JPH0512337A

JPH0512337A - ハツシユ法を用いたデータ検索方式

Info

Publication number: JPH0512337A
Application number: JP3161367A
Authority: JP
Inventors: Toshiharu Ueda; 敏晴上田
Original assignee: Oki Electric Industry Co Ltd
Current assignee: Oki Electric Industry Co Ltd
Priority date: 1991-07-02
Filing date: 1991-07-02
Publication date: 1993-01-22

Abstract

(57)【要約】【目的】ハッシュ法を用いたデータ検索において、サ
ブグループ内検索データ数の偏りによる検索時間の偏り
を解消する。【構成】あらかじめ、全検索データを第１のハッシュ
演算によりサブグループに分類し、各サブグループを第
２ハッシュ演算によりスモールサブグループに分類し
て、検索メモリ４ｂに格納しておく。そして、データ検
索時には、検索キーデータｙ２に対して、演算器１ｂ，
１ｃにより第１，第２のハッシュ演算を行って分類デー
タｏ２，ｏ３を生成し、分類データｏ２，ｏ３を用い
て、アドレス変換器２ｂ，加算器７ｂ及びセレクタ８ｂ
により検索メモリ４ｂに格納されているスモールサブグ
ループの先頭番地を指定し、その先頭番地から順次その
サブグループ内のデータを読出し、比較器５ｂで検索キ
ーデータｙ２と比較する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、多次元ハッシュ法を用
いたハードウェアによるデータ検索方式に関するもので
ある。

【０００２】

【従来の技術】従来、大量の数値表現されたデータから
なるデータグループの中から１つのデータ要素を検索す
る場合に使用される手法の１つにハッシュ法がある。下
記にその概要を述べる。まず、数値表現され、数値表現
でだぶりのないＮ個のデータｘｉ（１≦ｉ≦Ｎ）からな
るグループＡと同じく数値表現された一つのデータｙが
ある。ここでキーデータｙと同じ数値表現をもつデータ
ｘｉがグループＡ内に存在するか否かを検索することを
考える。

【０００３】この時、あらかじめデータＡのＮ個のデー
タｘｉをある一定の規則に基づき複数個のサブグループ
に分類しておく。データｘｉは数値表現されているた
め、上記の分類規則をここでは数値演算結果とする。例
えば、分類規則を定数Ｋ（１≦Ｋ）でデータｘｉを余算
した剰余Ｒｘで分類すると、剰余Ｒｘは０からＫ−１の
値をとるため、データグループＡはＫ個のサブグループ
ｚｊ（１≦ｊ≦Ｋ）に分類できる。

【０００４】ここで、目的の検索処理を行うには、ま
ず、キーデータｙに対しても、上記分類規則と同じ数値
演算、すなわち定数Ｋによる余算を行い剰余Ｒｙを得
る。当然、Ｒｙも０からＫ−１の間でＫ通りの値を得
る。そして、Ｋ個のサブグループｚｊ内の１つのサブグ
ループをｊ＝Ｒｙで特定し、そのサブグループｚｉ（ｉ
＝Ｒｙ）内の全要素とキーデータの数値表現を比較し、
一致する要素があればグループＡ内にキーデータｙと同
じ数値表現を持つデータｘｉが存在することになり、一
致する要素がなければグループＡ内にキーデータｙと同
じ数値表現をもつデータｘｉは存在しないと判定するこ
とができる。

【０００５】以上の検索手法をハッシュ法と言い、デー
タ検索処理が１つのサブグループｚｊ（ｊ＝Ｒｙ）内に
特定されるため、グループＡ内の全要素ｘｉに対して単
純検索を行う方法に比べ、格段に高速な検索処理が可能
となる。図４は上記の検索処理をハードウェアで実現す
る従来のデータ検索方式の構成を示すブロック図、図５
は従来のデータ検索方式におけるアドレス変換器の構成
を示すブロック図である。以下、従来のデータ検索方式
の構成を説明する。

【０００６】検索メモリ４ａは全検索データ格納してお
くのに充分なアドレス空間をもつメモリであり、その１
語は検索データｘ１とフラグｆ１を格納する二つのフィ
ールドからなる。全検索データは、あらかじめ、１つの
分類規則に基づきサブグループに分類され、サブグルー
プ単位に検索メモリ４ａ内に配置格納されている。図に
おけるサブグループｚ１はその内の１つである。フラグ
ｆ１はサブグループｚ１の最後の語のみ論理”１”が設
定され、他の語における論理値は”０”に設定されてい
る。つまり、フラグｆ１が論理値＝”１”をもつ語はサ
ブグループｚ１の最終語であることを示す。

【０００７】演算器１ａは検索メモリ４ａでの検索デー
タの分類規則と同一規則による分類機能をもつ演算器で
あり、入力である外部回路から入力されるキーデータｙ
１から分類データｏ１を生成し、アドレス変換器２ａへ
入力する。アドレス変換器２ａは、図５に示すように、
分類データｏ１をアドレスとし、分類データｏ１でアド
レスされた１語にサブグループアドレスがあらかじめ書
込まれているメモリである。すなわち、アドレス変換器
２ａは入力される分類データｏ１をアドレスとしてメモ
リの１語を読出し、そのデータをサブグループアドレス
ｐ１として出力する。図４では、アドレス変換器２ａは
分類データｏ１から検索メモリ４ａ内の１つのサブグル
ープｚ１の先頭番地を示すサブグループアドレスｐ１を
生成し、アドレスカウンタ３ａへ出力する。サブグルー
プアドレスｐ１と分類データｏ１は１対１に対応する。

【０００８】アドレスカウンタ３ａは制御回路６ａから
入力されるロード信号ｌ１の指示でサブグループアドレ
スｐ１を取込み、検索メモリアドレスａ１として検索メ
モリ４ａへ出力する。また、制御回路６ａから入力され
るカウント信号ｅ１の指示により、検索メモリアドレス
ａ１をカウントアップ、つまり＋１する機能を有する。
検索メモリ４ａの出力データである検索データｘ１は比
較器５ａに入力される。比較器５ａには、同時に演算
器１ａに入力されているのと同一のキーデータｙ１が入
力されている。比較器５ａは検索データｘ１とキーデー
タｙ１とを比較して一致信号ｃ１を生成し、制御回路６
ａへ出力する。一致信号ｃ１は検索データｘ１とキーデ
ータｙ１とが一致すれば、論理値”１”、そうでなけれ
ば論理値”０”をとる。

【０００９】制御回路６ａは一致信号ｃ１とフラグｆ１
の状態を監視することにより、検索メモリ４ａを用いた
検索処理を行い、その結果をヒット信号ｈ１及び検索終
了信号ｓ１として出力する。検索終了信号ｓ１は検索処
理中は論理値”０”、検索処理完了時は論理値”１”と
なる。ヒット信号ｈ１は検索終了信号が論理値”１”の
時のみ意味を持ち、その論理値”１”は検索メモリ４ａ
の中にキーデータｙ１と同一値をもつ検索データが存在
することを、論理値”０”はその逆を示す。また、制御
回路６ａは外部回路から入力される起動信号ｇ１の論理
値が”０”から”１”への遷移を起こすことを検出する
ことで検索処理を開始する。

【００１０】以下、前記従来のデータ検索方式の動作を
説明する。まず、外部回路はキーデータｙ１を演算器１
ａに入力し、起動信号ｇ１の論理値に対し、”０”か
ら”１”の遷移を与える。制御回路６ａは起動信号ｇ１
の上記遷移を検出すると、検索終了信号ｓ１を論理値”
０”とすると同時にロード信号ｌ１によりアドレスカウ
ンタ３ａにサブグループアドレスｐ１をロードするよう
指示を与える。

【００１１】アドレスカウンタ３ａはサブグループアド
レスｐ１を取り込み、検索メモリアドレスａ１として検
索メモリ４ａへ出力するが、このとき検索メモリアドレ
スａ１の値は検索メモリ４ａの中の一つのサブグループ
ｚ１の先頭番地を示すことになる。検索メモリ４ａは検
索メモリアドレスａ１で指定された１語を読出し、検索
データｘ１を比較器５ａへ、フラグｆ１を制御回路６ａ
へ引き渡す。

【００１２】比較器５ａは検索データｘ１とキーデータ
ｙ１との一致／不一致を検査し、一致信号ｃ１として制
御回路６ａへ出力する。ここで、制御回路６ａは以下の
処理を行う。まず、一致信号ｃ１＝論理値”０”で、な
おかつ、フラグｆ１＝論理値”０”であれば、サブグル
ープｚ１の次の検索データを検索するため、カウント信
号ｅ１でアドレスカウンタ３ａへ検索メモリアドレスａ
１をカウントアップする指示を出す。カウントアップさ
れた検索メモリアドレスａ１が検索メモリへ与えられ、
次の一語が読み出される。以下同様の動作を繰り返し、
サブグループｚ１内のすべての検索データとキーデータ
ｙ１を比較していく。サブグループ内のすべての検索デ
ータとの比較処理が完了したことはフラグｆ１＝論理
値”１”で検出することができる。

【００１３】そして、フラグｆ１＝論理値”１”を検出
するまで、上記比較動作を繰り返しても一致信号ｃ１＝
論理値”１”を検出できない場合は、特定したサブグル
ープｚ１内にキーデータｙ１と一致する検索データが存
在しないことになり、ヒット信号ｈ１＝論理値”０”と
して検索終了信号ｓ１を論理値”１”とし、外部回路に
通知する。

【００１４】また、フラグｆ１＝論理値”１”を検出す
る以前に一致信号ｃ１＝”１”を検出すれば、サブグル
ープｚ１内にキーデータｙ１と一致する検索データが存
在することが判明したことになり、その時、すべて検索
処理は完了となり、ヒット信号ｈ１，検索終了信号ｓ１
共論理値”１”として外部回路に通知する。

【００１５】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、ハッシ
ュ法は検索データに演算（ハッシュ演算）を行い、その
結果が一種の関数となることを利用して、検索データを
サブグループに分類するため、１つのサブグループに分
類される検索データ数には偏りが生じてしまう。そのた
め、図４に示した従来のデータ検索方式では検索時間に
偏りがでてしまう。

【００１６】図６はハッシュ法を使って検索グループを
８種のサブグループに分類した場合のサブグループ中の
検索データ数の偏りを示す説明図であり、横軸にサブグ
ループ番号、縦軸に各サブグループ内の検索データ数を
とり、グラフ化したものである。図６において、各サブ
グループのデータ数の代表値（統計的に集中している
値）にほぼ等しい数をＲとすると、サブグループ５以外
はＲ個以下のデータ（ノーマル検索データ：ＮＤ）が存
在し、サブグループ５にのみＲを越える数のデータ（あ
ふれ検索データ：ＯＦＤ）が存在する。したがって、図
６の検索データを図４に示した従来のデータ検索方式で
検索した場合、サブグループ番号５を除いてＲ回以下で
検索終了となるが、サブグループ番号５の検索では、他
のサブグループに比べ検索時間が長くかかり、検索性能
が低下する。

【００１７】このようなサブグループ内の検索データ数
の偏りは、ハッシュ演算にその検索データを均一に分類
できる演算、又は演算定数を用いることで、ある程度は
緩和できるが、完全に偏りをなくすことはできない。本
発明は、前記問題点を解決して、高速なデータ検索処理
を可能とするハッシュ法を用いたデータ検索方式を提供
することを目的とする。

【００１８】

【課題を解決するための手段】前記問題点を解決するた
めに、本発明は、ハッシュ法を用いたデータ検索方式に
おいて、互いに異なる複数のハッシュ演算により全検索
データを多次元に分類して検索データグループを形成
し、その検索データグループを検索メモリにあらかじめ
配置しておき、データ検索時には、検索キーデータに全
検索データを分類したものと同じ複数のハッシュ演算を
行い、その結果から検索メモリ上に格納されている１つ
の検索データグループの先頭番地を特定し、その先頭番
地から順次検索データグループ内の検索データを読出
し、検索キーデータと比較していくことによりデータ検
索を行うように構成した。

【００１９】

【作用】本発明によれば、以上のようにハッシュ法を用
いたデータ検索方式を構成したので、全検索データを第
１のハッシュ演算によりサブグループに分類し、各サブ
グループを第１のハッシュ演算と異なるハッシュ演算に
よりスモールサブグループに分類して、検索メモリに格
納する。そして、データ検索時には、検索キーデータに
対して、前記第１のハッシュ演算及びそれと異なるハッ
シュ演算を行うことにより、前記スモールサブグループ
の先頭番地を特定し、その先頭番地から順次そのサブグ
ループ内のデータを読出し、検索キーデータと比較す
る。

【００２０】

【実施例】以下、本発明の実施例について図面を参照し
ながら詳細に説明する。図１は本発明の実施例によるデ
ータ検索方式の構成を示すブロック図である。以下、図
１を参照して、本発明の実施例によるデータ検索方式の
構成を説明する。

【００２１】キーデータｙ２は検索のキーとなるデータ
であり、演算器１ｂ，演算器１ｃ，比較器５ｂへ接続さ
れている。演算器１ｂと演算器１ｃは、互いに異なる演
算機能を有し、検索データを分類するためのハッシュ演
算を行う。演算器１ｂは演算結果として、分類データｏ
２を出力し、アドレス変換器２ｂへ引き渡す。

【００２２】アドレス変換器２ｂは図４のアドレス変換
器２ａと同様な、分類データｏ２をアドレスとしたメモ
リであり、その１語の構成はポインタｐｘ，オフセット
ｄ１〜ｄ４，フラグｆ３の各フィールドからなる。アド
レス変換器２ｂは分類データｏ２でアドレスされた１語
を読出し、ポインタｐｘを加算器７ｂへ，オフセットｄ
１〜ｄ４，フラグｆ３をセレクタ８ｂへ入力する。

【００２３】セレクタ８ｂは、フラグｆ３の値が論理値
＝‘１’の時、演算器１ｃの出力である分類データｏ３
の論理値の組合せによって指定されるｄ１〜ｄ４の中の
１つをオフセットｄｘとして出力し、加算器７ｂへ入力
するが、ｆ３の値が論理値‘０’の場合は、オフセット
ｄｘの値を強制的に論理値‘０’にする機能を持つ。本
実施例では、セレクタ８ｂは４者択一のセレクタである
ので、分類データｏ３は２ビットの幅を持つ。

【００２４】加算器７ｂはポインタｐｘとオフセットｄ
ｘをバイナリ加算し、スモールサブグループアドレスｐ
２としてアドレスカウンタ３ｂへ入力する。このアドレ
スｐ２が検索メモリ４ｂ内の１つのスモールサブグルー
プｚ２の先頭アドレスを指す。ただし、フラグｆ４の論
理値が‘０’の場合は、サブグループアドレスｚ３の先
頭アドレスを指示する。

【００２５】アドレスカウンタ３ｂは図４のアドレスカ
ウンタ２ａと同一機能を有し、制御回路６ｂから入力さ
れるロード信号ｌ２の指示でスモールサブグループサブ
アドレスｐ２を取込み、検索メモリアドレスａ２として
検索メモリ４ｂへ入力するが、その検索メモリアドレス
ａ２は制御回路６ｂから入力されるカウント信号ｅ２の
指示により、カウントアップする。

【００２６】検索メモリ４ｂは図１の検索メモリ４ａと
同様の機能を有するが、その語構成が異なる。検索メモ
リ４ｂの１語の構成は、検索データｘ２，フラグｆ２，
を格納する２つのフィールドから構成される。検索メモ
リ４ｂは検索メモリアドレスａ２によりアドレスされた
１語を読出し、検索データｘ２を比較器５ｂへ、フラグ
ｆ２をそれぞれ制御回路６ｂへ入力する。

【００２７】比較器５ｂはキーデータｙ２と検索データ
ｘ２を比較し、その結果を一致信号ｃ２として制御回路
６ｂへ入力するが、その意味を論理値の関係は、図４の
一致信号ｃ１と同一である。制御回路６ｂはヒット信号
ｈ２、検索終了信号ｓ２、起動信号ｇ１を使って外部回
路とインタフェースするが、その意味と論理値の関係は
図４のヒット信号ｈ１、検索終了信号ｓ１、起動信号ｇ
１と同一であり、制御回路６ｂ自体の動作も図４の制御
回路６ａと同一である。

【００２８】図２は本発明の実施例における検索データ
の分類方法の説明図である。以下、図２を参照して、本
実施例における検索データの分類方法について説明す
る。全検索データはまず演算器１ｂと同一演算でサブグ
ループに分類される。この時、各サブグループ内の検索
データ数は図６に示した通り偏りがある。この時、図６
に示すあふれ検索データ（ＯＦＤ）を含むサブグループ
内の検索データは、さらに演算器１ｃと同一演算によ
り、４つのスモールサブグループへ分類される。図２は
以上の分類の様子を示したもので、図６に示した分類例
に本発明の分類方法を適用した時の分類の概念を示した
ものである。あふれ検索データを持つサブグループ番号
５は演算器１ｃと同一演算により、さらにスモールサブ
グループ１〜４に分類される。サブグループ、スモール
サブグループに分類された検索データは、検索メモリ４
ｂ内に配置格納されるが、その場合の配置規制、フラグ
ｆ２，フラグｆ３の設定、アドレス変換メモリ２ｂの内
容との関係を以下に説明する。（１）各サブグループは、サブグループ単位で検索メモ
リ４ｂ上に配置される。各サブグループの最終語のフラ
グｆ２には論理値‘１’を、それ以外の語のフラグｆ２
には論理値‘０’を設定する。（２）各スモールサブグループはサブグループ格納領域
内でスモールサブグループ単位で配置されるが、その配
置順序は演算器１ｃと同一演算で計算された分類番号順
に行われる。各スモールサブグループの最終語のフラグ
ｆ２には論理値‘１’を、それ以外の語のフラグｆ２に
は、論理値‘０’を設定する。（３）アドレス変換器２ｂの分類データｏ２でアドレス
された１語のポインタｐｘには、分類データｏ２の値で
分類された検索メモリ４ｂ上のサブグループの先頭アド
レスを設定する。また、フラグｆ３には指定されたサブ
グループが、さらにスモールサブグループに分類されて
いる場合に論理値‘１’を、そうでない場合論理値
‘０’を設定する。

【００２９】図３は本発明の実施例におけるオフセット
の設定規則の説明図である。オフセットｄ１〜ｄ４はサ
ブグループ内の分類番号順に配置されたスモールサブグ
ループの先頭アドレスを生成するために用いられるフィ
ールドである。スモールサブグループ１〜４内の検索デ
ータ数をそれぞれｗ１〜ｗ４とした場合、各オフセット
にはオフセットｄ１＝０、オフセットｄ２＝ｗ１、オフ
セットｄ３＝ｗ１＋ｗ２、オフセットｄ４＝ｗ１＋ｗ２
＋ｗ３の値を設定する。したがって、スモールサブグル
ープの先頭アドレスはポインタｐｘとオフセットｄ１〜
ｄ４の内の１つをバイナリ加算することによって求める
ことができる。オフセットｄ１〜ｄ４の選択は演算器１
ｃの演算結果による。

【００３０】以上、（１）〜（３）で説明した検索デー
タの分類と検索メモリ４ｂ上への配置、フラグｆ２の設
定、及びアドレス変換メモリ２ｂのポインタｐｘ、オフ
セットｄ１〜ｄ４、フラグｆ３の設定は事前に設定が行
われている。次に、図１を参照して、本発明の実施例に
おけるデータ検索方式の動作について説明する。

【００３１】まず、サブグループにあふれ検索データを
含まない場合の検索処理について説明する。外部回路が
キーデータｙ２を設定すると、演算器１ｂはキーデータ
ｙ２に所定の演算をおこない、分類データｏ２としてア
ドレス変換器２ｂへ引き渡す。アドレス変換器２ｂは分
類データｏ２でアドレスされる１語を読み出してポイン
タｐｘを加算器７ｂへ、オフセットｄ１〜ｄ４、フラグ
ｆ４をセレクタ８ｂへ入力するが、この時フラグｆ３の
値は論理値‘０’となっているため、分類データｏ３、
オフセットｄ１〜ｄ４の値にかかわらず、オフセットｄ
ｘの値はバイナリ‘０’の値をとる。

【００３２】そのため、加算器７ｂはスモールサブグル
ープアドレスｐ２にポインタｐｘの値をそのまま出力
し、アドレスカウンタ３ｂへ引き渡す。外部回路はその
後、起動信号ｇ２に論理値‘０’から‘１’の遷移を与
える。制御回路６ａは上記遷移を検出すると、検索終了
信号を論理値‘０’とすると同時にロード信号ｌ２によ
りアドレスカウンタ３ｂへスモールサブグループアドレ
スｐ２をロードするよう指示を与える。

【００３３】アドレスカウンタ３ｂは、スモールサブグ
ループｐ２を取込み、検索メモリアドレスａ２として検
索メモリ４ｂへ入力するが、この時の検索メモリアドレ
スａ２の値はポインタｐｘの値、すなわち演算器１ｂの
演算結果で特定された１つのサブグループｚ３の先頭ア
ドレスを指す。検索メモリ４ｂは検索メモリアドレスａ
２でアドレスされた１語を読出し、検索データｘ２を比
較器５ｂへ、フラグｆ２を制御回路６ｂへ入力する。

【００３４】制御回路６ｂは図４の構成例と同じく一致
信号ｃ２、フラグｆ２の状態を監視し、カウント信号ｅ
２制御しながらサブグループｚ３の中を検索する。検索
の結果、フラグｆ２の論理値‘１’を検出する前に一致
信号ｃ２の論理値‘１’を検出した場合は、サブグルー
プｚ３の中にキーデータｙ２と一致するデータが存在す
ることになり、図４の構成例と同じくヒット信号ｈ２、
検索終了信号ｓ２を使って外部回路にその旨通知する。
また、一致信号ｃ２の論理値‘１’を検出する前に、フ
ラグｆ２の論理値‘１’を検出した場合は、キーデータ
ｙ２と一致する検索データがサブグループｚ３内に存在
しないことになり、その旨外部回路へヒット信号ｈ２、
検索終了信号ｓ２を使って通知する。

【００３５】次に、サブグループにあふれ検索データを
含む場合の検索処理を説明する。外部回路がキーデータ
ｙ２を設定し、アドレス変換器２ｂから分類データｏ２
でアドレスされた１語が読出され、加算器７ｂへポイン
タｐｘが、セレクタ８ｂにオフセットｄ１〜ｄ４とフラ
グｆ３が入力されるまでは、サブグループ内にあふれ検
索データを持たない場合の検索処理と同一である。

【００３６】しかし、サブグループ内にあふれ検索デー
タを持つ場合は、フラグｆ３の論理値‘１’に設定され
ているため、セレクタ８ｂは演算器１ｃの出力である分
類データｏ３の制御を受ける。すなわち、セレクタ８ｂ
は２ビットの分類データｏ３の論理値によって指定され
るオフセットｄ１〜ｄ４の内の１つのオフセットをオフ
セットｄｘとして加算器７ｂへ引き渡す。

【００３７】加算器７ｂはポインタｐｘとオフセットｄ
ｘをバイナリ加算し、スモールサブグループアドレスｐ
２としてアドレスカウンタ３ｂへ出力するが、スモール
サブグループアドレスｐ２は演算器１ｂと演算器１ｃの
それぞれの演算結果で特定された１つのスモールサブグ
ループｚ２の先頭番地を指すことになる。制御回路６ｂ
は起動信号ｇ２の指示により、アドレスカウンタ３ｂに
スモールサブグループアドレスｐ２を取り込む指示を出
し、以降サブグループｚ３内の検索と同一の処理を行
い、特定されたスモールサブグループｚ２内を検索し、
その結果をヒット信号ｈ２、検索終了信号ｓ２により外
部回路へ通知する。

【００３８】なお、上記実施例では、演算器１ｃによる
第２のハッシュ演算は４通りの分類しか行わなかった
が、分類数は４通りに限定するものではなく、さらに増
すことも可能であり、そうすればスモールサブグループ
内の検索データ数が少なくなる傾向にあるので、さらに
検索処理回数を削減できる。また、上記実施例では、第
１，第２ハッシュ演算による２次元分類を行ったが、さ
らに、第３，第４…のハッシュ演算による検索データの
多次元分類を実施してスモールサブグループとして検索
メモリ内へ格納し、そのスモールサブグループの先頭ア
ドレスを特定する機能を設けることにより、検索処理回
数を大幅に削減できる。

【００３９】さらに、上記実施例では、多次元ハッシュ
分類による検索をあふれ検索データを含むサブグループ
のみに適用したが、すべてのサブグループに適用し、全
検索データをサブグループより少ない検索データを含む
スモールサブグループに分類することにより（例えば、
図６において、各サブグループの検索データ中、検索回
数がＲ´回（Ｒ´＜Ｒ）を越える部分に対して第２のハ
ッシュ演算を実施する）、検索処理回数を大幅に削減で
きる。

【００４０】その他、本発明の趣旨に基づき種々の変形
が可能であり、それらを本発明の範囲から排除するもの
ではない。

【００４１】

【発明の効果】以上、詳細に説明したように、本発明に
よれば、第１のハッシュ演算により分類されたサブグル
ープの内、検索データが多くなるように偏って分類され
たサブグループが存在しても、そのサブグループ内をさ
らに第１のハッシュ演算と異なるハッシュ演算でスモー
ルサブグループに分類しているため、いずれのサブグル
ープを検索しても必ず所定回数以下の処理でデータの検
索が終了する。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施例によるデータ検索方式の構成を
示すブロック図である。

【図２】本発明の実施例における検索データの分類方法
の説明図である。

【図３】本発明の実施例におけるオフセットの設定規則
の説明図である。

【図４】従来のデータ検索方式の構成を示すブロック図
である。

【図５】従来のデータ検索方式におけるアドレス変換器
の構成を示すブロック図である。

【図６】ハッシュ法によるサブグループ中の検索データ
数の偏りを示す説明図である。

【符号の説明】

１ｂ，１ｃ演算器２ｂアドレス変換器３ｂアドレスカウンタ４ｂ検索メモリ５ｂ比較器６ｂ制御回路７ｂ加算器８ｂセレクタ

Claims

【特許請求の範囲】【請求項１】ハッシュ法を用いたデータ検索方式にお
いて、（ａ）互いに異なる複数のハッシュ演算により全検索デ
ータを多次元に分類して検索データグループを形成し、
該検索データグループを検索メモリにあらかじめ配置し
ておき、（ｂ）データ検索時には、検索キーデータに前記全検索
データを分類したものと同じ複数のハッシュ演算を行
い、その結果から前記検索メモリ上に格納されている１
つの検索データグループの先頭番地を特定し、該先頭番
地から順次、該検索データグループ内の検索データを読
出し、前記検索キーデータと比較していくことを特徴と
するハッシュ法を用いたデータ検索方式。