JPH01248232A - レコード列組合せ方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、コンピュータの分類命令を用いるプログラム
・ディジタル・コンピュータによってデータを分類及び
組合せる技術に関し、特に、単一のキー比較を用いてキ
ーによるレコードを順序づける交換選択分類に関する。

Ｂ、先行技術及びその問題点 Ｋｎｕｔｈ著、Ｔｈｅ　Ａｒｔ　ｏｆ　Ｃｏｍｐｕｔｅ
ｒＰｒｏｇｒａｍｍｉｎｇ　、　Ｖｏｌｕｍｅ　３、Ｓ
ｏｒｔｉｎｇ　ａｎｄＳｅａｒｃｈｉｎｇ　”　、　Ａ
ｄｄｉｓｏｎ　Ｗｅｓｌｅｙ　ＰｕｂｌｉｓｈｉｎｇＣ
ｏｍｐａｎｙ　、１９７３には、トーナメント木を備え
た交換選択を用いることによりディジタル・コンピュー
タにおいてデータの分類乃至は組合せを達成する方法が
詳細に述べられている。トーナメント木は、−貫して番
号付けられた（ｃｏｎｓｅｇｕｅｎｔｉｖｅｌｙ−ｎｕ
ｍｂｅｒｅｄ）ノードの整数番号を含むフォーマットを
備えたデータ構造である。木の根は、単一のノードから
成る。そのノードから対称的分岐構造が現われる。根の
ノードを除いて木における各ノードは、単一の親ノード
を有する。各親ノードは、２つの子ノードに分岐する。

予め分類されたレコード列を単一のレコード列に組合せ
るために、トーナメント木が用いられる。

木の各ノードは、組合せ処理におけるステップを表わす
。そのステップては、各々が個々の入力レコード列から
出発している１対のレコードが比較される。各レコード
は、その比較の基礎となるキー値を含んでいる。最小の
キー値を有するレコードは、比較が行なわれるノードか
ら親ノードへと進められ、その親ノードでは、別の勝者
レコードと比較される。敗者レコードは、その後の比較
の間により大きなキーのレコードによって取って代わら
れるまで子ノードに止まる。

予め分類されたレコード列の分類／組合せは、ＤＦＳＯ
ＲＴユーティリティを用いて、１８Ｍシステム／３７０
−ＸＡのようなディジタル・コンピュータにおいて実行
される。そのシステム／３７０−ＸＡにおいては、分類
及び組合せの処理手順が、ＩＢＭシステム／３７０−Ｘ
Ａアセンブラ命令ＵＰＴ及びＣＦＣに基づ（ルーチンで
実施される。

トーナメント木において交換選択を用いると、人力レコ
ード列を分類して単一の組合された出力レコード列を生
成するのに必要な比較の数は、ｎを分類されているレコ
ードの数とすると、ｎ　（ｌｏｇｚ　ｎ）のようになる
、入力レコード列がランダムに順序付けられたデータを
含むときには、レコードを分類するのに必要な比較の数
はｎ　（ｌｏｇｚｎ）に近づく。入力レコード列中のレ
コードが予め分類されているときには、それらは非ラン
ダムな順になっている。入力レコード列が非ランダムな
順にレコードを有する場合には、トーナメント木を有す
る交換選択よりほかには分類アルゴリズムを見出すこと
ができる。幾くつかの例においては、これらのアルゴリ
ズムが、ｎ　（ｌｏｇｔ　ｎ）回よりも少ない比較でレ
コード列を効率良（組合せることができる。そのような
アルゴリズムは、前記ＫｎｕｔｈＯ本の“ｍｅｒｇｅｓ
ｏｒｔ”及び”ｈｅａｐｓｏｒｔ”の項に述べられてい
る。しかしながら、これらの他のアルゴリズムは、トー
ナメント木を伴なう使用のために新しいアセンブリ・レ
ベルの命令を生成する必要があるか、又はトーナメント
木を用いないかである。

最大の効率でコンピュータの資源が用いられるようにす
るために、分類の処理手順を工夫することにおける主目
的は、比較を削除することである。

Ｌｏｒｉｎは、この目標について、”Ｓｏｒｔｉｎｇ　
ａｎｄＳｏｒｔ　Ｓｙｓｔｅｍｓ”　、Ａｄｄｉｓｏｎ
−Ｗｅｓｌｅｙ　ＰｕｂｌｉｓｈｉｎｇＣｏｍｐａｎｙ
　５１９７５、ＰＰ、１３１に明白に述べている。

Ｌｏｒ　ｉｎは、レコードの比較的長くて非ランダムな
ストリングが入力レコード列に存在する確率が利用でき
ることを仮定している。このようにＬｏｒｉｎは、スト
リングが終了した時を認識する手段を提供することが望
ましいことを暗に認識していた。

これまで、トーナメント木を有する交換選択を使用する
アルゴリズムにおいて入力レコード列における長くて非
ランダムなレコード・ストリングの存在を検出して利用
する手段は、提供されていない。

Ｃ１問題点を解決するための手段 本発明の目的は、非ランダムに順序付けられたレコード
の入力列を組合せる交換／選択トーナメント木方法の効
率を向上させることである。

本発明では、トーナメント木を用いる交換選択によって
組合されている入力レコード列がしばしばそれらの構成
部分の非ランダムな配列を示すという事実を利用してい
る。特徴として、単一の順序付けられた出力レコード列
が作成されるまで、ランダムに順序付けられた入力レコ
ードのセットから単一の順序付けられたレコード・リス
トを生成するための分類／組合せ処理手順が、より少数
だがしかしより大きなレコード列へレコードを繰返し順
序付けることを伴なう。より大きなレコード列を作成す
るために連続的に組合される入力レコード列は、比較的
早いうちから非ランダムな順序をとり始める。非ランダ
ムに順序付けられたレコードの複数個例えば（ｑ　−１
）個の入力列がトーナメント木の使用によって組合され
ているなら、木の１つの列を離しておいてそのメンバを
木により目下作成されているレコードと比較することに
より、トーナメント木のサイズを増大させることなくｑ
個の入力レコード列を組合せることができる。現トーナ
メント勝者が木へ供給されている（ｑ−１）個の入力レ
コード列における全てのレコードのうちで最小のキー値
を有しているので、現勝者よりも小さなキー値を有する
木から離れているレコード列からの１個以上のレコード
のストリングが、木を介して比較を続ける必要なしに、
アセンブルされているレコード列へ挿入され得る。

トーナメント勝者レコードとオフリスト・レコードとの
間での比較が、既存のコンピュータ命令を用いて行なわ
れる。

木から離れているリストからのレコードがトーナメント
木からの最小キーのレコードよりも小さなキーを有する
ものであるなら、トーナメント木は全く更新される必要
はない。トーナメント勝者とオフリスト・レコードとの
間の比較によって、新しい最小キーを有するレコードを
作成することができる。このレコードは、ただ１回の比
較を用いて出力リストへ提供され得る。このような場合
は、人力レコード列が非ランダムに順序付けられたレコ
ードを含むときにしばしば起きる。

さらに、本発明では、トーナメント勝者が木から離れて
いるリストからのレコードよりも小さなキーを有するな
ら、その木から離れているリストが、現トーナメント勝
者が現われたトーナメント木におけるリストと交換され
る。これは、ポインタを用いて効率良く行なわれる。こ
れによって、記憶装置中のデータを再配置する必要が除
かれる。

本発明は、プログラム記憶式制御処理装置においてトー
ナメント選択分類を利用してｑ個の分類されたストリン
グ及びレコードを組合せる方法として特徴付けられる。

この方法は、レコードの（ｑ　−１）個のストリングを
組合せるための２進の交換／選択木をその処理装置中で
生成するステップを含む。データのｑ個のストリングの
うちの残りの１個が分離ストリングとして提供される。

次に、（ｑ−１）個のストリングのうちの最小の大きさ
のキーを有するレコードが、トーナメント木を使用する
交換選択処理手順によって決定される。それから、この
最小の大きさのキーを有するレコードが、分離ストリン
グの最小の大きさのキーを有するレコードと比較される
。こうして、より小さなキーを有するレコードがその処
理から出力される。より小さなキーを有するレコードが
分離ストリングからのものであるなら、比較ステップが
繰り返される。さもなければ、決定及び比較のステップ
が順番に繰り返される。

より小さなキーを有するレコードが分離ストリングから
のものでないなら、その分離ストリングが（ｑ−１）個
のストリングのうちの１個と交換され、決定及び比較の
ステップが繰り返される。

本発明は、交換選択トーナメント木により分類及び組合
せが適合された既存の命令を用いてディジタル・コンピ
ュータにおいて実施することができるものである。

Ｄ、実施例 第３図を参照して、本発明が実施される汎用システム環
境を説明する。本発明の方法は、１台以上のＣＰＵを含
むタイプのコンピユーテイング・システムにおいて実行
可能である。各ＣＰＵは、主記憶装置及び１台以上の直
接アクセス記憶装置を有する。これらの直接アクセス記
憶装置は、米国特許第３４００３７１号明細書に示され
ているように、各ＣＰＵに結合されている。この米国特
許のシステムは、コンピユーテイング及びオペレーティ
ング・システムの全ての資源を含む。それらの資源は、
本発明の方法を含む処理の実行のために必要である。そ
の中央演算処理装置（ＣＰＵ）としては、好ましくは、
拡張アーキテクチャ（ＸＡ）モードのもとで実行される
１８Ｍシステム／３７０−ＸＡである。

第３図では、本発明の実行のために前記米国特許のタイ
プのマシンのようなディジタル・コンピュータ１０が提
供されている。コンピュータ１０は、内部記憶装置の他
に装Ｗ１２のような直接アクセス記憶装置を含んでいる
。コンピュータ１０は、またＩＢＭ社から販売されてい
るデータ機能分類プログラムＤＦＳＯＲＴのような分類
／組合せユーティリティ１４を含む。分類／組合せユー
ティリティ１４は、プログラム１６に応答してディジタ
ル・コンピュータ１０によって実行される。

プログラム１６は、分類入力ファイルは（分類／組合せ
ユーティリティ１４用の入力ファイル）における複数の
ランダムな順序のレコードを分類出力ファイル２０（分
類／組合せユーティリティにより提供される出力ファイ
ル）へ分類して組合せるためにコンピュータ１０中に入
力される。

通常、分類／組合せユーティリティ１４は複数の段階の
処理手順によって分類入力ファイル１８を処理する。複
数の段階の処理手順は、レコード列発生の第１段階及び
それに続く組合せ段階の１回以上の繰返しを含む。その
レコード列発生段階では、順序付けられたレコードの複
数の列が分類入力ファイル１日の順序付けられていない
レコードから発生される０分類されたレコード列が組合
せ処理へ入力される。組合せ処理は、組合されていない
レコード列に比べてより大きなレコード集団を伴なうよ
り少ないレコード列を生成する。結局、１つ以上の最終
的な組合されたレコード列が発生され、分類出力ファイ
ル２０に設定され、そしてコンピュータ１０により出力
される。

さて、第４図を参照して、分類／組合せユーティリティ
動作のレコード列発生段階の間に生成された入力レコー
ド列を組合せるために、交換選択トーナメント木の使用
について説明する。組合せの結果が、出力レコード列で
ある。この出力レコード列では、入力レコード列のレコ
ードの全てが順次順序付けられる。入力レコード列はレ
コードのリンクされたリスト３０乃至３４である。リス
ト３０のようなレコードのリンクされたリストは、記憶
装置における種々のアドレス可能な記憶位置に複数のレ
コードを含む。それらのレコードは、記憶装置において
連続していなくても良いが、しかし、それらはポインタ
の使用によりリンクされる。従って、人力レコード列３
０における各レコード３０ａ、３０ｂ及び３０ｃは、記
憶位置の連続レコード列からなる。それらの記憶位置で
は、ポインタ（ＰＴＲ）及びレコード・データ（ＤＡＴ
）を含む情報が記憶される。ポインタは、そのポインタ
を含むレコードの後に続く列のレコードのアドレスであ
る。従って、レコード３０ａのＰＴＲは、レコード３０
ｂの記憶アドレスであり、一方、レコード３０ｂのＰＴ
Ｒは、レコード３０Ｃの記憶アドレスである。以下、同
様である。各レコードのＤＡＴ部分は、数字のキー情報
を含む。

この情報によって、レコードを分類し、昇順キー又は降
順キーの大きさ順に配置することができる。

従って、レコード３０ａは、レコード列３０における最
小（或は最大）のキーの大きさを有するレコードであり
、一方、レコード３０ｂは、次に小さい（次に大きい）
キー・データを有する。以下、同様である。入力レコー
ド列３０を構成するレコ−ドのリンクされたリストの構
造は、また、入力レコード列３１−３４の構造にも当て
はまる。

出力レコード列４０は、入力レコード列３〇−３４の汎
用構造と同じリンクされたリストの構造を示す。出力レ
コード列４０においては、レコード４０ａ−４０ｄは、
キーの大きさ順になっている。即ち、各レコードのＰＴ
Ｒフィールドが次により大きい（或はより小さい）キー
を有するレコードのアドレスを保持する。レコードは、
それを直ちに処理する出力列レコードのＰＴＲフィール
ドにそのアドレスを設定することにより、簡単に出力レ
コード列に挿入される。ポインタ・フィールドを用いる
リンクされたリストのフォーマットは、都合良いことに
、レコードを連続するアドレス位置に与えるこめに記憶
装置中でそれらを移動させる必要を除く。この技術は、
続いて、分類／組合せユーティリティ１４の実行に必要
な処理時間を低減させる。

第４図では、交換選択トーナメント木がコンピュータ１
０の記憶装置中に作成される。この木は、５つの内部ノ
ード５０を有する。ノード５０の各々は、番号Ｏ乃至４
のうちの１つを内部に指示子として有している。さらに
、各ノードは、ＮＸＸの形式でそのノード・アドレス対
応子に関連付けられている。各ノード・アドレス対応子
の数字部分は、ノード・アドレスの最下位バイトの１６
進表示である。以後の説明では、これは、“ノード・イ
ンデックス”である。文字Ｎは、トーナメント木の基底
アドレスを示す。

第４図に示されているように、トーナメント木は、内部
ノードの数を有している。この数は、組合されている入
力レコード列の数に等しい。さらに、これまでに与えら
れたレコード列についての説明によって、各レコード列
がレコードのランダムでない／即ち非ランダムなストリ
ングからなることが確立される。

その特定の構造においては、第４図に例示されたトーナ
メント木は、連続的に番号付けられたノードＯ乃至４を
含む。ノード０は木の根ノードで１つのノード子として
ノード１を有する。このノードは、木の頂点ノードとし
て参照される。この頂点ノードから始まって、各ノード
は、左側と右側に子ノードを有する。このことについて
は、ノード２がノード１の左側の子ノードであり、ノー
ド３がノード１の右側の子ノードである。ノード１は、
ノード２及び３の親ノードとして参照される。このこと
は、各子ノードからその親ノードへ向って引かれた矢印
によって第４図では概略的に示されている。ただ１つの
例外は、根ノード０であり、これは単一の子ノード１を
有している。

第４図のトーナメント木が、分類されるレコード列３０
乃至３４を出力レコード列４０へ組合せるために用いら
れる。各入力レコード列が、第４図のノードについての
子ノード不在位置に割り当てられる。従って、入力レコ
ード列３０及び３１がノード４についての子ノード不在
位置に割り当てられている。それらの位置は、番号８及
び９を破線で囲むことにより表わされている。子ノード
不在位置は、外部ノード５１として示されている。

さらに、外部ノード５乃至９の各々は、内部ノードＯ乃
至４と同じ１６進表示のアドレスに割り当てられる。

第４図のトーナメント木は、１連のステップから成る繰
返しの組合せ処理を実行するために用いられる。組合せ
処理における各ステップ（トーナメント）で組合せレコ
ード列（出力レコード列４０）の最初の部分と入力レコ
ード列３０乃至３４の各々の最後の部分とが存在するこ
とが指摘される。組合せ処理の各繰返しは、入力レコー
ド列３０乃至３４のまだ組合されていない部分の全てか
ら最小（或いは最大）のキーを有するレコードを選択す
ることからなる。その木においては、各内部ノードは概
念的には夫々の入力レコード列から１つのレコードを含
んでいる。各内部ノードは、入力レコード列３０乃至３
４の残りの部分に含まれる最小のキーを有するレコード
を見出すように処理される。“消去トーナメント （ｅｌｉｍｉｎａｔｉｏｎ　ｔｏｕｒｍｏｍｅｎｔ）”
における比較動作の結果を表わす。そのトーナメントが
完了した後には、各内部ノードは関連する゛″敗者ｌｏ
ｓｅｒ）　’“しコードを有する。このレコードは、そ
のノードによって表わされる比較におけるより大きなキ
ーの大きさを有していた。各ノードにおける敗者レコー
ドのほかに、１つのレコード（そのトーナメントの勝者
）がノード０と関連付けられる。このレコードは通常の
出力プロシージャ（ＯＵＴ）５２へ渡される。このプロ
シージャは、出力レコード列における最後のレコードの
ＰＴＲフィールドにそのアドレスを設定することにより
出力レコード列４０の一番最後におけるレコードとリン
クさせる。

一旦、消去トーナメントの勝者がノードＯに現われると
、次のステップは、その勝者レコードが生じた同じ入力
レコード列から新しいレコードを導入し、それから前の
勝者の端末ノードにおける新しいレコードでそのトーナ
メントを再生することである。最後のトーナメント勝者
が入力レコード列３２から現われるとすると、その木へ
入力される次のレコードは、入力レコード列３２のその
勝者に続く次のレコードとなる。このレコードは、ノー
ド２に位置する敗者レコードと比較されることになる。

その敗者レコードである。入力レコード列３２から次の
レコードを導入する結果として生じた勝者は、ノード１
へ渡される、そこで、すぐ前のトーナメントの勝者を生
んだ前のコンテストの敗者と比較される。

レコードが第４図の木へ導入されるたびに、木における
全てのノードによって表わされる全ての比較を行なう必
要がないことは、認識されるである。実際、前の勝者レ
コードが加わったノードでのみ比較を行なえば十分であ
る。従って、レコード列３２からのレコードの導入によ
って消去トーナメントを実行することには、新しい勝者
を生むためのノード２における比較とノード１における
比較の２つの比較のみが必要なだけである。

第４図に例示されたトーナメント木の使用は、レコード
のキーの大きさを効率的に比較し且つどの外部ノードで
各々の勝者レコードが生じたかを記憶している方法を支
援するのに十分なプログラミングの存在を仮定している
。そのようなプログラミングは、ＣＦＣ（比較及びコー
ド・ワードの形成）命令及びＵＰＴ　（木の更新）命令
によって例証される。これらの命令は、“”ＩＢＭシス
テム１３７０拡張アーキテクチャの動作原理”と題する
ＩＢＭの出版物阻／５Ａ２２−７０５−１に詳細に記載
されている。

ＣＦＣ命令は、第５図及び第６図を参照すれば理解でき
る。第４図の木において各ノードで敗者レコードを複製
するというよりもむしろ、第５図に例示された形式を有
する敗者レコードの表示がＣＦＣ命令によって発生され
る。以下の説明では、この表示を“ノード値”と呼ぶ。

第５図では、ノードｘｘにレコード５６の表示５４が記
憶されている。レコード５６は、記憶位置ＡＢ（１６進
）に記憶され、そしてバイト０乃至ｎ−１からなるｎバ
イト・レコード・キーを含む。次に、２バイト・フィー
ルドがインデックス・キーを含む。このキーは、外部ノ
ードに対するポインタである。

その外部ノードに対して、レコード５６を含む入力レコ
ード列が割り当てられる。レコード５６に続く入力レコ
ード列における次のレコードに対するポインタが、４バ
イトの後続記憶位置フィールドに記憶される。最後に、
組合せ連鎖ポインタ（ＭＣＰ）は、レコード５６の最後
の４バイトを含む。レコード５６がトーナメント勝者の
ときには、ＯＵＴ処理５２は、出力レコード列４０にお
ける最後のレコードのＭＣＰフィールド中にレコード５
６のアドレスＡＢを設ける。レコード５６に続く次のト
ーナメント勝者が決まると、そのレコードのアドレスが
レコード５６０ＭＣＰに設定される。

レコード５６の表示５４は、２つの連続するワードから
成るダブルワード・データ・オブジェクトである。各ワ
ードは、ノードｘＸに記憶された４バイトから成る。表
示５４の２番目のワードであるバイト４乃至７は、レコ
ード５６のアドレスＡＢである。１番目のワードの最初
の２バイトは、レコード５６のレコード・キー・バイト
のうちの１つに対するインデックスであり、一方、表示
５４のバイト２及び３は、そのインデックスにより参照
されたバイトに先行する２バイトから成るハーフワード
の補数を含む。第５図の例では、インデックスは例えば
レコード・キーにおけるバイト２を参照している。一方
、レコード・キーのバイトＯ及びｌのその補数から成る
ハーフワードは、表示５４の最初のワードを半分にした
ときの２番目の半分のところに存在する。

ＣＦＣ命令は、第６図に例示されているように、２つの
レコードのハーフワードごとの比較によって表示５４中
にコードワードを形成する。ＣＦＣ（及びｔＪＰＴ）命
令の実行の説明においては、汎用レジスタを有する前記
米国特許のようなタイプのＣＰＵが仮定されているが、
各レジスタは、１ワードに相当するデータの３２ビツト
（ビット０〜３１）即ち４バイトを記憶する能力を有す
る。

第６図が示しているように、ＣＦＣ命令は、等しくない
大きさを見つけるまで昇順に２つのレコードの対応する
ハーフワードを比較する。ＣＦＣ命令の実行においては
、汎用レジスタ２　（ＣＲ２）の位置１６乃至３１にイ
ンデックスが設定される。一方、レコード５８及び６ｏ
のアドレスＡＢ及びＣｐは夫々ＧＲ１及びＣＲ３に設定
される。

実行において、ＣＦＣ命令は、レコード５８及び６０の
キーにおけるハーフワードを介して順序付けるために、
ＣＲ２中のインデックスをＧＲＩ及びＣＲ３中のアドレ
スの各々と結合する。各ハーフワードでは、ＣＦＣ処理
はハーフワードを比較して、次のハーフワードを指し示
すためにＣＲ２中のインデックスを増分させる。ハーフ
ワードの大きさが等しいなら、次のハーフワードが得ら
れ、インデックスが増分される。ハーフワードが等しく
ないときには、ＣＦＣ処理手順は、２つのレコードのう
ちのどちらにより小さい大きさのハーフワードが見出さ
れるかを示しながら、また、ＣＲ２においてはより小さ
な２番目に関するインデックス及び補数化されたハーフ
ワードを示しながら、条件コードの設定を戻す。トーナ
メント木のプログラムは、条件コード及びＣＲ２の内容
に応じてＧＲＩ又はＣＲ３のいずれかの内容からノード
値をアセンブルする。

ＵＰＴ命令の処理手順は、トーナメント木を更新するた
めに実行される。その処理手順が、第７図に示されてい
る。ＵＰＴ処理手順は、各トーナメント・ステップにつ
いて一度実行され、端末ノードを介して第４図のトーナ
メント木へレコードを効果的に導入するとともに、一連
のノード比較を実行してその結果として生じるトーナメ
ント勝者を決める。現入力レコード列における新しいレ
コードの先行者であるトーナメント勝者を参照として用
いて、その木へ導入されるべきレコードに対してＣＦＣ
命令の実行がＵＰＴ命令の実行に先立って行なわれる。

その結果として生じる制御ワード（ＣＷＤ）がＧＲＯ中
に設けられる。一方、導入されつつあるレコードのアド
レス（ＲＣＡＤＤ）がＧＲＩに設けられる。次に、木の
基本インデックス（ＴＢＡ）がＣＲ４に設けられ、一方
、導入されつつあるレコードについてのノード・インデ
ックス（ＮＮＤＸ）がＣＲ５に設けられる。

このことが、第７図の処理手順のステップ７０に示され
ている。

ステップ７１では、ＵＰＴ命令によるノード・インデッ
クスの処理が展開される。このことについては、ＣＲ５
の内容が、１ビツトずつ右ヘシフトされて一時ワード記
憶域（ＴＷＤ　１　）中に設けられる。その後、ＴＷＤ
　１のビット２９がゼロにされる。この処理の効果は、
第４図における外部ノード９のノード・アドレスＮ４８
を観ることにより理解することができる。Ｎ＝Ｏが木に
ついての基底アドレスなら、端末ノード９に対するイン
デックスの１６進表示が次のように与えられる。

即ち、 （００４８）　１６進＝（０００００００００１００１
０００）２進１ビツト位置だけ右ヘシフトされると、２
進表示は次のようになる。即ち、 ＧＲ５においては、右側の最大ビットは、ビット位置２
９を占める。このビット位置は、ＴＷＤｌにおいてゼロ
化が行なわれると、以下の表示を与える。即ち、 （００００００００００１０００００）２進−（００２
０）　１６進これは、内部ノード４即ち外部ノード９の
親ノードのインデックスを与える。この処理手順の繰り
返しが外部ノード９からノード４．２及び１を通ってノ
ード０までの経路を定めることになる。

このようにして、ＵＰＴ命令の実行により第４図のトー
ナメント木を介して経路が定められる。

ステップ７１の各実行に続いて、ノードＯに達したかど
うかを決める判断ステップ７２が行なわれる。ノードＯ
に達すると、判断ステップ７２からイエスの出口が採ら
れ、ＯＵＴ処理５２（第４図）により勝者レコードが出
力レコード列４０の終りに設けられる。ノード０に達し
ていないなら、ノーの出口が採られ、木における次のノ
ードの完全アドレス（ＴＡＤＤ）が、ステップ７４にお
いて、ＧＲＡ中の木の基数の内容をＴＷＤｌの内容に加
えて、ＴＡＤＤにそのアドレスを記憶することにより、
計算される。ステップ７５において、アドレス指定され
た木のノードに記憶されたノード値（ＤＷＲＤ）が取り
出され、−時記憶域（ＴＷＤ２）に制御ワード（ＣＷＲ
Ｄ）がそしてＴＷＤ３にレコード・アドレス（ＲＣＡＤ
Ｄ）が設けられる。ステップ７６では、現木ノードに対
するインデックスがＧＲ５に設けられ、それからＧＲＯ
及びＴＷＤ２中のＣＷＲＤがステップ７８で比較される
。

ステップ７８では、それらのＣＷＲＤが等しいなら、記
憶されたＣＷＲＤをノード及びＧＲ２にそして対応する
レコードのアドレスをＧＲ３に設けることによって、Ｇ
Ｒ２及びＧＲ３が初期設定される。

ＵＰＴ命令実行の流れはこの時点で終了する。

ＵＰＴ命令実行の流れが終了したときに木を更新する処
理を続行するために、判断ステップ７８からの“＝”分
岐に続いて、ＣＦＣ命令が再び実行される。これによっ
て、勝者が提供される。敗者のダブルワードがノードに
記憶され、ＵＰＴ実行処理手順が再入力される。この連
係が第７図の破線のブロックに示されている。

判断ステップ７８の比較がＴＷＤ２よりもＧＲＯの内容
の方が大きいことを示しているときには、ＵＰＴ命令実
行の流れはステップ７１へ分岐して戻る。比較されてい
る２つのレコードのＣＷＲＤ中のハーフワード値が補数
の形をなすので、左側の分岐（ＧＲＯ＞ＴＷＤ２）は、
ノードにおけるレコードのキーの大きさがそのノードへ
進んで来るレコードのキーの値よりも大きいことを示し
ている。それ故に、その進んで来るレコードが勝者であ
り、木の上へと次のノードへ進む。

逆に、ＧＲＯの内容がＴＷＤ２の値よりも小さいときに
は、そのノードにおいて表わされているレコードが勝者
である。ステップ８０において、２つのレコードを表わ
すダブルワードが交換される。そのノードへ進んで来る
レコード（敗者）を表わすダブルワードがノードに残さ
れ、一方、そのノードに目下存在しているレコードのダ
ブルワードが次のノードへ進む。

第４図では、入力レコード列３１からノード９を介して
トーナメント木へ導入されたレコードは、トーナメント
・セツションを開始する。このセツションでは、木を通
る更新経路に沿って一連の比較が実行される。この更新
経路は、ノード４、ノード２及びノード１を通って行き
、ノードＯで終了する。最後の勝者レコードの経路にお
いてコード・ワードを比較するときには、更新経路にお
ける全てのコード・ワードは、最後の勝者に関する。

これらのコード・ワードを比較するときには、先に説明
したように大きいコード・ワードが小さなキーを表わす
し、小さなキーは大きいコード・ワードを表わす。コー
ド・ワードが等しくないなら、大きいコード・ワードを
有するノード・エントリが木の上へ移動すべきである。

先行技術のＣＦＣ及びＵＰＴ命令実行の流れを参照する
ことにより、次のことが確立される。即ち、第４図の木
を使用する交換選択方法により出力レコード列に押し出
される順序は、結果として昇順又は降順のいずれでも生
じ得る。

次の表Ｉを参照することにより、第４図の交換選択木の
動作を理解することができる。

表Ｉ 表Ｉでは、各入力レコード列が４個又は５個のレコード
を含んで示されている。それらのレコードの記憶位置は
、左側先頭列の記憶位置の項目に示されている。レコー
ドのバイト０乃至５におけるレコード・キーの値のみが
表Ｉには示されていて、インデックス・キー、後続の位
置（ｓｕｃｃｅｓｓｏｒｌｏｃａｔｉｏｎ）及びＭＣＰ
フィールドが、この例では省かれている。この表Ｉはま
た、各入力レコード列をそのトーナメント木の端末ノー
ドと関連付けている。

第４図の木を用いて表■の入力レコード列に対して交換
選択組合せ処理が実行される。その組合せ処理は、３つ
のステップへ再分される。即ち、１、始動ステップによ
って入力レコード列３０乃至３４から最初のレコードが
取り出されてトーナメント木に設定される。その木への
各最初のレコードの導入のために、初めに全てゼロであ
る最小可能性のキー値についてそのコード・ワード値を
計算する。このコード・ワードは、実レコードのアドレ
スを含む２番目のワードと共に、木における適切なノー
ドに設定されるダブルワードのノード値を形成する。始
動の後に、内部ノード値が、５つの入力レコード列の各
々から１つであるが、木に設定されたことになる。それ
で、４つの内部ノード１乃至４の各々が１つのノード値
を含み、また勝者レコードについてのノード値がノード
Ｏへ移動する。

２、各勝者がトーナメント木から現われると、組合せ処
理が繰返さる。各反復が１つの新しいレコードについて
のダブルワードを木へ導入し、新しい勝者レコードにつ
いてのダブルワードを生成する。勝者を加えた木は、組
合されつつある各入力レコード列から１つのノード値を
正確に含まなければならない。従って、木へ導入される
新しいノード値は、先の繰返し勝者が発生した入力レコ
ード列と同じ入力レコード列から来なければならない。

３、入力レコード列の最後のレコードについてのノード
値の生成では、次の繰返しにおいて木へ導入されるべき
その入力レコード列からの後続のレコードは何ら存在し
ないことになる。従って、組合せの順序がそのような発
生セグメントについては１つだけ減少しなければならな
い。この処理は、ランナウト“（ｒｕｎｏｕｔ）″とし
て参照されるが、第４図及び表■の例における４通り、
３通り、２通り及び１通りの組合せについて夫々１回以
上の繰返しから成る。ランナウトは、その例では、レコ
ード列からの次の入力レコードがその先行レコードより
も小さいことが発見されたときに、起きる。

このことは、レコード列中断として参照される。

始動ステップでは、各入力レコード列の最初のレコード
についてのノードのダブルワードが形成される。そのノ
ード値の最初のワードは、全てゼロを含むレコード・キ
ーに対してＣＦＣ命令を実行することにより形成される
コード・ワードである。そのノードのダブルワードの２
番目のワードは、そのダブルワードによって表わされる
レコードのアドレスである。各入力レコード列の最初の
レコードについてのノードのダブルワードが、次の表■
において１６進表示でリストされている。

表■ ２８　　　０００６　　　ＦＦＦＣ００００１０３０３
００００６ＦＦＦＢ　　　００００１０４０３８　　　
０００６　　　ＦＰＦＡ　　　００００１０５０４０　
　　０００４　　　ＦＦＦＥ　　　００００１０８０４
８　　　０００６　　　ＦＦＦＯ００００１０６０レコ
ード列の始動において次にＵＰＴ命令が用いられる。ま
ず、木の各内部ノードについてのコード・ワード位置が
全て１　（Ｘ’　　ＦＦＦＦ　　ＦＦＦＦ’）に初期化
される。これによって木は見かけの小さいキーを有する
レコードで占められる。

表■における各レコードについては、そのノード・イン
デックスがＧＲ５にロードされ、ＵＰＴが６からＯ基底
への変位で実行される。始動処理の完了時には、木のノ
ード内容は次のようになる。

即ち、 木　　　　　　出力リスト ＯＬＨ１０３０ ０：　１０３０ １　：　１０４０ ２　：　１０６０　　３　：　１０５０４　：　１０８
０ この例示においては、第４図のトーナメント木の内゛部
ノードのみが与えられている。各々は、レコードのアド
レスと関連している。そのレコードのダブルワード表示
がそのノードについてのノード値を構成している。従っ
て、レコード１０３０のダブルワード表示が、ノードＯ
のノード値を構成している。そのノード値は、出力処理
５２へ渡される。その出力処理は、組合せ連鎖ポインタ
（ＭＣＰ）のエントリによりレコード１０３０を出力リ
スト・ヘッダ（ＯＨＬ）にリンクさせる。

表■かられかるように、レコード１０３ｏは最小の羊−
値を有している。トーナメント木を用いる交換選択処理
手順とＣＦＣ及びＵＰＴ命令との次の繰返しにおいて、
以下の結果が生じる。即ち、０　：　１０４０　　　　
　０ＬＨ１０３０１：　１０６０　　　　　１０３０　
　１０４０２　：　１０７０　　３　：　１０５０ここ
で、レコード１０３０は端末ノード２８における入力レ
コード列３２から発生したので、そのレコード列３２の
次のレコード（レコード１０７０）が内部ノード２でト
ーナメント木へ導入される。ＵＰＴ順序付けの結果、ノ
ード２にレコード１０７０が位置することになり、ノー
ド１にレコード１０６０がそしてノード０にレコード１
０４０が位置することになる。出力処理がレコード１０
３０のＭＣＰにレコード１０４０のアドレスを挿入する
。

入力レコード列３０乃至３４の組合せは、全てのレコー
ド列が出力リストへ組合されてしまうまで、前記した処
理手順を繰返して完了する。

さて、第１図及び第２図を参照して本発明を説明する。

第１図は、ｑ個の入力レコード列をトーナメント木によ
って１つの出力レコード列に組合せる処理手順を表わし
ている。このトーナメント木は、別の“木を離れた（ｏ
ｆ　ｆ　−ｔｒｅｅ）”入力レコード列と共にｑ−１個
の入力レコード列を組合せる。

第１図は、８個の入力レコード列を組合せるように設定
されたトーナメント木で９個のレコード列を組合せるの
に本発明がどのように用いられるのかを示している。ト
ーナメント木はインデックス０：、８：、１０：、１８
：、２０：、２８：、３０：及び３８：により示された
内部ノードを含む。８個の入力レコード列のために８個
の外部ノードが提供されている。それらのノードは、ト
ーナメント木構造に接続されている。この木構造は、第
４図のトーナメント木について先に説明したように機能
する。また入力リスト８０も提供されている。この入力
リストは、トーナメント木を離れていて、“分離リスト
（ｓｅｐａｒａｔｅ　１ｉｓｔ）　”として参照される
。分離リスト８０は、通常の連係リスト入カレコード列
である。この入力レコード列は、トーナメント木へ提供
される入力レコード列と組合されることになっている。

本発明の方法では、トーナメントの勝者がトーナメント
木の繰返し後に現われたとき、その勝者が分離リストの
先頭における最小の大きさのレコード（ＳＬＲＣＤ）と
比較される。この比較がブロック８２により表わされて
いる。３つの結果が可能である。即ち、勝者＝ＳＬＲＣ
Ｄ、勝者＞５ＬＲＣＤ及び勝者〈５ＬＲＣＤである。本
発明の実施においては、レコード・キーの大きさが等し
いなら、ＣＦＣ命令がステップ８４で実行され、比較が
再びステップ８２で行なわれる。勝者レコードのキーの
大きさが５ＬＲＣＤのキーの大きさよりも大きい場合に
は、出力処理が呼び出され、ステップ８６で５ＬＲ１Ｃ
Ｄが出力レコード列に出力される。それから、ステップ
８７で次の５ＬＲＣＤが分離リスト８０から得られ、比
較ステップ８２が再び実行される。

勝者のキーの大きさが５ＬＲＣＤのキーの大きさよりも
小さいときには、勝者を出力リストへリンクするために
出力処理がステップ８８で呼び出され、トーナメント勝
者を得た連係リストの残りの部分がステップ９０で分離
リストと交換される。

レコード列の交換においては、トーナメント勝者の入力
レコード列の残りの部分が分離リストとして表示される
。一方、前の分離リストは、もはやトーナメント木の端
末ノードに接続される。その端末ノードには、勝者レコ
ードの入力レコード列が先に付加されている。レコード
列の交換が一旦完了すると、別のトーナメントの繰返し
がステップ９２におけるＵＰＴ命令の実行によってなさ
れる。

本発明においては、第１図に示された参照番号８２．８
６及び８７を含むループが重要である。

トーナメント勝者が第１図のトーナメント木に付与され
る（ｑ　−１）個のレコード列の最小の大きさのキー値
をそのレコードに提供しているので、５ＬＲＣＤの大き
さがまたそれらのレコードよりも小さいことは値かであ
る。さらに、現勝者よりも小さなキー値を有する分離リ
スト８ｏ中の５ＬＲＣＤにリンクされたレコードのスト
リングが存在する場合には、これらを検出して単一の比
較（ブロック８２）ごとに出力リストへ出力することが
できる。第１図の例では、トーナメント勝者を“′負か
す（ｂｅａｔ）　”　Ｓ　Ｌ　ＲＣＤの各々は、トーナ
メント木における２つの比較結果をセーブする。

第１図の処理手順を実行する好実施例が、表■のアセン
ブル・コード・リスティングに示されている。このリス
ティングは、第２図を参照して読まれる。第２図におい
ては、第１図のトーナメント木におけるノード値につい
てのデータ・フォーマットが参照番号９０によって示さ
れている。−方、表示されたレコードが参照番号９２に
よって示されている。第２図においては、ダブルワード
のノード値９０の第２ワードがレコード９２へのポイン
タを含み、一方、第１ワードがＣＦＣ命令の実行により
生成されるコード・ワードＣＷＲＤを含む。第１ワード
と第２ワードの内容を逆にしても良い。ノード値９０の
ポインタ・ワードは、レコード９２のアドレスＡＤＤＬ
Ｈを含む。レコード９２はに個の連続バイトから成る。

入力レコード列生成段階において、入力リストを含むレ
コードがＣＦＣ命令を含む処理手順によって非ランダム
順に配置される。その処理手順は、レコードを順番にす
るためにＣＦＣ命令によって生成されるＣＷＲＤを用い
、そしてポインタを使用してレコードを順番にリンクす
る。従って、レコード列生成段階の終了時には、複数の
入力レコード列がアセンブルされていることになる。各
入力レコード列は、レコード９２のフォーマットを有す
るレコードのリンクされたリストを含む。レコード列生
成段階の終了時に、レコード９２は、そのレコード列に
おいてレコード９２に続くレコード９４のアドレスＡＤ
ＤＬＭ：を構成するポインタ（ＰＮＴＲ）が入力された
第１ワード（バイト０乃至３）を有する。次に、バイト
４乃至７を含むコード・フィールド・ワード（ＣＦＬＤ
）は、レコード列が生成されたときにＣＦＣ命令により
レコードについて生成された最後のＣＷＲＤを含む。最
後に、レコード・キーがバイト８乃至に−１において見
出される。入力レコード列が初期設定段階において第１
図のトーナメント木にリンクされるときには、レコード
列における最初のレコードのＣＷＲＤが、ゼロの見かけ
の値に対してキーワードの大きさを比較するＣＦＣ命令
の実行によって計算される。そのＣＷＲＤは外部ノード
の１つを通って木へ移される。外部ノードのインデック
スがレコードのＣＦＬＤに設けられる。木におけるレコ
ードがトーナメント勝者となると、その勝者に続く入力
レコード列におけるレコードが上記のようにして木へリ
ンクされる。

第１図においては、トーナメント木が次のような追加を
伴なって上記のようにして始動される。

即ち、全てのリストのうち最も小さなキーの値を有する
レコードが先頭であるリストが、分離リスト８０として
指定されていることである。このことは、例えば、ｑ個
のリストを組合せるトーナメント木の単一の繰返しによ
って行なわれる。第１図に示されているように、レコー
ド８１が分離リスト８０の“ヘッダとして指定される。

本発明の好実施例が表■のアセンブル・コード・リステ
ィングに示されている。

表■ 木を指し示しそして分離リストの先頭を指し示すことに
より開始して、勝者レコードについてのオフセット値の
コードを得る。

５ＴＡＩｌｉＴ　Ｌ　Ｒ４，０ｔｌＴＴＲＥＥ　　　出
力組合せ木を得るＬ　Ｒ６，５ＥＰＬＩＳＴ　　　分離
リストの先頭を得る Ｌ　Ｒ７、ＣＯＭＰＬＥＮ　　　比較されるキーの長さ
を得る Ｌ　ＲＩＯ，０ＵＴＬＳＩＺ　　出力リストのサイズを
得る Ｌ　Ｒ１，４（、Ｒ４）トーナメント勝者レコードを得
る Ｌ　Ｒｏ、　０（、Ｒ４）　　　勝者のコードを得る分
離リストから次のレコードを得る。

５ＥＬＬＮＥＸＴ　Ｌ　　Ｒ１５，０（、Ｒ６）　　　
次の５ＬＲＣＤを得るＬＴＲＲ１５、Ｒ１５リストの終
了についてテストする ＢＮＲ５ＥＬＬＬＥＴＥ　　　　　リストの終了なら、
木の根を削除する ５ＬＲＣＤに対する勝者をテストする。

ＣＬ　　ＲＯ１４（Ｒ１５） ＢＨ５ＥＬＬＳＷＡＰ　　　　大きい方へ分岐悼勝者の
方が小さい ＢＬ　　５ＥＬＬＬＩＳＴ　　　　小さい方へ分岐→５
ＬＲＣＤの方が小さ い コードが等しかったので、どのレコードが小さいかを決
めるためにもう１つＣＦＣを発行する。

ＬＲＲ３、Ｒ１勝者のキーのポインタ についてコピーする Ｌｌ（Ｒ２，４（、Ｉ’１１５）　　ＣＦＣについての
オフセットを得る ＬＲＲ１、Ｒ１５分離レコードをＣＦＣレジスタへ移す ＣＦＣ８（Ｒ７）　　　　　勝者に対して５ＬＲＣＤを
比較する ＢＮ）ｌ　５ＥＬＬＯ讐　　　　５ＬＲＣＤが大きくな
いならそれと共に続行する ＳＴ　　Ｉ？２．４（、Ｒ１５）　　Ｓｔ、ＲＣＤにつ
いて新コードを設定する トーナメント勝者が最小であったので、新しい分離リス
トを確立するために勝者のレコード列と分離リストとを
交換する。

５ＥＬＬＳＷＡＰ　ＳＴ　Ｒ１、Ｏ（、Ｒ６）勝者を出
力リストへ加える しＲＲ６、Ｒ１それを出力リストの最 後にする ＬＲＲ１、Ｒ１５分離を交換にする ５ＥＬＬＥＣＴ　　Ｌ　　Ｒ５，４（、Ｒ６）勝者につ
いての外部ノード・インデックスを 得る Ｌ　　ＲＯ１４（、Ｉ’ｌｌ）交換についてのコードを
得る ＳＴ　Ｒ５，４（、Ｒ１）コードを外部ノード・インデ
ックスと交換す ス ＬＴＲＲＯ、ＲＯ出力リストの最後に等しいかどうか調
べる ＢＭ　ＳＥＩ、ＬＯＦＦ　　　木の更新をバイパスする 勝者についての交換を選択する。

５ＥＬＬＤＡＴＥ　ＵＰＴ　　　　　　　木の更新を開
始するＢＮＥ　５ＥＬＬＯＦＦ　　　木が更新されてい
るなら出る ＳＲＬ　Ｒ２，１６コードをオフセットに変換する ＣＦＣ８（Ｒ７）　　　　比較して新コードを形成する ＳＴ　Ｒ２，０（Ｒ５、Ｒ４）更新コードをセーブする ＳＴ　Ｉ？３．４　（［？５、Ｒ４）より大きなキー・
ボポインタをセーブす る Ｂ　　５ＥＬＬＤＡＴＥ　　　木の更新を再開する勝者
リストを削除する ５ＥＬＬＬＥＴＥ　ＳＴ　Ｒ１，０（、Ｒ６）勝者を出
力リストに付加する 木の空きについてテストするためにコード化する ＢＭ　５ＥＬＬＳＴＯＰ　　　木が空いているなら停止
する 勝者リストを分離リストにするためにコード化する ＢＭ　ＳＥＬＬＭＰＴＹ　　　木が空いているなら組合
せを停止にかかる 木を調整するためにコード化して更新のために古くて高
位レコードを交換するようにする。

Ｂ　　５ＥＬＬＥＣＴ　　　新しい勝者の選択にかかる 木の空き状態を処理する ＳＥＬＬＭＰＴＹ　ＳＬＲＲＯ、ｌ？０　　　リスト・
コードを高い状態にする ＳＬＲＲ１、Ｒ１勝者レコードを空にセットする Ｂ　　５ＥＬＬＯＦＦ　　　選択されるレコードをカウ
ントにかかる 分離リストの先頭が最低位であるので、このレコードは
１回の比較で得られる。分離リストの先頭を出力リスト
に付加する。

５ＨＬＬＯＷ　　　ＬＲＲＯ、Ｒ２更新コードをセーブ
する ＬＲＲ１、Ｒ３勝者をコピーする ５ＥＬＬＬＩＳＴ　　ＬＲ’Ｒ６、Ｒ１５５ＬＲＣＤを
出力の一番最後にする 選択されたレコードの数をカウントし終えて、存在する
レコードの数の限界に達したかどうかを調べる。

５ＥＬＬＯＦＦ　ＢＣＴ　ＲＩＯ，５ＥＬＬＮＥＸＴ　
　限界に達していないなら続行する 限界に達したなら、終了する。もはや全てのレコードが
出力リスト中に存在する。

表■では、５ＴＡＲＴシーケンスが第１図のトーナメン
ト末の基底アドレスをレジスタＲ４にそして分離リスト
のヘッダ・アドレス（ＳＥＰＬＩＳＴ）をレジスタＲ６
にロードする。レコードのキー・フィールドの比較につ
いての限界がレジスタＲ７中に入力され、出力リストの
サイズがレジスタＲ７中に入力される。次に、初期設定
された木のノードＯ：におけるノード値がレジスタＲＯ
（ＣＷＲＤ）及びＲ１（勝者レコードのアドレス）にロ
ードされる。

５ＥＬＬＮＥＸＴにおいては、リストの先頭に続（分離
リストのレコードがリストの先頭におけるポインタから
得られる。５ＥＬＬＮＥＸＴに直ぐ続いているＬＴＲ−
ＢＮＰ命令によって、分離リストの終了が見出されると
、５ＥＬＬＬＥＴＥに分岐する。されなければ、第１図
の比較８２が、ＢＮＰ乃至５ＥＬＬＬＥＴＥ　：　ＣＬ
−ＢＨ−ＢＬに続く命令シーケンスによって実行される
。

分離リストの先頭に対するトーナメント勝者の比較が、
ＣＬ（比較論理）命令によって行なわれる。この命令が
、分離リスト・レコードのＣＷＲＤに対してＲＯにおけ
る勝者のＣＷＲＤを比較する。このＣＷＲＤは、Ｒ１５
におけるアドレスよりも４バイトずれている。表■のリ
スティングを通る第１経路においては、Ｒ１５が分離リ
ストにおける２番目のレコードを有することになり、ま
たそれがこのレコードのＣＷＲＤとなる。このレコード
は、ＲＯにおけるトーナメント勝者レコードのＣＷＲＤ
に対して比較される。ここでは、次のことが仮定しであ
る。即ち、分離リスト・ヘッダのアドレスもまた出力リ
スト制御ブロックのポインタ・フィールド中へ人力され
ていて、これにより、分離リスト・ヘッダを出力リスト
への第１エントリとして確立することができることであ
る。

この時点からの出力処理手順が出力リストへの最後のエ
ントリのＰＮＴＲフィールドへのエントリをなすことか
らなることは明らかである。

それから、比較された両レコードのＣＷＲＤが等しいと
仮定しである。もはや、ＣＦＣ命令の準備のためにＬＲ
Ｒ３、Ｒ１から始まる流れへ処理は移る。そのＣＦＣ命
令の実行によってレコードのより低位のものが決まる。

さて、木の一番上の勝者が２つのレコードのより小さな
キーの大きさを有していると仮定する。

これがＣＬ命令の次のＢＨ命令によって決められると、
流れは５ＥＬＬＳＷＡＰへ分岐する。この決定がＣＦＣ
命令の実行の結果生じるなら、分離リスト・レコードに
ついての新しいＣＷＲＤが、５ＥＬＬＳＷＡＰの直前の
ＳＴ、Ｒ２，４収Ｒ１５）命令によってそのコード・フ
ィールド中に設けられ、それから命令の流れが５ＥＬＬ
ＳＷＡＰへ進む。

５ＥＬＬＳＷＡＰでは、トーナメント勝者が最小のキー
を有するものであったので、もはや、新しい分離リスト
を提供するために処理手順が勝者が分離リストと組合さ
った流れから換わる。初めに、トーナメント勝者が、ア
ドレスがレジスタＲ６中に存在する出力リストへの最後
のエントリのポインタ・フィールド中へそのアドレス（
レジスタＲ１中に含まれる）を入力することにより、出
力リストに付加される。次に、付加されたばかりの出力
リストの最後のアドレスがレジスタＲ６中に入力され、
分離リストの先頭のアドレスがレジスタＲ１中に人力さ
れる。５ＥＬＬＥＣＴ命令で始まる処理手順の流れにお
いては、最後のトーナメント勝者が組合さったレコード
列を連結する端末ノードのインデックスが、レジスタ５
中にロードされる。一方、分離リストのＣＷＲＤがレジ
スタ５中に設けられる。それから、トーナメント木から
離されているレコード列の端末ノード・インデックスが
、命令ＳＴ　　Ｒ５，４（Ｒ１）によって交換されてい
る分離リストのＣＦＬＤ中に設けられる。

５ＥＬＬＥＣＴシーケンスにおける最後の２つの命令は
、交換レコードについてのコードが負の値を有するなら
、５ＥＬＬＯＦＦへ分岐する。そのコードが負なら、交
換レコードのキーは出力リストに設けられたばかりのレ
コードのキーに等しいし、ＪＰＴ処理が実行される必要
はない。

交換レコードのコードが負でないと仮定すると、表■の
処理手順は５ＥＬＬＤＡＴＥに移る。この５ＥＬＬＤＡ
ＴＥは、トーナメント木を更新する処理手順を含む、こ
のことは、次のトーナメント勝者を決めるのに必要であ
る。

木が更新され、勝者が決まると、５ＥＬＬＯＦＦへ分岐
する。出力リストが十分に収容されなかったなら、処理
手順は５ＥＬＬＮＥＸＴへ分岐して戻る。この５ＥＬＬ
ＮＥＸＴは、第１図における比較８２の準備中に分離リ
ストから次のレコードを得る。

さて、ＣＬ命令の実行によって分類リストの先頭が低位
（即ちキーの値が小さい）であることが示されると仮定
する。ＢＬ命令は処理手順を５ＥＬＬＬＩＳＴへ分岐さ
せる。５ＥＬＬＬ　Ｉ　ＳＴでは、分類リストの先頭レ
コードが、単にそのアドレスをレジスタＲ１５からレジ
スタＲ６へ移すことによって、出力リストの一番最後へ
作成される。

この場合、分離リストにおけるそれの前のレコードは出
力リストの一番最後に設けられていたのである。また、
この場合、最後の出力リスト・レコードが分離リスト・
レコードを指し示し、ポインタを変更するのに特別にＳ
Ｔ命令を必要とすることを除いている。最初のＣＦＣ命
令の実行の結果、分類リスト・レコードが低位であると
決定された場合には、ＢＮＨ命令が処理手順をＳＥＬＬ
ＬＯＷへ分岐させる。ここで、トーナメント勝者のＣＷ
ＲＤ及びアドレスがそのノード値を保存するためにレジ
スタＲＯ及びＲ１中へコピーされた後に、分離ヘッダが
出力リストの一番最後に付加される。

５ＥＬＬＬＥＴＥで始まる命令列は、５ＥＬＬＮＥＸＴ
の次のテストによって分離リストが空であることが見出
されたときに実行される。トーナメント木がｑ−１のた
めに空であるなら、ＢＭから５ＥＬＬＳＴＯＰまでによ
って処理が終了する。

さもなければ低位の木レコード・リスト（木の先頭）が
新しい分離リスト中へ作成される。

選択水のサイズがこのとき１ノ一ド分だけ減される（ｑ
＝ｑ−１）。これによって木が空になるなら（ｑ−１＝
Ｏ）、ＢＭからＳＥＬＬＭＰＴＹが採択される。さもな
ければ、適切な端末ノード・インデックスが新しい木の
サイズを反映するように調整され、削除された内部ノー
ド（位置ｑ）に記憶されていたレコードが、Ｂ乃至５Ｅ
ＬＬＥＣＴにより初期設定された選択レコード列のため
に交換レコード中へ作成される。

ＳＥＬＬＭＰＴＹにおける命令列は、選択水が低減され
たので、５ＥＬＬＬＥＴＥ列におケルＢＭから入力され
る。全ての続く出力レコードが分離リストから選択され
るようにするために、ＳＬＲＲＯ，ＲＯは見かけの木先
頭レコード・コードをセットする。

出力リストが十分に収容されたとき、又は木のリスト及
び分離リストにおける全てのレコードが出力リストに設
けられたときには、表■における処理手順は終了する。

前者は、５ＥＬＬＯＦＦでのＢＣＴ命令によって検出さ
れる条件である。後者の条件は、５ＥＬＬＬＥＴＥルー
チンにおけるＢＭ乃至５ＥＬＬＳＴＯＰによって検出さ
れる。

例 本発明の動作の例が後に添付した表■乃至■に示されて
いる。表■は、ＴＮＩと記された欄に示された端末ノー
ドを介して第１図のトーナメント木に適用された入力レ
コード列のりスティングである。入力レコード列はＩＳ
Ｉ乃至ＩＳ８と示されており、分離リストはＳＬと示さ
れている。各入力レコード列（及び分離リスト・レコー
ド列）は、昇順の大きさのコード・ワード列によって表
わされている。従って、例えば端末ノード４０：で第１
図のトーナメント木中へ導入された入力レコード列１３
１は、コード・ワードの大きさ（１０進表示で）が１０
０１　１０１５　１０１６１０５７　１０６７であるレ
コード列から成る。

表■に示されているように、レコード列生成段階によっ
て入力レコード列の各々が非ランダム・レコードを伴な
って収容されている。表■はまた、最小のキーの大きさ
（１０００）の先頭レコードを有するレコード列によっ
て分離リストが開始していることを示している。表Ｖで
は、分離リストの先頭レコードが出力リスト中へ入力さ
れ、第７図のトーナメント木が開始されている。入力レ
コード列ＩＳ１のレコードがノード０：にまで進んでい
る。一方、その他の各人力ノードは、各入力レコード列
の先頭を表わすノード値を受取っている。レコード１０
２７がもはや分離リストの先頭である。表■においては
、本発明の動作によって、ＣＷＲＤｌｏｏＩと表示され
たレコードが出力リストに付加され、勝者のレコード列
の残りの部分が分離リストへ移されている。先の分離リ
ストの残りの部分を端末ノード４０を介して木へ導入す
ることにより、木は更新される。その端末ノード４０に
は、ＩＳｌが初めは接続されていた。結果的には、初め
の分離リストがノード２０にまで進む。トーナメントの
勝者は、ＣＷＲＤ１００２のレコードで、これはＩＳ５
の先頭である。表■では、レコード１００２が出力リス
トに付加され、ＩＳ５の残りの部分は分離リストへ移さ
れ、一方、トーナメント木がＩＳ５の出発端末ノードで
あるノード６０；においてリスト中へ最後の分離リスト
（ＩＳｌ）を導入することにより更新されている。この
結果、ＩＳＩはノード３０を通ってノード１０へ進み、
ＩＳ２はノード８へそしてＩＳ４はノードＯへ夫々進む
。

表■に示されているように、本発明の動作の例では、ノ
ード０：におけるレコード１０１１に対する単一の比較
を続けてＴＳ５における非ランダム・ストリングを出力
リスト中へ移すことがら始まっている。この結果、ＩＳ
５の残りの部分が出力リストへ移動することになる。こ
の移動は、トーナメント木におけるレコード列の残りが
組合されて出力リストへ接続されてから起きる。

Ｅ９発明の効果 本発明を用いることにより、ｎ個の予め分類されたレコ
ードをｎ　（ｌｏｇ、　ｎ）回よりも少ない比較で複数
のレコード列へ組合せる効率が著しく向上される。

表■ ＩＳＩ　　　　４０：　　１００１１０１５１０１６１
０５７１０６７ＩＳ２　　　４８：　　１０１２１０２
３１０２５１０２９１０７７ＩＳ３　　　５０：　　１
０１９１０３３１０４３１０４４１０７６ｒｓ４　　　
５８：　　１０１１１０１４１０２０１０２１１０２２
ＩＳ５　　　６０　：　　１００２１００３１００４１
００５１００６１５６　　　６８　：　　１０２８１０
４５１０５５１０５６１０５８ＩＳ７　　　７０：　　
１０２５１０２６１０３７１０４０１０５０ＩＳ８　　
　７８　：　　１０３０１０４１１０５１１０５９１０
６９Ｓ１、　　　　　　１０００１．０２７１０３８１
０４２１０４８表Ｖ 班力仄入上：　１０００ ノ　−　ド　　ｙｌ二上タ止ｊ１　　　　ノードにおけ
るゴーＦワードのりスト０　：　　　　　　ＩＳＩ　　
　　　　　１００１　１０１５　１０１６　１０５７　
１０６７８　　：　　　　　　ＩＳ５　　　　　　１０
０２　１００３　１００４　１００５　１００６１．０
　：　　　　　　ＴＳ４　　　　　　１０１１　１０１
４　１０２０　１０２１　１０２２１８　　：　　　　
　　ＩＳ７　　　　　　１０２５　１０２６　１０３７
　１０４０　１０５０２０　：　　　　　　ＩＳ２　　
　　　　１０１２　１０２３　１０２８　１０２９　１
０７７２８　：　　　　　　ＩＳ３　　　　　　１０１
９　１０３３　１０４３　１０４４　１０７６３０　　
：　　　　　　ＩＳ６　　　　　　１０２８　１０４５
　１０５５　１０５６　１０５８３８　　：　　　　　
　ＩＳ８　　　　　　１０３０　１０４１　１０５１　
１０５９　１０６１う辷古」男Ｌ　　ＳＬ　　　　　　
　　１０２７　１０３８　１０４２　１０４８表■ 皇ｌ巳し眠旦：　１．０００１００１ ／−Ｆｋ：−二上夕す４１　　　　ノーＦにおけるコー
トヮーＦのりスト０　：　　　　　　ＩＳ５　　　　　
　１００２　１００３　１００４　１００５　１００６
８　：　　　　　　１５４　　　　　　１０１１　１０
１４　１０２０　１０２１　１０２２１０　：　　　　
　　ＩＳ２　　　　　　１０１２　１０２３　１０２８
　１０２９　１０７７１８　　：　　　　　　ＩＳ７　
　　　　　１０２５　１０２６　１０３７　１０４０　
１０５０２０　：　　　　　ＳＬ　　　　　　　　１０
２７　１０３８　１０４２　１０４８２８　：　　　　
　　ＩＳ３　　　　　　１０１９　１０３３　１０４３
　１０４４　１０７６３０：　　　　　　ＩＳ６　　　
　　　１０２８　１０４５　１０５５　１０５６　１０
５８３８　：　　　　　　ＩＳ８　　　　　　１０３０
　１０４１　１０５１　１０５９　１０６１分離リスト
　　　ＩＳＩ　　　　　　　１０１５　１０１６　１０
５７　１０６７表■ 出力リスト：　１０００１００１１００２ノー　ド　　
レコード列名　　　　ノーＦにおけるコーＦワーＦのり
スト０　：　　　　　ＩＳ４　　　　　　１０１１　１
０１４　１０２０　１０２１　１０２２８　：　　　　
　ＩＳ２　　　　　　１０１２　１０２３　１０２８　
１０２９　１０７７１０　：　　　　　ＩＳｌ　　　　
　　　１０１５　１０１６　１０５７　１０６７１８　
：　　　　　ＩＳ７　　　　　　１０２５　１０２６　
１０３７　１０４０　１０５０２０　：　　　　　ＳＬ
　　　　　　　　１０２７　１０３８　１０４２　１０
４８２８　：　　　　　ＩＳ３　　　　　　１０１９　
１０３３　１０４３　１０４４　１０７６３０　：　　
　　　ＩＳ６　　　　　　１０２８　１０４５　１０５
５　１０５６　１０５８３８　　：　　　　　ＩＳ８　
　　　　　１０３０　１０４１　１０５１　１０５９　
１０６９う辷濤隼ユＺ上−ＩＳ５　　　　　　１００３
　１００４　１００５　１００６表■ １１尺し源Σ：　１０００１００１１００２１００３ノ
　−　ド　　レコード列名　　　　ノートにおけるコー
トワードのりスト０　：　　　　　　ＩＳ４　　　　　
　１０１１　１０１４　１０２０　１０２１　１０２２
８　：　　　　　　ＩＳ２　　　　　　１０１２　１０
２３　１０２８　１０２９　１０７７１０　　：　　　
　　　ＩＳｌ　　　　　　　１０１５　１０１６　１０
５７　１０６７１８　：　　　　　　ＩＳ７　　　　　
　１０２５　１０２６　１０３７　１０４０　１０５０
２０　：　　　　　ＳＬ　　　　　　　　１０２７　１
０３８　１０４２　１０４８２８　：　　　　　　ＩＳ
３　　　　　　１０１９　１０３３　１０４３　１０４
４　１０７６３０　　：　　　　　　ＴＳ６　　　　　
　１０２８　１０４５　１０５５　１０５６　１０５８
３８　：　　　　　　ＴＳ８　　　　　　１０３０　１
０４１　１０５１　１０５９　１０６９予ｒＬ１ユＺ上
−ＩＳ５　　　　　　１００４　１００５　１００６

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の方法を例示する処理の流れのブロッ
ク図、第２図は、本発明に従って分類、及び組合される
レコードのフォーマットを例示する説明図、第３図は、
レコードを分類、及び組合せるための分類プログラムを
有するディジタル・コンピュータにおけるインターフェ
イス及びデータの流れを示す説明図、第４図は、先行技
術に従って分類されたレコードの複数入力レコード列を
単一の出力レコード列へ組合せることを示す説明図、第
５図は、第４図に示された処理において用いられるレコ
ードのフォーマットを示す説明図、第６図は、先行技術
の第１の分類指令の実行を理解するのに必要なハードウ
ェア及びデータ構造を示す説明図及び第７図は、先行技
術の第２の分類命令の実行の流れを示すフローチャート
である。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝　　−（外１名）

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）プログラム記憶式制御処理装置において交換選択
   分類を利用してｑ個の分類されたレコード列を順序付け
   られた出力レコード列に組合せる方法であつて、 前記処理装置において２進のトーナメント木を作成し、
   前記木において交換選択分類を行なつて前記レコード列
   の（ｑ−１）個のうちで最小のキー値を有するレコード
   を得るステップと、 前記レコード列のｑ番目のレコード列を分離レコード列
   として提供するステップと、 前記木によつて得られた最小のキー値を有する最初のレ
   コードを、前記分離レコード列の最小のキー値を有する
   レコードと比較して、より小さなキー値を有するレコー
   ドを出力するステップと、前記より小さなキー値を有す
   るレコードが前記分離レコード列からのレコードである
   ときには、前記比較するステップを繰返し、そうでない
   ときには、前記木により最小のキー値を有する２番目の
   レコードを得て前記比較するステップを繰返すステップ
   と、 を含むレコード列組合せ方法。
2. （２）プログラム記憶式制御処理装置において交換選択
   分類を利用してｑ個の分類されたレコード列を順序付け
   られた出力レコード列に組合せる方法であつて、 前記処理装置において２進のトーナメント木を作成し、
   前記木において交換選択分類を行なって前記レコード列
   の（ｑ−１）個のうちで最大のキー値を有するレコード
   を得るステップと、 前記レコード列のｑ番目のレコード列を分離レコード列
   として提供するステップと、 前記木によつて得られた最大のキー値を有する最初のレ
   コードを前記分離レコード列の最大のキー値を有するレ
   コードと比較して、より大きなキー値を有するレコード
   を出力するステップと、前記より大きなキー値を有する
   レコードが前記分離レコード列からのレコードであると
   きには、前記比較するステップを繰返し、そうでないと
   きには、前記木により最大のキー値を有する２番目のレ
   コードを得て前記比較するステップを繰返すステップと
   、 を含むレコード列組合せ方法。