JPH05143648A - 情報登録検索装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】データ検索時間の短縮を図り検索処理効率の向
上を図る。 【構成】データ登録手段２１は算出されたハッシュ値に
よりハッシュテーブル１４のエントリーを検索する。そ
してハッシュ値が同じでキー名が異なる場合にはキーテ
ーブルにより通常のシノニムチェインを作ってデータを
登録し、またハッシュ値及びキー名が同じ場合には対応
するキーテーブルからデータテーブルにより同名チェイ
ンを作ってデータを登録する。またデータ検索手段２２
は算出されたハッシュ値によりハッシュテーブルのエン
トリーを検索する。そしてハッシュ値が同じでキー名が
異なる場合には通常のシノニムチェインを辿ってデータ
を検索し、またハッシュ値及びキー名が同じ場合には同
名チェインを辿ってデータを検索する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ハッシュテーブルを使
用してデータの登録、検索を行う情報登録検索装置に関
する。

【０００２】

【従来の技術】データ検索する場合に文字列等、通常キ
ーと呼ばれる検索情報を使用し、このキーと一致するキ
ーを格納したデータテーブルを検索してデータの検索を
行うものがある。このようなデータ検索においてデータ
テーブルを単純に記憶装置上に連続的に並べて格納して
おき、データ検索時には記憶装置上のデータテーブルに
格納されているキーとの一致を順次見て検索したのでは
検索に膨大な時間がかかるという問題がある。

【０００３】そこで従来、データの検索を迅速に行う方
式としてハッシュ方式が知られている。この方式は検索
情報（キー）にハッシュ関数を加えてハッシュ値を求
め、このハッシュ値によって一意に定まる記憶領域に該
当するデータを格納するようになっている。しかしハッ
シュ方式では異なるキー、例えば「Classic 」と「Core
l 」のハッシュ値が等しくなる、いわゆるハッシュ値の
衝突が発生することがある。

【０００４】このようなことから従来においては、ハッ
シュ値から直接決定する記憶アドレスを先頭のデータ又
はデータのポインタへのアドレスとして同一のハッシュ
値に属する他のデータを先頭のデータ又は先頭のポイン
タから順次データ又はポインタの連鎖を作って格納する
方式が採用されている。同一ハッシュ値に属するデータ
群から目的のデータを検索するには、そのデータ又はポ
インタ中にある検索情報（キ−）と目的の検索情報（キ
ー）が一致するものをキーの照合操作により行うように
なっている。

【０００５】すなわち従来は図１２に示すように、記憶
装置１に同一ハッシュ値のデータテーブルｄ1 ，ｄ2 ，
ｄ3 及びデータテーブルｄ4 ，ｄ5 をそれぞれポインタ
で連鎖させて格納している。各データテーブルｄ1 〜ｄ
5 はキー格納部１ａ、データ格納部１ｂ、ポインタ格納
部１ｃからなり、ポインタ格納部１ｃには連鎖する次の
データテーブルのアドレスが保持され、連鎖する次のデ
ータテーブルが無い場合には最終データテーブルを示
す、例えば「０」が書込まれるようになっている。

【０００６】そして検索情報レジスタ２に格納されてい
るキーをハッシュ関数部３に入力してハッシュ値を求
め、そのハッシュ値により記憶装置１内のハッシュテー
ブル４から１つのエントリーを得る。ハッシュテーブル
４の各エントリーには該当するハッシュ値に属するデー
タテーブルの先頭アドレスが書込まれている。

【０００７】今、ハッシュテーブル４によりデータテー
ブルｄ1 のアドレスが指定されたとすると、データテー
ブルｄ1 のキー格納部１ａを読出して検索情報レジスタ
２のキーと比較する。そしてもし一致していればそのデ
ータテーブルｄ1 のデータ格納部１ｂに格納されている
データが検索すべきデータとなる。また一致していなけ
ればデータテーブルｄ1 のポインタ格納部１ｃを読出
し、それをアドレスとして次に連鎖しているデータテー
ブルｄ2のキー格納部１ａを読出して検索情報レジスタ
２のキーと比較する。そしてもし一致していればそのデ
ータテーブルｄ2のデータ格検索すべき納部１ｂに格納
されているデータが検索すべきデータとなる。また一致
していなければデータテーブルｄ2 のポインタ格納部１
ｃを読出し、それをアドレスとして次に連鎖しているデ
ータテーブルｄ3 のキー格納部１ａを読出して検索情報
レジスタ２のキーと比較する。以上のようにして記憶装
置１から目的のデータを検索するようになっている。

【０００８】また他の例として例えば特開平２−２２７
７３４号公報に見られるように、キーとデータの属性と
を使用することによりハッシュ値を生成し、データの属
性に基づいてデータを個別に登録及び検索することによ
り登録、検索の効率向上を図るものが知られている。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら上述した
従来装置では、データ登録の際、同一キーをもつデータ
が多数登録されていると、対応するシノニムチェインの
キー数が増大し、キーの平均検索時間が長くなる問題が
あった。そこで本発明は、データ検索時間の短縮を図る
ことができて検索処理効率を向上できる情報登録検索装
置を提供しようとするものである。

【００１０】

【課題を解決するための手段】本発明は、キーからハッ
シュ関数によりハッシュ値を算出するハッシュ値算出手
段を設け、このハッシュ値算出手段により算出されたハ
ッシュ値によりハッシュテーブルを参照してシノニムチ
ェインを検索し、データの登録、検索を行う情報登録検
索装置において、ハッシュ値算出手段により算出された
キーのハッシュ値によりそのハッシュ値に対応するハッ
シュテーブルのエントリーによりポインタで連結された
キーテーブルのシノニムチェインを検索し、同一のキー
を含むキーテーブルが存在しないときにはそのシノニム
チェインに今回のキーを含むキーテーブルをポインタで
連結してデータを登録し、同一のキーを含むキーテーブ
ルが存在するときには存在した同一キーを含むキーテー
ブルから別のポインタで連結された同名データチェイン
にデータを登録するデータ登録手段と、ハッシュ値算出
手段により算出されたキーのハッシュ値によりそのハッ
シュ値に対応するハッシュテーブルのエントリーにより
ポインタで連結されたキーテーブルのシノニムチェイン
及び別のポインタで連結された同名データチェインを検
索してデータを検索するデータ検索手段を設けたもので
ある。

【００１１】

【作用】このような構成の本発明においては、データを
登録するときには、キーによりハッシュ値を算出し、そ
のハッシュ値に対応するハッシュテーブルのエントリー
によりポインタで連結されたキーテーブルのシノニムチ
ェインを検索し、同一のキーを含むキーテーブルが存在
しないときにはそのシノニムチェインに今回のキーを含
むキーテーブルをポインタで連結してデータを登録し、
同一のキーを含むキーテーブルが存在するときには存在
した同一キーを含むキーテーブルから別のポインタで連
結された同名データチェインにデータを登録する。こう
して登録されたデータを検索するときには、キーのハッ
シュ値を算出し、そのハッシュ値に対応するハッシュテ
ーブルのエントリーによりポインタで連結されたキーテ
ーブルのシノニムチェイン及び別のポインタで連結され
た同名データチェインを検索してデータを検索する。

【００１２】

【実施例】以下、本発明の実施例を図面を参照して説明
する。図１において１１は記憶装置、１２はマイクロプ
ロセッサで、両者はバスライン１３によって接続されて
いる。

【００１３】前記記憶装置１１には、ハッシュテーブル
１４、複数のキーテーブル１５ａ，１５ｂ，１５ｃ，１
５ｄ，１５ｅ，１５ｆ，…、複数のデータテーブル１６
ａ，１６ｂ，１６ｃ，…が設けられている。前記各キー
テーブル１５ａ〜１５ｆ…はキーを格納したキー部１７
ａ、次の同一ハッシュ値をもつキーテーブルを指定する
ポインタが格納されるシノニムチェイン用ポインタ部１
７ｂ、データを格納したデータ部１７ｃ、例えば文字列
や数値等データの属性が格納されたデータ属性部１７
ｄ、同一キーのデータが複数ある場合にデータのみを格
納するデータテーブルを連結するためのポインタが格納
される同名データチェィン用ポインタ部１７ｅによって
構成されている。前記各データテーブル１６ａ〜１６ｃ
…はデータ部１８ａ、データ属性部１８ｂ、同名データ
チェィン用ポインタ部１８ｃによって構成されている。
このデータ部１８ａ、データ属性部１８ｂ、同名データ
チェィン用ポインタ部１８ｃも前記各キーテーブル１５
ａ〜１５ｆ…のデータ部１７ｃ、データ属性部１７ｄ、
同名データチェィン用ポインタ部１７ｅと同様のデータ
やポインタが格納されるようになっている。従って図に
おいてはキーテーブル１５ｂ，１５ｃ，１５ｄ及び１５
ｅ，１５ｆがそれぞれ同一のハッシュ値に属しシノニム
チェイン用ポインタ部１７ｂのポインタによって連結さ
れていることを示している。またキーテーブル１５ｃ及
びデータテーブル１６ａ，１６ｂ，１６ｃが同一キー名
をもち同名データチェィン用ポインタ部１７ｅ及び１８
ｃによって連結されていることを示している。なお、シ
ノニムチェイン用ポインタ部１７ｂ及び同名データチェ
ィン用ポインタ部１７ｅ及び１８ｃは新規にキーテーブ
ルやデータテーブルを作成したときにはNULL値が格納さ
れるようになっている。

【００１４】前記ハッシュテーブル１４は、ハッシュ値
に対応するエントリーを有し、各エントリーには対応す
るシノニムチェインが存在する場合にはその先頭のキー
テーブルを指定するポインタが格納され、そのようなシ
ノニムチェインが存在しなしときにはNULL値が格納され
るようになっている。

【００１５】前記マイクロプロセッサ１２には、データ
登録手段２１、データ検索手段２２、ハッシュ値算出手
段２３、検索情報レジスタ２４、第１、第２、第３のア
ドレスレジスタ２５，２６，２７が設けられている。こ
のマイクロプロセッサ１２では登録又は検索されるキー
を検索情報レジスタ２４に取込み、その検索情報レジス
タ２４のキーをハッシュ値算出手段２３に入力してハッ
シュ値を出力させるようになっている。

【００１６】そしてこのハッシュ値により前記記憶装置
１１のハッシュテーブル１４の１エントリーが決定さ
れ、その内容である記憶アドレスによってそのハッシュ
値に属する先頭のキーテーブルのアドレスが決定される
ようになっている。

【００１７】前記データ登録手段２１は図２に示す処理
を行うようになっている。まずハッシュ値算出手段２３
を使用してキーのハッシュ値を算出させる。そしてその
ハッシュ値に基づいてハッシュテーブル１４からエント
リーを検索し、そのエントリーの内容がNULLか否かをチ
ェックする。そしてNULLであったら記憶装置１１内にキ
ーテーブルを作成する。このときキー、データ、データ
属性をキー部１７ａ、データ部１７ｃ、データ属性部１
７ｄに書込み、シノニムチェイン用ポインタ部１７ｂと
同名データチェィン用ポインタ部１７ｅにはNULL値を格
納する。その後先に求めたハッシュ値から得られるハッ
シュテーブル１４のエントリーとして今回作成したキー
テーブルの先頭アドレスを格納して登録を終了する。

【００１８】またエントリーがNULLでなければ、このエ
ントリーから始まるシノニムチェインに登録されている
キーテーブルのキーと今回登録すべきキーとを順番に比
較する。そしてシノニムチェインを最後まで辿って同一
キーが１つも登録されなかった場合は、記憶装置１１内
にキーテーブルを作成する。このキーテーブルの作成は
上述したキーテーブルを新規に作成する場合と同様であ
る。そしてキーテーブルの作成が終了すると今回検索し
たシノニムチェインの最後のキーテーブルのシノニムチ
ェイン用ポインタ部１７ｂのNULL値に代えて今回作成し
たキーテーブルの先頭アドレスを格納して登録を終了す
る。

【００１９】また今回登録すべきキーがすでにハッシュ
テーブル１４のエントリーから始まるシノニムチェイン
に登録されている場合は、新たにキーテーブルを作成す
る代わりにデータテーブルを作成する。そしてデータテ
ーブルのデータ部１８ａ、データ属性部１８ｂにはそれ
ぞれデータ、データの属性を格納し、同名データチェイ
ン用ポインタ部１８ｃにはNULL値を書込む。そして今回
登録すべきキーと同一のキーをもつキーテーブルの同名
データチェインを辿り同名データチェインの最後のデー
タテーブルの同名データチェイン用ポインタ部１８ｃ
（なお、同名データチェインがまだ無い場合はキーテー
ブルの同名データチェイン用ポインタ部１７ｅ）に今回
作成したデータテーブルの先頭アドレスを格納し登録を
終了する。

【００２０】前記データ検索手段２２は図３に示す処理
を行うようになっている。まずハッシュ値算出手段２３
を使用してキーのハッシュ値を算出させる。そしてその
ハッシュ値に基づいてハッシュテーブル１４からエント
リーを検索し、そのエントリーを指定するアドレスを第
１のアドレスレジスタ２５に格納する。次にハッシュテ
ーブル１４のエントリーの内容がNULLか否かをチェック
する。そしてNULLであればデータが未登録であると判断
して検索処理を終了する。

【００２１】またNULLでなければハッシュテーブル１４
のエントリー内容を第３のアドレスレジスタ２７に格納
する。そして与えられたキーと第３のアドレスレジスタ
２７で指定されるキーテーブルのキーを比較する。比較
結果一致すると、同名データチェインを辿りデータの属
性をもとに目的のデータを得て検索を終了する。また比
較結果一致しないときにはキーテーブルのシノニムチェ
イン用ポインタ部１７ｂを参照し、NULLならばデータが
未登録であると判断して検索を終了する。またNULLでな
ければ第３のアドレスレジスタ２７の内容を第２のアド
レスレジスタ２６にコピーする。そしてキーテーブルの
シノニムチェイン用ポインタ部１７ｂの内容を第３のア
ドレスレジスタ２７に格納し、次のキーテーブルについ
て再度同様のキー照合を行う。このようにしてシノニム
チェインを辿りキーテーブルのシノニムチェイン用ポイ
ンタ部１７ｂがNULLになるか、キーが一致して所望のデ
ータが得られるまで繰り返す。

【００２２】このような構成の実施例においては、まず
データを登録する場合には、キーのハッシュ値をハッシ
ュ値算出手段２３により算出する。今ハッシュテーブル
１４とキーテーブルとの関係が図４に示すようになって
いる状態で、キーが「lemon」、データが「classic 」
というエントリーを登録したとき、キー「lemon 」のハ
ッシュ値が「２８」であったとすると、最終的には図５
に示すようになる。すなわちハッシュ値「２８」で指定
されるハッシュテーブル１４のエントリーで指定される
キーテーブル３１のシノニムチェイン用ポインタ部１７
ｂに今回登録するキーテーブル３２の先頭アドレスを指
定するポインタを格納し、キーテーブル３１と３２のシ
ノニムチェインを確立する。これによりキーテーブル３
２が新たな最終のキーテーブルとなり、このキーテーブ
ル３２のシノニムチェイン用ポインタ部１７ｂ及び同名
データチェイン用ポインタ部１７ｅにはNULL値が格納さ
れる。

【００２３】また同一キーを含むキーテーブルが存在す
る場合には次のようになる。今ハッシュテーブル１４と
キーテーブルとの関係が図４に示すようになっている状
態で、例えばキーが「apple 」、データが「Mac 」とい
うエントリーを登録したとき、キー「apple 」のハッシ
ュ値が「６４」であるから、最終的には図６に示すよう
になる。すなわちハッシュ値「６４」で指定されるハッ
シュテーブル１４のエントリーで指定されるキーテーブ
ル３３の同名データチェイン用ポインタ部１７ｅに今回
登録するデータテーブル３４の先頭アドレスを指定する
ポインタを格納する。これによりキーテーブル３３に対
して同名データチェインが確立される。次にデータを検
索する場合について述べる。

【００２４】記憶装置１１に対して図７に示す状態で登
録されるているデータに対してキー「redsox」が与えら
れてデータ検索する場合は、先ずハッシュテーブル１４
のエントリーを指定するアドレスが第１のアドレスレジ
スタ２５に格納される。そしてエントリーの内容が第３
のアドレスレジスタ２７に格納され、先ずキーテーブル
４１が検索される。ここにはキー「redsox」が格納され
ていないので第３のアドレスレジスタ２７の内容が第２
のアドレスレジスタ２６にコピーされ、キーテーブル４
１のシノニムチェイン用ポインタ部１７ｂの内容が第３
のアドレスレジスタ２７に格納される。

【００２５】そして次のキーテーブル４２が検索され
る。ここにもキー「redsox」が格納されていないので第
３のアドレスレジスタ２７の内容が第２のアドレスレジ
スタ２６にコピーされ、キーテーブル４２のシノニムチ
ェイン用ポインタ部１７ｂの内容が第３のアドレスレジ
スタ２７に格納される。

【００２６】そして次のキーテーブル４３が検索され
る。ここにはキー「redsox」が格納されているのでこの
キーテーブル４３あるいはこのキーテーブル４３と同名
チェインのデータテーブル４４のデータ部から目的のデ
ータが検索される。そしてこのときの各レジスタ２５，
２６，２７の内容は図８に点線で示すアドレスの内容と
なっている。

【００２７】このように同一キー名の場合にはデータの
みを格納した同名チェインを作ってデータのみの比較に
より所望のデータを検索できるようにしているので、検
索時間の短縮を図ることができ検索の処理効率を向上で
きる。

【００２８】ところで検索処理において所望のデータが
シノニムチェインの先頭のキーテーブルに格納されてい
る場合と、先頭以外のキーテーブルに格納されている場
合がある。そして所望のデータがシノニムチェインの先
頭以外のキーテーブルに格納されている場合にはデータ
検索されたキーテーブルをシノニムチェインの先頭に持
ってくる。これは一旦検索されたキーテーブルを次回以
降のデータ検索に優先させてデータの平均検索時間をよ
り短縮している。

【００２９】具体的には図８の状態において、第２のア
ドレスレジスタ２６の内容で指定されるキーテーブル４
２のシノニムチェイン用ポインタ部１７ｂに第３のアド
レスレジスタ２７の内容で指定されるキーテーブル４３
のシノニムチェイン用ポインタ部１７ｂの内容を格納す
る。すなわち図９に示す状態となる。

【００３０】次に第１のアドレスレジスタ２５の内容で
指定されるハッシュテーブル１４のエントリーの内容を
第２のアドレスレジスタ２６に格納する。そして第１の
アドレスレジスタ２５で指定されるアドレス、すなわち
ハッシュテーブル１４のエントリーに第３のアドレスレ
ジスタ２７の内容、すなわちキーテーブル４３へのポイ
ンタを格納する。すなわち図１０に示す状態となる。

【００３１】そして最後に第２のアドレスレジスタ２６
の内容を第３のアドレスレジスタ２７で指定されるキー
テーブル４３のシノニムチェイン用ポインタ部１７ｂに
格納する。こうして図１１に示す状態となる。すなわち
シノニムチェインの先頭にはキーテーブル４３が位置
し、続いてキーテーブル４１、４２、…という順序に変
更されたことになる。

【００３２】このようにデータ検索を行った後、次回の
検索のためにシノニムチェインの更新処理を行うことに
より、検索確立の高いデータをシノニムチェインの前に
位置させることができ平均検索時間をより短縮すること
が可能となる。

【００３３】なお、この場合、シノニムチェインの短い
ものについてこのような更新処理を行うと更新処理のた
めにかえって時間がかかる場合が生じることになる。そ
こでシノニムチェインの長さを管理し、シノニムチェイ
ンの比較的長いものについてのみ更新処理を行うように
すれば平均検索時間のより短縮化を確実に実現できる。

【００３４】

【発明の効果】以上詳述したように本発明によれば、デ
ータ検索時間の短縮を図ることができて検索処理効率を
向上できる情報登録検索装置を提供できるものである。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施例を示すブロック図。

【図２】同実施例におけるデータの登録処理を示す流れ
図。

【図３】同実施例におけるデータの検索処理を示す流れ
図。

【図４】同実施例におけるデータ登録時の動作を説明す
るための図。

【図５】同実施例におけるデータ登録時の動作を説明す
るための図。

【図６】同実施例におけるデータ登録時の動作を説明す
るための図。

【図７】同実施例におけるデータ検索時の動作を説明す
るための図。

【図８】同実施例におけるデータ検索時の動作を説明す
るための図。

【図９】同実施例におけるシノニムチェインの更新処理
を説明するための図。

【図１０】同実施例におけるシノニムチェインの更新処
理を説明するための図。

【図１１】同実施例におけるシノニムチェインの更新処
理を説明するための図。

【図１２】従来例を示すブロック図。

【符号の説明】

１１…記憶装置、１２…マイクロプロセッサ、１４…ハ
ッシュテーブル、１５ａ〜１５ｆ…キーテーブル、１６
ａ〜１６ｃ…データテーブル、２１…データ登録手段、
２２…データ検索手段、２３…ハッシュ値算出手段。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 キーからハッシュ関数によりハッシュ値
   を算出するハッシュ値算出手段を設け、このハッシュ値
   算出手段により算出されたハッシュ値によりハッシュテ
   ーブルを参照してシノニムチェインを検索し、データの
   登録、検索を行う情報登録検索装置において、 前記ハッシュ値算出手段により算出されたキーのハッシ
   ュ値によりそのハッシュ値に対応する前記ハッシュテー
   ブルのエントリーによりポインタで連結されたキーテー
   ブルのシノニムチェインを検索し、同一のキーを含むキ
   ーテーブルが存在しないときにはそのシノニムチェイン
   に今回のキーを含むキーテーブルをポインタで連結して
   データを登録し、同一のキーを含むキーテーブルが存在
   するときには存在した同一キーを含むキーテーブルから
   別のポインタで連結された同名データチェインにデータ
   を登録するデータ登録手段と、前記ハッシュ値算出手段
   により算出されたキーのハッシュ値によりそのハッシュ
   値に対応する前記ハッシュテーブルのエントリーにより
   ポインタで連結されたキーテーブルのシノニムチェイン
   及び別のポインタで連結された同名データチェインを検
   索してデータを検索するデータ検索手段を設けたことを
   特徴とする情報登録検索装置。