JPH0317780A - 記号列検索方法および装置 - 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】 【産業上の利用分野】

本発明は、データベース、文書ファイリングシステム等
の非数値データ処理を含む情報処理システムにおいて、
非構造化データの高速な検索処理，特に文字列検索によ
る文書データの全文検索に好適な記号列検索方法および
その方法を実現する装置に関し、さらに該装置としての
半導体集積回路に関する． ［従来の技術１ 情報処理システムの記憶容量が年々増大するに従い、文
書データに代表される非数値データを扱う処理の比率が
高くなっている。このような背景から、大容量のデータ
ベースから所望の文書やデータを高速に漏れなく検索す
る処理の重要性が高まりつつある。 従来．文書データの検索においては，キーワードや分類
コード等の付加情報を用いる方法が多く取られてきた。 しかし、キーワードや分類コードだけでは細かい検索の
条件を厳密に表現することは難しく、十分な絞り込みを
行いにくい。したがって．この方法では検索者が意図し
なかった文書も検索ノイズとして含まれてしまう．その
ため、最終的には検索者が直接本文を読んで文書データ
を選択しなければならず，検索処理の効率が上がらない
という問題があった． 更に、文書データの増大に伴いキーワードや分類コード
を付加するインデキシングの作業量が増大し、文書デー
タの登録遅れの原因になっている．また、キーワードや
分類コードは時代と共にその意味が変化して陳腐化する
場合があり、データベースの最新性維持の困難の原因と
なっている。 これらの問題を克服するために、文書の本文をスキャン
しつつ任意に設定されたキーワードとの比較照合を行う
方法（以下、フルテキストサーチと呼ぶ）が、提案され
ている． このフルテキストサーチを用いた文字列検索システムと
しては、例えば、「アール．エル．ハスキンアンドエル
．エー．ホラー：“オペレーショナルキャラクタリステ
ィックスオブアハードウエアペーストパターンマッチャ
ー　，エーシーエム　トランザクションズオンデータベ
ースシステム，第８巻，第１号，１９８３年，（Ｒ．Ｌ
．Ｈａｓｋｉｎ　ａｎｄ　Ｌ．Ａ．ＩＩｏｌｌａａｒ　
：“ＯｐｅｒａｔｉｏｎａｌＣｈａｒａｃｔｅｒｉｓｔ
ｉｃｓ　　ｏｆ　　ａ　　ｌｌａｒｄｗａｒｅ−Ｂａｓ
ｅｄ　　ＰａｔｔｅｒｎＭａｔｃｈｅｒ”，　ＡＣＭ　
Ｔｒａｎｓ．　ｏｎ　Ｄａｔａｂａｓｅ　Ｓｙｓｔｅｍ
＋ｓ，Ｖｏｌ．．８，　Ｎｏ．１．　１９８３）　Ｊに
記載されているものがある。 第２６図は上記の文献におけるシステムに示す．第２６
図において、文字列検索システム３００はホストコンピ
ュータに接続され、検索要求３２０、検索結果３２４を
通信によってやり取りする。 ホストコンピュータから検索要求３２０が送られると、
検索制御手段３１０はこれを受け付け、解析し，文字列
照合手段３１３と複合条件判別手段３１４へ検索制御情
報３２１を送る。 また、検索制御手段３１０は記憶装置制御手段３１１を
制御して、文字列記憶手段３１２に格納されている文字
列データ３２２を文字列照合手段３１３へ転送させる。 文字列照合手段３１３は、入力された文字列データ３２
２と予め設定された文字列との照合を行ない、該当する
文字列を検出すると、検出情報３２３を複合条件判別手
段３１４へ出力する。 複合条件判別手段３１４は，検索要求中に示された文字
列間の位置関係等に関する複合条件に検出ｔ＃報３２３
が合致するか否かを調べる．そして合致する場合には、
該当する文書データの識別情報や文書内容を、検索結果
３２４として出力し、これがホストコンピュータへ送ら
れる。 上記の文字列照合手段３１３で行なうフルテキストサー
チのひとつに有限オートマ１〜ンを用いた方法があり，
キーワード数にかかわらず１回の本文スキャンで検索を
行うことが出来る。 上記の方法としては、例えば、「工一．ブイ．二一ホア
ンドエム．ジェイ．コラッシック：“エフィシエント　
ストリングマッチング”，コミュニケーションズエーシ
ーエム，第１８巻，第６号，１９７５年（Ａ．Ｖ．Ａｈ
ｏ　ａｎｄ　Ｍ．Ｊ．Ｃｏｒａｓｉｅｋ：“Ｅｆｆｉｃ
ｉｅｎｔ　Ｓｔｒｉｎｇ　Ｍａｔｃｈｉｎｇ”，Ｃｏｍ
ｍ．ＡＣＭ，νｏｌ．　１８，Ｎｏ．６．１９７５）　
Ｊに記載されているものがある。 上記の方法は，ドント・ケア（ｄｏｎ’ｔ　ｃａｒｅ）
文字を含む検索、誤り文字を含む検索など様々な曖昧検
索も実呪することができ，フルテキストサーチに有効な
一手法である。 なお、上記の“ドント・ケア″′文字というのは、限定
されない（何でもよい）文字の意味である。 また、本明細書における“オートマトン″とは、或る遷
移条件の入力により、或る状態から他の状態（或いは再
びその状態自身）へ遷移を行なう機械を意味する。 この有限オートマトンを用いたフルテキストサーチの高
速実現アルゴリズム及びその実現手段については、例え
ば、特開昭６３−３１１５３０号に記載されている。 最も基本的な有限オートマトンを用いた検索方式は、完
全状１！遷移方式である。これは，設定された文字列の
文字による遷移ごとに状態を割り付け，これらの間にす
べての遷移パスを付与するものである．この方式では、
入力される文字列データの１文字に対する遷移処理が、
必ず１マシンサイクルで実行出来る。しかし文字列の増
加と共に状態数が増加するので，状態遷移パスも増加す
る．このため、オートマトン生成時間が長くなるという
問題がある。 そこで、エイホ（Ａ．Ｖ．Ａｈｏ）等が提案した方式は
、“フェイル処理″、すなわち、設定された検索文字列
中の文字と入力される文字列データとの一致判定処理に
おける不一致の際の処理という概念を導入した逐次繰返
しフエイル方式であり，これによって状態遷移パスを大
幅に削減することを可能とした．しかし、文字列データ
のｌ文字に対する遷移処理が、必ずしも１マシンサイク
ルで実行出来るとは限らないという問題がある。 この両者の欠点を補ったものが、前記の特開昭６３−３
１１５３０号に記載されている先行フェイル方式である
。この方式は、通常の遷移処理と同時に，常に、フェイ
ルが起きた場合に備えたフェイル処理を並行して行ない
、フェイルの発生が検出された場合に遷移先を変えるも
のである。この方式では比較的短い時間でオートマトン
を生成することが出来，かつ文字列データの１文字に対
する処理を１マシンサイクルで実行することが出来る。 しかし，上記のごとき従来の有限オートマトンを用いた
フルテキストサーチにおいては、各サイクルの状態遷移
は常に状態遷移テーブルを参照しつつ行なわれる．そし
て一般に、状態遷移テーブルの容量は大きく、有限オー
トマトン実行を制御する半導体集積回路とは別チップの
メモリに格納される。そのためメモリアクセスが各サイ
クル毎に必要となり、処理速度向上の妨げとなるという
問題がある．

【発明が解決しようとする課題】

上記のように、従来のオートマトンを用いたフルテキス
トサーチによる文書検索においては，大規模の状ｍ遷移
テーブルが必要であるために，これを別個のメモリに格
納せざるをえなかった．従ってオートマトン実行手段と
テーブル内容を格納するメモリとのデータ入出力が常に
行われ、これによって処理速度の高速化が妨げられるの
で、処理速度の向上が困難であるという問題があった。 一方、セルラーアレイを用いた同様の文書検索装置（例
えば特開昭６２−２１７３２１号に記載）では、状態遷
移テーブルを格納したメモリとの間のデータ入出力の問
題は回避されるが、各セルに入力するデータをブロード
キャストする際に、文字列数増大に伴う回路遅延、文字
列長増大に伴うシフト遅延等の問題がある．また・、ド
ント・ケア文字を含む検索、誤り文字を含む検索などの
ような曖昧検索を実現しようとすると、一般にハードウ
エア量が多くなる傾向がある．また，検索処理の柔軟性
においても、設定出来る検索文字列の語長の上限がハー
ドウエア量による制約を受けてしまうため、オートマト
ン方式に劣る、という種々の問題がある． 本発明は、オートマトンを用いたフルテキストサーチに
よる文書検索において、オートマトン実行手段と状態遷
移テーブルを格納したメモリとの間のデータ入出力の頻
度を従来よりも低減して処理の高速化を図り，かつ、検
索文字列中にドン１−・ケア文字を設定した曖昧検索等
も可能な記弼列検索方法およびその方法を実現する装置
、さらに該装置としての半導体集積回路を提供すること
を目的とする．

【課題を解決するための手段】

上記の目的を達或するために、本発明においては、コー
ド表現された記号で構成される被検索記号列中に複数の
検索対象記号列が存在するか否かを一括して判定するオ
ートマトンを用いた記号列検索方法において、複数の検
索記号列を被検索記号列中から一括して検索する際に，
該検索記号列を任意の位置で少なくとも２つの部分記号
列に分割し、分割したものの１つの部分記号列の照合す
なわち先頭照合処理を行なった結果、該部分記号列に関
する検索条件を満足した検索記号列に対してのみ，残り
の部分記号列の照合すなわち後方照合処理を行い，ここ
で残りの部分記号列に関する検索条件を満足した場合に
該検索記号列が検索されたと判定するように構成してい
る． なお、上記の記号列とは、コード表現された記号の列で
あれば何でもよいが，コード表現された文字列を例とし
て説明すれば，以下のようになる．例えば、文書データ
中から探すべき複数の文字列（以後，検索文字列と呼ぶ
）からその一部分を取り出した部分文字列と、文書デー
タを先頭文字から順に並べた文字列（以後、被検索文字
列と呼ぶ）どの照合を並列に高速処理する並列比較器を
、半導体集積回路内でオートマトン実行手段の前段に設
け，並列比較器内に設定された部分文字列との一致が検
出された場合にのみ，残りの部分の照合をオートマトン
実行手段で行い、これによってオートマトン実行手段と
状態遷移テーブルとの間のデータ入出力頻度を低下させ
ることにより，検索処理の高速化を実現した。 また、並列比較器における照合処理の柔軟性を高めるた
めに、部分文字列に可変長ドント・ケアの設定を可能と
する手段を設けた。 更に、被検索文字列の入力と状態遷移テーブルが格納さ
れたメモリからのデータ入力とが同時に起きた場合の調
停の必要をなくし、かつ並列比較器とオートマトン実行
手段との並列動作を可能とするため、独立に動作する別
々の入力ポートをインターフェイスとして設け、高速処
理を実現した．なお、上記の各手段は、その全てを同一
チップ上に集積することが１ましい．このときに最大の
性能が得られる．その理由は、チップ間の信号伝播の遅
延およびメモリへのアクセス時間の遅延が抑えられるた
めである． また、上記の各手段、すなわち本発明の各構成要素の全
て又はいくつかを必要に応じて複数個備えることにより
、処理の負荷を分散させ，並列処理によってトータル性
能を向上させるような構戒とすることも出来る．したが
って同一半導体チップ上に同一構成要素が２個以上集積
される場合もあり得る． なお、実際上は、同一チップ上に形成することが出来る
回路規模には制約があるので、全ての構成要素を同一半
導体チップ上に集積することは必ずしも可能であるとは
限らない．特に、状態遷移テーブルは比較的容量の大き
なメモリを必要とし、また並列比較器は設定できる検索
文字列の部分文字列の容量を大きく取ろうとすると回路
規模が増加する．したがってこれらを他の構戊要素から
分離し、別の半導体チップとして構成する場合も考えら
れる．

【作　用】

第１図は、本発明の原理を説明するためのブロック図で
あり、（ａ）は本発明の原理的構成を示すブロック図、
（ｂ）はここで実行する処理のオートマトンの概念を示
す図である。 以下，第１図に基づいて本発明の作用を説明する。 本発明においては、第１図（ａ）に示すように、入力バ
ッファ１０２を介して取り込む被検索文字列１０１を，
並列比較部１０と有限オートマトン実行部１１とに同時
に入力して各々の処理を行い、検索結果（該当する検索
文字列と、それが文書データ中のどこの場所にあったか
を示す位置情報）１１１を出力バッファ１０５を介して
外部へ出力する． また、この処理の際に実行されるオートマトンの概念を
示す第１図（ｂ）においては、番号付けされた円は各状
態を、内部の数字は状態番号を表わし、円の大きさは各
状態への状態遷移頻度の割合を相対的に示している。矢
印は状態遷移を表わし、初期状態はＯである。 また、第２図は、本発明と対比するために示した従来の
オートマトンを用いたフルテキストサーチによる文書検
索の原理を説明するためのブロック図であり，（ａ）は
原理的構成を示すブロック図，（ｂ）はここで実行する
処理のオートマトンの概念を示す図である。 第２図に示すように，従来は、有限オートマトン実行部
１１で、有限オートマトンｌ２のすべての状態における
照合処理を行っていた。従って、被検索文字列を内部フ
ォーマットに変換した文字コードが入力される毎に，有
限オートマトン実行手段１０４から状態遷移テーブル１
１０へのデータアクセスが毎回必ず発生し，これが処理
速度向上のネックとなっていた． その点，本発明においては、第１図に示すように，有限
オートマトン実行部１１の前段に設けた並列比較部１０
で，先頭照合オートマトン１３に相当する先頭照合処理
（分割した検索記号列の先頭部分記号列の照合処理，部
分記号列の長さは工以上でも構わない）を行い、後方照
合オートマトン１４に相当する後方照合処理（分割した
検索記号列の残りの部分記号列の照合処理）を有限オー
トマトン実行部１１で行う。 その際、第ｌ図（ｂ）に示されているように、オートマ
トンの全体の処理量に占める先頭照合の比率は極めて高
い。この結果を示すシミュレーションデータを第３図に
示す。 第３図は、日本語１０文字のキーワード、英語１０文字
のキーワードをそれぞれランダムに抽出してオートマト
ンを生成し、日本語文書（２５，４０８文字）、英語文
書（ｌ．１，０００文字）に対して検索処理を行ない、
状態遷移のトレースデータをまとめたものである。 第３図において、横軸の「状態の深さ」は次のように定
義する。ただし、ここでトークンとは″状態遷移が生じ
た際の遷移後の状態に存在する仮想マーキング″であり
、次回の文字コード入力時に遷移元となる状態を示す。 すなわち「状態の深さ」とは、“初期状態Ｏからトーク
ンは出発し、入力文字コードが遷移条件と合致するとト
ークンが動き、状態が遷移する。 この場合、初期状ｓＯから直接遷移しうる状態を「深さ
１の状態」と呼ぶこととし、ｒ深さｎの状態」をｒ深さ
ｎ−１の状態」から（フェイルによる遷移を除き，）直
接遷移しうる状態として定義する。また、初期状ｔｍＯ
は深さＯの状態とする。′従って、第１図（ｂ）の“状
態１および状態６はそれぞれ深さ１の状態″′状態２、
状態４および状態７はそれぞれ深さ２の状態＃＃．ｊｌ
状態３および状１ｒ！Ａ５はそれぞれ深さ３の状態″と
なる．さて，深さＯの状態では、文字コードが入力され
ると毎回入力文字コードと遷移文字コードとの比較が行
なわれ、遷移条件の或立がチェックされるので、トーク
ンの状態Ｏへの到達確率は１００％となる．ここで到達
確率とは，１文字コード入力頻度に対する、各状態への
遷移到達頻度の比率（百分率）”である．しかし、深さ
０の状態から深さ１の状態ヘトークンを遷移させるのは
検索文字列をｍ或する一部の文字コードであるため、深
さ１の状態へのトークンの到達確率は、日本語の場合で
約１５％（第３図参照）となる．そして、被検索文字列
と検索文字列との照合処理過程で不一致が生じ，途中で
トークンが直接遷移できなくなると状態Ｏへ戻り、再度
、状態０での照合チェックが行なわれることになる．こ
のため、状態の深さが深くなればなるほど到達確率は低
下する．第３図から，この到達確率が、深さの浅い状態
ほど大きいことがわかる．すなわち，オートマトンの全
体の処理量のうち、先頭照合の処理量が大きな割合を占
めていることがわかる。したがって、この先頭照合を並
列比較部１０で行うことにより、有限オートマトン実行
部１１の処理量が大きく低下し，これに伴って状態遷移
テーブルへのアクセス回数も低減されることになる。一
方、並列比較部１０の処理はテーブルとのデータ入出力
を必要としないので、従来の方法に比較すると検索処理
全体におけるテーブルとのデータ入出力が格段に減少す
ることになる．これによって検索処理の高速化が可能と
なる。 さらに第３図より、トークンの到達確率が深さの深い状
態ほど小さいことから、並列比較部１０で一括照合する
部分文字列の文字数を多く取ると、後方照合オートマト
ンｌ４に含まれる状態ヘトークンが遷移する確率は、さ
らに低下することになる。したがって、部分文字列の文
字数を多く取ることによって、有限オートマトン実行部
１１での処理量は一層低下し、検索処理を更に高速化す
ることが可能となる． また、並列比較器１０６に設定する部分文字列の有効・
無効を、任意位置に可変長で指定出来るバリッドフラグ
を設けることにより、部分文字列に複数のドント・ケア
文字を任意位置に含めることや、部分文字列の語長を可
変にすることを可能とした。これによって曖昧検索機能
が実現でき，また、部分文字列を消去、再書き込みする
ことなく、バリッドフラグの操作のみで、設定した検索
文字列の破棄、回復を行うことが出来る．

【実施例】

以下、本発明の実施例について説明する．なお、以下の
実施例においては，コード表現された記号列の例として
コード表現された文字列の場合について説明するが，文
字列に限らず、一般的な記号列の場合でも同様に本発明
を適用することが出来る。 第４図は、本発明の第１の実施例のブロック図である。 本実施例は、以下の各構成要素によって構成されている
。すなわち， 被検索文字列１０１を取り込む入力バッファ１０２、 入力文字コード１３０と予め設定された複数の検索文字
列の部分文字列とを一括照合する並列比較器１０６、 その比較の結果、被検索文字列と検索文字列の部分文字
列との一致が検出されたことを知らせる一致信号１３１
を、オートマトンの各状態に対応づけられる識別コード
（以後，状態コードと呼ぶ）１３２に変換するコード変
換器１０７，次の入力文字コードに対して処理をすべき
トークンの存在する有効な状７１！（以後、現状態と呼
ぶ）を保持する状態コードキュー１０９、 状態コードキュー１０９へ入力する状態コード１３３の
選択をする入力セレクタ１０８、オートマトンの状態遷
移動作を制御するオートマトン実行手段１０４、 これに入力する文字コード１３５を蓄える文字コードバ
ッファ１０３、 オートマトンの状態遷移の制御情報を格納した状態遷移
テーブル１１０、 出力する検索結果１１１を保持する出力バッファ１０５
、である。 次に、作用を説明する． データベース内の文書データは、被検索文字列１０１と
して１文字単位あるいは複数文字単位で入力バッファ１
０２へ入力される。ここで被検索文字列１０１はデータ
幅を変換され、並列比較器１０６および入力文字コード
バッファ１０３へ入力するためのデータ転送バスに合わ
せたビットサイズとなる．そして各回路との同期をとり
、有限オートマトン実行手段１０４の前段の文字コード
バッファ１０３と並列比較器１０６とへ同時に転送され
る． 並列比較器１０６には、予め検索文字列の先頭部分が部
分文字列として格納されており、入力バッファ１０２か
ら１文字あるいは複数文字送られるたびに、すべての検
索文字列の部分文字列との照合が同時に行われる。 そして被検索文字列と検索文字列の部分文字列との一致
が検出されると、一致信号は、コード変換器１０７によ
って各部分文字列が検出されたことを示す状態に対応す
る識別コード、すなわち状態コード１３２に変換される
．このコードは状態遷移テーブル１１０の内部に設定さ
れた状態コードと統一が図られており、有限オートマト
ン実行手段１０４の内部ではそのまま状態コードとして
扱われる。 コード変換器１０７から出力された状態コード１３２は
、セレクタ１０８によって選択されて状態コードキュー
１０９に蓄えられる。 一方，文字コードバソファ１０３内の文字コードデータ
に対して、上記の並列比較と同時に有限オートマトン実
行手段１０４による処理が行われる。この文字コードバ
ッファ１０３は、入力バッファ１０２の文字コード転送
速度と有限オートマトン実行手段１０４の処理速度との
ギャップを解消する。 有限オートマトン実行手段１０４の入力は，文字コード
バッファ１０３内部の文字コードデータと状態コードキ
ュー１０９に蓄えられている現状態コードである． 有限オートマトン実行手段１０４は、状態コードキュー
１０９から現状態コードを取り出して，これと文字コー
ドバッファ１０３内の文字コードデータとから状態遷移
テーブル１１０のアクセスアドレス１３７を生成する。 そして該当アドレスの内容が有限オートマトンの現状態
の遷移先ｌ３８（以後，次状態と呼ぶ）となり、これが
セレクタ１０８を通して状態コードキュー１０９に蓄え
られる．現状態コードが処理されると次の文字コードデ
ータが文字コードバッファ１０３から取り込まれる。 これらの処理により、オートマトンの状態遷移の結果１
３８が検索文字列の検出を示す状態となった場合に，一
致する文字列が検出されたことになる。そしてこれらに
対応する検索結果１１１が出力バッファ１０５へ書き出
される。 被検索文字列１０１として入力されたｌ文字分あるいは
複数文字分の文字コードに対する一連の処理は，上述の
ように実行される。すなわち、文字コードが入力される
たびに並列比較器１０６において部分文字列との照合が
行われ，これと並行して状態コードキュー１０９内に蓄
えられている現状態コードに対してオートマトンが起動
される。 従って有効な現状態がなく、状態コードキュー１０９内
に状態コードが存在しない場合には，オートマトンは起
動されず、並列比較器１０６による比較照合のみによっ
て被検索文字列１．　０　１が順次処理される．照合の
結果、一Ｍが検出されると，次の文字コードに対する処
理の際に初めてオートマトンが起動される． したがって処理は常に比検索文字列１０１の入力と先頭
照合処理から開始されることになる。 従来例のように，照合処理が有限オートマトン実行手段
１０４のみで行われる場合には、文字コードが入力され
る毎に状態遷移テーブル１１０をアクセスしなければな
らない。この状態遷移テーブル１１０は、現状態とそれ
に対する遷移先とを対にして、通常は大容量メモリに格
納されている。 このために、有限オートマトン実行手段１０４が状態遷
移テーブル１１０をアクセスする時間が、照合処理時間
の大半を占め、速度向上のネックとなっていた。しかし
本実施例のように、検索文字列の部分文字列と被検索文
字列との一致が検出されるまで並列比較器のみで処理で
きれば、文字列検索処理の非常に多くの部分をテーブル
アクセスなしで、比較処理だけで行うことが出来る。そ
して比較処理は、部分文字列のみを比較対象として絞り
込んでいるため、比較的小容量のハードウエアで実現す
ることが出来る。従って、並列比較器とその周辺回路を
１チップ化したり，高速の小容量メモリを利用すること
により、従来のテーブルアクセスに比べて非常に短時間
で行うことが可能となるので、検索処理全体の速度が向
上する．次に，第５図は、本実施例の並列動作を説明す
るための処理のタイムチャートである。 第５図に示すように，一連の処理は、■被検索文字列１
０１の入力（ｄａｔａ　ｉｎ）　．■複数の検索文字列
の部分文字列との並列比較（ａｍｐ）　．■状態遷移テ
ーブルの参照（ｔａｂｌｅ）　．■検索結果１１１の出
力（ｄａｔａ　ｏｕｔ）の順に実行される。 しかし、ステップ■は有効な現状態が存在しない場合に
は実行されず、ステップ■も検索文字列に関する検索条
件が満足されない場合は実行されない．したがって、被
検索文字列１０１の１文字入力、あるいは複数文字入力
に対する処理は，ステップの、■が各々１回、ステップ
■が状態コードキュー１０９内の有効な状態数に等しい
回数、ステップ■がＯまたは１回、で構成されることに
なる。ただしステップ■は、オー１〜マトンの方式によ
り、単一の状態が複数の検索文字列の一致検出に相当す
ることがあり、この場合は複数回となる。 第６図は、上記の複数検索文字列の同時検出の一例を示
した図である。 第６図に示すように，３種の検索文字列Ｋよ：ａｂｃ，
Ｋ２：ｂｃ，Ｋ３：ｃ，が設定されると、図中のオート
マトンが生成され、Ｉｔ　ａｂｃＩ１という被検索文字
列が入力された場合には、状態３ですべての検索文字列
が検出されることになる。 各処理ステップの実行時間の概略見積りは次のようにな
る。 ステップ■：被検索文字列１０１からの１回の入力（バ
ス幅に相当する文字数分の入力）であるから、少なくと
もメモリアクセスに相当する実行時間を要する。 ステップ■：並列比較器１０６による部分文字列の照合
を行うが、チップ外部とのデータの入出力がないので、
相当する論理ゲートの遅延時間が実行時間になる． ステップ■；状態コードキュー１０９に蓄えられた現状
態コードに対して、オートマトン実行手段１０４に相当
する論理ゲートの遅延時間と、状態遷移テーブル１１０
へのアクセス時間との和に相当する実行時間が必要であ
る。これがステップ■の実行時間になる。 ステップ■：検索文字列の検出のたびに検索結果１．　
１　１は出力される。検索結果１　１．　１の総ビット
数をデータ転送バスのビットサイズの何倍にとるかによ
り、検索結果１．　１　１の出力１回あたりの、出力バ
ッファ１０５へのアクセス回数が決定されるので，実行
時間もこれによって定まる。実際上は、高々数回のメモ
リアクセスに相当する実行時間とみなすことが出来る。 以上のステップ■〜■は第５図に示すようにパイプライ
ン処理によって実行される。第５図において、横軸は時
間の経過を表し、縦方向は文字コードの入力（ｌ番目の
文字コード、２番目の文字コード，３番目の文字コード
，・・・）を表している。そしてｉ番目の入力文字コー
ドに対するステップ■、■と、（ｉ＋１）番目の入力文
字コードに対するステップ■とが，毎サイクル並列に実
行される。但し、ステップ■は常に実行されるとは限ら
ない。 また、第４図における入力バッファ１０２，文字コード
バッファ１０３の深さを深くすることにより、オートマ
トンの処理サイクルが伸びても■被検索文字列の入力（
ｄａｔａ　ｉｎ）を止めなくて済むので、入力と処理の
並列実行の割合を高めることができ、更に全体の処理速
度を高めることが可能となる． 本実施例の並列動作により、被検索文字列１０ｌの入力
パッファ１０２への取り込みの無駄時間、すなわちオー
トマトンの処理が終わらず，次のデータを読み込めずに
待たされる時間は、最低限に抑えられることになる。こ
のため、検索処理全体の高速化が実現出来る。 次に、第７図は、連想機能を持つメモリ、すなわちＣ　
Ａ　Ｍ　（Ｃｏｎｔｅｎｔ　Ａｄｄｒｅｓｓａｂｌｅ　
Ｍｅｍｏｒｙ）を用いた並列比較器の実施例を示すブロ
ック図である。 本実施例では，１ワードを４バイトのＣＡＭレジスタで
構成し、全体が工６ワード（ＣＡＭ　　ＲＯ−Ｒ１５）
の構成となっている． 本実施例においては、入力バッファ１０２に取り込んだ
文字列を部分文字列として設定するために、選択的に任
意のＣＡＭレジスタへ転送すること（設定モード）も、
取り込んだ被検索文字列１０１を複数の部分文字列と並
列照合するために、同時に全てのＣＡＭレジスタへ分配
すること（比較モード）も可能である。 本実施例においては、個々の部分文字列比較回路の構成
は同じなので、以下、添え字Ｏのものを例として説明す
る。 本実施例において、部分文字列比較回路は、下記の各要
素から構成される．すなわち、並列比較器１０６へ設定
される第１番目の部分文字列を格納するＣＡＭレジスタ
（ＲＯ）２０１一〇、 該ＣＡＭレジスタ（ＲＯ）２０１−０の設定データのバ
イトごとの有効性を示すバリッドフラグ（ＶＦＯ）２０
２−０、 該バリッドフラグ（ＶＦＯ）２０２−０がセット（“１
”）されている場合には該ＣＡＭレジスタ（ＲＯ）２０
１−０でのバイトごとの比較照合結果を″有効”として
出力し，リセット（″０”）されている場合にはＣＡＭ
レジスタ（ＲＯ）２０１−０でのバイトごとの比較照合
結果を″無効″として常に１１　１　１＋を出力するこ
れらバイトごとの結果を統合する論理回路部２０３−０
、部分文字列の全バイトをバリッドフラグ（ＶＦＯ）２
０２−０で無効指定した場合にこれを検出する論理回路
部２０４−０、 上記論理回路部２０３−０、２０４−０の結果である２
１４−０、２　１　５−０を統合して部分文字列の最終
的な比較照合結果を得る論理回路部２０５−０、 その出力である一致信号ａ　（ｈｏ）２１６−０、であ
る。 そして、この１ワード分のハードウエアを１６組合わせ
たものから，並列比較器１０６の全体が構成されている
． なお、本実施例のＣＡＭレジスタのバイト、ワード構成
およびバリッドフラグの構成は、それぞれ容易に拡張可
能であり，任意のものを取りうる．また、ＣＡＭレジス
タ（ＲＯ〜Ｒｌ５）２０１，バリッドフラグ（ＶＦ　Ｏ
−ＶＦ　１　５）　２　０　２ヘは，入力バッファ１０
２を介して任意のものにアクセスすることが出来る。ま
た、個々の専用のデータバスを設ける構成も取りつる． 次に、作用を説明する． まず、検索に必要な部分文字列とバリッドフラグ２０２
の内容を設定した後、部分文字列を設定していない不要
なＣＡＭレジスタ２０１に対しては、付随するバリッド
フラグ２０２をリセットし、無効化する。これによって
不要部分の比較照合処理は常に不一致となり、一致信号
はディスイネーブル固定となる。 以上の初期設定の後に、被検索文字列１０１が入力バッ
ファ１０２を介して全てのＣＡＭレジスタ２０１へ同時
に分配される．個々のＣＡＭレジスタ２０１は比較モー
ドになっており、分配された入力文字コードとあらかじ
め設定されている部分文字列との照合を行う。両者の照
合はビット対応に行ない、その結果はｌバイトごとに論
理積をとってまとめる．すなわち、英数字ｌ文字単位で
完全一致を検出する。これらの比較照合結果は、バリッ
ドフラグ２０２の対応ビットと井にバイト比較結果を統
合する論理回路部２０３に入力される。バリッドフラグ
２０２によって部分文字列中にドント・ケア文字の設定
されたバイトについては、常に一致を示す値が出力され
る。そして，これらの出力についてまとめて論理積がと
られる。 すなわち、部分文字列１語の比較結果２１５が得られる
ことになる。 一方、上述した論理回路だけでは４バイト全てを無効に
指定すると、どの様な入力文字コードに対しても一致照
合を示してしまう。従って、同一ワード内のバリッドフ
ラグ２０２が全てリセットされている場合には一致信号
が常にディスイネーブルされる必要がある。このための
論理回路を構成するのが、第７図の２０４、２０５であ
る．以上のように本実施例によれば、複数の部分文字列
に対して並列に比較照合処理を高速に行うことが出来る
だけでなく、部分文字列の任意の位置にドント・ケア文
字を設定することが出来る。また、並列比較器１０６の
１ワード以下の語長であれば、不要部分にドント・ケア
文字の設定、すなわち不要部分のバリッドフラグ２０２
をリセットすることにより、バイト単位で任意の長さの
部分文字列を設定することも可能となり，柔軟な並列比
較照合処理が実現出来るという効果がある。また、バリ
ッドフラグ２０２の操作のみで、一度設定した部分文字
列の破棄，回復が高速に行えるという効果もある。 次に，第８図は、第７図においてＣ　Ａ　Ｍレジスタと
バリッドフラグへ部分文字列を設定する際の一例を示す
図であり、検索文字列”　ｍ　３’　”を設定する例を
示す。 検索文字列“ｍ　ｙ　”を設定する場合、”　ｍ　’／
　”をパイト３とバイト２に設定し、バイト１及びバイ
ト０のブランクを無効とするために、バリッドフラグｖ
３，ｖ２，ｖｌ．＋　ｖＯをそれぞれ１１　１　ＩＩ１
１　１　ＩＩ　　ＩＩ　Ｏ　ＩＴ　ＩＩ　Ｏ　Ｉｔに設
定する。こうすることにより、検索文字列が設定されて
いないバイトｌとバイト０の照合結果は、常に＃　Ｉ　
Ｉ１となるため、バイト３及びバイト２の“ｍｙ”の照
合結果だけで、一致信号線の出力が定まることになる。 次に，第９図は．ＣＡＭを用いた並列比較器における終
了コード検出手段の実施例図である。 この実施例の構成、終了コードの設定方法、および動作
は，並列比較器と同様である．ただし、並列比較器にお
ける一致信号が、終了コード険出手段においては終了信
号（ｔｒｍ　ｓｉｇ，）２　１　６　−　１　６として
制御論理ブロックへと伝達される．上記第９図に示した
のは、終了コード゛’ＦＦＥＯ”が設定された例である
。この終了コードの有効文字数を変更する場合、あるい
は全く終了コードを使用しない場合には，バリッドフラ
グレジスタ２０２−４６の設定を変えることで実現する
ことが出来る。 次に、第１０図は、並列比較器の第２の実施例を示すブ
ロック図であり、ＣＡＭレジスタのかわりに、レジスタ
２０７と比較回路２０８とを用いて構戊した並列比較滞
を示す。 本実施例においては、入力バッファ１０２に取り込んだ
部分文字列を、設定モードにおいて一度レジスタ２０７
に蓄えた後に，比較モードとしてレジスタ２０７と入力
バッファ１０２とから比較回路２０８ヘデータを送り比
較照合を行う。各比較回路における比較動作は並列に行
なわれ，その結果は２１２として照合結果を統合する論
理回路部２０３へ送られる。 また，バリッドフラグ２０２の操作およびその出力信号
によるバイトごとの照合結果を統合する論理回路部２０
３、部分文字列の全バイト無効指定を検出する論理回路
部２０４，部分文字列の最終的な照合結果を得る論理回
路部２０５の動作は、前記第７図の実施例と同様である
。すなわち本実施例においても任意の長さの部分文字列
を設定することができ、また部分文字列として可変長の
ドント・ケア文字を設定することも可能で，柔軟な並列
比較照合処理を実現出来るという効果が得られる． 次に、第１１図は，レジスタとバリッドフラグへ部分文
字列を設定する際の一例を示す図であり、前記第８図と
同様に、検索文字列“ｍ　ｙ　”を設定する場合を示す
． 検索文字列”　ｍ　ｙ　”を設定する場合、１１　ｍｙ
ｎをバイト３とバイト２に設定し，パイト１、及びバイ
トＯのブランクを無効とするために、バリッドフラグｖ
３，ｖ２，ｖｌ，ｖｏをそれぞれｌ（　Ｉ　Ｉ１“１”
Ｏ”　ｔｔ　Ｏ”に設定する。こうすることにより，検
索文字列が設定されていないバイト１とバイトＯの照合
結果は、常に“１”となるため、バイト３及びバイト２
の“ｍ　ｙｌ”の照合結果だけで、一Ｍ信号線の出力が
定まることになる。 次に、第１２図は５レジスタと比較回路を用いた並列比
較器における終了コード検出手段の実施例図である． この実施例の構成、終了コードの設定方法、および動作
は、レジスタと比較回路を用いた並列比較器と同様であ
る。ただし、並列比較器における一致信号が、終了コー
ド検出手段においては終了信号（ｔｒ■ｓｉｇ．）２　
１　６　−　１　６として制御論理ブロックへと伝達さ
れる。 上記第１２図に示したのは，終了コード”　Ｆ　ＦＥ　
Ｏ　”が設定された例である。この終了コードの有効文
字数を変更する場合、あるいは全く終了コードを使用し
ない場合には、バリッドフラグレジスタ２０２−１６の
設定を変えることで実現することが出来る。 次に、第１３図は、コード変換器１０７の実施例のブロ
ック図である。 本実施例は、下記の各要素から構成される。すなわち、 並列比較器１０６（前記第７図または第１０図）からの
一致信号（ｈｏ−ｈｌ５）２３０を入力信号とし、これ
を状態コード２３１に変換するプライオリティーエンコ
ーダ２２０、 やはり一致信号２３０を入力信号とし，一致信号の全て
がディスイネーブルであること、すなわち被検索文字列
中に部分文字列が全く見つからなかったことを検出する
論理２２１、 イネーブルが少なくともｌつはあること、すなわち被検
索文字列中にいずれかの部分文字列が見つかったことを
検出する論理２２２、 である． ブライオリティーエンコーダ２２０は一致信号（ｈｏ−
ｈ↓５）２３０に優先度を付けてエンコードするエンコ
ーダであり、前記第６図のように複数の一致信号がイネ
ーブルとなる場合に、優先度の高いものから一つずつエ
ンコードして状態コード２３１に変換する。状態コード
２３１は一旦状態コードキュー１０９　（第４図）に蓄
えられ、有限オートマトン実行手段１０４（第４図）へ
送られる。ここで検索文字列の後半部分との比較照合処
理が行われる。 また、並列比較器１０６での一致検出状況２３０を監視
する論理の出力２３２．２３３は，状態コード２３１を
セレクタ１０８へ転送する条件の判断に用いられる．す
なわち、少なくとも１つは部分文字列が見つかったこと
を示すヒット信号２３３が１１　１　１＋である場合に
、状態コード２３１はセレクタ１０８へ転送される。ま
た、該ヒット信号２３３とその否定であるノンヒント信
号２３２の論理和は毎サイクル“ｌ″となるので（毎サ
イクル終了時にリセットされる）、これをタイミング信
号としてデータ転送の同期制御を行なう。 次に、第ｌ４図は、入力バッファ１０２の第１の実施例
図である。 本実施例は、バクファリングのための２段のレジスタ２
４０，２４２，データ幅変換をするための２段のレジス
タ２４４，２４６，変換後のデータを格納するレジスタ
２４８、およびこれらのレジスタ間のデータバスである
２４１，２４３．２４５，２４７から構成される． なお、バッファリング用レジスタ２４０，２４２の間に
更にレジスタを挿入して段数を増やし、入力バッファ１
０２の容量を増加することにより、被検索文字列ｌｏｔ
を入力する速度を出来るだけ最高速度に維持するバッフ
ァリングの効果を高めるこども可能である。 また、データ幅変換用レジスタ２４４，２４６からは、
それぞれ変換後データ格納用レジスタ２４８の下位部分
（バイトｌ、バイトＯ）、上位部分（バイト３、バイト
２）へ、データバス２４５，２４７を経て次々と新しい
データが供給される。 この結果，２バイトごとに入力された被検索文字列１０
１が、変換後データ格納用レジスタ２４８の下位部分か
ら上位部分へ２バイト単位で移動して行くように見える
．つまり、変換後データ格納用レジスタ２４８は，２バ
イト単位でシフトしているテキスト・ストリームを４バ
イトのウインドウで切り出していることになる．この４
バイトが並列比較器１０６へ転送されて，部分文字列と
比較される。これによって，２バイト単位で入力する被
検索文字列を、毎サイクル４バイトの部分文字列と照合
することが出来る．更に，単純に２バイトの部分文字列
と照合するよりも検索条件の制限が厳しくなるので、比
較処理の結果として一致信号がイネーブル出力される確
率が低くなり、有限オートマトン実行手段１０４の状態
遷移テーブル１１０へのアクセス頻度が低減されること
になる。 次に、第１５図は、入力パッファ１０２の第２の実施例
図である。 本実施例は，バッファリングのための２段のレジスタ２
５０，２５２、データ幅変換をするための４段のレジス
タ２５５，２５７．２５９，２６１，変換後のデータを
格納するレジスタ２６３、およびこれらのレジスタ間の
データバスである２５１．２５３、２５４、２５６、２
５８，２６０，２６２から構成される。 パッファリングの効果を高めるためには、前記第１４図
と同様に、バツファリング用レジスタ２５０，２５２の
間に更にレジスタを押入して段数を増やす． また、データ幅変換用レジスタ２５５，２５７，２５９
．２６１からは、常に、変換後データ格納用レジスタ２
６３の下位部分（バイト１、バイトＯ）、上位部分（バ
イト３、パイト２）へ，データバス２５６，２５８．２
６０，２６２を経て新しいデータが但給される．この結
果、２バイトごとに入力された被検索文字列１０１が，
変換後データ格納用レジスタ２６３の下位部分から上位
部分へｔバイト単位で移動して行くように見える。 つまり、変換後データ格納用レジスター２６３は、１バ
イト単位でシフトしているテキスト・ストリームを４バ
イトのウインドウで切り出していることになる．この４
バイトが、並列比較器１０６へ転送されて、部分文字列
と比較される．これによって前記第１４図と同様に、有
限オートマトン実行手段１０４の状態遷移テーブル１１
０へのアクセス頻度が低減されることになる。 次に、第１６図は、文字コードバッファ１０３の実施例
図である． 本実施例は、バッファリングのための２段のレジスタ２
７０，２７３、これらのレジスタ間のデータパスである
２７１、２７２から構成される．バッファリングの効果
を高めるためには，前記第１４、１５図と同様に、バッ
ファリング用レジスタ２７０，２７２の間に更にレジス
タを挿入して段数を増やす。 次に、本発明においては、検索処理に先立って検索文字
列の部分文字列を並列比較器１０６へ設定し、また、検
索文字列から展開されたオートマトンの状態遷移を制御
する制御情報を状態遷移テーブル１１０へも設定するが
、ここで並列比較器１０６への部分文字列の設定方法を
、検索文字列の先頭２文字を部分文字列として設定する
場合を例として説明する． 第１７図に示すように、Ｋ１：“文字列照合”Ｋ．　ａ
　ｌｌ文字認識”　Ｋ　，　：　ｉｔ文学史″およびＫ
．：“検索制御方式″の４つの単語が検索文字列として
与えられている．この例の場合は、先萌の２文字を部分
文字列とするので、矩形で囲まれた部分の２文字を並列
比較器１０６へ設定する。第１７図のＫエ，Ｋ２のよう
に、異なった検索文字列でも部分文字列は″文字″とい
うように一致することがある。この場合は両者を合わせ
てひとつの部分文字列として、並列比較器１０６へ設定
する．検索文字列の残りの部分の比較照合処理は有限オ
ートマトン実行手段１０４で行なうので、この部分は状
態コードとして状態遷移テーブル１１０へ設定する． 第１８図は，上記第１７図に示された４つの検索文字列
をテキスト中から検索するためのオートマトンを示す図
である。 第１８図において、番号付けされた円は各状態を表し、
内部の数字は状態番号を示している。初期状態は状態Ｏ
であり、２重円は検索文字列の検出を示す状態である．
また、矢印は状態遷移を表しており、矢印の上部に記さ
れた文字が入力された場合に状態が遷移する。これ以外
の文字が入力された場合、または２重円の状態のように
、遷移先が記述されていない場合には、すべて初期状態
へ遷移する。これをフエイルと呼ぶ。 また、オートマトンを２分している破線８１０は、検索
文字列の先頭の２文字を並列比較器に設定する場合のオ
ートマトンの分割位置を示している．したがって、状態
２．８．１１へ至るまでの遷移は並列比較器１０６によ
って行なわれ、それ以降の遷移は有限オートマトン実行
手段１０４と状態遷移テーブル１１０とによって行なわ
れる．分割後の後半のオートマトンは、状態２、８，１
１をそれぞれ初期状態とする３つのオートマトンの集合
と見ることができる。並列比較Ｄ１０６には、状態Ｏか
ら状態２、８、１１の各々へ至る遷移条件を、すべて２
文字に展開した部分文字列が設定される．したがって′
″文字″が入力された場合の状態遷移はＯ→１→２とな
る。また、９文学″が入力された場合の状態遷移はＯ→
１→８であり、“文″による状態遷移０→１は共通であ
り、″学″による遷移によって状態８へ分岐遷移するこ
とになる．この状態遷移Ｏ→１→８は、図中に破線の矢
印で示したように、２文字の連続出現による０→１′→
８の状態遷移と見なすことができるため，４文字”とは
独立して“文学″という部分文字列を並列比較器に設定
すればよいことになる。 次に、第１９図は、前記第１８図のオートマトンを，、
並列比較器１０６と後方照合用に生成されたオートマト
ンとによって構成した概念図である。 第１９図において、並列比較器１０６からの一致信号が
トークンとなって，オートマトンの初期状態を発火させ
る。以後は状態遷移テーブルに従って状態遷移し，次々
と被検索文字列１０１との比較照合処理を行なっていく
。このように全体の処理では、前記第１８図のオートマ
トンを実行しているのと等価となる。 次に、第２０図は、本発明の第２の実施例のブロック図
である。 本実施例は、前記第４図に示した第１の実施例から状態
コードキュー１０９を取り除いたものであり、被検索文
字列１０１を取り込む入力バッファ１０２、被検索文字
列の入力文字コード１３０と予め設定された複数の部分
文字列とを一括照合する並列比較器１０６、その比較の
結果、検索文字列の部分文字列との一致が検出されたこ
とを知らせる一致信号１３１を、状態コード１３２に変
換するコード変換器１０７、有限オートマトン実行手段
１０４へ入力する状態コード１３４の選択をする入力セ
レクタ１０８、オートマトン動作を実現するオートマト
ン実行手段１０４、これに入力する文字コード１３５を
蓄える文字コードバッファ１０３、オートマトンの状態
遷移の制御情報を格納した状態遷移テーブル１１０、出
力する検索結果１１１を保持する出力バッファ１０５か
ら構成される． 本実施例の動作は、前記第４図に示した第１の実施例と
ほぼ同様である。したがって、第ｌの実施例と同様に、
被検索文字列と検索文字列の部分文字列との一致が検出
されるまで並列比較器のみで処理することが出来、文字
列検索処理の非常に多くの部分をテーブルアクセスなし
で比較処理のみで行うことが出来る．このため検索処理
全体の速度を向上させることが可能となる。 本実施例では，まず並列比較器１０６で、被検索文字列
と検索文字列の部分文字列との一致検出が行なわれる。 一致が検出されると一致信号１３１は状態コード１３２
に変換され，セレクタ｛Ｏ８を経て、有限オートマトン
実行手段１０４へ転送される。そしてこれ以降入力され
た被検索文字列に対しては、並列比較器１０６の比較結
果は参照せず、有限オートマトン実行手段１０４と状態
遷移テーブル１１０とで、オートマトンの実行を行なう
。また、セレクタ１０８は状態遷移テーブル１１０から
の次状態コード１３８を選択して，有限オートマトン実
行手段１０４へ転送する。以上の動作が入力文字コード
に対して次々と繰り返され、後方照合が行なわれる。一
方検索文字列が検索された場合や，初期状態へ遷移する
フェイルが発生した場合には、再び並列比較器１０６で
先頭照合処理が行なわれる。 これらの一連の処理の実行は、前記第１の実施例よりも
並列度に関しては劣る。しかし、全体に占める先頭照合
の処理の−比率が高い場合には、本実施例でも十分高速
化の効果があり、さらに状態コードキュー１０９とそれ
を制御するハードウエア量の削減の効果や、制御方式の
簡略化による処理速度向上の効果がある。また、各構成
要素は同一半導体チップ上に集積することが最も効果的
であるが、回路規模の制約により，全てを同一半導体チ
ップ上に集積することが必ずしも可能であるとは限らな
い．そのため構成要素の幾つかを別の半導体チップ上に
集積して構戒することが考えられる。本実施例によれば
、制御方式が簡略であるため，並列比較器１０６や状態
遷移テーブル１１０、各種バッファを独立チップとして
切り出し、全体をマルチチップ構成とすることも容易と
なる。 次に、第２１図は，本発明の第３の実施例のブロック図
である。 本実施例は、前記第４図に示した第１の実施例における
有限オートマトン実行手段１０４としてＣＰＵを利用し
たものである． 本実施例の構成は，入力バッファ１０２、文字コードバ
ッファ１０３、並列比較’ａ　１　０　６、コード変換
器１０７、入力セレクタ１０８、状態コードキュー１０
９までは第１の実施例と同様である。 しかし有限オートマトン実行手段としてＣＰＵＩ１２を
用いているため、文字コードバッファ１０３と状態コー
ドキュー１０９の出力は内部バスｌ１３に接続され、こ
れを介してＣＰＵ１１２のデータパスへ接続されている
。 また、ＣＰＵ１１２で実行するオートマトンの制御情報
を格納する状態遷移テーブル１１４へは、アドレスを指
定してアクセスする．この結果、テーブルの内容である
次状態は内部バス１１３へ返され、セレクタ１０８を経
て状態コードキュー１０９へ蓄えられる。このとき、検
索文字列との一致検出を示す状態が得られれば，これに
対応する検索結果１１１がＣＰＵ　１　１　２から内部
バス１工３を介して出力バッファ１０５へ書き出される
。 以上の処理において、システム全体の制御，内部バス１
１３の制御、また並列比較器１０６、状態遷移テーブル
１１４へのデータ設定はＣＰＵＩ１２が行なう． ＣＰＵＩ　１　２は、他の構成要素と共に同一半導体チ
ップ上に集積される。しかし、回路規模の制約や既存の
ＣＰＵチップを使用する場合もあるので，別チップで構
成することも考えられる。 本実施例においても、前記第１の実施例と同様、並列比
較器１０６での部分文字列の比較処理がテーブルアクセ
スなしで行なえるので、検索処理全体の速度が向上する
という効果が得られる．次に、第２２図は、本発明の第
４の実施例のブロック図である。 本実施例は、第２１図に示した第３の実施例における文
字コードバッファ１０３と状態コードキュー１０９と状
態遷移テーブル１１４とを、ｃｐＵ１１２の管理下にあ
るメモリ空間に割り付ける構成をとったものである． 本実施例の構成は、入力バッファ１０２、並列比較器１
０６、コード変換器１０７までは前記第３の実施例と同
様である．しかし、第３の実施例における文字コードバ
ッファ１０３を介した内部バス１１３への接続，入力セ
レクタ１０８と状態コードキュー１０９を介した内部バ
ス１１３への接続が，それぞれ直接、内部バス１１３へ
接続された形になっている．そして文字コードバツファ
１１６と状態コードキュー１１７は、状態遷移テーブル
１１５を含むメモリ空間内の一部として配置されている
．これらは内部バス１１３を介して、ＣＰＵＩ　１　２
からアドレス指定によってアクセスすることが出来る。 被検索文字列１０１中からの検索文字列の一連の比較照
合処理は，第３の実施例と同様に行なわれる．その際の
内部バス１１３の制御は、ＣＰＵ１１２が行なう． 本実施例においても、前記第１、第２、第３の実施例と
同様に、並列比較器１０６での部分文字列の比較処理が
テーブルアクセスなしで行なえるので、検索処理傘体の
速度が向上するという効果が得られる。 次に、第２３図は、本発明の第５の実施例のブロック図
である． 本実施例は、前記第２２図に示した第４の実施例に検索
結果参照テーブル１１８を追加した構成となっている． 検索結果参照テーブル１１８は、状態遷移テーブル１１
５、文字フードバッファ１１６．状態コ一ドキュー１１
７と同様に、ＣＰＵＩ　１　２管理下のメモリ空間内に
配置され、ＣＰＵ１１２からアドレス指定によってアク
セスすることが出来る．本実施例においては、比較照合
処理によって被検索文字列１０１と検索文字列との一致
検出を示す状態が得られた場合に、ＣＰＵＩ　１　２が
検索結果参照テーブル１１８の該当アドレスから検索結
果１１１の一部として付加する情報を得て，出力バッフ
ァ１０５へ書き出す．検索結果参照テーブル１１８には
、一連の検索処理の終了を知らせるターミネータや，次
段に接続するハードウエアへ渡すための，種々の制御情
報も格納されており、これらも必要に応じて出力バッフ
ァ１０５へ書き出される， また、検索結果参照テーブル１１８の内容を書き換え可
能とすることにより、ユーザプログラマブルにすること
が出来る。このため異なった処理ごとに、あるいはチッ
プごとに，その内容を任意に設定することが可能である
． 従って本実施例においては、検索結果１１１のデータフ
ォーマットや内容を任意に設定することが可能であるの
で、様々なシステム構成やインターフェイスに柔軟に対
応することが出来るという効果が得られる．さらに、本
実施例においても前記第１，第２、第３、第４の実施例
と同様に，並列比較器１０６での部分文字列の比較処理
がテーブルアクセスなしで行なえるので、検索処理全体
の速度が向上するという効果が得られる．次に、第２４
図は，部分文字列設定のための入力ポート、バリッドフ
ラグレジスタ設定のための入力ポート，および被検索文
字列の入力ポートを共有する構成の第１の実施例を示す
ブロック図である． 第２４図において、アクセスモードは、ＣＡＭレジスタ
（ＣＡＭ　ＲＯ−Ｒ１５）とバリッドフラグレジスタ（
ＶＦＯ−ＶＦ１５）からのデータ読み出し（リードモー
ド），それらへのデータ書き込み（ライトモードまたは
設定モード），および被検索文字列と部分文字列との照
合（コンベアモードまたは比較モード）の３種である．
ポート２８０は、リードモードではデータ出力ポートと
して機能し、ライトモードおよびコンベアモードではデ
ータ入力ポートとして機能する．また，ＣＡＭレジスタ
とバリッドフラグレジスタはアドレス付けされており、
リードモード、ライトモードにおいて外部からのアドレ
ス入力で任意のものを選択することが出来る。 リードモードでは、任意のＣＡＭレジスタまたはバリッ
ドフラグレジスタをアドレスで指定し、その内容を出力
データパス上へのせ、出力バッファのゲートを開けてデ
ータを読み出す。 ライトモードでは、入力バッファのゲートを開けてデー
タを入力データバス上へのせ、任意のＣＡＭレジスタま
たはバリッドフラグレジスタをアドレスで指定し、その
内部へ入力データパス上のデータをラッチする． コンベアモードでは、入力バツファのゲートを開けてデ
ータを入力データバス上へのせ，特定のＣＡＭレジスタ
やバリッドフラグレジスタが選択されることのないよう
にアドレスを設定して、全てのＣＡＭレジスタへバス上
のデータを分配し、ラッチされている部分文字列との照
合を行なう．上記の各モードでポート２８０を共有する
ことにより、半導体集積回路上のパッド数を減少させる
ことが出来る．したがってチップ面積増大やピン数増加
の対策として有効である． 次に、第２５図は、部分文字列設定のための入力ポート
、バリッドフラグレジスタ設定のための入力ポート，お
よび被検索文字列の入力ポートを共有する構成の第２の
実施例を示すブロック図である． この実施例は、前記第２４図の実施例におけるＣＡＭレ
ジスタの代わりに、レジスタ（ＲＥＧ〜ＲＥＧ１５）と
比較回路（ＣＭＰＯ−ＣＭＰ１５）とを用いて構成した
ものである．その動作及び効果は、前記第２４図の実施
例と同様であり、チップ面積増大やビン数増加の対策と
して有効である。

【発明の効果】

本発明によれば、オートマトンを用いた文書検索におい
て、有限オートマトン実行手段の前段に並列比較器を置
き、検索文字列の部分文字列との比較を行なって一致し
た場合のみ、オートマトン実行手段による処理を行なわ
せることにより、有限オートマトン実行手段と状態遷移
テーブルとのデータ入出力回数を低減させることが出来
るため、検索処理速度を向上させることが出来るという
効果が得られる． また、並列比較器に設定する部分文字列の文字数を多く
することによって，有限オートマトン実行手段と状態遷
移テーブルとのデータ入出力回数を更に低減させること
が出来るため、検索処理速度を一層向上させろことが出
来るという効果が得られる．特に、並列比較器に設定さ
れた部分文字列との一致が全く検出されない場合に処理
速度は最大となり，ほぼテキストの入力時間のみで検索
処理を終了し得ることになる． また、並列比較器内にバリッドフラグを設けることによ
り，語長の異なった部分文字列や、ドント・ケア文字を
含む部分文字列の設定が可能となるので、オートマトン
を用いた検索の持つ柔軟性を損なうことなく、高速な検
索を実現できるという効果が得られる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明における有限オートマトンを用いた文字
列検索の原理を説明するためのブロック図、第２図は従
来の有限オートマトンを用いた文字列検索の原理を説明
するためのブロック図，第３図は文字列検索のオートマ
トンにおける状態の深さと到達確率との関係を示す図、
第４図は本発明の第ｌの実施例の構成を示すブロック図
、第５図は本発明の第１の実施例における並列処理のタ
イムチャートを示す図、第６図は同一の入力文字に対し
て複数の検索文字列が検出される検索文字列の設定例を
示す図，第７図はＣＡＭを用いた並列比較器の一実施例
のブロック図，第８図はＣＡＭを用いた並列比較器八の
検索部分文字列の設定の一例を示すブロック図、第９図
はＣＡＭを用いた並列比較器への終了コードの設定の一
例を示すブロック図、第１０図はレジスタと比較沿を用
いた並列比較器の一実施例のブロック図，第１１図はレ
ジスタと比較器を用いた並列比較器への検索部分文字列
の設定の一例を示す図、第１２図はレジスタと比較器を
用いた並列比較器への終了コードの設定の一例を示す図
、第１３図はコード変換器の一実施例のブロック図、第
１４図は入力バソファの第１の実施例のブロック図、第
１５図は入力バッファの第２の実施例のブロック図，第
１６図は文字コードバッファの一実施例のブロック図，
第ｌ７図は検索文字列中の先頭照合処理対象部分の一例
を示す図、第１８図は第１７図の検索文字列を検索する
ためのオートマトンを示す図、第１９図は第１７図の検
索文字列を検索するための並列比較器と後方照合オート
マトンのブロック図，第２０図は本発明の第２の実施例
の構成を示すブロック図、第２１図は本発明の第３の実
施例の構成を示すブロック図、第２２図は本発明の第４
の実施例の構戒を示すブロック図、第２３図は本発明の
第５の実施例の構成を示すブロック図、第２４図および
第２５図はそれぞれ入力ポートを共有する実施例のブロ
ック図、第２６図は文字列検索システムの全体の構成を
示すブロック図である。 く符号の説明〉 １０・・・並列比較部 １１・・・有限オートマトン実行部 １２・・・有限オートマトン ｌ３・・・先頭照合オートマトン １４・・・後方照合オートマトン １０１・・・被検索文字列 １０２・・・入力バッファ １０３および１１６・・・文字コードバッファ１０４・
・・有限オートマトン実行手段１０５・・・出力バッフ
ァ １０６・・・並列比較器 １０７・・・コード変換器 １０８・・・セレクタ １０９および１１７・・・状態コードキュー１１０、１
１４および１１５・・・状態遷移テーブル１１１および
１３６・・・検索結果 １１２・・・ＣＰＵモジュール １１３・・・内部バス １１８・・・検索結果参照テーブル １３０および１３５・・・入力文字コード１３１・・・
一致信号 １３２、１３３および１３４・・・状態コード１３７・
・・状態遷移テーブルアクセスアドレス１３８・・・遷
移先の状態 ２０１−０〜１５・・・ＣＡＭレジスタ２０２−０〜１
５・・・バリッドフラグレジスタ２０３−０〜１５・・
・バイトごとの比較照合結果を統合する論理回路部 ２０４−０〜１５・・・バリッドフラグの全ビット無効
指定を検出する論理回路部 ２０５−０〜１５・・・部分文字列の最終照合結果を出
力する論理回路部 ２０７−０〜１５・・・レジスタ ２０８−０〜１５・・・比較回路 ２１０−０〜ｌ５・・・レジスタデータバスｚｔｉ−ｏ
〜１５・・・バリッドフラグレジスタ・データパス ２　１　２−０〜１５・・・バイト単位の比較結果２　
１　３−０〜１５・・・バリッドフラグレジスタ・デー
タ ２１４−０〜１５・・・バリッドフラグの全ビット無効
指定検出結果 ２　１　５−０〜１５・・・部分文字列比較結果２　１
　６−０〜１５・・・部分文字列の最終照合結果２０１
−１６・・・終了コード用ＣＡＭレジスタ２０２−１６
・・・終了コード用バリッドフラグレジスタ ２０３−１６・・・終了コードのバイトごとの比較照合
結果を統合する論理回路部 ２０４−１６・・・終了コード用バリッドフラグの全ビ
ット無効指定を検出する論理回 路部 ２０５−１６・・・終了コードの最終照合結果を出力す
る論理回路部 ２０７−１６・・・終了コード用レジスタ２０８−１６
・・・終了コード用比較回路２１０−１６・・・終了コ
ード用レジスタデータバス２１１−１６・・・終了コー
ド用バリッドフラグレジスタ・データバス ２１２−１６・・・終了コードのバイト単位の比較結果 ２１３−１６・・・終了コードのバリッドフラグレジス
タ・データ ２１４−１６・・・終了コード用パリッドフラグの全ビ
ット無効指定検出結果 ２１５−１６・・・終了コードの比較結果２１６−１６
・・・終了コードの最終照合結果２２０・・・プライオ
リティエンコーダ２２１・・・部分文字列が全く見つか
らなかったことを検出する論理回路部 ２２２・・・部分文字列が少なくとも１つは見つかった
ことを検出する論理回路部 ２３０・・・一致信号群 ２３１・・・状態コード ２３２・・・部分文字列が全く見つからなかったことの
検出結果 ２３３・・・部分文字列が少なくとも１つは見つかった
ことの検出結果 ２４０，２４２、２５０、２５２、２７０および２７３
・・・バッファリング用レジスタ２４４、２４６、２５
５、２５７、２５９および２６１・・・データ幅変換用
レジスタ ２４８および２６３・・・変換後データ格納レジスタ２
４１、２４３、２４５、２４７、２５１，２５３．２５
４、２５６、２５８、２６０、２６２、２７１および２
７２・・・レジスタ間データパス ３２４・・・検索結果 ８１０・・・オートマトン分割線

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、コード表現された記号で構成される被検索記号列中
   に複数の検索対象記号列が存在するか否かを一括して判
   定するオートマトンを用いた記号列検索方法において、
   複数の検索記号列を被検索記号列中から一括して検索す
   る際に、該検索記号列を任意の位置で少なくとも２つの
   部分記号列に分割し、分割したものの１つの部分記号列
   の照合すなわち先頭照合処理を行なった結果、該部分記
   号列に関する検索条件を満足した検索記号列に対しての
   み、残りの部分記号列の照合すなわち後方照合処理を行
   い、ここで残りの部分記号列に関する検索条件を満足し
   た場合に該検索記号列が検索されたと判定することを特
   徴とする記号列検索方法。 ２、少なくとも、 （ａ）前記被検索記号列を入力するための第１の外部情
   報アクセス手段と、 （ｂ）該第１の外部情報アクセス手段によって入力した
   前記被検索記号列と、検索記号列の部分記号列との先頭
   照合処理を行なう先頭照合処理手段と、 （ｃ）該第１の外部情報アクセス手段によって入力した
   前記被検索記号列と、検索記号列の部分記号列との後方
   照合処理を行なう後方照合処理手段と、 （ｄ）上記後方照合処理を行なう際に、後方照合処理を
   制御するデータを格納するデータ格納手段と、 （ｅ）後方照合処理制御データをデータ格納手段から入
   力するための第２の外部情報アクセス手段と、 の各構成要素を備えたことを特徴とする第１請求項に記
   載の記号列検索方法を用いて記号列検索を行なう記号列
   検索装置。 ３、（ａ）前記被検索記号列を入力するための第１の外
   部情報アクセス手段と、 （ｂ）該第１の外部情報アクセス手段によって入力した
   前記被検索記号列と、検索記号列の部分記号列との先頭
   照合処理を行なう先頭照合処理手段と、 （ｃ）該第１の外部情報アクセス手段によって入力した
   前記被検索記号列と、検索記号列の部分記号列との後方
   照合処理を行なう後方照合処理手段と、 （ｄ）上記後方照合処理を行なう際に、後方照合処理を
   制御するデータを格納するデータ格納手段と、 （ｅ）後方照合処理制御データをデータ格納手段から入
   力するための第２の外部情報アクセス手段と、 の各構成要素のうちの少なくとも２種以上の構成要素を
   同一半導体チップ上に集積したことを特徴とする半導体
   集積回路。 ４、第２請求項に記載の記号列検索装置において、前記
   第１の外部情報アクセス手段によるアクセスと、前記第
   ２の外部情報アクセス手段によるアクセスとを、独立に
   行なえるように構成したことを特徴とする記号列検索装
   置。 ５、第３請求項に記載の半導体集積回路において、前記
   構成要素（ａ）〜（ｅ）のうちの少なくとも第１の外部
   情報アクセス手段（ａ）と第２の外部情報アクセス手段
   （ｅ）とを同一半導体チップ上に集積し、かつ、該第１
   の外部情報アクセス手段によるアクセスと、該第２の外
   部情報アクセス手段によるアクセスとを、独立に行なえ
   るように構成したことを特徴とする半導体集積回路。 ６、第４請求項に記載の記号列検索装置において、前記
   第１の外部情報アクセス手段による外部情報アクセスが
   、前記第２の外部情報アクセス手段による外部情報アク
   セスよりも、高い頻度で行なわれるように構成したこと
   を特徴とする記号列検索装置。 ７、第５請求項に記載の半導体集積回路において、前記
   構成要素（ａ）〜（ｅ）のうちの少なくとも第１の外部
   情報アクセス手段（ａ）と第２の外部情報アクセス手段
   （ｅ）とを同一半導体チップ上に集積し、かつ、該第１
   の外部情報アクセス手段による外部情報アクセスが、該
   第２の外部情報アクセス手段による外部情報アクセスよ
   りも、高い頻度で行なわれるように構成したことを特徴
   とする半導体集積回路。 ８、第４請求項に記載の記号列検索装置において、前記
   第１の外部情報アクセス手段による外部情報アクセスが
   、前記第２の外部情報アクセス手段による外部情報アク
   セスよりも、先立って行なわれるように構成したことを
   特徴とする記号列検索装置。 ９、第５請求項に記載の半導体集積回路において、前記
   構成要素（ａ）〜（ｅ）のうちの少なくとも第１の外部
   情報アクセス手段（ａ）と第２の外部情報アクセス手段
   （ｅ）とを同一半導体チップ上に集積し、かつ、該第１
   の外部情報アクセス手段による外部情報アクセスが、該
   第２の外部情報アクセス手段による外部情報アクセスよ
   りも、先立って行なわれるように構成したことを特徴と
   する半導体集積回路。 １０、第３請求項に記載の半導体集積回路において、 前記構成要素（ａ）〜（ｅ）のうちの先頭照合処理手段
   （ｂ）を含む少なくとも２種の構成要素を、各構成要素
   についてそれぞれ１つ以上、同一半導体チップ上に集積
   し、かつ、複数の前記検索記号列またはそれらの部分記
   号列を該半導体集積回路内部に格納する手段を備えたこ
   とを特徴とする半導体集積回路。 １１、第２請求項に記載の記号列検索装置において、 （ｆ）入力した被検索記号列をバッファリングする入力
   バッファリング手段と、 （ｇ）先頭照合処理を行なうために、予め設定された複
   数の検索記号列の部分記号列と上記入力バッファリング
   手段から送られる被検索記号列との照合を並列に行う並
   列照合手段と、 （ｈ）後方照合処理の際に参照する制御データを格納す
   る状態遷移テーブルと、 （ｉ）後方照合処理を行なうために、上記入力バッファ
   リング手段から送られる被検索記号列と上記状態遷移テ
   ーブルの制御データとに基づいて有限オートマトンを実
   行する有限オートマトン実行手段と、 （ｊ）後方照合処理の際に、上記状態遷移テーブルを参
   照するための状態遷移テーブルアクセス手段と、 （ｋ）上記並列照合手段による先頭照合結果を、上記有
   限オートマトン実行手段へ転送するコードに変換するコ
   ード変換手段と、 （ｌ）上記コード変換手段によって生成されたコードと
   上記状態遷移テーブルから得られた状態とのいずれを上
   記有限オートマトン実行手段へ転送するかを選択するデ
   ータ選択手段と、（ｍ）上記有限オートマトン実行手段
   からの検索結果を保持する出力バッファリング手段と、
   を備え、被検索記号列入力に対する複数の検索記号列の
   検索処理を行う際に、検索記号列を任意の位置で少なく
   とも２つの部分記号列に分割し、分割したものの１つの
   部分記号列の先頭照合処理を上記並列照合手段で行い、
   該部分記号列に関する検索条件を満足した検索記号列に
   対してのみ、上記有限オートマトン実行手段で残りの部
   分記号列の後方照合処理を行い、ここで該残りの部分記
   号列に関する検索条件を満足した場合に、該検索記号列
   が検索されたと判定する記号列検索処理を行なうことを
   特徴とする記号列検索装置。 １２、第３請求項に記載の半導体集積回路において、 （ｆ）入力した被検索記号列をバッファリングする入力
   バッファリング手段と、 （ｇ）先頭照合処理を行なうために、予め設定された複
   数の検索記号列の部分記号列と上記入力バッファリング
   手段から送られる被検索記号列との照合を並列に行う並
   列照合手段と、 （ｈ）後方照合処理の際に参照する制御データを格納す
   る状態遷移テーブルと、 （ｉ）後方照合処理を行なうために、上記入力バッファ
   リング手段から送られる被検索記号列と上記状態遷移テ
   ーブルの制御データとに基づいて有限オートマトンを実
   行する有限オートマトン実行手段と、 （ｊ）後方照合処理の際に、上記状態遷移テーブルを参
   照するための状態遷移テーブルアクセス手段と、 （ｋ）上記並列照合手段による先頭照合結果を、上記有
   限オートマトン実行手段へ転送するコードに変換するコ
   ード変換手段と、 （ｌ）上記コード変換手段によって生成されたコードと
   上記状態遷移テーブルから得られた状態とのいずれを上
   記有限オートマトン実行手段へ転送するかを選択するデ
   ータ選択手段と、（ｍ）上記有限オートマトン実行手段
   からの検索結果を保持する出力バッファリング手段と、
   の各構成要素のうちの少なくとも２種以上の構成要素、
   若しくは上記（ｈ）を除いた各構成要素のうちの少なく
   とも２種以上の構成要素を同一半導体チップ上に集積し
   たことを特徴とする半導体集積回路。 １３、第１１請求項に記載の記号列検索装置において、 前記記号列検索装置内部へ任意の終了コードを設定する
   終了コード設定手段と、終了コードを検出する終了コー
   ド検出手段とを備え、前記被検索記号列中に該終了コー
   ドを検出することにより、記号列検索処理を終了するよ
   うに構成したことを特徴とする記号列検索装置。 １４、第１２請求項に記載の半導体集積回路において、 前記半導体集積回路内部へ任意の終了コードを設定する
   終了コード設定手段と、終了コードを検出する終了コー
   ド検出手段とを、同一半導体チップ上に集積し、前記被
   検索記号列中に該終了コードを検出することにより、記
   号列検索処理を終了するように構成したことを特徴とす
   る半導体集積回路。 １５、第１３請求項に記載の記号列検索装置において、
   前記終了コード設定手段に設定する複数の記号から構成
   される終了コードと被検索記号列との照合の際に、終了
   コードの有効・無効を少なくとも記号ごとに示すバリッ
   ドフラグレジスタを設け、更に該バリッドフラグレジス
   タの任意の構成ビットをセットあるいはリセットする手
   段を備え、 照合の際に該バリッドフラグレジスタを参照し、該バリ
   ッドフラグレジスタの構成ビットがセット状態である部
   分に対応する終了コード中の記号を、被検索記号列との
   照合の際に“有効”とし、リセット状態である部分に対
   応する終了コード中の記号を、被検索記号列との照合の
   際に“無効”とすることにより、該終了コードの任意位
   置にドント・ケア（ｄｏｎ’ｔｃａｒｅ）を設定するこ
   とを可能にしたことを特徴とする記号列検索装置。 １６、第１４請求項に記載の半導体集積回路において、 前記終了コード設定手段に設定する複数の記号から構成
   される終了コードと被検索記号列との照合の際に、終了
   コードの有効・無効を少なくとも記号ごとに示すバリッ
   ドフラグレジスタを設け、また、該バリッドフラグレジ
   スタの任意の構成ビットをセットあるいはリセットする
   手段を同一半導体チップ上に集積し、 照合の際に該バリッドフラグレジスタを参照し、該バリ
   ッドフラグレジスタの構成ビットがセット状態である部
   分に対応する終了コード中の記号を、被検索記号列との
   照合の際に“有効”とし、リセット状態である部分に対
   応する終了コード中の記号を、被検索記号列との照合の
   際に“無効”とすることにより、該終了コードの任意位
   置にドント・ケアを設定することを可能にしたことを特
   徴とする半導体集積回路。 １７、特許請求範囲第１１項記載の記号列検索装置にお
   いて、 前記並列照合手段と前記有限オートマトン実行手段とが
   、同一の入力記号に対して並列動作し、処理を行うこと
   を特徴とする記号列検索装置。 １８、特許請求範囲第１２項記載の半導体集積回路にお
   いて、 前記並列照合手段と前記有限オートマトン実行手段とを
   同一半導体チップ上に集積し、かつ、両者が同一の入力
   記号に対して並列動作し、処理を行うことを特徴とする
   半導体集積回路。 １９、第１１請求項に記載の記号列検索装置において、 前記有限オートマトン実行手段を、ＣＰＵを用いて構成
   したことを特徴とする記号列検索装置。 ２０、第１２請求項に記載の半導体集積回路において、 前記有限オートマトン実行手段をＣＰＵで構成し、かつ
   、該ＣＰＵを同一半導体チップ上に集積したことを特徴
   とする半導体集積回路。 ２１、第１１請求項に記載の記号列検索装置において、 前記並列照合手段を、連想メモリを用いて構成したこと
   を特徴とする記号列検索装置。 ２２、第１２請求項に記載の半導体集積回路において、 前記並列照合手段を、連想メモリを用いて構成し、かつ
   、該連想メモリを同一半導体チップ上に集積したことを
   特徴とする半導体集積回路。 ２３、第１１請求項に記載の記号列検索装置において、 前記並列照合手段を、レジスタと比較回路の組合せを複
   数組用いて構成したことを特徴とする記号列検索装置。 ２４、第１２請求項に記載の半導体集積回路において、 前記並列照合手段を、レジスタと比較回路の組合せを複
   数組用いて構成し、かつ、それらを同一半導体チップ上
   に集積したことを特徴とする半導体集積回路。 ２５、第１１請求項に記載の記号列検索装置において、 前記並列照合手段内に設定する各検索記号列の部分記号
   列に、照合の際にその有効・無効を少なくとも記号ごと
   に示すバリッドフラグレジスタを設け、更に該バリッド
   フラグレジスタの任意の構成ビットをセットあるいはリ
   セットする手段を備え、 照合の際に該バリッドフラグレジスタを参照し、該バリ
   ッドフラグレジスタの構成ビットがセット状態である部
   分に対応する部分記号列中の記号を、被検索記号列との
   照合の際に“有効”とし、リセット状態である部分に対
   応する部分記号列中の記号を、被検索記号列との照合の
   際に“無効”とすることにより、該部分記号列の任意位
   置にドント・ケアを設定することを可能としたことを特
   徴とする記号列検索装置。 ２６、第１２請求項に記載の半導体集積回路において、 前記並列照合手段内に設定する各検索記号列の部分記号
   列に、照合の際にその有効・無効を少なくとも記号ごと
   に示すバリッドフラグレジスタを設け、更に該バリッド
   フラグレジスタの任意の構成ビットをセットあるいはリ
   セットする手段を同一半導体チップ上に集積し、 照合の際に該バリッドフラグレジスタを参照し、該バリ
   ッドフラグレジスタの構成ビットが、セット状態である
   部分に対応する部分記号列中の記号を、被検索記号列と
   の照合の際に“有効”とし、リセット状態である部分に
   対応する部分記号列中の記号を、被検索記号列との照合
   の際に“無効”とすることにより、該部分記号列の任意
   位置にドント・ケアを設定することを可能としたことを
   特徴とする半導体集積回路。 ２７、第２５請求項に記載の記号列検索装置において、 前記並列照合手段に、検索記号列の部分記号列内の全て
   の記号をドント・ケアに設定した場合には、全ての入力
   記号に対して該部分記号列との照合の結果として不一致
   の判定をする手段を備えたことを特徴とする記号列検索
   装置。 ２８、第２６請求項に記載の半導体集積回路において、 前記並列照合手段に、検索記号列の部分記号列内の全て
   の記号をドント・ケアに設定した場合には、全ての入力
   記号に対して該部分記号列との照合の結果として不一致
   の判定をする手段を同一半導体チップ内に集積したこと
   を特徴とする半導体集積回路。 ２９、第１１請求項に記載の記号列検索装置において、 前記並列照合手段に設定された複数の検索記号列の部分
   記号列と被検索記号列との照合の結果、設定された該検
   索記号列のすべてが検索条件を満足しない場合、これを
   検出する手段を設けたことを特徴とする記号列検索装置
   。 ３０、第１２請求項に記載の半導体集積回路において、 前記並列照合手段に設定された複数の検索記号列の部分
   記号列と被検索記号列との照合の結果、設定された該検
   索記号列のすべてが検索条件を満足しない場合、これを
   検出する手段を同一半導体チップ上に集積したことを特
   徴とする半導体集積回路。 ３１、第１１請求項に記載の記号列検索装置において、 前記並列照合手段に設定された複数の検索記号列の部分
   記号列と被検索記号列との照合の結果、設定された該検
   索記号列の部分記号列の少なくとも一つが検索条件を満
   足する場合、これを検出する手段を設けたことを特徴と
   する記号列検索装置。 ３２、第１２請求項に記載の半導体集積回路において、 前記並列照合手段に設定された複数の検索記号列の部分
   記号列と被検索記号列との照合の結果、設定された該検
   索記号列の部分記号列の少なくとも一つが検索条件を満
   足する場合、これを検出する手段を同一半導体チップ上
   に集積したことを特徴とする半導体集積回路。 ３３、第１１請求項に記載の記号列検索装置において、 （ｎ）前記有限オートマトン実行手段から検索結果が出
   力される際に、その一部として該検索結果に付加する情
   報を格納する付加情報格納手段と、 （ｏ）上記付加情報格納手段の内容を設定する手段と、 を備え、該検索結果を保持する前記出力バッファリング
   手段に出力される該検索結果に、予め任意に設定可能な
   情報を付加することができるように構成したことを特徴
   とする記号列検索装置。 ３４、第１２請求項に記載の半導体集積回路において、 （ｎ）前記有限オートマトン実行手段から検索結果が出
   力される際に、その一部として該検索結果に付加する情
   報を格納する付加情報格納手段と、 （ｏ）前記付加情報格納手段の内容を設定する手段と、 を同一半導体チップ上に集積し、該検索結果を保持する
   前記出力バッファリング手段に出力される該検索結果に
   、予め任意に設定可能な情報を付加することができるよ
   うに構成したことを特徴とする半導体集積回路。 ３５、第１２請求項に記載の半導体集積回路において、 半導体チップ上に集積された前記並列照合手段は、部分
   記号列記憶手段およびハイバリッドフラグレジスタを有
   し、かつ、部分記号列設定のための入力ポート、ハイバ
   リッドフラグレジスタ設定のための入力ポートおよび被
   検索記号列の入力ポートのうちの少なくとも２つの入力
   ポートを共有することを特徴とする半導体集積回路。