mémorisant les références associées aux motifs binaires insérés, et dans lequel la table fantôme mémorise, pour chaque cellule hantée d'un registre d'ordre iÄ0 de la mémoire TRIE (112), chaque référence associée à un motif inséré de (i+1)K-D bits, tel que OSD dudit registre d'ordre i. 5. Procédé selon la revendication 4, dans lequel on consulte la table fantôme (117) pour obtenir, relativement à une cellule hantée d'un registre d'ordre i de la mémoire TRIE (112), la référence associée au motif inséré de (i+l)K-D bits et de profondeur D minimale dont les iK premiers bits forment la séquence associée audit registre d'ordre i, et dont les K-D derniers bits correspondent aux K-D premiers des K bits désignant ladite cellule de la mémoire TRIE au sein dudit registre d'ordre i. 6. Procédé selon la revendication 4 ou 5, dans lequel la table fantôme (117) comprend, pour chaque registre d'ordre i de la mémoire TRIE (112) comportant au moins une cellule hantée et pour chaque profondeur D telle que O0D 7. Procédé selon les revendications 5 et 6, dans lequel l'obtention d'une référence relativement à une cellule hantée d'un registre d'ordre i de la mémoire TRIE (112), comprend l'étape suivante, exécutée pour les - 40 - profondeurs D croissantes à partir de D=0 jusqu'à ce qu'une référence (G) soit retournée: - si un des 2K-D emplacements de mémoire que comprend la table fantôme (117) pour ledit registre d'ordre i contient une référence associée à un motif inséré de (i+l)K-D bits dont les iK premiers bits forment la séquence associée audit registre d'ordre i et dont les K-D derniers bits correspondent aux K-D premiers des K bits désignant ladite cellule hantée de la mémoire TRIE au sein dudit registre d'ordre i, retourner ladite référence et la profondeur D. 8. Procédé selon l'une quelconque des revendications 4 à 7, dans lequel les opérations suivantes sont exécutées en réponse à une commande d'insertion d'un premier motif (V) de L=MK+B bits associé à une première référence (S), M et B étant des entiers tels que M20 et 1 0, procéder aux étapes /a/ à /e/ suivantes pour chacune des valeurs du rang i croissant de O à M-1: /a/ lire des données dans une première cellule (MT[R,V]) de la table miroir (116) correspondant à la cellule (T[R,V]) de la mémoire TRIE (112) désignée par la (i+1)-ième tranche de K bits du premier motif au sein du registre d'ordre i sélectionné; /b/ si les données lues dans la première cellule indiquent que la cellule correspondante (T[R,V]) de la mémoire TRIE contient un pointeur de poursuite d'analyse (Ptr(C)), sélectionner le registre de la mémoire TRIE désigné par ledit pointeur comme registre d'ordre i+1; /c/ si les données lues dans la première cellule indiquent que la cellule correspondante de la mémoire TRIE (T[R,V]) ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse, sélectionner un - 41 - registre disponible de la mémoire TRIE comme registre d'ordre i+1, écrire dans ladite cellule correspondante de la mémoire TRIE un pointeur de poursuite d'analyse (R') désignant le registre d'ordre i+1 sélectionné, et écrire dans la première cellule de la table miroir l'indication (FP=1) que la cellule correspondante de la mémoire TRIE contient un pointeur de poursuite d'analyse ainsi que ledit pointeur; /d/ si une seconde référence (F), associée à un second motif binaire, a précédemment été obtenue, écrire ladite seconde référence dans chaque cellule non hantée (T[R,Z]) de la mémoire TRIE, appartenant au registre de rang i sélectionné et ne contenant pas de pointeur, et écrire la longueur (A) dudit second motif binaire dans chaque cellule correspondante (MT[R,Z]) de la table miroir; /e/ si les données lues dans la première cellule indiquent que la cellule correspondante de la mémoire TRIE (T[R,V]) est hantée (FH(C)=1), obtenir dans la table fantôme (117) une seconde référence (F) associée à un second motif binaire constitué par le motif inséré de (i+1)K-D bits et de profondeur D minimale dont les iK premiers bits forment la séquence associée au registre d'ordre i sélectionné, et dont les K-D derniers bits correspondent aux K-D premiers des K bits désignant ladite cellule hantée (T[R,V]) au sein du registre d'ordre i sélectionné; - procéder aux étapes /f/ à /j/ suivantes pour chaque tranche de K bits de la forme 2K-BVM+Z, o VM est le nombre formé par les B derniers bits du premier motif et Z est un entier compris entre O et 2K-B-1: /f/ lire des données dans une seconde cellule (MT[R,W+Z]) de la table miroir correspondant à - 42 - la cellule (T[R,W+Z]) de la mémoire TRIE (112) désignée par ladite tranche 2K-VM+Z au sein du registre d'ordre M sélectionné; /g/ si les données lues dans la seconde cellule indiquent que la cellule correspondante (T[R,W+Z]) de la mémoire TRIE est hantée (FH(C)=1), obtenir dans la table fantôme (117) la longueur du motif inséré (G) de (M+1)K-D bits et de profondeur D minimale dont les MX premiers bits forment la séquence associée au registre d'ordre M sélectionné, et dont les K-D derniers bits correspondent aux K- D premiers des K bits désignant ladite cellule hantée au sein du registre d'ordre M sélectionné, et ne pas exécuter les étapes /h/ à /j/ si la profondeur obtenue (D) est inférieure à K-B; /h/ si les données lues dans la seconde cellule indiquent que la cellule correspondante (T[R,W+Z]) de la mémoire TRIE n'est pas hantée, écrire dans la seconde cellule de la table miroir l'indication (FH=1) que la cellule correspondante de la mémoire TRIE est hantée; /i/ si les données lues dans la seconde cellule indiquent que la cellule correspondante de la mémoire TRIE contient un pointeur de poursuite d'analyse (Ptr(C)), propager de façon récursive la première référence (S) associée au premier motif binaire (V) à partir du registre désigné par ledit pointeur de poursuite d'analyse; /j/ si les données lues dans la seconde cellule indiquent que la cellule correspondante (T[R,W+Z]) de la mémoire TRIE ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse (FP(C)=0), écrire ladite première référence (S) dans ladite cellule correspondante de la mémoire TRIE, et écrire la longueur (L) dudit premier motif - 43 - binaire dans la seconde cellule de la table miroir; - écrire dans la table fantôme la première référence (S), en relation avec la profondeur K-B, pour chaque cellule de la mémoire TRIE désignée par une tranche de K bits de la forme 2K-BVM+Z, o Z est un entier compris entre 0 et 2K-B-1; et - exécuter l'étape /d/ pour le rang i=M. 9. Procédé selon la revendication 8, dans lequel la propagation récursive d'une première référence (S') associée à un premier motif binaire à partir d'un registre donné de la mémoire TRIE (112) comprend les étapes suivantes pour chaque tranche de K bits: - lire des données dans la cellule (MT[R,Z]) de la table miroir (116) correspondant à la cellule (T[R,Z]) de la mémoire TRIE désignée par ladite tranche de K bits au sein dudit registre; - si les données lues indiquent que la cellule de la mémoire TRIE désignée par ladite tranche de K bits au sein dudit registre n'est pas hantée (FH(C)=0), ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse (FP(C)=0) et ne contient pas une référence associée à un motif binaire plus long que le premier motif binaire (X(C) - 44 - premier motif binaire à partir du registre désigné par ledit pointeur de poursuite d'analyse (Ptr(C)). 10. Procédé selon l'une quelconque des revendications 4 à 9, dans lequel, en réponse à une commande de suppression d'un premier motif (V) de L=MK+B bits associé à une première référence (S), M et B étant des entiers tels que MÄ0 et 1 B 0 comprenant les opérations suivantes: - si i - 45 - pointeur de poursuite d'analyse (Ptr(C)) inclus dans les données lues; /d'/ exécuter l'itération de rang i+l; /e'/ écrire dans la première cellule de la table miroir sélectionnée pour le rang i (MT[R,V]) l'indication (FP=0) que la cellule correspondante (T[R,V]) de la mémoire TRIE ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse; /f'/ si une seconde référence (F), associée à un second motif binaire, a précédemment été obtenue, écrire ladite seconde référence dans la cellule de la mémoire TRIE (T[R,V]) correspondant à la première cellule sélectionnée pour le rang i, et écrire la longueur (A) dudit second motif binaire dans la première cellule sélectionnée pour le rang i (MT[R,V]); /g'/ si aucune seconde référence n'a précédemment été obtenue, écrire dans la première cellule sélectionnée pour le rang i l'indication que la cellule correspondante de la mémoire TRIE est vide; /h'/ si i>0 et chaque cellule (MT[R,Z]) du registre de la table miroir correspondant au registre d'ordre i sélectionné indique que la cellule correspondante (T[R,Z]) de la mémoire TRIE ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse (FP(C)=0) et n'est pas hantée (FH(C)=0), rendre disponible le registre d'ordre i sélectionné; - si i=M, effacer la référence (S) associée au premier motif binaire (V) de la mémoire fantôme, pour la cellule de la mémoire TRIE désignée par la tranche de K bits 2K-BVM dans le registre d'ordre M sélectionné pour le rang M, o VM est le nombre formé par les B derniers bits du premier motif, et procéder aux étapes /i'/ à /1'/ suivantes pour chaque cellule (T[R,W+Z]) - 46 - de la mémoire TRIE désignée par une tranche de K bits de la forme 2K-BVM+ Z, o Z est un entier compris entre O et 2K-B-1: /i'/ consulter la table fantôme (117) pour déterminer si elle contient, pour ladite cellule (T[R,W+Z]) désignée par la tranche 2K-BVM+Z, au moins une référence (G) associée à un troisième motif binaire de profondeur au moins égale à K-B, et sélectionner le cas échéant le troisième motif binaire de profondeur (D) minimale; /j'/ si la table fantôme ne contient pas de référence (G) pour ladite cellule désignée par la tranche 2K-BVM+Z, écrire l'indication (FH=O) que ladite cellule désignée par la tranche 2K-BVM+Z n'est pas hantée dans la cellule correspondante (MT[R,W+Z]) de la table miroir, et si une seconde référence (F), associée à un second motif binaire, a précédemment été obtenue, sélectionner ledit second motif binaire en tant que troisième motif binaire; /k'/ s'il a été sélectionné un troisième motif binaire et si ladite cellule (T[R,W+Z]) désignée par la tranche 2K-BVM+z contient un pointeur de poursuite d'analyse d'après des données lues dans la cellule correspondante de la mémoire miroir (FP(C)=l), propager de façon récursive une troisième référence (F') associée au troisième motif binaire sélectionné à partir du registre désigné par ledit pointeur de poursuite d'analyse (Ptr(C)), en tenant compte de la longueur (L) du premier motif binaire (V); /1'/ s'il a été sélectionné un troisième motif binaire et si ladite cellule (T[R,W+ Z]) désignée par la tranche 2K-BVM+Z ne contient pas de - 47 - pointeur de poursuite d'analyse d'après les données lues dans la cellule correspondante de la mémoire miroir (FP(C)=O), écrire une troisième référence (F') associée au troisième motif binaire sélectionné dans la cellule de la mémoire TRIE désignée par ladite tranche 2K-BVM+Z, et écrire la longueur (L') du troisième motif binaire sélectionné dans la cellule correspondante (MT[R,W+Z]) de la table miroir. 11. Procédé selon la revendication 10, dans lequel la propagation récursive d'une troisième référence (S') associée à un troisième motif binaire à partir d'un registre donné de la mémoire TRIE (112) en tenant compte de la longueur (L) du premier motif binaire comprend les étapes suivantes pour chaque tranche de K bits: - lire des données dans la cellule (MT[R,Z]) de la table miroir (116) correspondant à la cellule (T[R,Z]) de la mémoire TRIE désignée par ladite tranche de K bits au sein dudit registre; - si les données lues indiquent que la cellule de la mémoire TRIE désignée par ladite tranche de K bits au sein dudit registre n'est pas hantée (FH(C)=0), ne contient pas de pointeur de poursuite d'analyse (FP(C)=0) et ne contient pas une référence associée à un motif binaire plus long que le premier motif binaire (X(C) - 48 - (S') associée au troisième motif binaire à partir du registre désigné par ledit pointeur de poursuite d'analyse (Ptr(C)) en tenant compte de la longueur (L) du premier motif binaire. 12. Procédé selon la revendication 10 ou 11, dans lequel, pour chaque rang i processus récursif en indiquant une erreur. 13. Procédé selon la revendication 10, 11 ou 12, dans lequel, avant d'effacer la référence (S) associée au premier motif binaire (V) de la mémoire fantôme (117) pour la cellule de la mémoire TRIE désignée par la tranche de K bits 2K-BVM dans le registre d'ordre M sélectionné pour le rang M, on lit ce que contient la table fantôme pour ladite cellule à la profondeur K-B, et si ce contenu ne correspond pas à une référence ou correspond à une référence distincte de celle associée au premier motif binaire, on termine le processus récursif en indiquant une erreur. 14. Routeur de paquets, comprenant un circuit (111) d'analyse de l'en-tête de paquets reçus, à l'aide d'une mémoire associative de type TRIE (112), et des moyens (113-115) de mise à jour de la mémoire TRIE, opérant conformément à un procédé selon l'une quelconque des revendications précédentes. 15. Routeur selon la revendication 14, dans lequel les moyens de mise à jour comprennent une interface de gestion (113) recevant les commandes d'insertion et de suppression de motifs depuis le circuit d'analyse (111), un processeur (114) exécutant des procédures de mise à jour selon les - 49 - commandes d'insertion et de suppression reçues par l'interface de gestion, et une mémoire auxiliaire (115) comprenant une table miroir (116) reflétant le contenu de la table TRIE (112), le processeur accédant à la mémoire auxiliaire dans le cadre des procédures de mise à jour, et retournant des commandes de mise à jour au circuit d'analyse par l'intermédiaire de l'interface de gestion. 16. Routeur selon la revendication 15, dans lequel la mémoire auxiliaire (115) comprend en outre une table fantôme (117) mémorisant les références associées aux motifs binaires insérés, chaque référence étant mémorisée dans la table fantôme à un emplacement correspondant à la cellule de la mémoire TRIE (112), o elle serait contenue si le motif binaire associé était le seul motif inséré dans la mémoire TRIE. 17. Routeur selon l'une quelconque des revendications 14 à 16, dans lequel les paquets analysés sont des cellules ATM.