JP5493431B2 - 記憶媒体、トライ木生成方法およびトライ木生成装置 - Google Patents

Description

この発明は、トライ木を用いて各種の処理を行うトライ木生成装置等に関する。

文書検索システムにおいて、キーから所望の文書、値等を高速に検索するべく、トライ木が用いられている（例えば、特許文献１、２参照）。図１０９は、従来のトライ木の一例を示す図である。このトライ木は、ルートノードを除くノードに対して、１文字当たり１ノードを割当てることにより、木構造を構築している。また、図１０９に示すトライ木は、キー「black、green、blue、grey、black、grey、greenyellow」にそれぞれ値「１、３、４、５、３、２、１」が割当てられたトライ木を示している。

従来の検索装置が、トライ木の検索処理を実行する場合には、入力キーを１文字ずつ取り出し、トライ木上の同じキーのノードを辿る。例えば、検索装置は、入力キー「blue」が指定された場合には、トライ木のノードをb、l、u、eの順に辿ることで、「blue」に割当てられた「４」を検出する。

ところで、図１０９に示したトライ木では、トライ木を構築するキーが長い場合に、ノード数が増えてしまい、使用メモリ量が増大してしまうという問題があった。また、キーが長い場合に、検索処理時に比較するノード数が増えてしまい、検索処理等が完了するまでの時間が長くなってしまうという問題が発生する。

そこで、かかるトライ木の問題点を解消するべく、パトリシア木（Patricia Tree）と呼ばれるトライ木が考案されている（例えば、非特許文献１参照）。図１１０は、パトリシア木の一例を示す図である。このパトリシア木は、ノードから他のノードへ遷移するエッジ部を、文字ではなく文字列で表現することで、使用メモリ量を削減している。なお、図１１０に示すパトリシア木は、キー「black、green、blue、grey、black、grey、greenyellow」にそれぞれ値「１、３、４、５、３、２、１」が割当てられたパトリシア木を示している。

従来の検索装置が、トライ木の検索処理を実行する場合には、入力キーとエッジ部の文字列とを順次比較し、パトリシア木を辿る。例えば、検索装置は、入力木「blue」が指定された場合には、パトリシア木のエッジ部をbl、ueの順に辿ることで、「blue」に割当てられた「４」を検出する。

特開昭５９−４７６６９号公報 特開平１１−７４５１号公報

"基数木"、［online］、［平成２１年２月２５日検索］、インターネット＜http://ja.wikipedia.org/wiki/%E5%9F%BA%E6%95%B0%E6%9C%A8＞

しかしながら、上述したパトリシア木は、通常のトライ木と比較してメモリ使用量の問題等を解消することができるものの、所定の文字列毎にノードを作成する必要があるため、キーの文字数が多い場合には、メモリ使用量が増大してしまうという問題があった。

そこで、この発明は、上述した従来技術の課題を解決するためになされたものであり、メモリ使用量を削減することができる記憶媒体、トライ木生成方法およびトライ木生成装置を提供することを目的とする。

上述した課題を解決し、目的を達成するため、この記憶媒体は、所定の文字数を含む文字列に対応するノードが木構造にて接続されるトライ木を記憶装置に記憶し、当該トライ木に新規の文字列を登録する場合に、当該新規の文字列の文字を先頭から順に読み出して前記トライ木の各ノードを辿り、辿ったノードに対応する文字列と一致する文字列を新規の文字列から除いた後、ノードに新規の根ノードを接続し、接続した根ノードに新規のノードを追加すると共に、新規の文字列のうち、所定の文字数を含む文字列を新規のノードに登録する文字列登録機能を実現させるためのプログラムを格納することを要件とする。

この記憶媒体が記憶するプログラムを実行することで、コンピュータは、メモリ使用効率を向上させることが出来る。

図１は、木構造に含まれるノードの用語を説明するための図である。 図２は、本実施例にかかる検索装置の概要を説明するための図（１）である。 図３は、本実施例にかかる検索装置の概要を説明するための図（２）である。 図４は、比較対象ノードを説明するための図である。 図５は、新規のキーをトライ木に登録する処理を説明するための図である。 図６は、タグキーをトライ部分のキーを削除した形で保持するトライ木の一例を示す図である。 図７は、従来のパトリシア木のデータ構造による使用メモリ量と、本願発明にかかるトライ木の使用メモリ量とを示す図（１）である。 図８は、リーフノードからポインタ配列を削除した場合のトライ木を示す図である。 図９は、図８および図６に示した手法を用いてメモリ量を削減した場合の、従来のパトリシア木のデータ構造による使用メモリ量と、本実施例にかかるトライ木の使用メモリ量とを示す図である。 図１０は、本実施例１にかかる検索装置の構成を示す図である。 図１１は、本実施例１にかかる登録データ管理テーブルのデータ構造の一例を示す図である。 図１２は、本実施例２にかかるトライ木のデータ構造の一例を示す図である。 図１３−１は、図１２に示したトライ木を実データで表した場合のデータ構造の一例を示す図である。 図１３−２は、図１２に示したトライ木を実データで表した場合のデータ構造の一例を示す図である。 図１４は、トライ木生成部がトライ木を生成する処理の概要を説明するための図である。 図１５は、トライ木を生成する処理を説明するための図（１）である。 図１６は、トライ木を生成する処理を説明するための図（２）である。 図１７は、トライ木を生成する処理を説明するための図（３）である。 図１８は、トライ木を生成する処理を説明するための図（４）である。 図１９は、トライ木を生成する処理を説明するための図（５）である。 図２０は、トライ木を生成する処理を説明するための図（６）である。 図２１は、トライ木を生成する処理を説明するための図（７）である。 図２２は、トライ木を生成する処理を説明するための図（８）である。 図２３は、トライ木を生成する処理を説明するための図（９）である。 図２４は、トライ木を生成する処理を説明するための図（１０）である。 図２５は、集計値を抽出する処理を説明するための図（１）である。 図２６は、集計値を抽出する処理を説明するための図（２）である。 図２７は、集計値を抽出する処理を説明するための図（３）である。 図２８は、二分探索法を用いた場合の検索処理を説明するための図（１）である。 図２９は、二分探索法を用いた場合の検索処理を説明するための図（２）である。 図３０は、二分探索法を用いた場合の検索処理を説明するための図（３）である。 図３１は、二分探索法を用いた場合の検索処理を説明するための図（４）である。 図３２は、二分探索法を用いた場合の検索処理を説明するための図（５）である。 図３３は、二分探索法を用いた場合の検索処理を説明するための図（６）である。 図３４は、二分探索法を用いた場合の検索処理を説明するための図（７）である。 図３５は、二分探索法を用いた場合の検索処理を説明するための図（８）である。 図３６は、二分探索法を用いない場合の探索処理を説明するための図（１）である。 図３７は、二分探索法を用いない場合の探索処理を説明するための図（２）である。 図３８は、二分探索法を用いない場合の探索処理を説明するための図（３）である。 図３９は、二分探索法を用いない場合の探索処理を説明するための図（４）である。 図４０は、二分探索法を用いない場合の探索処理を説明するための図（５）である。 図４１は、削除処理を説明するための図である。 図４２は、本実施例１にかかるトライ木生成処理の処理手順を示すフローチャートである。 図４３は、二分探索法を用いないデータ追加処理の処理手順を示すフローチャート（１）である。 図４４は、二分探索法を用いないデータ追加処理の処理手順を示すフローチャート（２）である。 図４５は、二分探索法を用いるデータ追加処理の処理手順を示すフローチャート（１）である。 図４６は、二分探索法を用いるデータ追加処理の処理手順を示すフローチャート（２）である。 図４７は、二分探索法を用いるデータ追加処理の処理手順を示すフローチャート（３）である。 図４８は、二分探索法を用いない検索処理の処理手順を示すフローチャートである。 図４９は、二分探索法を用いる検索処理の処理手順を示すフローチャート（１）である。 図５０は、二分探索法を用いる検索処理の処理手順を示すフローチャート（２）である。 図５１は、集計値の抽出処理の処理手順を示すフローチャートである。 図５２は、削除処理の処理手順を示すフローチャート（１）である。 図５３は、削除処理の処理手順を示すフローチャート（２）である。 図５４は、本実施例１にかかる検索装置の課題を説明するための図である。 図５５は、本実施例２にかかる検索装置の概要を説明するための図である。 図５６は、本実施例２にかかる検索装置の構成を示す図である。 図５７は、本実施例２にかかる登録データ管理テーブルのデータ構造の一例を示す図である。 図５８は、本実施例２にかかるトライ木のデータ構造の一例を示す図である。 図５９は、図５８に示したトライ木を実データで表した場合のデータ構造の一例を示す図である。 図６０は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（１）である。 図６１は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（２）である。 図６２は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（３）である。 図６３は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（４）である。 図６４は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（５）である。 図６５は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（６）である。 図６６は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（７）である。 図６７は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（８）である。 図６８は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（９）である。 図６９は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（１０）である。 図７０は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（１１）である。 図７１は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（１２）である。 図７２は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（１３）である。 図７３は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（１４）である。 図７４は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（１５）である。 図７５は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（１６）である。 図７６は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図（１７）である。 図７７は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（１）である。 図７８は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（２）である。 図７９は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（３）である。 図８０は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（４）である。 図８１は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（５）である。 図８２は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（６）である。 図８３は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（７）である。 図８４は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（８）である。 図８５は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（９）である。 図８６は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（１０）である。 図８７は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（１１）である。 図８８は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（１２）である。 図８９は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図（１３）である。 図９０は、本実施例２にかかる検索処理を説明するための図（１）である。 図９１は、本実施例２にかかる検索処理を説明するための図（２）である。 図９２は、本実施例２にかかる検索処理を説明するための図（３）である。 図９３は、本実施例２にかかる検索処理を説明するための図（４）である。 図９４は、本実施例２にかかる検索処理を説明するための図（５）である。 図９５は、本実施例２にかかる検索処理を説明するための図（６）である。 図９６は、本実施例２にかかる検索処理を説明するための図（７）である。 図９７は、本実施例２にかかる検索処理を説明するための図（８）である。 図９８は、本実施例２にかかる検索処理を説明するための図（９）である。 図９９は、本実施例２にかかるトライ木生成処理の処理手順を示すフローチャートである。 図１００は、本実施例２にかかるデータ追加処理の処理手順を示すフローチャート（１）である。 図１０１は、本実施例２にかかるデータ追加処理の処理手順を示すフローチャート（２）である。 図１０２は、本実施例２にかかるデータ追加処理の処理手順を示すフローチャート（３）である。 図１０３は、本実施例２にかかる検索処理の処理手順を示すフローチャート（１）である。 図１０４は、本実施例２にかかる検索処理の処理手順を示すフローチャート（２）である。 図１０５は、本実施例２にかかる出力処理の処理手順を示すフローチャートである。 図１０６は、本実施例２にかかる削除処理の処理手順を示すフローチャート（１）である。 図１０７は、本実施例２にかかる削除処理の処理手順を示すフローチャート（２）である。 図１０８は、実施例に示した検索装置に対応するコンピュータのハードウェア構成を示す図である。 図１０９は、従来のトライ木の一例を示す図である。 図１１０は、パトリシア木の一例を示す図である。

以下に、本願の開示する記憶媒体、トライ木生成方法およびトライ木生成装置の実施例を図面に基づいて詳細に説明する。なお、この実施例によりこの発明が限定されるものではない。

まず、本実施例にかかる検索装置の説明を行う前に、木構造に含まれるノードの用語について説明する。図１は、木構造に含まれるノードの用語を説明するための図である。図１に示すように、トライ木を構成する各ノードのうち、最上層に位置するノードをルートノードと定義する。また、基準ノードのひとつ上の層に存在し、基準ノードに接続されたノードを、基準ノードに対する親ノード（以下、単に親ノード）と定義する。また、基準ノードのひとつ下の層に存在し、基準ノードに接続されたノードを基準ノードに対する子供ノード（以下、単に子供ノード）と定義する。

また、基準ノードと同じ層に存在し、基準ノードと同じ親ノードに接続され、基準ノードの上側に存在するノードを、基準ノードに対する兄ノード（以下、単に兄ノード）と定義する。また、基準ノードと同じ層に存在し、基準ノードと同じ親ノードに接続され、基準ノードの下側に存在するノードを、基準ノードに対する弟ノード（以下、単に弟ノード）と定義する。また、根ノードから親ノードに至る各ノードをまとめて先祖ノードと定義する。また、基準ノードの配下に接続された各ノードをまとめて子孫ノードと定義する。

次に、本実施例にかかる検索装置の概要について説明する。図２、図３は、本実施例にかかる検索装置の概要を説明するための図である。まず、図２に示すように、本実施例にかかる検索装置は、指定されたキーに基づいてトライ木を生成する場合に、１つのノードに１つのキーを割当てる。以下の説明において、ノードに割当てられたキーをタグキーと表記する。図１において、ノードb、l、g、r、eには、それぞれタグキー「black、blue、green、grey、greenyellow」が１つずつ割当てられている。また、ノードb、l、g、r、eには、値「１、３」、「４」、「３」、「５、２」、「１」がそれぞれ割当てられている。

図２に示したトライ木は、図９０に示したトライ木あるいは図９１に示したパトリシア木と同じように、タグキー「black、green、blue、grey、black、grey、greenyellow」にそれぞれ値「１、３、４、５、３、２、１」を割当てている。しかし、本実施例にかかるトライ木は、図９０、Ｂに示したトライ木、パトリシア木と異なり、１ノードにタグキーを一つ対応付けているため、データを持っていないノードが存在せず、メモリ利用効率を高めることができる。また、本実施例にかかるトライ木は、ノードに含まれる文字数が多い場合であっても、トライ木のノード数を増加させる必要がないため、メモリ使用量を抑えることが出来る。

ただし、本実施例にかかるトライ木は、１つのノードに１つのタグキーを割当てた代償として、実際にノードに登録されたタグキーを参照しなければ、入力キーがタグキーにヒットしたか否かを判定できない。例えば、図２に示したトライ木では、入力キー「blue」の１文字目「b」により、ノードを遷移すると、まず、ルートノードからノードbに移行する。ノードbに移行した時点では、入力キーにヒットしたか否かを判定できない。実際に、ノードbのタグキー「black」と比較して初めて、ヒットしていないと判定できる。

そして、２文字目「l」によりノードlに遷移し、ノードlのタグキー「blue」と入力キー「blue」とを比較すると、入力キーとタグキーが一致したと判定できるので、ノードlに付加された値「４」が検出結果として検出される。したがって、ただ闇雲に、各ノードにタグキーを割当ててしまうと、各入力キーにより遷移する各ノードのタグキーと順次比較処理を行うこととなり、処理効率の向上が図れない。

かかる課題を解消するため、図３に示すように、本実施例にかかる検索装置は、深さ優先探索順でタグキーが並ぶようにトライ木を構築する。このように、深さ優先探索順でタグキーを並べると、データの検索時に入力キーと比較対象となるタグキーを有するノードを絞り込むことができ、処理の効率化を図ることができる。検索装置は、深さ優先探索順でキーが並ぶようにトライ木を構築する際に、各キーの優先度を判定し、優先度が小さいキーほどルートノードに近いノードに割当てる。

検索装置は、優先度を判定する場合に、異なる文字が検出されるまで各キーの文字を先頭から順に抽出する。そして、抽出した文字において、アルファベット順で、ａに近い文字ほど優先度を小さくし、ｚに近い文字ほど優先度を大きくする。すなわち、優先度は、「a＜b＜c＜d＜e＜f＜g＜h＜i＜j＜k＜l＜m＜n＜o＜p＜q＜r＜s＜t＜u＜v＜w＜x＜y＜z」となる。なお、優先度が同じ文字列は、等しい文字列であるといえる。

例えば、タグキー「black」と「blue」を比較すると、３文字目で異なる文字が抽出される。具体的には、「black」から「a」が抽出され、「blue」から「u」が抽出される。そして、「a」と「u」とを比較すると、「u」の方が「a」よりも優先度が大きくなる。したがって、優先度の小さい「black」を「blue」よりもルートノード側のノードに割り当てる。

また、「green」と「greenyellow」を比較すると、６文字目で異なる文字が抽出される。具体的には、「green」には６文字目が存在しないので「空」が抽出され、「greenyellow」から「y」が抽出される。このような場合には、検索装置は、空白が抽出されなかったキー「greenyellow」の方が「green」よりも優先度が大きいと判定する。したがって、優先度の小さい「green」を「greenyellow」よりもルートノード側のノードに割り当てる。

なお、本実施例では、同一の親ノードに直接接続された子ノードが複数存在する場合には、優先度の小さいキーを兄ノード側に配置し、優先度の大きいキーを弟ノード側に配置する。例えば、「black」と「green」とを比較すると、１文字目で異なる文字が抽出される。具体的には、「black」から「b」が抽出され、「green」から「g」が抽出される。そして、「b」と「g」を比較すると、「g」の方が「b」よりも優先度が大きくなる。したがって、優先度の小さい「black」を「green」よりも兄側のノードに配置する。なお、図２のように、各タグキーを割当てると、複数の子ノードを有する親ノードのタグキーと兄弟ノードのタグキーとの優先度の大小関係は、親ノードのキー＜長男ノードのキー＜次男ノードのキー＜三男ノード＜・・・となる。また、配下に接続されるノードほど優先度が大きくなる。例えば、図３において、ノードeのキーの優先度は、ノードr、gの優先度よりも大きい。

図３に示すように、各ノードにタグキーが配置されると、入力キーの優先度と、タグキーの優先度の関係から、検索対象となる入力キーの位置を絞り込むことが出来る。これは、入力キーと優先度が等しいタグキーを捜せばよいので、入力キーの文字により遷移する各ノードの内、入力キーよりも優先度が大きいノード以降のノード（子孫ノード）のタグキーと比較する必要は無く、入力キーよりも優先度が小さいノード以前のノード（先祖ノード）のタグキーと比較する必要が無くなるためである。

ここで、入力キーの文字を先頭から１文字ずつ読み出して、トライ木の各ノードを遷移し、最後に到達するノードを到達ノードと定義する。また、ルートノードから到達ノードに至る各ノードに含まれ、かつ、兄ノードを有するノードの内、優先度が最も大きいキーを有するノードを特定ノードと定義する。なお、兄ノードを有するノードが存在しない場合には、ルートノードの子ノードを特定ノードと定義する。

本実施例にかかる検索装置は、入力キーに一致するタグキーを検索する場合に、到達ノードから特定ノードに至る各ノードの内、いずれかを検索対象とすればよい。検索対象となるノードの中に、入力キーと一致するタグキーが存在しない場合には、その他のタグキーを参照しなくても、入力キーと一致するタグキーは存在しないと判定可能である。

なぜなら、特定ノードの親ノードのキーの優先度は、兄ノードのキーの優先度よりも小さく、兄ノードのキーの優先度は、弟ノード（特定ノード）のキー文字列に属する登録対象の入力キーの優先度よりも小さいからであり、入力キーが弟ノードを辿っている時点で、兄ノード側のタグキーの優先度よりも、入力キーの優先度の方が大きいことが確定するからである。

以下の説明において、到達ノードから特定ノードに至る各ノードを、比較対象ノードと表記する。検索装置は、入力キーと一致するキーを検索する場合には、かかる比較対象ノードのタグキーを対象として比較処理を実行すればよい。

図４は、比較対象ノードを説明するための図である。入力キーを先頭から１文字ずつ読みだし、最後にノード６に到達した場合には、比較対象ノードＡに含まれるノード５，６のタグキーと入力キーとを比較すればよい。

続いて、本実施例にかかる検索装置が、新規のキーをトライ木に登録する場合について説明する。図５は、新規のキーをトライ木に登録する処理を説明するための図である。新規のキーをトライ木に構築する場合にも、比較対象ノードのタグキーと比較処理を行い、優先度に応じて、新規のキーをトライ木に登録すればよい。

図５を用いて具体的に説明する。図５の左側に示すトライ木は、ノードb、i、l、uに、それぞれキー「beige、bisque、black、blueviolet」が１つずつ割当てられている。また、ノードb、i、l、uには、値「２」、「４」、「１、３」、「３」がそれぞれ割当てられている。

検索装置は、図５の左側に示すトライ木に、キー「blue」、値「４」を追加する場合、到達ノードは「ノードu」、特定ノードは「ノードl」となる。したがって、比較対象ノードは、ノードl、ノードu、（ノードuの配下に接続されるノード）となる。

登録対象ノードに接続されたキー「blueviolet」、「black」をそれぞれ「blue」と比較すると、キー「blue」の優先度は、「blueviolet」よりも小さく、「black」よりも大きいので、「blueviolet」を有するノードと、「black」を有するノードの間に「blue」を登録すればよい。この場合には、図４の右側に示すように、ノードuにキー「blue」、値「４」を割り当て、ノードuの配下にノードeを作成して、かかるノードuに「blueviolet」、値「３」を割当てる。

ところで、本実施例にかかる検索装置は、トライ木のメモリ使用量を更に削減するべく、ノードにタグとして付加するタグキーを、トライ部分のキーを削除した形で保持するものとする。図６は、トライ部分のキーを削除した形でタグキーを保持するトライ木の一例を示す図である。

例えば、ノードlにタグキー「ack」が登録されているが、これは、ノードlにタグキー「black」を登録していることと同じ意味である。ルートノードからノードｌに至るトライ部分のキーが「b、l」であるため、トライ部とタグキーとをあわせると「black」となる。

図６のようなデータ構造を取ることで、タグキーの文字列が減るので、入力キーと比較するタグキーの数を減らすことが出来る。また、図６のように、トライ木上にはタグキーのデータを持たずに、各ノードはタグキーへのポインタのみを保持しても良い。また、タグキーのデータを全て保持しておき、比較を開始する文字位置を変えても良い。

図７は、従来のパトリシア木のデータ構造による使用メモリ量と、本願発明にかかるトライ木の使用メモリ量とを示す図である。パトリシア木およびトライ木は、共に、キー「aaaaa、aacab、ababc、abacb、abcab」にそれぞれ「１、２、３、４、５」が割当てられている。

ここで、ノードメモリを１KB、タグキーメモリを１Byte、値メモリを４Byteとすると、パトリシア木は、ノードを１０個、タグキーを１７個、値を５個有しているので、合計で約１０KBとなる。一方、本発明にかかるトライ木は、ノードを６ノード、タグキーを１６個、値を４個有しているので、合計で約６KBとなる。したがって、本発明にかかるトライ木は、従来のパトリシア木と比較して、使用メモリ量を削減できる。

また、本実施例にかかる検索装置は、トライ木の末端ノードに対応するリーフノードからポインタ配列を削除しても構わない。ここで、ポインタ配列は、接続先のノードを示すポインタの配列である。図８は、リーフノードからポインタ配列を削除した場合のトライ木を示す図である。このように、リーフノードからポインタ配列を削除することにより、リーフノードの使用メモリ量を削減することができる。

図９は、図８および図６に示した手法を用いてメモリ量を削減した場合の、従来のパトリシア木のデータ構造による使用メモリ量と、本実施例にかかるトライ木の使用メモリ量とを示す図である。

ここで、内部ノードメモリを１KB、リーフノードメモリを１２Byte、キー１文字当たりのメモリを１Byte、値メモリを４Byteとすると、パトリシア木は、内部ノードを５個、リーフノードを５個、キーを１７文字、値を５個有しているので、合計で約５KBとなる。一方、本実施例のトライ木は、内部メモリを３個、リーフノードを３個、キーを１９文字、値を５個有しているので、合計で約３KBとなる。このように、図８および図９の手法を用いて使用メモリ使用量を削減した場合であっても、本実施例にかかるトライ木の方がパトリシア木と比較して、メモリ使用量をより多く削減することが出来る。

次に、本実施例にかかる検索装置の構成について説明する。図１０は、本実施例１にかかる検索装置の構成を示す図である。図１０に示すように、この検索装置１００は、入力部１１０と、出力部１２０と、入出力制御部１３０と、記憶部１４０と、制御部１５０を有する。

このうち、入力部１１０は、入力キー等の情報を入力する入力部であり、キーボードやマウス等に該当する。出力部１２０は、トライ木を用いた検索結果などの情報を出力する出力部であり、モニタ、若しくはディスプレイ、タッチパネル等に該当する。入出力制御部１３０は、入力部１１０、出力部１２０、記憶部１４０、制御部１５０によるデータの入出力を制御する処理部である。

記憶部１４０は、制御部１５０による各種処理に必要なデータおよびプログラムを記憶する記憶部である。この記憶部１４０は、登録データ管理テーブル１４０ａとトライ木１４０ｂを有する。

ここで、登録データ管理テーブル１４０ａは、トライ木に登録するキーと値とを対応付けて記憶するテーブルである。図１１は、本実施例１にかかる登録データ管理テーブル１４０ａのデータ構造の一例を示す図である。図１１に示すように、この登録データ管理テーブル１４０ａは、キーと値を対応付けて記憶している。

トライ木１４０ｂは、登録データ管理テーブル１４０ａを基にして生成されるトライ木である。図１２は、本実施例１にかかるトライ木のデータ構造の一例を示す図である。図１２では一例として、図１１に示した登録データ管理テーブル１４０ａに対応したトライ木を示す。図１２に示すように、ルートノードにノードb、ノードgが接続されており、ノードbにノードlが接続されている。

また、ノードbは、タグキー「eige」と値「２」が接続されている。ノードlは、タグキー「ack」と値「１、３」が接続されている。ノードgは、タグキー「reen」と値「４」が接続されている。

図１２に示したトライ木を実データで表すと図１３−１に示すデータ構造となる。図１３−１は、図１２に示したトライ木を実データで表した場合のデータ構造の一例を示す図である。図１３−１に示すように、このトライ木１４０ｂは、ポインタ配列１０〜１３、テキスト表１４を有している。

ここで、ルートノードポインタに接続されたポインタ配列１０は、図１２のルートノードに対応し、ポインタ配列１１は、図１２のノードbに対応し、ポインタ１２は、図１２のノードlに対応する。また、ポインタ配列１３は、図１２のノードgに対応する。

ポインタ配列１０〜１３は、「TAG」領域と「Data」領域を有しており、「TAG」は、テキスト表１４の文字と対応付けることで、ノードに接続されたタグキーを表現する。例えば、ポインタ配列１１は、テキスト表１４の「e」に接続されているので、「ｅ」から次の空白前までの文字列「eige」をタグキーとして指定している。また、「Data」は、値と対応付けることで、ノードに接続された値を表現する。例えば、ポインタ配列１１は、値「２」に接続されている。

また、各ポインタ配列１０〜１３は、配下に接続されたポインタ配列を判定するためのキー番号（ポインタ）「０×００〜０×ＦＦ」を有している。例えば、ポインタ配列１０のキー番号「０×６２」が、ポインタ配列１１に接続され、ポインタ配列１０のキー番号「０×６７」が、ポインタ配列１３に接続されている。

なお、図１３−１等に示したトライ木１４０ｂの実データのデータ構造は、１ノードあたりASCIIコードの１文字にあたる８ビットの場合を示しているが、これに限定されるものではない。例えば、ASCIIコード１文字を4ビット単位の２つに分割して、１ノードあたり４ビットとしてもよい。その場合、ポインタ配列のもつキー番号は８ビットの場合に「０ｘ００〜０ｘＦＦ」の２５６個であったのに対し、４ビットの場合には「０ｘ０〜０ｘＦ」の１６個に減らすことができ、メモリ使用量を削減することが可能である。図１３−２は、トライ木１４０ｂのその他のデータ構造の一例を示す図である。

例えば、「beige」の場合、１ノードあたり８ビットの場合には先頭キー番号「０ｘ６２」で、ポインタ配列１１に接続されているが、１ノードあたり４ビットの場合には先頭キー番号として「０ｘ６２」の前半部分の「０ｘ６」で、図１３−２のポインタ配列XXに接続される。また、「beige」に加え「black」を続けて追加する場合、１ノードあたり８ビットの場合には２番目のキー番号「０ｘ６ｃ」でポインタ配列１２に接続されているが、１ノードあたり４ビットの場合には２番目のキー番号として「０ｘ６２」の後半部分の「０ｘ２」で、図１３−２のポインタ配列YYに接続される。なお、ポインタ配列YYはポインタ配列XXへの接続のキー番号「０ｘ６」とポインタ配列YYへの接続のキー番号「０ｘ２」とをあわせた「０ｘ６２」、すなわち「b」を表すノードである。またさらに「blue」を続けて追加する場合、１ノードあたり８ビットの場合には３番目の文字「u]のキー番号「０ｘ７５」で次のポインタ配列に接続するが、１ノードあたり４ビットの場合には３番目のキー番号として２文字目「l」のキー番号「０ｘ６ｃ」の前半部分の「０ｘ６」で次のポインタ配列に接続する。

また、日本語コードのようにマルチバイト文字に関しても、複数バイトを１文字として扱い、１ノードあたり１６ビットとするのではなく、１文字を複数に分割して、１ノードあたり８ビットとしたり、４ビットとしてもよい。

なお、現在のコンピュータにおいては直接ビット位置を指定してビット列を取り出すことはできないが、ビット位置から所望のビット列を含むバイト位置を特定し、１バイトを取り出した後、ビット処理演算を用いて所望のビット列を取り出すことで処理できる。タグキーを表す文字列を取り出すときも同様に行うことができる。

また別に、リーフノードに該当するポインタ配列はすべてのキー番号領域がNULLであるので、ポインタ配列の一部（キー番号領域）を省くなどして簡略化しても良い。なお、この場合には、各ポインタ配列に、自身のポインタ配列がリーフノードであるか否かを示すフラグを設定する。

図１０の説明に戻ると、制御部１５０は、各種の処理手順を規定したプログラムや制御データを格納するための内部メモリを有し、これらによって種々の処理を実行する制御部である。図１０に示すように、この制御部１５０は、トライ木生成部１５０ａと、トライ木探索部１５０ｂを有する。

トライ木生成部１５０ａは、登録データ管理テーブル１４０ａに登録されたキーに基づいて、トライ木１４０ｂを生成する処理である。なお、トライ木生成部１５０ａは、図２、図３等で説明したように、１つのノードに１つのキーを割当てることでトライ木１４０を構築する。また、トライ木生成部１５０ａは、ノードにタグキーを登録する場合に、深さ優先探索順でタグキーが並ぶようにトライ木を生成する。

図１４は、トライ木生成部１５０ａが、トライ木１４０ｂを生成する処理の概要を説明するための図である。なお、ここでは説明の便宜上、図１４の左側に示すトライ木に入力キー「blue」、値「４」を登録する場合について説明する。また、図１４の左側に示すトライ木は、図６において説明したトライ木と同様にして、トライ部分のキーを削除した状態で、各ノードにタグキーを割当てている。

まず、トライ木生成部１５０ａは、入力キーから文字を１文字ずつ取り出し、トライ木上のノードを辿る。辿る途中において、トライ木生成部１５０ａは、入力キーとタグキーとの比較を実行しない。入力キーが「blue」の場合には、「blue」の先頭から１文字ずつ文字を取り出し、トライ木上のノードを辿ると、ルートノード、ノードb、l、uの順に遷移する。

次に、トライ木生成部１５０ａは、辿る先にノードが存在しない場合や、入力キーを全て辿った後に、兄ノードを持つノード、あるいは、ルートノードの子ノードまでノードを戻りながら、入力キーよりも小さいキーを検索する。つまり、比較対象ノード内で、入力キーよりも優先度の小さいタグキーを検索する。なお、入力キーとタグキーの優先度を比較する場合には、入力キーからトライ部のキーを除いた残りのキーとタグキーとを比較する。

入力キーが「blue」の場合には、比較対象ノードがノードu、ノードlとなるので、ノードu、ノードlの順に比較を行う。入力キー「blue」は、ノードlのタグキー「violet」よりも優先度が小さく、「ack」よりも優先度が大きい。なお、入力キー「blue」とタグキー「violet」との優先度を比較する場合には、ルートノードからノードuに至るトライ部のキー「blue」を入力キー「blue」から取り除いた後に比較する。また、入力キー「blue」とタグキー「ack」との優先度を比較する場合には、ルートノードからノードlに至るトライ部のキー「bl」を入力キー「blue」から取り除いた後に比較する。

トライ木生成部１５０ａは、入力キーよりも優先度の大きいタグキーの中で、優先度が最小となるタグキーを有するノードに、入力キーおよび入力キーに対応する値を登録し、既に登録されてあったタグキーをシフトさせる。

入力キーが「blue」の場合には、トライ木生成部１５０ａは、ノードuに入力キー「blue」、値「４」を登録する。ルートノードからノードuに至るトライ部分のキーが「blu」であるため、実際には、タグキー「e」をノードuに登録する。また、トライ木生成部１５０ａは、ノードｕに登録してあったタグキー「blueviolet」をシフトさせるべく、新規のノードeをノードuの配下に作成し、タグキー「blueviolet」を登録する。ノードｅに至るトライ部分のキーが「blue」であるため、実際には、タグキー「violet」をノードeに登録する。上記のような登録処理を実行することで、図１４の右側に示すトライ木が生成される。なお、トライ木生成部１５０ａは、兄ノードを有するノードを識別するために、識別情報を登録しておいても良い。例えば、図１４の右側では、ノードlが兄ノードｉを有しているので、ノードlに識別情報を登録する。

以下において、トライ木生成部１５０ａがトライ木を生成する処理について具体的に説明する。図１５〜図２４は、トライ木を生成する処理を説明するための図である。ここでは説明の便宜上、キー「http://aaa.aaa/e/」、値「１」と、キー「http://aaa.aaa/e/c/」、値「２」と、キー「http://aaa.aaa/e/c/」、値「３」と、キー「http://aaa.aaa/e/」、値「４」の順で、トライ木を生成する場合について説明する。

図１５に示すように、まず、ノードが存在しない状態で、キー「http://aaa.aaa/e/」、値「１」を追加する場合について説明する。トライ木生成部１５０ａは、ルートノードを生成する（ステップＳ１０ａ）。実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、ルートノードに対応するポインタ配列２０を生成し、ルートノードポインタとポインタ配列２０を接続する。また、ポインタ配列２０はルートノードに対応するので、「TAG」を空に接続する（ステップＳ１０ｂ）。

トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」を用意する（ステップＳ１１ａ）。実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、テキスト表１４に入力キー「http://aaa.aaa/e/」を格納し、入力キーのポインタを、テキスト表１４の１列目の「h」に接続する（ステップＳ１１ｂ）。

トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の先頭文字「h」をキーとする子ノードが存在しないので、ルートノードを参照する。ここで、ルートノードにタグキーは存在しないので、ルートノードのタグキーの優先度よりも、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の優先度が大きくなる。

トライ木生成部１５０ａは、ルートノードの配下に「h」をキーとするノードを作成し、入力キー「http://aaa.aaa/e/」から文字「h」を除いた残りのキーをタグキーとして、ノードhに接続する。また、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の値「１」もノードhに接続する（ステップＳ１２ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、ノードhに対応するポインタ配列２１を生成し、ポインタ配列２０のキー番号「０×６８」で、ポインタ配列２０とポインタ配列２１を接続する。また、トライ木生成部１５０ａは、ポインタ配列２１の「TAG」をテキスト表１４の２列目の「t」に接続し、ポインタ配列２１の「Data」と値「１」を接続する（ステップＳ１２ｂ）。

続いて、図１６に移行し、ステップＳ１２ａ、１２ｂにおいて作成したトライ木に、キー「http://aaa.aaa/e/c/」、値「２」を追加する場合について説明する。トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/c/」の先頭文字hでルートノードからノードhに遷移する。そして、トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/c/」のポインタを１つ進め、２文字目の「ｔ」に設定する（ステップＳ１３ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、テキスト表１４に最後に登録されたキー「http://aaa.aaa/e/」との間を１つ空けて、キー「http://aaa.aaa/e/c」を登録する。そして、トライ木生成部１５０ａは、テキスト表１４の２行目２列目の文字「t」に入力キーのポインタを接続する（ステップＳ１３ｂ）。

トライ木生成部１５０ａは、ノードhにおいて、「t」をキーとする子ノードが存在しないので、ノードhのタグキー「ttp://aaa.aaa/e/」の優先度と、トライ部分の「h」を取り除いた入力キー「ttp://aaa.aaa/e/c/」の優先度を比較する。すると、入力キーの１７文字目がｃであり、タグキーの１７文字目が空であるため、入力キーの優先度が、タグキーの優先度よりも大きい（ステップＳ１４）。したがって、入力キー「ttp://aaa.aaa/e/c/」は、ノードh以降のノードに登録する。

続いて、図１７に移行し、トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/c」の２文字目の「t」をキーとして新しいノードtを生成し、入力キーのポインタを３文字目の「t」に進める（ステップＳ１５ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、ノードｔに対応するポインタ配列２２を生成し、ポインタ配列２１のキー番号「０×７４」で、ポインタ配列２１とポインタ配列２２を接続する。また、入力キーのポインタを１つ進め、テキスト表１４の２行目３列目の「t」に入力キーのポインタを接続する（ステップＳ１５ｂ）。

トライ木生成部１５０ａは、ステップＳ１５ａで作成したノードtに入力キー「http://aaa.aaa/e/c」からトライ部分の「ht」を除いた残りのキー「tp://aaa.aaa/e/c」をタグキーとして登録する（ステップＳ１６ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、ポインタ配列２２の「TAG」をテキスト表１４の２行目３列目の「t」に接続し、ポインタ配列２２の「Data」と値「２」を接続する（ステップＳ１６ｂ）。

続いて、図１８に移行し、ステップＳ１６ａ、１６ｂにおいて作成したトライ木に、入力キー「http://aaa.aaa/d/」、値「３」を追加する場合について説明する。トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/d/」の先頭文字から１文字ずつ取り出して、トライ木上をノードh、tの順に遷移する。そして、トライ木生成部１５０ａは、遷移したノードの数に応じて、入力キー「http://aaa.aaa/d/」のポインタを２つ進め、３文字目の「t」に設定する。

そして、トライ木生成部１５０ａは、ノードtにおいて、「t」をキーとする子ノードが存在しないので、ノードtのタグキー「tp://aaa.aaa/e/c」の優先度と、トライ部分の「ht」を取り除いた入力キー「tp://aaa.aaa/d/」の優先度を比較する。すると、タグキーの１４文字目が「e」であり、入力キーの１４文字目が「d」であるため、タグキーの優先度の方が、入力キーの優先度よりも大きくなる（ステップＳ１７ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、テキスト表１４に最後に登録されたキー「http://aaa.aaa/e/c」との間を１つ空けて、キー「http://aaa.aaa/d/」を登録する。そして、トライ木生成部１５０ａは、テキスト表１４の３行目５文字目の文字「t」に入力キーのポインタを接続する。また、ポインタ配列２２の「TAG」に接続された文字を先頭とする文字列と、入力キーのポインタに接続された文字を先頭とする文字列とを順次比較すると、タグキーの１４文字目が「e」であり、入力キーの１４文字目が「d」であるため、タグキーの優先度の方が、入力キーの優先度よりも大きくなる（ステップＳ１７ｂ）。

トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/d/」のポインタを一つ戻して、２文字目の「t」に設定し、ノードtの親ノードとなるノードhに遷移する。そして、トライ木生成部１５０ａは、ノードhのタグキー「ttp://aaa.aaa/e/c」の優先度と、トライ部分の「h」を取り除いた入力キー「ttp://aaa.aaa/d/」の優先度を比較する。すると、タグキーの１５文字目が「e」であり、入力キーの１４文字目が「d」であるため、タグキーの優先度の方が、入力キーの優先度よりも大きくなる（ステップＳ１８ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、現在のノードのポインタをポインタ配列３１に接続し、テキスト表１４の３行目４文字目の文字「t」に入力キーのポインタを接続する。また、ポインタ配列２２の「TAG」に接続された文字を先頭とする文字列と、入力キーのポインタに接続された文字を先頭とする文字列とを順次比較すると、タグキーの１５文字目が「e」であり、入力キーの１５文字目が「d」であるため、タグキーの優先度の方が、入力キーの優先度よりも大きくなる（ステップＳ１８ｂ）。

続いて、図１９に移行する。トライ木生成部１５０ａは、ノードhの親ノードがルートノードであるため、ノードhのデータ（タグキー、値）と、入力データ（入力キー、値）を交換する。すなわち、トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/d/」からトライ部分「h」を取り除いた残りのキー「ttp://aaa.aaa/d/」をノードhのタグキーに登録する。また、入力キー「http://aaa.aaa/d/」に対応する値「３」もノードhに登録する。また、トライ木生成部１５０ａは、ノードhに登録されていたタグキー「ttp://aaa.aaa/e/」の先頭にトライ部分「h」を追加して、入力キーとして取り出す。また、タグキー「ttp://aaa.aaa/e/」に対応付けられていた値「１」も取り出す（ステップＳ１９ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、ノードhのデータ（タグキー、値）と、入力データ（入力キー、値）を交換する。すなわち、トライ木生成部１５０ａは、ノードhに対応するポインタ配列２１の「TAG」をテキスト表１４の３列目４列目の文字「t」に接続する。また、ポインタ配列２１の「Data」と値「３」を接続する。そして、トライ木生成部１５０ａは、入力キーのポインタを、テキスト表１４の１行目２列目の「t」に接続する。また、ポインタ配列２１の「Data」に接続されていた値「１」を入力値に保持する（ステップＳ１９ｂ）。

トライ木生成部１５０ａは、ノードhから、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の２文字目のtでノードtに遷移し、ノードtのデータ（タグキー、値）と入力データ（入力キー、値）を交換する。すなわち、トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」からトライ部分「ht」を取り除いた残りのキー「ttp://aaa.aaa/e/」をノードtのタグキーに登録する。また、入力キー「http://aaa.aaa/e/」に対応する値「１」もノードtに登録する。また、トライ木生成部１５０ａは、ノードtに登録されていたタグキー「tp://aaa.aaa/e/c/」の先頭にトライ部分「h」を追加して、入力キーとして取り出す。また、タグキー「ttp://aaa.aaa/e/c/」に対応付けられていた値「２」も取り出す（ステップＳ２０ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、ノードtのデータ（タグキー、値）と、入力データ（入力キー、値）を交換する。すなわち、トライ木生成部１５０ａは、ノードtに対応するポインタ配列２２の「TAG」をテキスト表１４の１列目３列目の文字「t」に接続する。また、ポインタ配列２２の「Data」と値「１」を接続する。そして、トライ木生成部１５０ａは、入力キーのポインタを、テキスト表１４の２行目３列目の「t」に接続する。また、ポインタ配列２１の「Data」に接続されていた値「２」を入力値に保持する（ステップＳ２０ｂ）。

続いて、図２０に移行する。トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/c/」の３文字目に対応するノードｔが、ノードtの配下に存在しないので、ノードｔの配下に新たなノードtを生成する。ここで、各ノードtを区別するために以下の説明では、親側のノードtをノードｔ（親）と表記し、子側のノードｔをノードｔ（子）と表記する。また、トライ木生成部１５０ａは、入力キーのポインタを３文字目の「p」に設定する（ステップＳ２１ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、ノードｔ（子）に対応するポインタ配列２３を生成し、ポインタ配列２２のキー番号「０×７４」で、ポインタ配列２２とポインタ配列２３を接続する。また、トライ木生成部１５０ａは、入力キーのポインタを、テキスト表１４の２行目４列目の「p」に接続する（ステップＳ２１ｂ）。

続いて、図２１に移行する。トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/c/」からトライ部分「htt」を取り除いた残りのキー「p://aaa.aaa/e/c/」をノードt（子）に接続する。また、トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/c/」に対応する値「２」をノードt（子）に接続する（ステップＳ２２ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、ポインタ配列２３の「TAG」をテキスト表１４の２行目４列目の「p」に接続し、入力キーのポインタを開放する。また、トライ木生成部１５０ａは、ポインタ配列２３の「Data」に値「２」を接続する（ステップＳ２２ｂ）。

続いて、図２２に移行し、ステップＳ２２ａ、２２ｂにおいて作成したトライ木に、キー「http://aaa.aaa/e/」、値「４」を追加する場合について説明する。トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の先頭から文字を順次読み出し、ノードh、t（親）、t（子）に遷移する。そして、トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」のポインタを４文字目の「p」に設定する（ステップＳ２３ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、テキスト表１４に最後に登録されたキー「http://aaa.aaa/e/d/」との間を１つ空けて、キー「http://aaa.aaa/e/」を登録する。そして、トライ木生成部１５０ａは、テキスト表１４の４行目６列目の文字「p」に入力キーのポインタを接続する（ステップＳ２３ｂ）。

続いて、図２３に移行する。トライ木生成部１５０ａは、ノードt（子）において、「p」をキーとする子ノードが存在しないので、ノードt（子）のタグキー「p://aaa.aaa/e/c/」の優先度と、トライ部分の「htt」を取り除いた入力キー「p://aaa.aaa/e/」の優先度を比較する。すると、入力キーの１５文字目が「空」であり、タグキーの１５文字目が「c」であるため、タグキーの優先度が入力キーよりも大きい。

したがって、トライ木生成部１５０ａは、ノードt（子）のデータと、入力データとの交換を行わずに、ノードt（子）からノードt（親）に戻り、入力キー「http://aaa.aaa/e/」のポインタを３文字目の「t」に設定する（ステップＳ２４ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、テキスト表１４の４行目６列目の文字「p」に入力キーのポインタを接続する。また、トライ木生成部１５０ａは、ポインタ配列２３の「TAG」に接続された文字を先頭とする文字列と、入力キーのポインタに接続された文字を先頭とする文字列とを順次比較すると、入力キーの１５文字目が「空」であり、タグキーの１５文字目が「c」であるため、タグキーの優先度が入力キーよりも大きいと判定する。そして、トライ木生成部１５０ａは、入力キーのポインタを、４行目５列目の「t」に設定する（ステップＳ２４ｂ）。

続いて、図２４に移行する。トライ木生成部１５０ａは、ノードt（親）のタグキー「tp://aaa.aaa/e/」の優先度と、トライ部分の「ht」を取り除いた入力キー「tp://aaa.aaa/e/」の優先度とを比較する。すると、入力キーとタグキーの優先度が等しい（入力キーとタグキーが同じ）である。この場合、トライ木生成部１５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」に対応する値「４」を、ノードtに追加する（ステップＳ２５ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、テキスト表１４の４行目５列目の文字「t」に入力キーのポインタを接続する。また、トライ木生成部１５０ａは、ポインタ配列２２の「TAG」に接続された文字を先頭とする文字列と、入力キーのポインタに接続された文字を先頭とする文字列とを順次比較すると、空に至るまでの各文字列が等しいため、タグキーの優先度と入力キーの優先度は等しい（タグキーと入力キーは同じ）と判定する。そして、トライ木生成部１５０ａは、ポインタ配列２２に「Data」に値「４」を追加する（ステップＳ２５ｂ）。

図１５〜図２４に示したように、トライ木生成部１５０ａは、トライ木１４０ｂを生成する場合に、１つのノードに１つのキーを割当てるので、トライ木１４０ｂのメモリ使用量を削減することが出来る。また、トライ木生成部１５０ａは、新規の入力キーをトライ木１４０ｂに割当てる場合に、全てのタグキーと入力キーを比較することはせず、比較対象ノードのタグキーのみと比較して、タグキーを新規に登録するので、処理負荷を軽減させつつ、深さ優先探索順でタグキーが並ぶようにトライ木１４０ｂを生成することが出来る。

なお、図１５〜図２４に示した実データに対応する各種データ（ポインタ配列、テキスト表等）は、記憶部１４０に記憶されているものとする。

図１０の説明に戻ると、トライ木探索部１５０ｂは、トライ木１４０ｂに登録された値の集計値を抽出する処理、所定のキーに対応する値をトライ木１４０ｂから検索する処理を実行する処理部である。

まず、トライ木探索部１５０ｂが、トライ木１４０ｂに登録された値の集計値を抽出する処理について説明する。トライ木探索部１５０ｂは、指定された入力キーの文字を先頭から１文字ずつ読み出して、各ノードを辿り、ノードに登録されたタグキーおよび値を対応付けて順次出力することで、集計値を抽出する。ノードに複数の値が登録されている場合には、トライ木探索部１５０ｂは、各値を合計しても良いし、別々に出力しても良い。本実施例にかかるトライ木探索部１５０ｂは、一例として、各値を合計して出力する。

図２５〜図２７は、集計値を抽出する処理を説明するための図である。図２５に示すように、トライ木１４０ｂは、ルートノードの配下に、ノードh、ノードt（親）、ノードt（子）が順に接続されている。ノードhは、タグキー「ttp://aaa.aaa/d/」、値「３」を登録し、ノードt（親）は、タグキー「tp://aaa.aaa/e」、値「１、４」を登録し、ノードt（子）は、タグキー「p://aaa.aaa/e/c」、値「２」を登録しているものとする。

また、図２５〜図２７における説明では、入力キー「http://aaa.aaa/e/」が指定された場合の集計値の抽出処理について説明する。図２５において、トライ木探索部１５０ｂは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の１文字目をポインタに設定し、ポインタの文字にしたがって、ノードhに移行する。

ノードhは、タグキー「ttp://aaa.aaa/d/」、値「３」が登録されているので、トライ木探索部１５０ｂは、トライ部分「h」をタグキー「ttp://aaa.aaa/d/」の先頭に追加したキー「http://aaa.aaa/d/」と、値（合計値）「３」を出力する（ステップＳ３０ａ）。

実データ上において、トライ木探索部１５０ｂは、テキスト表１４の４行目３列目に入力キー「http://aaa.aaa/d/」を登録し、入力キーのポインタを４行目３列目に接続する。また、トライ木探索部１５０ｂは、現在のノードのポインタをポインタ配列２１に接続する。また、トライ木探索部１５０ｂは、ノードhに対応するポインタ配列２１の「TAG」に接続された文字の前後空までの文字列「http://aaa.aaa/d/」と、「Data」に接続された値「３」を出力する（ステップＳ３０ｂ）。

図２６の説明に移行する。トライ木探索部１５０ｂは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の２文字目をポインタに設定し、ポインタの文字にしたがって、ノードhからノードt（親）に移行する。ノードt（親）は、タグキー「tp://aaa.aaa/e/」、値「１、４」が登録されているので、トライ木探索部１５０ｂは、トライ部分「ht」をタグキー「tp://aaa.aaa/e/」の先頭に追加したキーと、値「１、４」を合計した値「５」を出力する（ステップＳ３１ａ）。

実データ上において、トライ木探索部１５０ｂは、入力キーのポインタ接続先を１文字ずらし、テキスト表１４の４行目４列目の文字「t」に接続する。また、トライ木探索部１５０ｂは、現在のノードのポインタをポインタ配列２２に接続する。また、トライ木探索部１５０ｂは、ノードt（親）に対応するポインタ配列２２の「TAG」に接続された文字の前後空までの文字列「http://aaa.aaa/e/」と、「Data」に接続された値「１、４」の合計値「５」を出力する（ステップＳ３１ｂ）。

図２７の説明に移行する。トライ木探索部１５０ｂは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の３文字目をポインタに設定し、ポインタの文字にしたがって、ノードt（親）からノードt（子）に移行する。ノードt（子）は、タグキー「p://aaa.aaa/e/c/」、値「２」が登録されているので、トライ木探索部１５０ｂは、トライ部分「htt」をタグキー「tp://aaa.aaa/e/c/」の先頭に追加したキーと、値（合計値）「２」を出力する（ステップＳ３２ａ）。

実データ上において、トライ木探索部１５０ｂは、入力キーのポインタ接続先を１文字ずらし、テキスト表１４の４行目５列目の文字「t」に接続する。また、トライ木探索部１５０ｂは、現在のノードのポインタをポインタ配列２３に接続する。また、トライ木探索部１５０ｂは、ノードt（子）に対応するポインタ配列２３の「TAG」に接続された文字の前後空までの文字列「http://aaa.aaa/e/c/」と、「Data」に接続された値（合計値）「２」を出力する（ステップＳ３２ｂ）。

図２５〜図２７に示したように、入力キーを順次読み出し、トライ木１４０ｂを辿ることで、入力キーに対応する集計値を出力することが出来る。

次に、トライ木探索部１５０ｂが、指定された入力キーに対応する値をトライ木１４０ｂから検索する処理について説明する。トライ木探索部１５０ｂは、トライ木１４０ｂが、深さ優先探索順でタグキーが並ぶように生成されているので、比較対象ノードに登録されたタグキーと入力キーを比較すればよい。また、比較対象ノードに含まれる各ノードと入力キーを比較する場合に、二分探索法を用いることで、更に処理負荷を軽減させることが出来る。

以下において、二分探索法を用いた場合の検索処理について説明する。図２８〜図３１は、二分探索法を用いた場合の検索処理を説明するための図である。図２８に示すように、トライ木１４０ｂは、ルートノードの配下に、ノードh、ノードt（親）、ノードt（子）が順に接続されている。ノードhは、タグキー「ttp://aaa.aaa/d/」、値「３」を登録し、ノードt（親）は、タグキー「tp://aaa.aaa/e」、値「１、４」を登録し、ノードt（子）は、タグキー「p://aaa.aaa/e/c」、値「２」を登録しているものとする。

また、図２８〜図３１における説明では、入力キー「http://aaa.aaa/d」が指定された場合の検索処理について説明する。図２８において、トライ木探索部１５０ｂは、入力キー「http://aaa.aaa/d」の先頭文字から順に文字を読み出し、ルートノードからノードh、ノードt（親）、ノードt（子）の順に遷移する。そして、トライ木探索部１５０ｂは、入力キー「http://aaa.aaa/d」のポインタを初期位置の「h」から３文字ずらした「p」に設定する。また、遷移した各ノードにスタックを追加する（ステップＳ４０ａ）。

実データ上では、トライ木探索部１５０ｂは、ノードh、ノードt（親）、ノードt（子）に対応するポインタ配列２１、２２、２３にそれぞれスタックを追加する。また、トライ木探索部１５０ｂは、現在のノードのポインタをポインタ配列２３に接続する（ステップＳ４０ｂ）。なお、ここでは、説明の便宜上、入力キー「http://aaa.aaa/d」の記載を省略するが、テキスト表１４に入力キー「http://aaa.aaa/d」の情報が格納されているものとする。

続いて、図２９の説明に移行する。トライ木探索部１５０ｂは、スタックの真ん中のノードt（親）に遷移し、入力キーのポインタを戻った分だけ戻す。ここでは、ノードt（子）からノードt（親）に戻っているので、入力キー「http://aaa.aaa/d」のポインタを「p」から１つ戻した「t（３文字目のt）」に設定する。

そして、トライ木探索部１５０ｂは、ノードtのタグキー「tp://aaa.aaa/e」の優先度と、トライ部分「ht」を取り除いた入力キー「tp://aaa.aaa/d」の優先度とを比較する。すると、入力キーの１４文字目が「d」であり、タグキーの１４文字目が「e」であるため、トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きいと判定する（ステップＳ４１ａ）。ノードt（親）タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きい場合には、ノードt（親）以降のノードには、検索対象となるタグキーが存在しない。

実データ上において、トライ木探索部１５０ｂは、スタックの真ん中に接続されたポインタ配列２２に現在のノードのポインタを移動させる。そして、トライ木探索部１５０ｂは、ポインタ配列２２の「TAG」に接続された文字以降の文字列「tp://aaa.aaa/e」と、トライ部分「ht」を除いた残りの入力キー「tp://aaa.aaa/d」とを比較する。すると、入力キーの１４文字目が「d」であり、タグキーの１４文字目が「e」であるため、トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きいと判定する（ステップＳ４１ｂ）。

続いて、図３０の説明に移行する。図２９で説明したように、ノードt（親）タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きい場合には、ノードt（親）以降のノードには、検索対象となるタグキーが存在しない。したがって、トライ木探索部１５０ｂは、スタックの後半となる、ノードt（親）、ノードt（子）に追加されたスタックを削除する。

また、トライ木探索部１５０ｂは、スタックの真ん中のノードhに遷移し、入力キーのポインタを戻った分だけ戻す。子kでは、ノードt（親）からノードhに戻っているので、入力キー「http://aaa.aaa/d」のポインタを「t（３文字目）」から１つ戻した「t（２文字目）」に設定する（ステップＳ４２ａ）。

実データ上において、トライ木生成部１５０ａは、スタックの真ん中に接続されたポインタ配列２１に現在のノードのポインタを移動させる（ステップＳ４２ｂ）。

図３１の説明に移行する。トライ木探索部１５０ｂは、ノードhのタグキー「ttp://aaa.aaa/d」の優先度と、トライ部分「h」を取り除いた入力キー「ttp://aaa.aaa/d」の優先度を比較する。すると、タグキーと入力キーの優先度が等しい（タグキーと入力キーが同じ）ため、トライ木探索部１５０ｂは、ノードhに接続されたタグキー「ttp://aaa.aaa/d」の先頭にトライ部分「h」を追加したキー「http://aaa.aaa/d」と、値「３」を検索結果として出力する（ステップＳ４３ａ）。

実データ上において、トライ木探索部１５０ｂは、ポインタ配列２１の「TAG」に接続された文字以降の文字列「ttp://aaa.aaa/d」の優先度と、トライ部分「h」を取り除いた残りの入力キー「tp://aaa.aaa/d」の優先度を比較する。すると、タグキーと入力キーの優先度が等しい（タグキーと入力キーが同じ）ため、トライ木探索部１５０ｂは、ポインタ配列２１の「TAG」に接続された文字の前後空までの文字列「http://aaa.aaa/d/」と、「Data」に接続された値「３」を出力する（ステップＳ４３ｂ）。

次に、図３２〜図３５において、その他の例を用いて、二分探索法を用いた場合の検索処理について説明する。図３２に示すように、トライ木１４０ｂは、ルートノードの配下に、ノードa、ノードb、ノードcを接続している。ノードaは、タグキー「aa」、値「３」を登録し、ノードbは、タグキー「c」、値「１」を登録し、ノードcは、タグキー「b」、値「２」を登録しているものとする。なお、ノードbとノードcの関係は、ノードbが兄ノードであり、ノードcが弟ノードである。

また、図３２〜図３５における説明では、入力キー「ac」が指定された場合の検索処理について説明する。図３２において、トライ木探索部１５０ｂは、入力キー「ac」から「a」を読み出し、入力キーのポインタを「a」から「c」にずらす。また、トライ木探索部１５０ｂは、ノードaにスタックを追加する（ステップＳ５０ａ）。

実データ上では、トライ木探索部１５０ｂは、ノードaに対応するポインタ配列２１にスタックを追加する。また、トライ木探索部１５０ｂは、現在のノードのポインタをポインタ配列２１に接続する。トライ木探索部１５０ｂは、入力キーのポインタを、テキスト表１４の１行目１４列目の文字「c」に設定する（ステップＳ５０ｂ）。

続いて、図３３の説明に移行する。トライ木探索部１５０ｂは、入力キー「ac」からポインタが指定する「c」を読み出し、ノードcに遷移する。ノードcに遷移した時点で、ノードaの先祖ノードに登録されたタグキーの優先度は、入力キー「ac」の優先度よりもすべて小さいものとなるため、検索対象から外す必要がある。したがって、トライ木探索部１５０ｂは、一旦スタックを空にし、スタックに新しくノードcを追加する。また、入力キーのポインタを「c」から１文字ずらし、ポインタを「空」に設定する（ステップＳ５１ａ）。

実データ上では、トライ木探索部１５０ｂは、現在のノードをポインタ配列２３に指定する。トライ木探索部１５０ｂは、ポインタ配列２１に接続されたスタックを削除し、ポインタ配列２３にスタックを追加する。また、トライ木探索部１５０ｂは、入力キーのポインタをテキスト表１４の１行目１５文字目の「空」に設定する（ステップＳ５１ｂ）。

続いて、図３４の説明に移行する。トライ木探索部１５０ｂは、ポインタが指定する文字が「空」なので、スタックの真ん中のノードcを現在のノードに設定し、ノードcのタグキー「b」の優先度と、トライ部分「ac」を除いた「空」の優先度を比較する。トライ木探索部１５０ｂは、比較した結果、タグキーの優先度の方が入力キーの優先度よりも大きいと判定する（ステップＳ５２ａ）。

実データ上では、トライ木探索部１５０ｂは、スタックの真ん中に対応するポインタ配列２３に現在のノードを設定し、ポインタ配列２３の「TAG」に接続された文字を先頭とする文字列と、入力キーのポインタに接続された「空」とを比較する。トライ木探索部１５０ｂは、比較した結果、タグキーの優先度の方が入力キーの優先度よりも大きいと判定する（ステップＳ５２ｂ）。

続いて、図３５の説明に移行する。トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度の方が入力キーの優先度よりも大きいので、タグキーを登録するノードcのスタックを削除する。全てのスタックが無くなり、入力キー「ac」と一致するタグキーが存在しないので、トライ木探索部１５０ｂは、一致データが存在しない旨を出力する（ステップＳ５３ａ）。

実データ上では、トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度の方が入力キーの優先度よりも大きいので、ノードcに対応するポインタ配列に接続されたスタックを削除する。全てのスタックが無くなり、入力キー「ac」と一致するタグキーが存在しないので、トライ木探索部１５０ｂは、一致データが存在しない旨を出力する（ステップＳ５３ｂ）。

上述した図２８〜図３５では、トライ木探索部１５０ｂが、二分探索法を用いて検索処理を実行する場合について説明したが、トライ木探索部１５０ｂは、必ずしも二分探索法を用いなくてもよい。図３６〜図４０は、二分探索法を用いない場合の探索処理を説明するための図である。図３６に示すように、トライ木１４０ｂは、ルートノードの配下にノードb、ノードa、ノードb、ノードcが接続されている。ここで、各ノードbを区別するために、ルートノードの子ノードに対応するノードbをノードb（１）と表記し、もう一方のノードbをノードb（２）と表記する。

ノードb（１）は、タグキー「a」、値「１」を登録し、ノードaは、タグキー「aa」、値「３」を登録し、ノードb（２）は、タグキー「c」、値「１」を登録し、ノードcは、タグキー「b」、値「２」を登録しているものとする。

また、図３６〜図４０における説明では、入力キー「baca」が指定された場合の検索処理について説明する。図３６において、トライ木探索部１５０ｂは、入力キーのポインタを先頭文字「b」に設定し、ポインタの指定する「b」により、ルートノードからノードb（１）に遷移する。そして、トライ木探索部１５０ｂは、入力キーのポインタを「b」から１文字ずらした「a」に設定する（ステップＳ６０ａ）。

実データ上では、トライ木探索部１５０ｂは、テキスト表１４に入力キー「baca」を登録し、入力キーのポインタをテキスト表１４の２行目１列目の「b」に接続する。トライ木探索部１５０ｂは、入力キーのポインタに接続された「b」により、ポインタ配列２０からポインタ配列２１に現在のノードのポインタを遷移させ、入力キーのポインタを１文字ずらした「a」に設定する（ステップＳ６０ｂ）。

続いて、図３７の説明に移行する。トライ木探索部１５０ｂは、ポインタの指定する「a」により、ノードb（１）からノードaに遷移し、入力キーのポインタを「a」から１文字ずらした「c」に設定する（ステップＳ６１ａ）。

実データ上では、トライ木探索部１５０ｂは、入力キーのポインタに接続された「a」により、ポインタ配列２１からポインタ配列２２に現在のノードのポインタを遷移させ、入力キーのポインタを１文字ずらした「c」に設定する（ステップＳ６１ｂ）。

続いて、図３８の説明に移行する。トライ木探索部１５０ｂは、ポインタの指定する「c」により、ノードaからノードcに遷移し、入力キーのポインタを「c」から１文字ずらした「a」に設定する（ステップＳ６２ａ）。

実データ上では、トライ木探索部１５０ｂは、入力キーのポインタに接続された「c」により、ポインタ配列２２からポインタ配列２４に現在のノードのポインタを遷移させ、入力キーのポインタを１文字ずらした「a」に設定する（ステップＳ６２ｂ）。

図３９の説明に移行する。トライ木探索部１５０ｂは、ポインタの指定する「a」に対応した子ノードが、ノードcに存在しないので、ノードcに登録されたタグキー「ｂ」の優先度と、トライ部分「bac」を取り除いた入力キー「a」の優先度とを比較する。トライ木探索部１５０ｂは、比較した結果、入力キーの優先度よりもタグキーの優先度の方が大きいと判定する（ステップＳ６３ａ）。

実データ上では、トライ木探索部１５０ｂは、ポインタ配列２４の「TAG」に接続された文字「b」の優先度と、入力キーのポインタに接続された文字「a」の優先度を比較する。トライ木探索部１５０ｂは、比較した結果、入力キーの優先度よりもタグキーの優先度の方が大きいと判定する（ステップＳ６３ｂ）。

図４０の説明に移行する。トライ木探索部１５０ｂは、ノードcが兄ノード（ノードb（２））を有するので、ノードcより前のノード（ノードa、ノードb（１））に、入力キーと一致するタグキーを有するノードは存在しないと判定する。トライ木探索部１５０ｂは、該当データが無い旨を出力する（ステップＳ６４）。

ところで、トライ木探索部１５０ｂは、トライ木１４０ｂに対して削除するキーを指定された場合に、指定された入力キーをトライ木１４０ｂから削除する。図４１は、削除処理を説明するための図である。ここでは、図４１の左側に示すトライ木からタグキー「black」、値「１」を削除する場合について説明する。

まず、トライ木探索部１５０ｂは、上述した探索処理と同様にして、入力キー「black」と同じタグキーを有するノードlを探索し、ノードlに登録されたタグキー「ack」と値「１」を削除する。

そして、トライ木探索部１５０ｂは、ノードlの長男ノードとなるノードuのタグキー「e（blue）」、値「４」をノードlに登録する。また、トライ木探索部１５０ｂは、ノードuの長男ノードとなるノードeのタグキー「blueviolet」、値「３」をノードuに登録し、ノードeをトライ木から削除する。トライ木探索部１５０ｂが、図４１の左側に示すトライ木からキー「black」、値「１」を削除することで、図４１の右側に示すトライ木が生成される。

次に、本実施例１にかかる検索装置１００の各種の処理手順について説明する。まず、本実施例１にかかる検索装置１００がトライ木１４０ｂを生成する処理について説明する。図４２は、本実施例１にかかるトライ木生成処理の処理手順を示すフローチャートである。

図４２に示すように、トライ木生成部１５０ａは、ルートノードを生成し（ステップＳ１０１）、次の入力データ（キー、値）が登録データ管理テーブル１４０ａに存在するか否かを判定する（ステップＳ１０２）。

トライ木生成部１５０ａは、次の入力データが登録データ管理テーブル１４０ａに存在しないと判定した場合には（ステップＳ１０３，Ｎｏ）、処理を終了する。一方、トライ木生成部１５０ａは、次の入力データが登録データ管理テーブルに登録されている場合には（ステップＳ１０３，Ｙｅｓ）、未読の入力データを読み出し（ステップＳ１０４）、データ追加処理を実行する（ステップＳ１０５）。

次に、図４２のステップＳ１０５に示したデータ追加処理の処理手順について説明する。ここでは、二分探索法を用いないでデータ追加処理を実行する場合と、二分探索法を用いてデータ追加処理を実行する場合に分けて説明する。

図４３および図４４は、二分探索法を用いないデータ追加処理の処理手順を示すフローチャートである。図４３に示すように、トライ木生成部１５０ａは、現在のノードをルートノードに設定し（ステップＳ１５０）、入力キーが空であるか否かを判定する（ステップＳ１５１）。

トライ木生成部１５０ａは、入力キーが空ではない場合には（ステップＳ１５２，Ｎｏ）、入力キーの先頭文字のキーで子ノードを参照し、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ１５３）。トライ木生成部１５０ａは、子ノードが存在する場合には（ステップＳ１５４，Ｙｅｓ）、入力キーの先頭の１文字を読取り、入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして子ノードに遷移し（ステップＳ１５５）、ステップＳ１５１に移行する。

一方、トライ木生成部１５０ａは、子ノードが存在しない場合には（ステップＳ１５４，Ｎｏ）、ステップＳ１５６に移行する。

ところで、ステップＳ１５２において、入力キーが空の場合には（ステップＳ１５２，Ｙｅｓ）、ノードの情報を参照し（ステップＳ１５６）、タグキーの優先度が入力キーの優先度と等しい（タグキーが入力キーと等しい）か否かを判定する（ステップＳ１５７）。タグキーの優先度と入力キーの優先度が等しい場合には（ステップＳ１５８，Ｙｅｓ）、トライ木生成部１５０ａは、現在のノードに入力値（入力キーに対応する値）を追加し（ステップＳ１５９）、データ追加処理を終了する。

一方、タグキーの優先度と入力キーの優先度が異なる場合には（ステップＳ１５８，Ｎｏ）、トライ木生成部１５０ａは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きいか否かを判定する（ステップＳ１６０）。タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも小さい場合には（ステップＳ１６１，Ｎｏ）、ステップＳ１６４に移行する。

タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きい場合には（ステップＳ１６１，Ｙｅｓ）、兄ノードが存在する、または、親ノードがルートノードであるか否かを判定する（ステップＳ１６２）。兄ノードが存在せず、かつ、親ノードがルートノードではない場合には（条件を満たさない場合には）（ステップＳ１６３，Ｎｏ）、入力キーのポインタを１文字戻し、親ノードへ遷移し（ステップＳ１６４）、ステップＳ１６０に遷移する。

一方、兄ノードが存在する、または、親ノードがルートノードの場合（条件を満たす場合）には（ステップＳ１６３，Ｙｅｓ）、現在のノードのタグキー、値と入力キー、入力値をそれぞれ交換し（ステップＳ１６８）、ステップＳ１６５に移行する。

ところで、トライ木生成部１５０ａは、ステップＳ１６１において、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも小さい場合には（ステップＳ１６１，Ｎｏ）、入力キーの先頭文字のキーで子ノードを参照し、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ１６５）。

子ノードが存在する場合には（ステップＳ１６６，Ｙｅｓ）、トライ木生成部１５０ａは、入力キーの先頭１文字を読み取り、入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして子ノードへ遷移し（ステップＳ１６７）、ステップＳ１６８に移行する。

一方、子ノードが存在しない場合には（ステップＳ１６６，Ｎｏ）、トライ木生成部１５０ａは、新しいノードを生成し（ステップＳ１６９）、入力キーの先頭１文字を読み取り、入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして、現在のノードから新しいノードへ接続する（ステップＳ１７０）。

トライ木生成部１５０ａは、入力キーをタグキーとして新しいノードに付加し（ステップＳ１７１）、入力値を新しいノードに付加し（ステップＳ１７２）、データ追加処理を終了する。

図４５〜図４７は、二分探索法を用いるデータ追加処理の処理手順を示すフローチャートである。トライ木生成部１５０ａは、現在のノードをルートノードに設定し（ステップＳ１８０）、入力キーが空であるか否かを判定する（ステップＳ１８１）。

入力キーが空の場合には（ステップＳ１８２，Ｙｅｓ）、トライ木生成部１５０ａは、ステップＳ１９０に移行する。一方、入力キーが空ではない場合には（ステップＳ１８２，Ｎｏ）、トライ木生成部１５０ａは、入力キーの先頭文字のキーで子ノードを参照し、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ１８３）。

子ノードが存在する場合には（ステップＳ１８４，Ｙｅｓ）、トライ木生成部１５０ａは、子ノードが長男であるか否かを判定し（ステップＳ１８５）、子ノードが長男の場合には（ステップＳ１８６，Ｙｅｓ）、ステップＳ１８８に移行する。

一方、子ノードが長男ではない場合には（ステップＳ１８６，Ｎｏ）、トライ木生成部１５０ａは、スタックを空に設定し（ステップＳ１８７）、入力キーの先頭１文字を読み取り、入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして子ノードへ遷移する（ステップＳ１８８）。トライ木生成部１５０ａは、遷移したノードをスタックに追加し（ステップＳ１８９）、ステップＳ１８１に移行する。

ところで、トライ木生成部１５０ａは、ステップＳ１８４において、子ノードが存在しない場合には（ステップＳ１８４，Ｎｏ）、スタックが空であるか否かを判定し（ステップＳ１９０）、スタックが空の場合には（ステップＳ１９１，Ｎｏ）、スタックの真ん中のデータを現在のノードとし、入力キーのポインタを移動した分だけ、ずらす（ステップＳ１９２）。

図４６に移行する。トライ木生成部１５０ａは、タグキーの優先度と入力キーの優先度が等しいか否かを判定し（ステップＳ１９３）、タグキーの優先度と入力キーの優先度が等しい場合には（ステップＳ１９４，Ｙｅｓ）、現在のノードに入力値を追加する（ステップＳ１９５）。

一方、トライ木生成部１５０ａは、タグキーの優先度と入力キーの優先度が異なる場合には（ステップＳ１９４，Ｎｏ）、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きいか否かを判定する（ステップＳ１９６）。

トライ木生成部１５０ａは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きい場合には（ステップＳ１９７，Ｙｅｓ）、真ん中のスタックを含む、スタックの後半を削除し（ステップＳ１９９）、図４５のステップＳ１９０に移行する。

一方、トライ木生成部１５０ａは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも小さい場合には（ステップＳ１９７，Ｎｏ）、真ん中のスタックを含む、スタックの前半を削除し（ステップＳ１９８）、図４５のステップＳ１９０に移行する。

ところで、図４５のステップＳ１９１において、スタックが空の場合には（ステップＳ１９１，Ｙｅｓ）、図４７に移行し、トライ木生成部１５０ａは、入力キーの先頭文字のキーで子ノードを参照し、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ２００）。

トライ木生成部１５０ａは、子ノードが存在する場合には（ステップＳ２０１，Ｙｅｓ）、入力キーの先頭１文字を読み取り、残り入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして、子ノードに遷移する（ステップＳ２０２）。そして、トライ木生成部１５０ａは、現在のノードのタグキー、値と入力キー、入力値をそれぞれ交換し（ステップＳ２０３）、ステップＳ２００に移行する。

一方、トライ木生成部１５０ａは、子ノードが存在しない場合には（ステップＳ２０１，Ｎｏ）、新しいノードを生成し（ステップＳ２０４）、入力キーの先頭１文字を読み取り、残り入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして、現在のノードから新しいノードへ接続する（ステップＳ２０５）。トライ木生成部１５０ａは、入力キーをタグキーとして新しいノードに付加し（ステップＳ２０６）、入力値を新しいノードに付加する（ステップＳ２０７）。

次に、本実施例にかかる検索装置１００がトライ木１４０ｂを用いて検索を行う処理について説明する。ここでは、二分探索法を用いないで検索処理を実行する場合と、二分探索法を用いて検索処理を実行する場合について説明する。

まず、二分探索法を用いない検索処理の処理手順について説明する。図４８は、二分探索法を用いない検索処理の処理手順を示すフローチャートである。図４８に示すように、トライ木探索部１５０ｂは、現在のノードをルートノードに設定し（ステップＳ３００）、入力キーが空であるか否かを判定する（ステップＳ３０１）。

トライ木探索部１５０ｂは、入力キーが空の場合には（ステップＳ３０２，Ｎｏ）、入力キーの先頭文字のキーで子ノードを参照し、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ３０３）。トライ木探索部１５０ｂは、子ノードが存在しない場合には（ステップＳ３０４）、ステップＳ３０６に移行する。

一方、トライ木探索部１５０ｂは、子ノードが存在する場合には（ステップＳ３０４，Ｙｅｓ）、入力キーの先頭１文字を読み取り、入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして子ノードに遷移し（ステップＳ３０５）、ステップＳ３０１に移行する。

ところで、ステップＳ３０２において、入力キーが空の場合には（ステップＳ３０２，Ｙｅｓ）、トライ木探索部１５０ｂは、ノードの情報を参照し、タグキーの優先度と入力キーの優先度が等しいか否かを判定する（ステップＳ３０６）。トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度と入力キーの優先度が等しい場合には（ステップＳ３０７，Ｙｅｓ）、現在のノードのデータ（値）を出力する（ステップＳ３０８）。

一方、タグキーの優先度と入力キーの優先度が異なる場合には（ステップＳ３０７，Ｎｏ）、トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きいか否かを判定する（ステップＳ３０９）。トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも小さい場合には（ステップＳ３１０，Ｎｏ）、ステップＳ３１４に移行する。

一方、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きい場合には（ステップＳ３１０，Ｙｅｓ）、トライ木探索部１５０ｂは、兄ノードが存在するか、または、親ノードがルートノードであるか否かを判定する（ステップＳ３１１）。

トライ木探索部１５０ｂは、兄ノードが存在しないで、かつ、親ノードがルートノードではない場合（条件を満たさない場合）に（ステップＳ３１２，Ｎｏ）、入力キーのポインタを１文字戻し、親ノードへ遷移する（ステップＳ３１３）。

一方、トライ木探索部１５０ｂは、兄ノードが存在するか、または、親ノードがルートノードの場合（条件を満たす場合）に（ステップＳ３１２，Ｙｅｓ）、一致するデータが存在しない旨を出力する（ステップＳ３１４）。

続いて、二分探索法を用いる検索処理の処理手順について説明する。図４９および図５０は、二分探索法を用いる検索処理の処理手順を示すフローチャートである。図４９に示すように、トライ木探索部１５０ｂは、現在のノードをルートノードに設定し（ステップＳ３５０）、入力キーが空であるか否かを判定する（ステップＳ３５１）。

トライ木探索部１５０ｂは、入力キーが空の場合には（ステップＳ３５２，Ｙｅｓ）、図５０のステップＳ３６０に移行する。一方、トライ木探索部１５０ｂは、入力キーが空ではない場合に（ステップＳ３５２，Ｎｏ）、入力キーの先頭文字のキーで、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ３５３）。

トライ木探索部１５０ｂは、子ノードが存在しない場合には（ステップＳ３５４，Ｎｏ）、図５０のステップＳ３６０に移行する。一方、トライ木探索部１５０ｂは、子ノードが存在する場合に（ステップＳ３５４，Ｙｅｓ）、子ノードが長男であるか否かを判定する（ステップＳ３５５）。

トライ木探索部１５０ｂは、子ノードが長男である場合には（ステップＳ３５６，Ｙｅｓ）、ステップＳ３５８に移行する。一方、トライ木探索部１５０ｂは、子ノードが長男ではない場合に（ステップＳ３５６，Ｎｏ）、スタックを空に設定する（ステップＳ３５７）。

トライ木探索部１５０ｂは、入力キーの先頭１文字を読み取り、入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして子ノードに遷移する（ステップＳ３５８）。そして、トライ木探索部１５０ｂは、遷移したノードをスタックに追加し（ステップＳ３５９）、ステップＳ３５１に移行する。

ところで、トライ木探索部１５０ｂは、ステップＳ３５２において、入力キーが空の場合（ステップＳ３５２，Ｙｅｓ）、または、ステップＳ３５４において、子ノードが存在しない場合（ステップＳ３５４，Ｎｏ）には、図５０のステップＳ３６０に移行する。

図５０において、トライ木探索部１５０ｂは、スタックが空であるか否かを判定し（ステップＳ３６０）、スタックが空の場合には（ステップＳ３６１，Ｙｅｓ）、一致データが無い旨の情報を出力する（ステップＳ３６２）。

一方、トライ木探索部１５０ｂは、スタックが空ではない場合に（ステップＳ３６１，Ｎｏ）、スタックの真ん中のノードを現在のノードとし、入力キーのポインタを移動した分だけ、ずらす（ステップＳ３６３）。

トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度と入力キーの優先度が等しいか否かを判定し（ステップＳ３６４）、タグキーの優先度と入力キーの優先度が等しい場合には（ステップＳ３６５，Ｙｅｓ）、現在のノードのデータ（値）を出力する（ステップＳ３６６）。

一方、トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度と入力キーの優先度が異なる場合には（ステップＳ３６５，Ｎｏ）、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きいか否かを判定する（ステップＳ３６７）。

トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも小さい場合には（ステップＳ３６８，Ｎｏ）、真ん中のスタックを含むスタックの前半を削除し（ステップＳ３６９）、ステップＳ３６０に移行する。

一方、トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きい場合には（ステップＳ３６８，Ｙｅｓ）、真ん中のスタックを含むスタックの後半を削除し（ステップＳ３７０）、ステップＳ３６０に移行する。

次に、検索装置１００が、集計値を抽出する処理について説明する。図５１は、集計値の抽出処理の処理手順を示すフローチャートである。図５１に示すように、このトライ木探索部１５０ｂは、現在のノードをルートノードに設定し（ステップＳ４００）、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ４０１）。

トライ木探索部１５０ｂは、子ノードが存在する場合には（ステップＳ４０２，Ｙｅｓ）、各子ノードのうち、長男ノードへ遷移し（ステップＳ４０３）、現在のノードの各種データを加工し出力し（ステップＳ４０４）、ステップＳ４０１に移行する。ステップＳ４０４において、トライ木探索部１５０ｂは、例えば、長男ノードに複数の値が登録されている場合には、各値を加算する処理をおこない、加算した値を出力する。

一方、子ノードが存在しない場合には（ステップＳ４０２，Ｎｏ）、トライ木探索部１５０ｂは、弟ノードが存在するか否かを判定し（ステップＳ４０５）、弟ノードが存在する場合には（ステップＳ４０６，Ｙｅｓ）、次の弟ノードへ遷移し（ステップＳ４０７）、ステップＳ４０４に移行する。

一方、トライ木探索部１５０ｂは、弟ノードが存在しない場合には（ステップＳ４０６，Ｎｏ）、親ノードへ遷移し（ステップＳ４０８）、現在のノードがルートノードであるか否かを判定する（ステップＳ４０９）。

トライ木探索部１５０ｂは、現在のノードがルートノードでない場合には（ステップＳ４１０，Ｎｏ）、ステップＳ４０５に移行する。一方、トライ木探索部１５０ｂは、現在のノードがルートノードの場合に（ステップＳ４１０，Ｙｅｓ）、処理を終了する。

次に、検索装置１００が、トライ木１４０ｂのデータを削除する削除処理について説明する。図５２および図５３は、削除処理の処理手順を示すフローチャートである。図５２に示すように、トライ木探索部１５０ｂは、現在のノードをルートノードに設定し（ステップＳ４５０）、入力キーが空か否かを判定する（ステップＳ４５１）。

トライ木探索部１５０ｂは、入力キーが空ではない場合に（ステップＳ４５２，Ｎｏ）、入力キーの先頭文字のキーで子ノードを参照し、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ４５３）。トライ木探索部１５０ｂは、子ノードが存在しない場合には（ステップＳ４５４，Ｎｏ）、ステップＳ４５６に移行する。

一方、トライ木探索部１５０ｂは、子ノードが存在する場合に（ステップＳ４５４，Ｙｅｓ）、入力キーの先頭１文字を読み取り、入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして子ノードに遷移し（ステップＳ４５５）、ステップＳ４５１に移行する。

ところで、ステップＳ４５２において、トライ木探索部１５０ｂは、入力キーが空の場合に（ステップＳ４５２，Ｙｅｓ）、ノードの情報を参照し、タグキーの優先度が入力キーの優先度と等しいか否かを判定する（ステップＳ４５６）。

トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度と入力キーの優先度が等しくない場合に（ステップＳ４５７，Ｎｏ）、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きいか否かを判定する（ステップＳ４５８）。トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも小さい場合に（ステップＳ４５９，Ｎｏ）、ステップＳ４６３に移行する。

トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きい場合には（ステップＳ４５９，Ｙｅｓ）、兄ノードが存在、あるいは、親ノードがルートノードであるか否かを判定する（ステップＳ４６０）。

トライ木探索部１５０ｂは、兄ノードが存在せず、かつ、親ノードがルートノードではない場合（条件を満たさない場合）に（ステップＳ４６１，Ｎｏ）、入力キーのポインタを１文字戻し、親ノードへ遷移し（ステップＳ４６２）、ステップＳ４５６に移行する。

一方、トライ木探索部１５０ｂは、兄ノードが存在する、または、親ノードがルートノードの場合に（ステップＳ４６１，Ｙｅｓ）、削除データが存在しない旨を出力する（ステップＳ４６３）。

ところで、ステップＳ４５７において、トライ木探索部１５０ｂは、タグキーの優先度が入力キーの優先度と等しい場合に（ステップＳ４５７，Ｙｅｓ）、図５３のステップＳ４６４に移行する。

トライ木探索部１５０ｂは、削除対象のデータ（値）が存在するか否かを判定し（ステップＳ４６４）、削除対象のデータが存在しない場合には（ステップＳ４６５，Ｎｏ）、削除データが存在しない旨を出力する（ステップＳ４６６）。

一方、トライ木探索部１５０ｂは、削除対象のデータが存在する場合に（ステップＳ４６５，Ｙｅｓ）、他のデータ（値）が存在するか否かを判定する（ステップＳ４６７）。トライ木探索部１５０ｂは、他のデータが存在する場合に（ステップＳ４６８，Ｙｅｓ）、処理を終了する。

一方、トライ木探索部１５０ｂは、他のデータが存在しない場合に（ステップＳ４６８，Ｎｏ）、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ４６９）。トライ木探索部１５０ｂは、子ノードが存在しない場合に（ステップＳ４７０，Ｎｏ）、親ノードの現在のノードへのエッジを削除（接続を解除）し、現在のノードを削除する（ステップＳ４７１）。

一方、トライ木探索部１５０ｂは、子ノードが存在する場合に（ステップＳ４７０，Ｙｅｓ）、現在のノードのデータを長男ノードのデータとし（ステップＳ４７２）、長男ノードへ遷移し（ステップＳ４７３）、ステップＳ４６９に移行する。

上述してきたように、本実施例にかかる検索装置１００は、トライ木生成部１５０ａがトライ木１４０ｂを作成する場合に、１ノードにタグキーを１つ対応付け、タグキーを有さないノードを無くすので、メモリ使用効率を向上させることが出来る。

また、本実施例にかかる検索装置１００は、トライ木生成部１５０ａがトライ木１４０ｂの各ノードにタグキーを登録する場合に、優先度の低いタグキーをルートノード側のタグキーに登録するので、トライ木探索部１５０ｂが検索処理などを実行する場合に、比較対象となるノードの領域を絞り込むことができ、検索処理にかかる処理効率を向上させることが出来る。

まず、本実施例１にかかる検索装置１００の課題を説明する。図５４は、本実施例１にかかる検索装置１００の課題を説明するための図である。図５４の上段に示すトライ木は、ルートノードに、ノードh、ノードt（親）、ノードt（子）、ノードp、ノード:、ノード/が順に接続されている。

また、図５４の上段に示すトライ木は、優先度の小さいタグキーから順に、各ノードに登録されている。ノードhはタグキー「ttp://aaa.aaa/e/」を有し、ノードt（親）はタグキー「tp://aaa.aaa/e/c/」を有し、ノードt（子）はタグキー「p://aaa.aaa/g/」を有する。ノードpはタグキー「://aaa.aaa/h/」を有し、ノード:はタグキー「//aaa.aaa/k/」を有し、ノード/はタグキー「/aaa.aaa/m/」を有する。

図５４に示すように、各ノードに登録するタグキーの内、先頭文字列が一致しているタグキーが多いと、トライ木が深くなってしまい、トライ木に新しいキーを登録してトライ木を再構築する場合の処理が多くなってしまうという問題がある。

図５４の下段は、図５４の上段に示したトライ木に、キー「http://aaa.aaa/b/」を登録した場合のトライ木を示す。ここで、入力キー「http://aaa.aaa/b/」からトライ部分「h」を削除したキー「ttp://aaa.aaa/b/」の優先度は、ノードhのタグキー「ttp://aaa.aaa/e/」の優先度よりも小さい。

したがって、検索装置１００は、ノードhにキー「ttp://aaa.aaa/b/」をタグキーとして登録し、ノードhに登録されていたキー「（ht）tp://aaa.aaa/e/」を子ノードのノードt（親）のタグキーとして登録する。同様に、ノードt（親）〜ノード/に登録されていたタグキーも、子ノードに順次登録する。

この場合、ノードhに新たなキーを登録したので、ノードh〜ノード/に登録されていたタグキーを更新すると共に、ノードh〜ノード/に登録されていたタグキーを子ノードに再接続する必要があるため、検索装置１００が実行すべき処理が多くなり、迅速にトライ木の再構築処理を実行することが出来ないという課題が存在する。

次に、本実施例２にかかる検索装置の概要について説明する。図５５は、本実施例２にかかる検索装置の概要を説明するための図である。本実施例２にかかる検索装置は、実施例１の検索装置１００の課題を解消するべく、入力キーの文字列を固定長で分割し、階層的なトライ木を構築する。

図５５の上段に示すように、本実施例２にかかるトライ木は、各階層にルートノードが存在し、ルートノードに接続されるノードには、６文字毎にタグキーを接続している。ルートノードａは、ノードh、ノードtを順に接続し、ノードhはタグキー「ttp://」を有し、ノードtはタグキー「tps:/」を有する。

タグキー「ttp://」はルートノードｂに接続し、ルートノードbはノードaに接続する。ノードaは、タグキー「a.aaa/」に接続する。タグキー「tps:/」はルートノードｃに接続し、ルートノードｃはノード/に接続する。ノード/（１）は、タグキー「b.b」に接続する。

タグキー「a.aaa/」はルートノードｄに接続し、ルートノードｄは、ノードe、ノードg、ノードh、ノードk、ノードmに接続する。ノードeはタグキー「/」を登録し、ノード/（２）に接続する。ノード/（２）はタグキー「c/」を登録し、ノードgはタグキー「/」を登録する。ノードhはタグキー「/」を登録し、ノードkはタグキー「/」を登録し、ノードmはタグキー「/」を登録する。

図５５に示すように、入力キーの文字列を固定長で分割し、階層的なトライ木を構築すると、新規のキーを登録してトライ木の再構築を実行する場合に、再接続するタグキーの数、更新するタグキーの数を大幅に削減することが出来る。

図５５の下段は、図５５の上段に示したトライ木に、キー「http://aaa.aaa/b/」を登録した場合のトライ木を示す。本実施例２にかかる検索装置は、入力キー「http://aaa.aaa/b/」を１文字ずつ読み出し、トライ木を辿ると、ルートノードａ、ノードh、タグキー「ttp://」、ルートノードｂ、ノードa、タグキー「a.aaa/」、ルートノードｄの順に遷移する。

検索装置は、ルートノードｄにおいて、遷移先となるノード「b」が存在しないので、ノードbを新規に作成し、入力キーからトライ部分「http://aaa.aaa/b」を除いた残りのキー「/」をノードbに接続する。この際、タグキーの再接続、更新処理は、ルートノードｄの存在する階層のみで実行すればよく、ルートノードａ、ｂ、ｃの存在する階層において、タグキーの再接続、更新処理を実行する必要はない。

このように、本実施例２にかかる検索装置は、固定長の文字列をタグキーとしてノードに接続し、固定長の文字列の配下（固定長の文字列を有するノードの配下）に新たにルートノードを作成して、トライ木を各階層に区切っている。したがって、トライ木の再構築を実行する場合には、ノードに接続するタグキーおよび更新するタグキーを該当する階層内のみで実行すればよいので、再接続するタグキーの数、更新するタグキーの数を大幅に削減することが出来る。

次に、本実施例２にかかる検索装置２００の構成について説明する。図５６は、本実施例２にかかる検索装置２００の構成を示す図である。図５６に示すように、この検索装置２００は、入力部２１０と、出力部２２０と、入出力制御部２３０と、記憶部２４０と、制御部２５０を有する。

このうち、入力部２１０は、入力キー等の情報を入力する入力部であり、キーボードやマウス等に該当する。出力部２２０は、トライ木を用いた検索結果などの情報を出力する出力部であり、モニタ、若しくはディスプレイ、タッチパネル等に該当する。入出力制御部２３０は、入力部２１０、出力部２２０、記憶部２４０、制御部２５０によるデータの入出力を制御する処理部である。

記憶部２４０は、制御部２５０による各種処理に必要なデータおよびプログラムを記憶する記憶部である。この記憶部２４０は、登録データ管理テーブル２４０ａ、トライ木２４０ｂを有する。

ここで、登録データ管理テーブル２４０ａは、トライ木に登録するキーと値を対応付けて記憶するテーブルである。図５７は、本実施例２にかかる登録データ管理テーブル２４０ａのデータ構造の一例を示す図である。図５７に示すように、この登録データ管理テーブル２４０ａは、キーと値を対応付けて記憶している。

トライ木２４０ｂは、登録データ管理テーブル２４０ａを基にして生成されるトライ木である。図５８は、本実施例２にかかるトライ木のデータ構造の一例を示す図である。図５８では、一例として、図５７に示した登録データ管理テーブル２４０ａに対応したトライ木を示す。

図５８に示すように、ルートノードａがノードdを接続し、ノードdがルートノードｂを接続し、ルートノードｂがノードb、ノードcを接続する。ノードdはタグキー「ark」を有し、ノードbはタグキー「lue」と値「２」を有する。ノードcはタグキー「yan」と値「１、３」を有する。

図５８に示したトライ木を実データで表すと図５９に示すデータ構造となる。図５９は、図５８に示したトライ木を実データで表した場合のデータ構造の一例を示す図である。図５９に示すように、このトライ木２４０ｂは、ポインタ配列３０〜３４、テキスト表３５を有している。

テキスト表３５は、登録データ管理テーブル２４０ａに登録された各キーを記憶するテーブルである。検索装置２００は、各キーをテキスト表３５に記憶する場合に、各キーの間に空欄を設ける。また、検索装置２００は、各キーにおいて、所定の文字列毎にカンマを登録する。図５９に示す例では、４文字毎にカンマを設けている。

ルートノードポインタに接続するポインタ配列３０は、図５８のルートノードａに対応し、ポインタ配列３１は図５８のノードdに対応する。ポインタ配列３２は図５８のルートノードｂに対応し、ポインタ配列３３は図５８のノードbに対応し、ポインタ配列３４は図５８のノードcに対応する。

ポインタ配列３０〜３４は、「Next」領域、「TAG」領域、「Data」領域を有している。「Next」領域は、１つ下の階層に位置するルートノードと接続するポインタである。例えば、ポインタ配列３１の「Next」は、１つ下の階層に位置するルートノードｂのポインタ配列３２に接続している。

「TAG」は、テキスト表３５の文字と対応付けることで、ノードに接続されたタグキーを表現する。例えば、ポインタ配列３１は、テキスト表３５の１行目１列目の「a」に接続しているので、「e」から次のカンマ（または空欄）までの文字列「ark」をタグキーとして指定している。また、「Data」は、値と対応付けることで、ノードに接続された値を表現する。例えば、ポインタ配列３３は、値「２」に接続されている。

また、各ポインタ配列３０〜３４は、配下に接続されたポインタ配列を判定するためのキー番号（ポインタ）「０×００〜０×ＦＦ」を有している。例えば、ポインタ配列３０のキー番号「０×６４」が、ポインタ配列３１に接続され、ポインタ配列３２のキー番号「０×６２」が、ポインタ配列３３に接続され、ポインタ配列３２のキー番号「０×６３」が、ポインタ配列３４に接続されている。

図５６の説明に戻ると、制御部２５０は、各種の処理手順を規定したプログラムや制御データを格納するための内部メモリを有し、これらによって種々の処理を実行する制御部である。図５６に示すように、この制御部２５０は、トライ木生成部２５０ａ、トライ木探索部２５０ｂを有する。

トライ木生成部２５０ａは、登録データ管理テーブル２４０ａに登録されたキーに基づいて、トライ木２４０ｂを生成する処理部である。このトライ木生成部２５０ａは、トライ木２４０ａを生成する場合に、固定長の文字列をタグキーとしてノードに接続し、固定長の文字列を有するノードの配下に新たなルートノードを作成することで、トライ木を各階層に区切る。

また、トライ木生成部２５０ａは、実施例１と同様にして、新規のノードをトライ木に追加する場合に、新規の文字列の文字を先頭から順に読み出して、トライ木２４０ｂのノードを辿り、辿ったノードのうち、兄ノードを有するノードの中で最下層に位置する特定ノードを特定する。トライ木生成部２５０ａは、兄ノードが存在しない場合に、最下層のルートノードに接続された子ノードを特定ノードとする。

トライ木生成部２５０ａは、特定ノードから、新規の文字列の文字を順に読み出すことで最終的に到達するノードまでの経路に含まれるノードの何れか、または、葉ノードの配下に新規のノードを追加して、新規の文字列をノードに登録する。

図６０〜図７６は、本実施例２にかかるトライ木を生成する処理を説明するための図である。ここでは説明の便宜上、キー「http://aaa.aaa/e/」、値「１」と、キー「http://aaa.aaa/」、値「２」と、キー「http://aaa.aaa/c/」、値「３」の順で、トライ木を生成する場合について説明する。

図６０に示すように、まず、ノードが存在しない状態で、キー「http://aaa.aaa/e/」、値「２」を追加する場合について説明する。トライ木生成部２５０ａは、ルートノードａを生成する（ステップＳ７０ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、ルートノードａに対応するポインタ配列４０を生成し、ルートノードポインタとポインタ配列４０を接続する。また、ポインタ配列４０は、ルートノードａに対応するので、「TAG」を空に接続する（ステップＳ７０ｂ）。

トライ木生成部２５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」を用意し、ポインタを入力キーの１文字目の「h」に設定する。（ステップＳ７１ａ）。実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、テキスト表３５に入力キー「http://aaa.aaa/e/」を格納し、ｎ（ｎは自然数）文字毎にカンマで文字列を区切る。ここでは、一例として、７文字毎にカンマで文字列を区切るものとする。トライ木生成部２５０ａは、入力キーのポインタを、テキスト表３５の１行目１列目の「h」に接続する（ステップＳ７１ｂ）。

トライ木生成部２５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の先頭文字「h」をキーとする子ノードが存在しないので、ルートノードを参照する。ここで、ルートノードにタグキーは存在しないので、ルートノードのタグキーの優先度よりも、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の優先度が大きくなる。

トライ木生成部２５０ａは、ルートノードａの配下に「h」をキーとするノードを作成する。トライ木生成部２５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の現在のポインタの文字「h」から６文字目までの文字列「http://」を抽出し、抽出した文字列から「h」を除いた残りのキー「ttp://」をタグキーとして、ノードhに接続する（ステップＳ７２ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、ノードhに対応するポインタ配列４０を生成し、ポインタ配列４０のキー番号「０×６８」で、ポインタ配列４０とポインタ配列４１を接続する。また、トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４１の「TAG」をテキスト表３５の１行目２列目の「t」に接続する（ステップＳ７２ｂ）。

続いて、図６１に移行する。トライ木生成部２５０ａは、次の階層の入力キーがあり、次の階層へのリンクがないので、新規のルートノードｂを生成し、ノードh（タグキー「ttp://」）の配下に接続する。トライ木生成部２５０ａは、入力キーにおいて、現在のポインタを、現在の文字「h」から７文字目（カンマを除く）の「a」に設定する。

トライ木生成部２５０ａは、ルートノードｂの配下に「a」をキーとするノードaを生成する。トライ木生成部２５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の現在のポインタの文字「a」から６文字目までの文字列「aaa.aaa」を抽出し、抽出した文字列から「a」を除いた残りのキー「aa.aaa」をタグキーとして、ノードaに接続する（ステップＳ７３ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、新規のルートノードｂに対応するポインタ配列４２を生成し、ポインタ配列４１の「Next」で、ポインタ配列４１とポインタ配列４２を接続する。トライ木生成部２５０ａは、入力キーのポインタを１行目９列目の「a」に接続する。

トライ木生成部２５０ａは、ノードaに対応するポインタ配列４３を生成し、ポインタ配列４２のキー番号「０×６１」で、ポインタ配列４２とポインタ配列４３を接続する。トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４３の「TAG」をテキスト表３５の１行目１０列目に接続する（ステップＳ７３ｂ）。

続いて、図６２に移行する。トライ木生成部２５０ａは、次の階層の入力キーがあり、次の階層へのリンクがないので、新規のルートノードｃを生成し、ノードa（タグキー「aa.aaa」）の配下に接続する。トライ木生成部２５０ａは、入力キーにおいて、現在のポインタを、現在の文字「a」から７文字目（カンマを除く）の「/」に設定する。

トライ木生成部２５０ａは、ルートノードｃの配下に「/」をキーとするノード/を生成する。トライ木生成部２５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/e/」の現在のポインタの文字「/」から最後までの文字列「/e/」を抽出し、抽出した文字列から「/」を除いた残りのキー「e/」をタグキーとして、ノード/に接続する。トライ木生成部２５０ａは、入力キーのポインタを「e」に設定する（ステップＳ７４ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、新規のルートノードｃに対応するポインタ配列４４を生成し、ポインタ配列４３の「Next」で、ポインタ配列４３とポインタ配列４４を接続する。

トライ木生成部２５０ａは、ノード/に対応するポインタ配列４５を生成し、ポインタ配列４４のキー番号「０×２ｆ」で、ポインタ配列４４とポインタ配列４５を接続する。トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４５の「TAG」をテキスト表３５の１行目１８列目の「e」に接続する（ステップＳ７４ｂ）。

続いて、図６３の説明に移行する。トライ木生成部２５０ａは、ノード/にタグキー「e/」を接続した時点で、入力キー「http://aaa.aaa/e/」に含まれる文字列の登録が完了する。トライ木生成部２５０ａは、入力キーに対応する値「１」をノード/に接続する（ステップＳ７５ａ）。実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４５の「Data」に値「１」を登録する（ステップＳ７５ｂ）。

続いて、図６４に移行し、ステップＳ７５ａ、７５ｂにおいて作成したトライ木に、キー「http://aaa.aaa/g/」、値「２」を追加する場合について説明する。トライ木生成部２５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/g/」のポインタを先頭文字の「h」に設定し、ルートノードａからノードhへ遷移する。

トライ木生成部２５０ａは、入力キーのポインタを１文字進め、２文字目の「t」に設定する。トライ木生成部２５０ａは、「t」をキーとする子ノードがノードhに存在しないので、ノードhを参照する（ステップＳ７６ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、テキスト表３５に最後に登録されたキー「http://aaa.aaa/e/」との間を１つ空けて、キー「http://aaa.aaa/g/」を格納し、７文字毎にカンマで文字列を区切る。トライ木生成部２５０ａは、現在のノードをポインタ配列４１に接続し、入力キーのポインタをテキスト表３５の２行目１文字目の「t」に接続する（ステップＳ７６ｂ）。

続いて、図６５に移行する。トライ木生成部２５０ａは、ノードhのタグキー「ttp://」と、入力キーの現在のポインタの文字「t」から５文字目「/」までの文字列「ttp://」を比較する。各キーが一致するので、トライ木生成部２５０ａは、現在のノードをルートノードcに遷移させる（次の階層に遷移する）。トライ木生成部２５０ａは、入力キーの現在のポインタを、８文字目（カンマを除く）の「a」に設定する（ステップＳ７７ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４１の「TAG」に接続された「t」から次のカンマまでの文字列「ttp://」と、入力キーのポインタに接続された「t」からカンマまでの文字列「ttp://」を比較する。各キーが一致するので、トライ木生成部２５０ａは、現在のノードをポインタ配列４２に接続し、入力キーのポインタをテキスト表３５の２行目８列目の「a」に接続する（ステップＳ７７ｂ）。

続いて、図６６に移行する。トライ木生成部２５０ａは、ルートノードｂからノードａに移行し、入力キーのポインタを９文字目（カンマを除く）の「a」に設定する。トライ木生成部２５０ａは、「a」をキーとする子ノードがノードaに存在しないので、ノードaを参照する。トライ木生成部２５０ａは、ノードaのタグキー「aa.aaa」と、入力キーの現在のポインタの文字「a」から５文字目「a」までの文字列「aa.aaa」比較する（ステップＳ７８ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、現在のノードをポインタ配列４３に接続する。トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４３の「TAG」に接続された「a」から次のカンマまでの文字列「aa.aaa」と、入力キーのポインタに接続された「a」から次のカンマまでの文字列「aa.aaa」を比較する（ステップＳ７８ｂ）。

続いて、図６７に移行する。ステップＳ７８ａで比較した結果、各キーが一致し、かつ、次の階層の入力キーがある。トライ木生成部２５０ａは、次の階層の入力キーがあるので、次の階層に遷移し、ルートノードｃに遷移する。トライ木生成部２５０ａは、入力キーの現在のポインタを１５文字目（カンマを除く）の「/」に設定する（ステップＳ７９ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、ステップＳ７８ｂで比較した結果、各キーが一致し、かつ、次の階層の入力キーがあるので、現在のノードをポインタ配列４４に接続する。また、トライ木生成部２５０ａは、入力キーのポインタをテキスト表３５の２行目１６列目の「/」に接続する（ステップＳ７９ｂ）。

続いて、図６８に移行する。トライ木生成部２５０ａは、キー「/」にてルートノードｃからノード/に遷移し、入力キーの現在のポインタを１文字ずらした「g」に設定する。トライ木生成部２５０ａは、ノード/において、キー「g」を遷移先とする子ノードが存在しないので、ノード/を参照する。トライ木生成部２５０ａは、ノード/のタグキー「e/」と、入力キーの現在のポインタの文字「g」から最後までの文字列「g/」を比較する（ステップＳ８０ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、現在のノードをポインタ配列４５に接続する。トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４５の「TAG」に接続された「e」から次の空まので文字列「e/」と、入力キーのポインタに接続された「g」から次の空までの文字列「g/」を比較する（ステップＳ８０ｂ）。

続いて、図６９に移行する。トライ木生成部２５０ａは、ステップＳ８０ａで比較した結果、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも小さいと判定する。したがって、トライ木生成部２５０ａは、入力キーのポインタに指定された文字「g」をキーとするノードgを生成し、ノード/に接続する。

トライ木生成部２５０ａは、入力キーのポインタを１文字ずらして「/」に設定し、入力キーのポインタで指定する文字以降の文字「/」をノードgにタグキーとして接続する。また、トライ木生成部２５０ａは、入力キーに対応する値「２」をノードgに接続する（ステップＳ８１ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、ステップＳ８０ａで比較した結果、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも小さいと判定する。したがって、トライ木生成部２５０ａは、ノードgに対応するポインタ配列４６を生成する。トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４５のキー番号「０×６７」で、ポインタ配列４５とポインタ配列４６を接続する。

トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４６の「TAG」をテキスト表３５の２行目８列目の「/」に接続する。トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４６の「Data」に入力キーに対応する値「２」を格納する（ステップＳ８１ｂ）。

続いて、図７０に移行し、ステップＳ８１ａ、ステップ８１ｂにおいて作成したトライ木に、キー「http://aaa.aaa/c/」、値「３」を追加する場合について説明する。トライ木生成部２５０ａは、入力キー「http://aaa.aaa/c/」のポインタを先頭文字の「h」に設定し、ルートノードａからノードhに遷移する。

トライ木生成部２５０ａは、入力キーのポインタを１文字進めて２文字目の「t」に設定する。トライ木生成部２５０ａは、「t」をキーとする子ノードがノードhに存在しないので、ノードhを参照する。また、トライ木生成部２５０ａは、ノードhのタグキー「ttp://」と、入力キーの現在のポインタの文字「t」から５文字目「/」までの文字列「ttp://」を比較する（ステップＳ８２ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、テキスト表３５に最後に登録されたキー「http://aaa.aaa/g/」との間を１つ空けて、キー「http://aaa.aaa/c/」を格納し、７文字毎にカンマで文字列を区切る。トライ木生成部２５０ａは、現在のノードをポインタ配列４１に接続し、入力キーのポインタをテキスト表３５の２行目１１列目の「t」に接続する。

トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４１の「TAG」に接続された「t」から次のカンマまでの文字列「ttp://」と、入力キーのポインタに接続された文字「t」から５文字目「/」までの文字列「ttp://」を比較する（ステップＳ８２ｂ）。

続いて、図７１に移行する。トライ木生成部２５０ａは、ステップＳ８２ａで比較した結果、タグキーと入力キーが一致し、かつ、次の階層の入力キーがある。トライ木生成部２５０ａは、次の階層の入力キーがあるので、次の階層に遷移し、ルートノードａに遷移する。トライ木生成部２５０ａは、入力キーの現在のポインタを８文字目（カンマを除く）の「a」に設定する（ステップＳ８３ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、ステップＳ８２ｂで比較した結果、各キーが一致し、かつ、次の階層の入力キーがあるので、現在のノードをポインタ配列４２に接続する。また、トライ木生成部２５０ａは、入力キーのポインタをテキスト表３５の３行目７列目の「a」に接続する（ステップＳ８３ｂ）。

続いて、図７２の説明に移行する。トライ木生成部２５０ａは、ルートノードｂからノードaに移行し、入力キーのポインタを９文字目（カンマを除く）の「a」に設定する。トライ木生成部２５０ａは、「a」をキーとする子ノードがノードaに存在しないので、ノードａを参照する。トライ木生成部２５０ａは、ノードaのタグキー「aa.aaa」と、入力キーの現在のポインタの文字「a」から５文字目「a」までの文字列「aa.aaa」比較する（ステップＳ８４ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、現在のノードをポインタ配列４３に接続する。トライ木生成部２５０ａは、ポインタヒア列４３の「TAG」に接続された「a」から次のカンマまでの文字列「aa.aaa」と、入力キーのポインタに接続された「a」から次のカンマまでの文字列「aa.aaa」を比較する（ステップＳ８４ｂ）。

続いて、図７３の説明に移行する。トライ木生成部２５０ａは、ステップＳ８４ａで比較した結果、各キーが一致し、かつ、次の階層の入力キーがある。トライ木生成部２５０ａは、次の階層の入力キーがあるので、次の階層に遷移し、ルートノードｃに遷移する。トライ木生成部２５０ａは、入力キーの現在のポインタを１５文字目（カンマを除く）の「/」に設定する（ステップＳ８５ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、ステップＳ８４で比較した結果、各キーが一致し、かつ、次の階層の入力キーがあるので、現在のノードをポインタ配列４４に接続する。また、トライ木生成部２５０ａは、入力キーのポインタをテキスト表３５の３行目１５列目の「/」に接続する（ステップＳ８５ｂ）。

続いて、図７４の説明に移行する。トライ木生成部２５０ａは、キー「/」にてルートノードｃからノード/に遷移し、入力キーの現在のポインタを１文字ずらした「c」に設定する。トライ木生成部２５０ａは、ノード/において、キー「c」を遷移先とする子ノードが存在しないので、ノード/を参照する。トライ木生成部２５０ａは、ノード/のタグキー「e/」と、入力キーの現時のポインタの文字「c/」を比較する（ステップＳ８６ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、現在のノードをポインタ配列４５に接続する。トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４５の「TAG」に接続された「e」から次の空までの文字列「e/」と、入力キーのポインタに接続された「c」から次の空までの文字列「c/」を比較する（ステップＳ８６ｂ）。

続いて、図７５に移行する。トライ木生成部２５０ａは、ステップＳ８６ａで比較した結果、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きいと判定する。したがって、トライ木生成部２５０ａは、タグキー「e/」およびタグキーの値「１」と、入力キー「c/」および入力キーの値「３」を交換する。そして、トライ木生成部２５０ａは、入力キーをキー「http://aaa.aaa/e/」とし、入力キーの１６文字目（カンマを除く）の「e」にポインタを設定する（ステップＳ８７ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、ステップＳ８６ｂで比較した結果、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きいと判定する。したがって、トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４５の「TAG」をテキスト表３５の３行目１６列目の「c」に接続する。トライ木生成部２５０ａは、入力キーのポインタをテキスト表３５の１行目１８列目の「e」に接続する（ステップＳ８７ｂ）。

続いて、図７６に移行する。トライ木生成部２５０ａは、ノード/において、キー「e」とする子ノードが存在しないので、新しいノードeを生成し、生成したノードeをノード/に接続する。トライ木生成部２５０ａは、ノードeにタグキー「/」を接続し、入力キーに対応する値「１」を接続する（ステップＳ８８ａ）。

実データ上において、トライ木生成部２５０ａは、ノードeに対応するポインタ配列４６を生成し、ポインタ配列４５のキー番号「０×６５」で、ポインタ配列４５とポインタ配列４６を接続する。トライ木生成部２５０ａは、ポインタ配列４６の「TAG」を、テキスト表３５の１行目１８列目の「e」に接続する（ステップＳ８８ｂ）。

図５６の説明に戻ると、トライ木探索部２５０ｂは、トライ木２４０ｂに登録された値の集計値を抽出する処理、所定のキーに対応する値をトライ木２４０ｂから検索する処理を実行する処理部である。

まず、トライ木探索部２５０ｂが、トライ木２４０ｂに登録された値の集計値を抽出する処理について説明する。トライ木探索部２５０ｂは、トライ木２４０ｂを順に辿り、ノードに登録された値を順次出力する。ノードに複数の値が登録されている場合には、トライ木探索部２５０ｂは、各値を合計しても良いし、別々に出力しても良い。

図７７〜図８９は、本実施例２にかかる集計値を抽出する処理を説明するための図である。図７７に示すトライ木は、図６０〜図７６の説明において作成したトライ木とする。トライ木探索部２５０ｂは、ルートノードａの長男ノードとなるノードhに現在のノードを移行する（ステップＳ９０ａ）。実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４１に接続する（ステップＳ９０ｂ）。

図７８に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、次の階層に遷移し、現在のノードをルートノードｂに移行する（ステップＳ９１ａ）。実データ上において、トライ木探索部２５０ａは、現在のノードをポインタ配列４２に接続する（ステップＳ９１ｂ）。

図７９に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、ルートノードｂの長男ノードとなるノードaに現在のノードを移行する（ステップＳ９２ａ）。実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４３に接続する（ステップＳ９２ｂ）。

図８０に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、次の階層に遷移し、現在のノードをルートノードｃに移行する（ステップＳ９３ａ）。実データ上において、トライ木探索部２５０ａは、現在のノードをポインタ配列４４に接続する（ステップＳ９３ｂ）。

図８１に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、ルートノードｃの長男ノードとなるノード/に現在のノードを移行する。ノードhは値「３」を登録しているので、トライ木探索部２５０ｂは、キー「http://aaa.aaa/c/」と、値「３」を対応付けて出力する（ステップＳ９４ａ）。

実データ上において、トライ木探索部２５０ａは、現在のノードをポインタ配列４５に接続する。ポインタ配列４５は「Data」に「３」を格納しているので、トライ木探索部２５０ｂは、ポインタ配列４５の「TAG」に接続された文字「c」の前後空までの文字列「http://aaa.aaa/c/」と、値「３」を対応付けて出力する（ステップＳ９４ｂ）。

図８２に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、ノード/の長男ノードとなるノードeに現在のノードを移行する。ノードeは値「１」を登録しているので、トライ木探索部２５０ｂは、キー「http://aaa.aaa/e/」と、値「１」を対応付けて出力する（ステップＳ９５ａ）。

実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４６に接続する。ポインタ配列４６は「Data」に「１」を格納しているので、トライ木探索部２５０ｂは、ポインタ配列４６の「TAG」に接続された文字「e」の前後空までの文字列「http://aaa.aaa/e/」と、値「１」を対応付けて出力する（ステップＳ９５ｂ）。

図８３に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、ノード/の弟ノードとなるノードgに現在のノードを移行する。ノードgは値「２」を登録しているので、トライ木探索部２５０ｂは、キー「http://aaa.aaa/g/」と、値「２」を対応付けて出力する（ステップＳ９６ａ）。

実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４７に接続する。ポインタ配列４７は「Data」に「２」を格納しているので、トライ木探索部２５０ｂは、ポインタ配列４７の「TAG」に接続された文字「/」の前後空までの文字列「http://aaa.aaa/g/」と、値「２」を対応付けて出力する（ステップＳ９６ｂ）。

図８４に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、ノード/にノードe、ノードg以外の子ノードが存在しないので、ノードgからノード/に現在のノードを移行する（ステップＳ９７ａ）。実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４５に接続する（ステップＳ９７ｂ）。

図８５に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、ルートノードｃにノード/以外の子ノードが存在しないので、ノード/からルートノードｃに現在のノードを移行する（ステップＳ９８ａ）。実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４４に接続する（ステップＳ９８ｂ）。

図８６に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、ルートノードｃにおいて、前の階層が存在するので、前の階層に戻り、現在のノードをノードaに移行する（ステップＳ９９ａ）。実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４３に接続する（ステップＳ９９ｂ）。

図８７に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、ノードaに子ノード（ルートノードｃを除く）と弟ノードが存在しないので、ルートノードｂに現在のノードを移行する（ステップＳ１００ａ）。実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４２に接続する（ステップＳ１００ｂ）。

図８８に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、ルートノードｂにおいて、前の階層が存在するので、前の階層に戻り、現在のノードをノードhに移行する（ステップＳ１０１ａ）。実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４１に接続する（ステップＳ１０１ｂ）。

図８９に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、ノードhに子ノード（ルートノードｂを除く）と弟ノードが存在しないので、ルートノードａに現在のノードを移行する。ルートノードａにおいて、前の階層が存在しないので、トライ木探索部２５０ｂは、集計値を抽出する処理を終了する（ステップＳ１０２ａ）。実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４０に接続する。そして、トライ木探索部２５０ｂは、集計値を抽出する処理を終了する（ステップＳ１０２ｂ）。

図７７〜図８９では、ルートノードから順にノードを辿って、ノードに登録された値を出力する場合について説明した。しかし、実施例１に示したように、所定のキーを指定し、指定したキーに基づいて集計値を抽出しても良い。

次に、トライ木探索部２５０ｂが、指定された入力キーに対応する値をトライ木２４０ｂから検索する処理について説明する。図９０〜図９８は、本実施例２にかかる検索処理を説明するための図である。図９０〜図９８に示すトライ木は、図６０〜図７６の説明において作成したトライ木とする。また、図９０〜図９８に示す説明では、入力キー「http://aaa.aaa/c/」が指定された場合の検索処理について説明する。

図９０において、トライ木探索部２５０ｂは、入力キーのポインタを先頭文字「h」に設定し、現在のノードをルートノードａに設定する（ステップＳ１１０ａ）。実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、入力キー「http://aaa.aaa/c/」をテキスト表３６に格納し、７文字毎にカンマで区切る。トライ木探索部２５０ｂは、テキスト表３６の１列目の文字「h」に入力キーのポインタを接続する。トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４０に接続する（ステップＳ１１０ｂ）。

図９１に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、入力キーのポインタの指定する「h」により、ルートノードａからノードhに遷移する。トライ木探索部２５０ｂは、入力キーのポインタを２文字目の「t」に設定する（ステップＳ１１１ａ）。

実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４１に接続する。トライ木探索部２５０ｂは、テキスト表３６の２列目の文字「t」に入力キーのポインタを接続する（ステップＳ１１１ｂ）。

図９２に移行する。ノードhにおいて「t」をキーとする子ノードが存在しないので、トライ木探索部２５０ｂは、ノードhのタグキー「ttp://」と、入力キーのポインタから５文字目までの文字列「ttp://」を比較する。トライ木探索部２５０ｂは、タグキーと文字列が一致すると判定する（ステップＳ１１２ａ）。

実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、ポインタ配列４１の「TAG」に接続された文字「t」から次のカンマまでの文字列「ttp://」と、入力キーのポインタに接続された文字「t」から次のカンマまでの文字列「ttp://」を比較する。トライ木探索部２５０ｂは、各文字列が一致すると判定する（ステップＳ１１２ｂ）。

図９３に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、次の階層の入力キーと次の階層へのリンクが存在するので、次の階層に遷移し、現在のノードをルートノードｂに設定する。トライ木探索部２５０ｂは、入力キーを９文字目（カンマを除く）の「a」に設定する（ステップＳ１１３ａ）。

実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、ポインタ配列４１の「Next」に接続されたポインタ配列４２に現在のノードのポインタを接続する。また、トライ木探索部２５０ｂは、入力キーのポインタをテキスト表３６の９列目の「a」に設定する（ステップＳ１１３ｂ）。

図９４に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、入力キーのポインタの指定する「a」により、ルートノードｂからノードaに現在のノードを設定する。トライ木探索部２５０ｂは、入力キーを１０文字目（カンマを除く）の「a」に設定する（ステップＳ１１４ａ）。

実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４３に接続する。トライ木探索部２５０ｂは、入力キーのポインタをテキスト表３６の１０列目の「a」に設定する（ステップＳ１１４ｂ）。

図９５に移行する。ノードaにおいて「a」をキーとする子ノードが存在しないので、トライ木探索部２５０ｂは、ノードaのタグキー「aa.aaa」と、入力キーのポインタから５文字目までの文字列「aa.aaa」を比較する。トライ木探索部２５０ｂは、タグキーと文字列が一致すると判定する（ステップＳ１１５ａ）。

実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、ポインタ配列４３の「TAG」に接続された文字「a」から次のカンマまでの文字列「aa.aaa」と、入力キーのポインタに接続された文字「a」から次のカンマまでの文字列「aa.aaa」を比較する。トライ木探索部２５０ｂは、各文字列が一致すると判定する（ステップＳ１１５ｂ）。

図９６に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、次の階層の入力キーと次の階層へのリンクが存在するので、次の階層に遷移し、現在ノードをルートノードｃに設定する。トライ木探索部２５０ｂは、入力キーを１７文字目（カンマを除く）の「/」に設定する（ステップＳ１１６ａ）。

実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、ポインタ配列４３の「Next」に接続されたポインタ配列４４に現在のノードのポインタを接続する。また、トライ木探索部２５０ｂは、入力キーのポインタをテキスト表３６の１７列目の「/」に設定する（ステップＳ１１６ｂ）。

図９７に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、入力キーのポインタの指定する「/」により、ルートノードｃからノード/に現在のノードを設定する。トライ木探索部２５０ｂは、入力キーを１８文字目（カンマを除く）の「c」に設定する（ステップＳ１１７ａ）。

実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをポインタ配列４５に接続する。トライ木探索部２５０ｂは、入力キーのポインタをテキスト表３６の１８列目の「c」に設定する（ステップＳ１１７ｂ）。

図９８に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、ノード/において「c」をキーとする子ノードが存在しないので、トライ木探索部２５０ｂは、ノード/のタグキー「c/」と、入力キーのポインタから最後までの文字列「c/」を比較する。トライ木探索部２５０ｂは、タグキーと文字列が一致すると判定し、ノード/に登録された値「３」を検索結果として出力する（ステップＳ１１８ａ）。

実データ上において、トライ木探索部２５０ｂは、ポインタ配列４５の「TAG」に接続された文字「c」から次の空までの文字列「c/」と、入力キーのポインタに接続された文字「c」から次の空までの文字列「c/」を比較する。トライ木探索部２５０ｂは、各文字列が一致すると判定し、ポインタ配列４５の「Data」に格納された値「３」を検索結果として出力する（ステップＳ１１８ｂ）。

次に、本実施例２にかかる検索装置２００の各種の処理手順について説明する。まず、本実施例２にかかる検索装置２００がトライ木２４０ｂを生成する処理について説明する。図９９は、本実施例２にかかるトライ木生成処理の処理手順を示すフローチャートである。

図９９に示すように、トライ木生成部２５０ａは、ルートノードを生成し（ステップＳ５００）、次の入力データ（キー、値）が登録データ管理テーブル２４０ａに存在するか否かを判定する（ステップＳ５０１）。

トライ木生成部２５０ａは、次の入力データが登録データ管理テーブル２４０ａに存在しないと判定した場合には（ステップＳ５０２，Ｎｏ）、処理を終了する。一方、トライ木生成部２５０ａは、次の入力データが登録データ管理テーブル２４０ａに登録されている場合には（ステップＳ５０２，Ｙｅｓ）、未読の入力データを読み出し（ステップＳ５０３）、データ追加処理を実行する（ステップＳ５０４）。

ここで、図９９のステップＳ５０４に示したデータ追加処理の処理手順について説明する。図１００〜図１０２は、本実施例２にかかるデータ追加処理の処理手順を示すフローチャートである。

図１００に示すように、トライ木生成部２５０ａは、現在のノードをルートノードに設定し（ステップＳ５１０）、入力キーが空であるか否かを判定する（ステップＳ５１１）。トライ木生成部２５０ａは、入力キーが空でない場合に（ステップＳ５１２，Ｎｏ）、入力キーの先頭文字のキーで子ノードを参照し、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ５１３）。

トライ木生成部２５０ａは、子ノードが存在しない場合に（ステップＳ５１４，Ｎｏ）、ステップＳ５１６に移行する。一方、トライ木生成部２５０ａは、子ノードが存在する場合に（ステップＳ５１４，Ｙｅｓ）、入力キーの先頭の１文字を読み取り、入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして子ノードへ遷移し（ステップＳ５１５）、ステップＳ５１１に移行する。

ところで、ステップＳ５１２において、入力キーが空の場合には（ステップＳ５１２，Ｙｅｓ）、トライ木生成部２５０ａは、ノードの情報を参照する（ステップＳ５１６）。トライ木生成部２５０ａは、タグキーの優先度が入力キーの優先度と等しいか否かを判定し（ステップＳ５１７）、等しい場合には（ステップＳ５１８，Ｙｅｓ）、図１０１のステップＳ５２４に移行する。

トライ木生成部２５０ａは、タグキーの優先度と入力キーの優先度が異なる場合に（ステップＳ５１８，Ｎｏ）、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きいか否かを判定する（ステップＳ５１９）。トライ木生成部２５０ａは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きくない場合に（ステップＳ５２０，Ｎｏ）、図１０２のステップＳ５３２に移行する。

一方、トライ木生成部２５０ａは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きい場合に（ステップＳ５２０，Ｙｅｓ）、兄ノードが存在する、または、親ノードがルートノードであるか否かを判定する（ステップＳ５２１）。

トライ木生成部２５０ａは、兄ノードが存在しない、かつ、親ノードがルートノードではない場合（条件を満たさない場合）に（ステップＳ５２２，Ｎｏ）、入力キーのポインタを１文字戻し、親ノードへ遷移し（ステップＳ５２３）、ステップＳ５１６に遷移する。

一方、トライ木生成部２５０ａは、兄ノードが存在する、または、親ノードがルートノードの場合（条件を満たす場合）に（ステップＳ５２２，Ｙｅｓ）、図１０２のステップＳ５３５に移行する。

図１０１に移行する。トライ木生成部２５０ａは、次の階層の入力キーが存在するか否かを判定する（ステップＳ５２４）。トライ木生成部２５０ａは、次の階層の入力キーが存在しない場合に（ステップＳ５２５，Ｎｏ）、現在のノードに入力値を追加し（ステップＳ５２６）、データ追加処理を終了する。

一方、トライ木生成部２５０ａは、次の階層の入力キーが存在する場合に（ステップＳ５２５，Ｙｅｓ）、次の階層へのリンクが存在するか否かを判定する（ステップＳ５２７）。トライ木生成部２５０ａは、次の階層へのリンクが存在する場合に（ステップＳ５２８，Ｙｅｓ）、次の階層へ遷移し、入力キーを次の階層の入力キーに設定し（ステップＳ５２９）、図１００のステップＳ５１１に移行する。

トライ木生成部２５０ａは、次の階層へのリンクが存在しない場合には（ステップＳ５２８，Ｎｏ）、新しいルートノードと新しいノードを生成する（ステップＳ５３０）。トライ木生成部２５０ａは、次の階層へのリンクを新しいルートノードにし、現在のノードを新しいノードにし、入力キーを次の階層の入力キーにし（ステップＳ５３１）、図１０２のステップＳ５３７に移行する。

図１０２に移行する。トライ木生成部２５０ａは、入力キーの先頭文字のキーで子ノードを参照し、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ５３２）。トライ木生成部２５０ａは、子ノードが存在する場合に（ステップＳ５３３，Ｙｅｓ）、入力キーの先頭１文字を読み取り、入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして子ノードに遷移する（ステップＳ５３４）。

トライ木生成部２５０ａは、現在のノードのタグキー、値と入力キー、入力値をそれぞれ交換し（ステップＳ５３５）、ステップＳ５３２に移行する。

ところで、ステップＳ５３３において、子ノードが存在しない場合に（ステップＳ５３３，Ｎｏ）、トライ木生成部２５０ａは、新しいノードを生成する（ステップＳ５３６）。トライ木生成部２５０ａは、入力キーの先頭１文字を読み取り、入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして、現在のノードから新しいノードへ接続する（ステップＳ５３７）。

トライ木生成部２５０ａは、入力キーをタグキーとして新しいノードに追加し（ステップＳ５３８）、図１０１のステップＳ５２４に移行する。

次に、本実施例２にかかる検索装置２００がトライ木から入力キーに対応した値を検索する処理について説明する。図１０３および図１０４は、本実施例２にかかる検索処理の処理手順を示すフローチャートである。

図１０３に示すように、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをルートノードに設定し（ステップＳ５５０）、入力キーが空であるか否かを判定する（ステップＳ５５１）。トライ木探索部２５０ｂは、入力キーが空ではない場合に（ステップＳ５５２，Ｎｏ）、入力キーの先頭文字のキーで子ノードを参照し、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ５５３）。

トライ木探索部２５０ｂは、子ノードが存在しない場合に（ステップＳ５５４，Ｎｏ）、図１０４のステップＳ５５６に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、子ノードが存在する場合に（ステップＳ５５４，Ｙｅｓ）、入力キーの先頭文字を読み取り、入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして子ノードへ遷移し（ステップＳ５５５）、ステップＳ５５１に移行する。

なお、ステップＳ５５２において、トライ木探索部２５０ｂは、入力キーが空の場合に（ステップＳ５５２，Ｙｅｓ）、図１０４のステップＳ５５６に移行する。

図１０４に移行する。トライ木探索部２５０ｂは、ノードの情報を参照し（ステップＳ５５６）、タグキーの優先度が入力キーの優先度と等しいか否かを判定する（ステップＳ５５７）。トライ木探索部２５０ｂは、タグキーの優先度と入力キーの優先度が等しい場合に（ステップＳ５５８，Ｙｅｓ）、次の階層の入力キーが存在するか否かを判定する（ステップＳ５５９）。

トライ木探索部２５０ｂは、次の階層の入力キーが存在しない場合に（ステップＳ５６０，Ｎｏ）、現在のノード（ノードに登録された値）を出力する（ステップＳ５６１）。一方、トライ木探索部２５０ｂは、次の階層の入力キーが存在する場合に（ステップＳ５６０，Ｙｅｓ）、次の階層へのリンクが存在するか否かを判定する（ステップＳ５６２）。

トライ木探索部２５０ｂは、次の階層へのリンクが存在しない場合に（ステップＳ５６３，Ｎｏ）、データが無い旨を出力する（ステップＳ５６４）。一方、トライ木探索部２５０ｂは、次の階層へのリンクが存在する場合に（ステップＳ５６３，Ｙｅｓ）、次の階層へ遷移し、入力キーを次の階層の入力キーに設定し（ステップＳ５６５）、図１０３のステップＳ５５１に移行する。

ところで、ステップＳ５５８において、トライ木探索部２５０ｂは、タグキーの優先度と入力キーの優先度が異なる場合に（ステップＳ５５８，Ｎｏ）、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きいか否かを判定する（ステップＳ５６６）。

トライ木探索部２５０ｂは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きくない場合に（ステップＳ５６７，Ｎｏ）、データが無い旨を出力する（ステップＳ５６８）。一方、トライ木探索部２５０ｂは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きい場合には（ステップＳ５６７，Ｙｅｓ）、兄ノードが存在する、または、親ノードがルートノードであるか否かを判定する（ステップＳ５６９）。

トライ木探索部２５０ｂは、兄ノードが存在する、または、親ノードがルートノードである場合（条件を満たす場合）に（ステップＳ５７０，Ｙｅｓ）、ステップＳ５６８に移行する。一方、トライ木探索部２５０ｂは、兄ノードが存在しない、かつ、親ノードがルートノードではない場合（条件を満たさない場合）に（ステップＳ５７０，Ｎｏ）、入力キーのポインタを１文字戻し、親ノードへ遷移し（ステップＳ５７１）、ステップＳ５５６に移行する。

次に、本実施例２にかかる検索装置２００が、集計値などを出力する出力処理について説明する。図１０５は、本実施例２にかかる出力処理の処理手順を示すフローチャートである。図１０５に示すように、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードをルートノードに設定し（ステップＳ６００）、次の階層が存在するか否かを判定する（ステップＳ６０１）。

トライ木探索部２５０ｂは、次の階層が存在する場合に（ステップＳ６０２，Ｙｅｓ）、次の階層へ遷移し（ステップＳ６０３）、ノードにデータが存在するか否かを判定する（ステップＳ６０４）。

トライ木探索部２５０ｂは、ノードにデータが存在しない場合に（ステップＳ６０５，Ｎｏ）、ステップＳ６００に移行する。一方、トライ木探索部２５０ｂは、ノードにデータが存在する場合に（ステップＳ６０５，Ｙｅｓ）、現在のノードの各種データを加工（ノードに登録された各値を集計）し出力し（ステップＳ６０６）、ステップＳ６００に移行する。

ところで、ステップＳ６０２において、トライ木探索部２５０ｂは、次の階層が存在しない場合に（ステップＳ６０２，Ｎｏ）、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ６０７）。トライ木探索部２５０ｂは、子ノードが存在する場合に（ステップＳ６０８，Ｙｅｓ）、長男ノードに遷移し（ステップＳ６０９）、ステップＳ６０４に移行する。

トライ木探索部２５０ｂは、子ノードが存在しない場合に（ステップＳ６０８，Ｎｏ）、弟ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ６１０）。トライ木探索部２５０ｂは、弟ノードが存在しない場合に（ステップＳ６１１，Ｎｏ）、次弟ノードへ遷移し（ステップＳ６１２）、ステップＳ６０４に移行する。

トライ木探索部２５０ｂは、弟ノードが存在する場合に（ステップＳ６１１，Ｙｅｓ）、親ノードへ遷移し（ステップＳ６１３）、現在のノードがルートノードであるか否かを判定する（ステップＳ６１４）。

トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードがルートノードではない場合に（ステップＳ６１５，Ｎｏ）、ステップＳ６１０に移行する。一方、トライ木探索部２５０ｂは、現在のノードがルートノードの場合に（ステップＳ６１５，Ｙｅｓ）、１つ前に階層が存在するか否かを判定する（ステップＳ６１６）。

トライ木探索部２５０ｂは、１つ前に階層が存在しない場合に（ステップＳ６１７，Ｎｏ）、処理を終了する。一方、トライ木探索部２５０ｂは、１つ前に階層が存在する場合に（ステップＳ６１７，Ｙｅｓ）、１つ前の階層に戻り（ステップＳ６１８）、ステップＳ６０７に移行する。

次に、本実施例２にかかる検索装置２００が、トライ木２４０ｂからデータを削除する削除処理について説明する。図１０６および図１０７は、本実施例２にかかる削除処理の処理手順を示すフローチャートである。

図１０６に示すように、トライ木生成部２５０ａは、現在のノードをルートノードに設定し（ステップＳ６５０）、入力キーが空であるか否かを判定する（ステップＳ６５１）。トライ木生成部２５０ａは、入力キーが空ではない場合に（ステップＳ６５２，Ｎｏ）、入力キーの先頭文字のキーで子ノードを参照し、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ６５３）。

トライ木生成部２５０ａは、子ノードが存在する場合に（ステップＳ６５４，Ｙｅｓ）、入力キーの先頭１文字を読み取り、入力キーのポインタを１文字進め、読み出した文字をキーとして子ノードへ遷移し（ステップＳ６５５）、ステップＳ６５１に移行する。一方、トライ木生成部２５０ａは、子ノードが存在しない場合に（ステップＳ６５４，Ｎｏ）、ステップＳ６５６に移行する。

ところで、ステップＳ６５２において、トライ木生成部２５０ａは、入力キーが空の場合に（ステップＳ６５２，Ｙｅｓ）、ノードの情報を参照し（ステップＳ６５６）、タグキーの優先度が入力キーの優先度と等しいか否かを判定する（ステップＳ６５７）。

トライ木生成部２５０ａは、タグキーの優先度と入力キーの優先度が等しい場合に（ステップＳ６５８，Ｙｅｓ）、次の階層の入力キーが存在するか否かを判定する（ステップＳ６５９）。トライ木生成部２５０ａは、次の階層の入力キーが存在しない場合に（ステップＳ６６０，Ｎｏ）、図１０７のステップＳ６７０に移行する。

一方、トライ木生成部２５０ａは、次の階層の入力キーが存在する場合に（ステップＳ６６０，Ｙｅｓ）、次の階層へのリンクが存在するか否かを判定する（ステップＳ６６１）。トライ木生成部２５０ａは、次の階層へのリンクが存在しない場合に（ステップＳ６６２，Ｎｏ）、ステップＳ６６９に移行する。

トライ木生成部２５０ａは、次の階層へのリンクが存在する場合に（ステップＳ６６２，Ｙｅｓ）、次の階層へ遷移し、入力キーを次の階層の入力キーに設定し（ステップＳ６６３）、ステップＳ６５１に移行する。

ところで、ステップＳ６５８において、トライ木生成部２５０ａは、タグキーの優先度が入力キーの優先度と異なる場合に（ステップＳ６５８，Ｎｏ）、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きいか否かを判定する（ステップＳ６６４）。

トライ木生成部２５０ａは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きくない場合に（ステップＳ６６５，Ｎｏ）、ステップＳ６６９に移行する。一方、トライ木生成部２５０ａは、タグキーの優先度が入力キーの優先度よりも大きい場合に（ステップＳ６６５，Ｙｅｓ）、兄ノードが存在する、または、親ノードがルートノードであるか否かを判定する（ステップＳ６６６）。

トライ木生成部２５０ａは、兄ノードが存在しない、かつ、親ノードがルートノードではない場合（条件を満たさない場合）に（ステップＳ６６７，Ｎｏ）、入力キーのポインタを１文字戻し、親ノードへ遷移し（ステップＳ６６８）、ステップＳ６５１に移行する。

トライ木生成部２５０ａは、兄ノードが存在する、または、親ノードがルートノードの場合（条件を満たす場合）に（ステップＳ６６７，Ｙｅｓ）、削除データが存在しない旨を出力する（ステップＳ６６９）。

図１０７に移行する。トライ木生成部２５０ａは、削除対象データが存在するか否かを判定する。（ステップＳ６７０）トライ木生成部２５０ａは、削除対象データが存在しない場合に（ステップＳ６７１，Ｎｏ）、削除対象が無い旨を出力する（ステップＳ６７２）。

トライ木生成部２５０ａは、削除対象データが存在する場合に（ステップＳ６７１，Ｙｅｓ）、対象データを削除し（ステップＳ６７３）、他のデータが存在するか否かを判定する（ステップＳ６７４）。

トライ木生成部２５０ａは、他のデータが存在する場合に（ステップＳ６７５，Ｙｅｓ）、処理を終了する。トライ木生成部２５０ａは、他のデータが存在しない場合に（ステップＳ６７５，Ｎｏ）、現在のノードはルートノードであるか否かを判定する（ステップＳ６７６）。

トライ木生成部２５０ａは、現在のノードがルートノードの場合に（ステップＳ６７７，Ｙｅｓ）、処理を終了する。トライ木生成部２５０ａは、現在のノードがルートノードではない場合に（ステップＳ６７７，Ｎｏ）、子ノードが存在するか否かを判定する（ステップＳ６７８）。

トライ木生成部２５０ａは、子ノードが存在する場合に（ステップＳ６７９，Ｙｅｓ）、現在のノードのデータを長男ノードのデータに設定し（ステップＳ６８０）、長男ノードへ遷移し（ステップＳ６８１）、ステップＳ６７８に移行する。トライ木生成部２５０ａは、子ノードが存在しない場合に（ステップＳ６７９，Ｎｏ）、親ノードの現在のノードへのエッジを削除し、現在のノードを削除する（ステップＳ６８２）。

上述してきたように、本実施例２にかかる検索装置２００は、固定長の文字列をタグキーとしてノードに接続し、固定長の文字列の配下（固定帳の文字列を有するノードの配下）に新たにルートノードを作成して、階層的なトライ木を生成する。したがって、検索装置２００が、トライ木の再構築を実行する場合に、ノードに接続するタグキーおよび更新するタグキーを該当する階層内のみで実行すればよいので、再接続するタグキーの数、更新するタグキーの数を大幅に削減することが出来る。

ところで、本実施例において説明した各処理のうち、自動的におこなわれるものとして説明した処理の全部または一部を手動的におこなうこともでき、あるいは、手動的におこなわれるものとして説明した処理の全部または一部を公知の方法で自動的におこなうこともできる。この他、上記文書中や図面中で示した処理手順、制御手順、具体的名称、各種のデータやパラメータを含む情報については、特記する場合を除いて任意に変更することができる。

また、図示した各装置の各構成要素は機能概念的なものであり、必ずしも物理的に図示の如く構成されていることを要しない。すなわち、各装置の分散・統合の具体的形態は図示のものに限られず、その全部または一部を、各種の負荷や使用状況などに応じて、任意の単位で機能的または物理的に分散・統合して構成することができる。さらに、各装置にて行なわれる各処理機能は、その全部または任意の一部が、ＣＰＵおよび当該ＣＰＵにて解析実行されるプログラムにて実現され、あるいは、ワイヤードロジックによるハードウェアとして実現され得る。

図１０８は、実施例２に示した検索装置２００（あるいは、実施例１にかかる検索装置１００）に対応するコンピュータのハードウェア構成を示す図である。図１０８に示すように、このコンピュータ（検索装置）１０は、入力装置１１、モニタ１２、ＲＡＭ（Random Access Memory）１３、ＲＯＭ（Read Only Memory）１４、ネットワークを介して他の装置とデータ通信を実行する通信制御装置１５、媒体読取装置１６、ＣＰＵ（Central Processing Unit）１７、ＨＤＤ（Hard Disk Drive）１８をバス１９で接続している。

そして、ＨＤＤ１８には、上述した検索装置２００の機能と同様の機能を発揮するトライ木生成プログラム１８ｂ、トライ木探索プログラム１８ｃが記憶されている。ＣＰＵ１７が、トライ木生成プログラム１８ｂ、トライ木探索プログラム１８ｃを読み出して実行することにより、トライ木生成プロセス１７ａ、トライ木探索プロセス１７ｂが起動される。

ここで、トライ木生成プロセス１７ａは、図５６に示したトライ木生成部２５０ａに対応する。また、トライ木探索プロセス１７ｂは、図５６に示したトライ木探索部２５０ｂに対応する。

なお、ＨＤＤ１８は、図５６で示した記憶部２４０に記憶されたデータに対応する各種データ１８ａを記憶している。ＣＰＵ１７は、ＨＤＤ１８に記憶された各種データ１８ａをＲＡＭ１３に読み出し、各種データ１３ａを利用して、トライ木の構築等を実行する。

以上の各実施例を含む実施形態に関し、さらに以下の付記を開示する。

（付記１）コンピュータに、
所定の文字数を含む文字列に対応するノードが木構造にて接続されるトライ木を記憶装置に記憶し、当該トライ木に新規の文字列を登録する場合に、当該新規の文字列の文字を先頭から順に読み出して前記トライ木の各ノードを辿り、辿ったノードに対応する文字列と一致する文字列を新規の文字列から除いた後、ノードに新規の根ノードを接続し、接続した根ノードに新規のノードを追加すると共に、新規の文字列のうち、所定の文字数を含む文字列を新規のノードに登録する文字列登録機能
を実現させるためのプログラムを格納した記憶媒体。

（付記２）前記文字列登録機能は、各ノードに登録される各文字列に優先度を設定し、当該優先度に基づいて各ノードに各文字列を登録することを特徴とする付記１に記載の記憶媒体。

（付記３）前記文字列登録機能は、新規の文字列の文字を先頭から順に読み出して、前記トライ木のノードを辿り、辿ったノードのうち、兄ノードを有するノードの中で最下層に位置する特定ノードを判定する判定機能と、前記特定ノードから、前記新規の文字列の文字を順に読み出すことで最終的に到達するノードまでの経路に含まれるノードの何れか、または、葉ノードの配下に新規のノードを追加して、前記新規の文字列をノードに登録する登録機能を有することを特徴とする付記１または２に記載の記憶媒体。

（付記４）前記判定機能は、新規の文字列の文字を先頭から順に読み出して前記トライ木のノードを辿り、辿ったノードのうち、兄ノードを有するノードが存在しない場合には、最下層の根ノードに接続する子ノードを特定ノードとして判定することを特徴とする付記３に記載の記憶媒体。

（付記５）検索装置が、
所定の文字数を含む文字列に対応するノードが木構造にて接続されるトライ木を記憶装置に記憶するステップと、
当該トライ木に新規の文字列を登録する場合に、当該新規の文字列の文字を先頭から順に読み出して前記トライ木の各ノードを辿り、辿ったノードに対応する文字列と一致する文字列を新規の文字列から除いた後、ノードに新規の根ノードを接続し、接続した根ノードに新規のノードを追加すると共に、新規の文字列のうち、所定の文字数を含む文字列を新規のノードに登録するステップと
を含んだことを特徴とするトライ木生成方法。

（付記６）所定の文字数を含む文字列に対応するノードが木構造にて接続されるトライ木を記憶装置に記憶し、当該トライ木に新規の文字列を登録する場合に、当該新規の文字列の文字を先頭から順に読み出して前記トライ木の各ノードを辿り、辿ったノードに対応する文字列と一致する文字列を新規の文字列から除いた後、ノードに新規の根ノードを接続し、接続した根ノードに新規のノードを追加すると共に、新規の文字列のうち、所定の文字数を含む文字列を新規のノードに登録する文字列登録部
を有することを特徴とするトライ木生成装置。

１０ コンピュータ
１１ 入力装置
１２ モニタ
１３ ＲＡＭ
１３ａ，１８ａ 各種データ
１４ ＲＯＭ
１５ 通信制御装置
１６ 媒体読取装置
１７ ＣＰＵ
１７ａ トライ木生成プロセス
１７ｂ トライ木探索プロセス
１８ｂ トライ木生成プログラム
１８ｃ トライ木探索プログラム
１９ バス
１００，２００ 検索装置
１１０，２１０ 入力部
１２０，２２０ 出力部
１３０，２３０ 入出力制御部
１４０，２４０ 記憶部
１４０ａ，２４０ａ 登録データ管理テーブル
１４０ｂ，２４０ｂ トライ木
１５０，２５０ 制御部
１５０ａ，２５０ａ トライ木生成部
１５０ｂ，２５０ｂ トライ木探索部

Claims (5)

1. コンピュータに、
   固定長の文字列を有するノードが木構造にて接続されるトライ木を記憶装置に記憶し、当該トライ木に新規の文字列を登録する場合に、当該新規の文字列の文字を先頭から順に読み出して前記トライ木の各ノードを辿り、辿ったノードに対応する文字列と一致する文字列を新規の文字列から除いた後、ノードに新規のルートノードを接続し、接続したルートノードに新規のノードを追加すると共に、新規の文字列のうち、辿ったノードに対応する文字列と一致する文字列を新規の文字列から取り除いた文字列を新規のノードに登録する文字列登録機能
   を実現させるためのプログラムを格納した記憶媒体。
2. 前記文字列登録機能は、各ノードに登録される各文字列に優先度を設定し、当該優先度に基づいて各ノードに各文字列を登録することを特徴とする請求項１に記載の記憶媒体。
3. 前記文字列登録機能は、新規の文字列の文字を先頭から順に読み出して、前記トライ木のノードを辿り、辿ったノードのうち、兄ノードを有するノードの中で最下層に位置する特定ノードを判定する判定機能と、前記特定ノードから、前記新規の文字列の文字を順に読み出すことで最終的に到達するノードまでの経路に含まれるノードの何れか、または、葉ノードの配下に新規のノードを追加して、前記新規の文字列をノードに登録する登録機能を有することを特徴とする請求項１または２に記載の記憶媒体。
4. 前記判定機能は、新規の文字列の文字を先頭から順に読み出して前記トライ木のノードを辿り、辿ったノードのうち、兄ノードを有するノードが存在しない場合には、最下層のルートノードに接続する子ノードを特定ノードとして判定することを特徴とする請求項３に記載の記憶媒体。
5. 検索装置が、
   固定長の文字列を有するノードが木構造にて接続されるトライ木を記憶装置に記憶するステップと、
   当該トライ木に新規の文字列を登録する場合に、当該新規の文字列の文字を先頭から順に読み出して前記トライ木の各ノードを辿り、辿ったノードに対応する文字列と一致する文字列を新規の文字列から除いた後、ノードに新規のルートノードを接続し、接続したルートノードに新規のノードを追加すると共に、新規の文字列のうち、辿ったノードに対応する文字列と一致する文字列を新規の文字列から取り除いた文字列を含む文字列を新規のノードに登録するステップと
   を含んだことを特徴とするトライ木生成方法。

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