JPH0612303A - コンピュータシステム内において記録が記憶されているか否かを検査する方法及び装置 - Google Patents
コンピュータシステム内において記録が記憶されているか否かを検査する方法及び装置Info
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- JPH0612303A JPH0612303A JP5014567A JP1456793A JPH0612303A JP H0612303 A JPH0612303 A JP H0612303A JP 5014567 A JP5014567 A JP 5014567A JP 1456793 A JP1456793 A JP 1456793A JP H0612303 A JPH0612303 A JP H0612303A
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- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 記録またはその編集されたバージョンがコン
ピュータシステム内に記憶されているかどうかを決定す
る方法および装置。 【構成】 記録がシステム内に記憶されていれば、ハッ
シュ機能が記憶されるべき記録を表わすキーの副部分に
与えられて複数のハッシュアドレスを発生する。このキ
ーのコピーまたはそれへのポインタがこのように発生さ
れるハッシュアドレスの夫々に記憶される。一つのキー
がこのシステムに記憶されているかどうかを決定すると
きに、ハッシュ機能がテスト記録の副部分に加えられた
複数のハッシュアドレスを発生する。このテスト記録用
のキーは発生されたハッシュアドレスの夫々に記憶され
たキーと比較される。テスト記録用のキーがハッシュア
ドレスにあるキーのいずれかに充分近いものであれば、
そのテスト記録はシステムに記憶されているものとされ
る。
ピュータシステム内に記憶されているかどうかを決定す
る方法および装置。 【構成】 記録がシステム内に記憶されていれば、ハッ
シュ機能が記憶されるべき記録を表わすキーの副部分に
与えられて複数のハッシュアドレスを発生する。このキ
ーのコピーまたはそれへのポインタがこのように発生さ
れるハッシュアドレスの夫々に記憶される。一つのキー
がこのシステムに記憶されているかどうかを決定すると
きに、ハッシュ機能がテスト記録の副部分に加えられた
複数のハッシュアドレスを発生する。このテスト記録用
のキーは発生されたハッシュアドレスの夫々に記憶され
たキーと比較される。テスト記録用のキーがハッシュア
ドレスにあるキーのいずれかに充分近いものであれば、
そのテスト記録はシステムに記憶されているものとされ
る。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はコンピュータシステムに
記録を記憶しそしてとり出すための方法及び装置に関す
る。詳細には本発明はキーまたはそれに対するポインタ
が記憶される複数のハッシュアドレスを発生するために
一つの記録のキーに複数のハッシュ機能を与えるもので
ある。
記録を記憶しそしてとり出すための方法及び装置に関す
る。詳細には本発明はキーまたはそれに対するポインタ
が記憶される複数のハッシュアドレスを発生するために
一つの記録のキーに複数のハッシュ機能を与えるもので
ある。
【０００２】
【従来の技術】ビットストリングの大きな参照セットに
対し一つの与えられたビットストリングを比較すること
がしばしば必要とされる。完全に整合する場合にはハッ
シュテーブル技術を用いることが出来、それにより充分
なサイズのハッシュテーブルが与えられれば比較回数を
０（１）にすることが出来る。しかしながら、不完全な
整合であって“最良”の整合がある意味で限定されない
場合には、従来のハッシュ技術を用いることは出来な
い。
対し一つの与えられたビットストリングを比較すること
がしばしば必要とされる。完全に整合する場合にはハッ
シュテーブル技術を用いることが出来、それにより充分
なサイズのハッシュテーブルが与えられれば比較回数を
０（１）にすることが出来る。しかしながら、不完全な
整合であって“最良”の整合がある意味で限定されない
場合には、従来のハッシュ技術を用いることは出来な
い。
【０００３】これを具体的に述べるために、例えばＡＰ
またはＵＰＩのような通信社により送られるニュースの
コピーまたはほゞコピーを検出する場合を考えてみる。
同一の事実をカバーするニュースは小さい誤りを修正し
あるいは新しい情報をつけ加えるために伝送線上に多数
の回生じる。これらのくり返しは、言語内の言葉の“実
際”の頻度を越えてまれな言葉の頻度を高くするから、
生の伝送を言葉の頻度、言葉の順序等を含む実験には不
適当なものにする。これらのくり返しを検出する一つの
手段は例えばニュース内に生じるまれな言葉（あるいは
所望の他のニュース特性）を用いて夫々のニュースにつ
いてｎ‐ビットのシグニチャベクトルを計算することで
ある。キーと考えることの出来るニュース用のこのシグ
ニチャベクトルはテキストに対するポインタと共にメモ
リに記憶される。各ニュースが入ると、そのシグニチャ
ベクトルが前のニュースについてのそれに対し比較さ
れ、そして“充分似ている”ベクトルがそれらのポイン
トするニュースの本質的な識別を示すために採られる。
多数のニュースはふくらむから、比較の回数もそれに比
例して増大し、そして時間がかかりすぎるものとなる。
シグニチャベクトルは正確に一致する必要がないため、
それらについての一つの簡単なハッシュ機能は、１ビッ
トのみ異るベクトルは計算されてもハッシュ機能にとっ
て非常に異る値をもちうるから成功しない。
またはＵＰＩのような通信社により送られるニュースの
コピーまたはほゞコピーを検出する場合を考えてみる。
同一の事実をカバーするニュースは小さい誤りを修正し
あるいは新しい情報をつけ加えるために伝送線上に多数
の回生じる。これらのくり返しは、言語内の言葉の“実
際”の頻度を越えてまれな言葉の頻度を高くするから、
生の伝送を言葉の頻度、言葉の順序等を含む実験には不
適当なものにする。これらのくり返しを検出する一つの
手段は例えばニュース内に生じるまれな言葉（あるいは
所望の他のニュース特性）を用いて夫々のニュースにつ
いてｎ‐ビットのシグニチャベクトルを計算することで
ある。キーと考えることの出来るニュース用のこのシグ
ニチャベクトルはテキストに対するポインタと共にメモ
リに記憶される。各ニュースが入ると、そのシグニチャ
ベクトルが前のニュースについてのそれに対し比較さ
れ、そして“充分似ている”ベクトルがそれらのポイン
トするニュースの本質的な識別を示すために採られる。
多数のニュースはふくらむから、比較の回数もそれに比
例して増大し、そして時間がかかりすぎるものとなる。
シグニチャベクトルは正確に一致する必要がないため、
それらについての一つの簡単なハッシュ機能は、１ビッ
トのみ異るベクトルは計算されてもハッシュ機能にとっ
て非常に異る値をもちうるから成功しない。
【０００４】米国特許第４２９０１０５号明細書には、
キー全体またはそれに対するポインタではなく１ビット
のみが対応するハッシュアドレスに記憶される場合の複
数のハッシュ機能の利用が示されている。従ってこの特
許はキーの正確な一致を必要とする。
キー全体またはそれに対するポインタではなく１ビット
のみが対応するハッシュアドレスに記憶される場合の複
数のハッシュ機能の利用が示されている。従ってこの特
許はキーの正確な一致を必要とする。
【０００５】米国特許第３６８１７８１号明細書にはＮ
スペース内の座標に対応するハッシュアドレスを得るた
めの多数のハッシュ機能の利用が示されている。すべて
のハッシュ値は１個の記憶アドレスを得るため加算され
る。すべてのキーは上位桁において正しいとされる。
スペース内の座標に対応するハッシュアドレスを得るた
めの多数のハッシュ機能の利用が示されている。すべて
のハッシュ値は１個の記憶アドレスを得るため加算され
る。すべてのキーは上位桁において正しいとされる。
【０００６】後述する文献１は不正確な一致を伴わない
複数ハッシュ機能の使用を示している。
複数ハッシュ機能の使用を示している。
【０００７】米国特許第５０３２９８７号明細書にはハ
ッシュ衝突ストリング内での線形検索を避けるためキー
毎に固有のアドレスに入るようにするための複数ハッシ
ュ機能の使用が示されている。また、一つの与えられた
キーは１つのロケーションにのみ記憶され、それにより
キーの不正確な整合を排除している。
ッシュ衝突ストリング内での線形検索を避けるためキー
毎に固有のアドレスに入るようにするための複数ハッシ
ュ機能の使用が示されている。また、一つの与えられた
キーは１つのロケーションにのみ記憶され、それにより
キーの不正確な整合を排除している。
【０００８】ヨーロッパ特許出願第０２３３４０１号明
細書は不正確な文字、欠字または別の文字を検査するた
めに特殊なハードウェアを用いての似ていない文字スト
リングの整合を示している。しかしながらこれはハュシ
ュを示していない。
細書は不正確な文字、欠字または別の文字を検査するた
めに特殊なハードウェアを用いての似ていない文字スト
リングの整合を示している。しかしながらこれはハュシ
ュを示していない。
【０００９】米国特許第４４３３３９２号明細書は予定
の距離内での整合のテストのために特殊なハードウェア
を用いての似ていない文字ストリングの整合を示してい
る。ハッシュは示されていない。
の距離内での整合のテストのために特殊なハードウェア
を用いての似ていない文字ストリングの整合を示してい
る。ハッシュは示されていない。
【００１０】米国特許第４９６１１３９号明細書は高速
データとり出しのためにマルチフィールドデータバスの
フィールド毎に１つのハッシュテーブルを設けた複数ハ
ッシュテーブルの使用が示されている。
データとり出しのためにマルチフィールドデータバスの
フィールド毎に１つのハッシュテーブルを設けた複数ハ
ッシュテーブルの使用が示されている。
【００１１】米国特許第４９２２４１７号明細書は一つ
の文字ストリングについて一つのハッシュアドレスを発
生する方法を示す。
の文字ストリングについて一つのハッシュアドレスを発
生する方法を示す。
【００１２】米国特許第４８９７７８５号明細書はハッ
シュ関数の計算方法とハッシュ値に対する正確な整合の
ために適当なマニピュレートされたキーを比較するため
の比較回路を示す。
シュ関数の計算方法とハッシュ値に対する正確な整合の
ために適当なマニピュレートされたキーを比較するため
の比較回路を示す。
【００１３】米国特許第４７８０８１６号明細書はラン
ダムに分布されるべきとされるハッシュアドレスを発生
する方法を示す。参考文献３−５のすべては整合ではな
くハッシュアドレスの計算方法を示す。
ダムに分布されるべきとされるハッシュアドレスを発生
する方法を示す。参考文献３−５のすべては整合ではな
くハッシュアドレスの計算方法を示す。
【００１４】米国特許第４９９１０８７号明細書はハッ
シュ値を文書シグニチャをつくるために用いる場合のワ
ードシグニチャを計算するためのハッシュ機能の使用を
示す。
シュ値を文書シグニチャをつくるために用いる場合のワ
ードシグニチャを計算するためのハッシュ機能の使用を
示す。
【００１５】文献３は最適とり出し時間を与えるハッシ
ュ機能を選ぶことによるハッシュアドレスの計算方法を
示す。
ュ機能を選ぶことによるハッシュアドレスの計算方法を
示す。
【００１６】文献４はキースペースの副分割を含むハッ
シュアドレスの計算方法を示す。文献５はハッシュテー
ブルのサイズを予め特定する必要をなくすハッシュ方法
を示す。
シュアドレスの計算方法を示す。文献５はハッシュテー
ブルのサイズを予め特定する必要をなくすハッシュ方法
を示す。
【００１７】文献６はストリングの不正確な整合用の多
数のアルゴリズムを示す。それらは“エラスチックマッ
チング”のような既知のエラーパターンにもとづくマト
リクス、スピーチ認識および確率解析を含む。この文献
はまた異るスペルをもつが同音となる名前について固有
の表現となるためのサウンデックス（soundex ）を論じ
ている。
数のアルゴリズムを示す。それらは“エラスチックマッ
チング”のような既知のエラーパターンにもとづくマト
リクス、スピーチ認識および確率解析を含む。この文献
はまた異るスペルをもつが同音となる名前について固有
の表現となるためのサウンデックス（soundex ）を論じ
ている。
【００１８】文献７はテキストについてのシグニチャを
つくる技術を示す。この方法は本発明の記録用のキーの
発生に使用しうる。
つくる技術を示す。この方法は本発明の記録用のキーの
発生に使用しうる。
【００１９】文献８は一つの文字ストリングについての
シグニチャとして用いられるビットストリング内のハッ
シュアドレスの計算によるその文字ストリングの構成を
示している。この文献は一つのストリングが他のものの
副ストリングであるかどうかを知るためのテストを示す
のみであってストリング全体について複数のハッシュを
使用しない。
シグニチャとして用いられるビットストリング内のハッ
シュアドレスの計算によるその文字ストリングの構成を
示している。この文献は一つのストリングが他のものの
副ストリングであるかどうかを知るためのテストを示す
のみであってストリング全体について複数のハッシュを
使用しない。
【００２０】文献９は文書用の、キーにほゞ等価な“シ
グニチャ”を発生する方法を示す。 参考文献 １． R. R. Carlson, Jr. and A. L. Zorbist, DETECT
ION OF COMBINEDOCCURRENCES, Communications of the
ACM, Vol.20, No.1, January, 1977,pp.31-35. ２． C. J. Date, AN INTRODUCTION TO DATABASE SYST
EMS, Vol.1, Fifthedition, Addison-Wesley Publishin
g Company, 1990. ３． J. L. Carter, and M. N. Wegman, UNIVERSAL CL
ASSES OF HASHFUNCTIONS, Proceedings of the 1978 IB
M Symposium on Mathematics andComputation, Vol.1,
San Jose, CA., March, 1978, pp.329-342. ４． V. G. Winters, MINIMAL PERFECT HASHING FOR L
ARGE SETS OF DATA,Advances in Computing Informatio
n-ICCI'90, International ConferenceProceedings 199
0, pp.275-284. ５． C. S. Ellis, CONCURRENCY IN EXTENDABLE HASHI
NG, Inf. Syst. (UK)Vol.13, No.1, 1988, pp.97-109. ６． G. R. Dowling, and P. A. V. Hall, APPROXIMAT
E STRING MATCHING,Computing Surveys, Vol.12, No.4,
December, 1980, pp.381-402. ７． W. B. Croft, and P. Savino, IMPLEMENTING RAN
KING STRATEGIESUSING TEXT SIGNATURES, ACM Transact
ions on Office Information Systems,Vol.6, No.1, Ja
nuary, 1988, pp.42-62. ８． M. C.Harrison, IMPLEMENTATION OF THE SUBSTRI
NG TEDXT, CACM, Vol.14, No.12, 1971. ９． C. Faloutsos and S. Christodoulakis entitle
d, SIGNATURE FILES: ANACCESS METHOD FOR DOCUMENTS
AND ITS ANALYTICAL PERFORMANCE EVALUATION,ACM Tran
sactions on Office Information Systems, Vol.2, No.
4, October1984, pp.267-288.
グニチャ”を発生する方法を示す。 参考文献 １． R. R. Carlson, Jr. and A. L. Zorbist, DETECT
ION OF COMBINEDOCCURRENCES, Communications of the
ACM, Vol.20, No.1, January, 1977,pp.31-35. ２． C. J. Date, AN INTRODUCTION TO DATABASE SYST
EMS, Vol.1, Fifthedition, Addison-Wesley Publishin
g Company, 1990. ３． J. L. Carter, and M. N. Wegman, UNIVERSAL CL
ASSES OF HASHFUNCTIONS, Proceedings of the 1978 IB
M Symposium on Mathematics andComputation, Vol.1,
San Jose, CA., March, 1978, pp.329-342. ４． V. G. Winters, MINIMAL PERFECT HASHING FOR L
ARGE SETS OF DATA,Advances in Computing Informatio
n-ICCI'90, International ConferenceProceedings 199
0, pp.275-284. ５． C. S. Ellis, CONCURRENCY IN EXTENDABLE HASHI
NG, Inf. Syst. (UK)Vol.13, No.1, 1988, pp.97-109. ６． G. R. Dowling, and P. A. V. Hall, APPROXIMAT
E STRING MATCHING,Computing Surveys, Vol.12, No.4,
December, 1980, pp.381-402. ７． W. B. Croft, and P. Savino, IMPLEMENTING RAN
KING STRATEGIESUSING TEXT SIGNATURES, ACM Transact
ions on Office Information Systems,Vol.6, No.1, Ja
nuary, 1988, pp.42-62. ８． M. C.Harrison, IMPLEMENTATION OF THE SUBSTRI
NG TEDXT, CACM, Vol.14, No.12, 1971. ９． C. Faloutsos and S. Christodoulakis entitle
d, SIGNATURE FILES: ANACCESS METHOD FOR DOCUMENTS
AND ITS ANALYTICAL PERFORMANCE EVALUATION,ACM Tran
sactions on Office Information Systems, Vol.2, No.
4, October1984, pp.267-288.
【００２１】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は一つの
記録またはその編集されたバージョンがコンピュータシ
ステム内に記憶されているかどうかを決定するための高
速且つ高信頼性の手段を提供することである。本発明の
他の目的はキーの高速不正確マッチングを与えることで
ある。
記録またはその編集されたバージョンがコンピュータシ
ステム内に記憶されているかどうかを決定するための高
速且つ高信頼性の手段を提供することである。本発明の
他の目的はキーの高速不正確マッチングを与えることで
ある。
【００２２】
【課題を解決するための手段】本発明は記録またはその
編集されたバージョンがコンピュータシステム内に記憶
されているかどうかを決定する方法および装置を提供す
る。そのシステムに記録を記憶したいときには記憶され
るべき記録についてのキーが選択されそして多数のハッ
シュアドレスがそのキーの多数の副部分にハッシュ機能
を与えることによりそのキーから発生される。次にキー
またはそのポインタが発生されたハッシュアドレスの夫
々に記憶される。このシステムから記録またはその編集
されたバージョンをとり出すときには、多数のハッシュ
アドレスが、システム内にそれが記憶されているかどう
かにつきチェックされるべきキーの副部分にハッシュ機
能を与えることにより発生される。１以上のアドレスに
キーまたはポインタが記憶されていれば、テスト記録用
のキーがそれら発生されたハッシュアドレス内に記憶さ
れあるいはそれにポイントするキーと比較される。最後
にテスト記録についてのキーが発生されたハッシュアド
レスに記憶されているキーに充分近いものであればその
テスト記録がそのシステムに記憶されているとして受け
入れられる。ここで云う“充分”とはここでは述べない
因子により決まるものである。
編集されたバージョンがコンピュータシステム内に記憶
されているかどうかを決定する方法および装置を提供す
る。そのシステムに記録を記憶したいときには記憶され
るべき記録についてのキーが選択されそして多数のハッ
シュアドレスがそのキーの多数の副部分にハッシュ機能
を与えることによりそのキーから発生される。次にキー
またはそのポインタが発生されたハッシュアドレスの夫
々に記憶される。このシステムから記録またはその編集
されたバージョンをとり出すときには、多数のハッシュ
アドレスが、システム内にそれが記憶されているかどう
かにつきチェックされるべきキーの副部分にハッシュ機
能を与えることにより発生される。１以上のアドレスに
キーまたはポインタが記憶されていれば、テスト記録用
のキーがそれら発生されたハッシュアドレス内に記憶さ
れあるいはそれにポイントするキーと比較される。最後
にテスト記録についてのキーが発生されたハッシュアド
レスに記憶されているキーに充分近いものであればその
テスト記録がそのシステムに記憶されているとして受け
入れられる。ここで云う“充分”とはここでは述べない
因子により決まるものである。
【００２３】
【実施例】図１は本発明の実施に用いられる装置全体の
概略図である。メモリ１０は入力記録５、ハッシュテー
ブル１５および乱数表１８を含む。図示のようにプロセ
ッサ２０はキーエキストラクタ２２、ハッシュアドレス
発生器２４およびキーコンパレータ２６を有する。
概略図である。メモリ１０は入力記録５、ハッシュテー
ブル１５および乱数表１８を含む。図示のようにプロセ
ッサ２０はキーエキストラクタ２２、ハッシュアドレス
発生器２４およびキーコンパレータ２６を有する。
【００２４】本発明は主として与えられた記録またはそ
の編集バージョンがメモリに記憶されているかどうかを
決定する有効な方法に関する。本発明によれば、入力記
録がメモリ１０内にあれば、キーエキストラクタ２２を
用いて記憶されるべき記録からキーを抽出する。次にテ
ーブルＴである乱数表１８とハッシュアドレス発生器２
４を用いてハッシュテーブル１５内に多数のハッシュア
ドレスを発生する。キーの副部分を選択するこの方法は
使用可能な方法の一つにすぎない。Ｒハッシュアドレス
が異るようにキーの副部分を選択する他の方法を使用し
うる。使用される方法が不満足な結果をつくった場合に
は、異る選択方法を使用すべきである。テスト記録がメ
モリ１０内にあるかどうかを検査するときにはキーエキ
ストラクタ２２がテスト記録から一つのキーを抽出す
る。次に上述のように乱数表１８とハッシュアドレス発
生器２４を用いてテスト記録から抽出されたキーから多
数のハッシュアドレスを発生する。次に、キーコンパレ
ータ２６を用いてテスト記録から抽出されたキーと、そ
れから発生されたハッシュアドレスに記憶されている各
キーとを比較する。
の編集バージョンがメモリに記憶されているかどうかを
決定する有効な方法に関する。本発明によれば、入力記
録がメモリ１０内にあれば、キーエキストラクタ２２を
用いて記憶されるべき記録からキーを抽出する。次にテ
ーブルＴである乱数表１８とハッシュアドレス発生器２
４を用いてハッシュテーブル１５内に多数のハッシュア
ドレスを発生する。キーの副部分を選択するこの方法は
使用可能な方法の一つにすぎない。Ｒハッシュアドレス
が異るようにキーの副部分を選択する他の方法を使用し
うる。使用される方法が不満足な結果をつくった場合に
は、異る選択方法を使用すべきである。テスト記録がメ
モリ１０内にあるかどうかを検査するときにはキーエキ
ストラクタ２２がテスト記録から一つのキーを抽出す
る。次に上述のように乱数表１８とハッシュアドレス発
生器２４を用いてテスト記録から抽出されたキーから多
数のハッシュアドレスを発生する。次に、キーコンパレ
ータ２６を用いてテスト記録から抽出されたキーと、そ
れから発生されたハッシュアドレスに記憶されている各
キーとを比較する。
【００２５】図２は図１の乱数表１８の概略を示す。こ
のテーブルは各キーについてこの実施例で発生されるハ
ッシュアドレスの数に対応するＲ＝７行を有する。この
テーブルはまたハッシュ用に各キーがいくつのセグメン
トに分割されているかを決定するＮ＝９コラムを有す
る。
のテーブルは各キーについてこの実施例で発生されるハ
ッシュアドレスの数に対応するＲ＝７行を有する。この
テーブルはまたハッシュ用に各キーがいくつのセグメン
トに分割されているかを決定するＮ＝９コラムを有す
る。
【００２６】段階Ｓ１からＳ８を図３について述べる。 Ｓ１。 各キーについて計算されるべきハッシュアドレ
スの数である数Ｒは部分的にＰの選択（段階Ｓ２）に依
存する実行決定パラメータである。一般に、オリジナル
キー内のすべてのビットが少くとも一つのハッシュアド
レスで使用されるように、Ｒは充分大きくあるべきであ
る。例えば、Ｒ個のハッシュアドレスの夫々がオリジナ
ルキーのビット数の半分にもとづくものがあって、Ｒ＝
７であれば、そのキーのいくつかのビットがいずれのア
ドレスにも使用されない確率は１パーセント未満であ
る。この実行において、各キーに用いられる特定のビッ
トはキー全体からビットシーケンスを抽出することで選
ばれる。パラメータＮはそのハッシュについてのビット
の選択において一つのキーがいくつのセグメントに分割
されるかを決定する。Ｎ個の数のリスト内の各数はその
キー内のビットインターバルのスタート点である。一つ
のインターバルのエンド点は、減算を行わずに用いられ
る最後の数を除き、そのシーケンス内の次の数から１を
減じたものである。Ｎ個の数はそのキーの長さに対する
インターバル１内の数をピックアップするために乱数発
生器をＮ−２回呼び出すことで選ばれる。その結果とし
てのシーケンスが区分けされ、段階Ｓ６とＳ１２での使
用のため図１のテーブルＴのＲ番目の行内に記憶され
る。この例としてのテーブルにおいて、各キーは２５６
ビット長であり、８つのインターバルに区切られる。例
えばそれらインターバルの第３シーケンスはビット１−
９、１０−２２、２３−６４、６５−９３、９４−２０
７、２０８−２１２、２１３−２３２、２３３−２５６
である。
スの数である数Ｒは部分的にＰの選択（段階Ｓ２）に依
存する実行決定パラメータである。一般に、オリジナル
キー内のすべてのビットが少くとも一つのハッシュアド
レスで使用されるように、Ｒは充分大きくあるべきであ
る。例えば、Ｒ個のハッシュアドレスの夫々がオリジナ
ルキーのビット数の半分にもとづくものがあって、Ｒ＝
７であれば、そのキーのいくつかのビットがいずれのア
ドレスにも使用されない確率は１パーセント未満であ
る。この実行において、各キーに用いられる特定のビッ
トはキー全体からビットシーケンスを抽出することで選
ばれる。パラメータＮはそのハッシュについてのビット
の選択において一つのキーがいくつのセグメントに分割
されるかを決定する。Ｎ個の数のリスト内の各数はその
キー内のビットインターバルのスタート点である。一つ
のインターバルのエンド点は、減算を行わずに用いられ
る最後の数を除き、そのシーケンス内の次の数から１を
減じたものである。Ｎ個の数はそのキーの長さに対する
インターバル１内の数をピックアップするために乱数発
生器をＮ−２回呼び出すことで選ばれる。その結果とし
てのシーケンスが区分けされ、段階Ｓ６とＳ１２での使
用のため図１のテーブルＴのＲ番目の行内に記憶され
る。この例としてのテーブルにおいて、各キーは２５６
ビット長であり、８つのインターバルに区切られる。例
えばそれらインターバルの第３シーケンスはビット１−
９、１０−２２、２３−６４、６５−９３、９４−２０
７、２０８−２１２、２１３−２３２、２３３−２５６
である。
【００２７】Ｓ２。 一つのハッシュアドレスを計算す
る際に使用するキーのビットのパーセンテージＰはアプ
リケーションによりきまる。一つのキー内の“１”ビッ
トの数が非常に小さい（大きい）場合には、それに比例
して多数（少数）のビットを使用することになり、ある
いは結果としてのハッシュアドレスはすべて０（１）で
ある。典型的なアプリケーションについては、Ｐ＝５０
％を使用しうる。上述の実施においてはＰはターゲット
パーセンテージである。テーブルＴの構成方法により、
一つのハッシュの計算にインターバルの半分を選ぶこと
は、通常シーケンスがランダム長さであるためにそのビ
ットの正確な半分を使用することではない。この実施に
おいて、Ｒが奇数のときには奇のビットシーケンスを用
い、Ｒが偶数のときには偶シーケンスを用いる。但しこ
の選択は全く任意である。Ｒ＝３の場合にはキーの計算
に用いられるシーケンスは１−９、２３−６４、９４−
２０７、２１３−２３２である。平均するとビットの半
分が用いられるが、この例では１８５ビットすなわち、
全ビットの７３％が用いられる。
る際に使用するキーのビットのパーセンテージＰはアプ
リケーションによりきまる。一つのキー内の“１”ビッ
トの数が非常に小さい（大きい）場合には、それに比例
して多数（少数）のビットを使用することになり、ある
いは結果としてのハッシュアドレスはすべて０（１）で
ある。典型的なアプリケーションについては、Ｐ＝５０
％を使用しうる。上述の実施においてはＰはターゲット
パーセンテージである。テーブルＴの構成方法により、
一つのハッシュの計算にインターバルの半分を選ぶこと
は、通常シーケンスがランダム長さであるためにそのビ
ットの正確な半分を使用することではない。この実施に
おいて、Ｒが奇数のときには奇のビットシーケンスを用
い、Ｒが偶数のときには偶シーケンスを用いる。但しこ
の選択は全く任意である。Ｒ＝３の場合にはキーの計算
に用いられるシーケンスは１−９、２３−６４、９４−
２０７、２１３−２３２である。平均するとビットの半
分が用いられるが、この例では１８５ビットすなわち、
全ビットの７３％が用いられる。
【００２８】Ｓ３。 キーまたはそれらキーに対するポ
インタが記憶されている場合のハッシュテーブルＴＫの
サイズはキーの総数によりきまる。一般に、ハッシュテ
ーブルはハッシュアドレスの衝突が多くならないように
するため全体の８０％未満である。ハッシュテーブルサ
イズ、オーバーフローの処理等を含むハッシュテーブル
方法の詳細については参考文献２を参照され度い。
インタが記憶されている場合のハッシュテーブルＴＫの
サイズはキーの総数によりきまる。一般に、ハッシュテ
ーブルはハッシュアドレスの衝突が多くならないように
するため全体の８０％未満である。ハッシュテーブルサ
イズ、オーバーフローの処理等を含むハッシュテーブル
方法の詳細については参考文献２を参照され度い。
【００２９】Ｓ４。 この段階はこの好適な実施のため
のループ制御である。“ＮＯ”の場合にはすべてのキー
がＲ個のハッシュアドレスの任意のものからアクセス可
能な１を記憶している。
のループ制御である。“ＮＯ”の場合にはすべてのキー
がＲ個のハッシュアドレスの任意のものからアクセス可
能な１を記憶している。
【００３０】Ｓ５。 各記録は固有のキーで識別される
べきである。データベースシステム内のキーについての
詳細は文献１に示されている。例えば郵便リストアプリ
ケーションでは、一つのキーは宛名、住所およびジップ
コードのシーケンスである。文書識別では一つのキーは
その文書のレア（rare）ワードから構成される。各レア
ワードはレンジ１−２５６内のハッシュアドレスの計算
に用いられる。このアドレスは文書シグニチャストリン
グ内の一つのビットを１にセットするために用いられ
る。結果としてのビットストリングは一つの文書のキー
である。
べきである。データベースシステム内のキーについての
詳細は文献１に示されている。例えば郵便リストアプリ
ケーションでは、一つのキーは宛名、住所およびジップ
コードのシーケンスである。文書識別では一つのキーは
その文書のレア（rare）ワードから構成される。各レア
ワードはレンジ１−２５６内のハッシュアドレスの計算
に用いられる。このアドレスは文書シグニチャストリン
グ内の一つのビットを１にセットするために用いられ
る。結果としてのビットストリングは一つの文書のキー
である。
【００３１】Ｓ６。 ハッシュ機能は縮小されたビット
部分（段階２から）に加えられる。この機能は任意の標
準的なハッシュ機能、すなわち除算、ミド‐スクエア
（mid-square）等でよい。文献１を参照され度い。
部分（段階２から）に加えられる。この機能は任意の標
準的なハッシュ機能、すなわち除算、ミド‐スクエア
（mid-square）等でよい。文献１を参照され度い。
【００３２】Ｓ７。 段階Ｓ２の各ハッシュアドレスか
らオリジナルキーをアクセスすることが可能でなくては
ならない。キーまたはそれに対するポインタがハッシュ
テーブルに記憶されているかどうかは重要でない。
らオリジナルキーをアクセスすることが可能でなくては
ならない。キーまたはそれに対するポインタがハッシュ
テーブルに記憶されているかどうかは重要でない。
【００３３】Ｓ８。 この点において、データベース記
録についてのはじめの参照キー群はハッシュテーブルあ
るいはハッシュテーブルからのポインタを有する補助テ
ーブルに記憶されている。
録についてのはじめの参照キー群はハッシュテーブルあ
るいはハッシュテーブルからのポインタを有する補助テ
ーブルに記憶されている。
【００３４】段階Ｓ９からＳ１９について図４により説
明する。 Ｓ９。 この段階は参照群内のメンバーシップについて
テストされるべきキーについてのループ制御である。
明する。 Ｓ９。 この段階は参照群内のメンバーシップについて
テストされるべきキーについてのループ制御である。
【００３５】Ｓ１０。 ＤＯＮＥブロックはこの発明に
は関連しないアプリケーション依存端末処理を行う。
は関連しないアプリケーション依存端末処理を行う。
【００３６】Ｓ１１。 前述したように、各テスト記録
は固有のキーを有すべきである。文書コピーについての
テストの場合にはこのキーは前述のようにレアワードか
ら計算されるシグニチャである。
は固有のキーを有すべきである。文書コピーについての
テストの場合にはこのキーは前述のようにレアワードか
ら計算されるシグニチャである。
【００３７】Ｓ１２。 内部ループＳ１３−Ｓ１８は参
照キー群内でのテストキーの一致をとるためにＲ回まで
反復される。テストキーは参照キーと正確に一致するこ
とが期待されないから、一つのハッシュアドレスは一致
するビットのみを用いて見い出さねばならず、従って、
２以上のハッシュを用い各ハッシュアドレス計算におけ
る異るビットの排除が必要である。
照キー群内でのテストキーの一致をとるためにＲ回まで
反復される。テストキーは参照キーと正確に一致するこ
とが期待されないから、一つのハッシュアドレスは一致
するビットのみを用いて見い出さねばならず、従って、
２以上のハッシュを用い各ハッシュアドレス計算におけ
る異るビットの排除が必要である。
【００３８】Ｓ１３。 ハッシュアドレスは記録の記憶
について上述したように計算される。
について上述したように計算される。
【００３９】Ｓ１４。 計算されたハッシュアドレスの
キーまたはそれにポイントされたキーは参照群からのど
のキーにも正確には一致しない。その理由はそれがエラ
ーを有しあるいは参照群内に含まれていないからであ
る。テキストとり出しの場合には、ビットの内の８０％
の一致は充分近いものである。これは、二つの文書がそ
のレアワードの殆んどにおいて共通していることを意味
する。
キーまたはそれにポイントされたキーは参照群からのど
のキーにも正確には一致しない。その理由はそれがエラ
ーを有しあるいは参照群内に含まれていないからであ
る。テキストとり出しの場合には、ビットの内の８０％
の一致は充分近いものである。これは、二つの文書がそ
のレアワードの殆んどにおいて共通していることを意味
する。
【００４０】Ｓ１５。 ハッシュアドレスが一致しても
すべてのキーについて比較を行わねばならない。本発明
ではテストキーと参照キーの間の一致テストはアプリケ
ーションに依存する。それはエラスチックマッチング
（elastic matching）と呼ばれる一致ビットのパーセン
テージあるいは文献に述べられているビットストリング
の近似的一致をとる他の方法である。
すべてのキーについて比較を行わねばならない。本発明
ではテストキーと参照キーの間の一致テストはアプリケ
ーションに依存する。それはエラスチックマッチング
（elastic matching）と呼ばれる一致ビットのパーセン
テージあるいは文献に述べられているビットストリング
の近似的一致をとる他の方法である。
【００４１】Ｓ１６。 一致の場合にとられるアクショ
ンはアプリケーションによりきまる。
ンはアプリケーションによりきまる。
【００４２】Ｓ１７。 一致がない場合にはキーから異
るビットを用いた他のハッシュアドレスを計算すべきで
ある。
るビットを用いた他のハッシュアドレスを計算すべきで
ある。
【００４３】Ｓ１８。 各入力キーについてＲ以下の数
のハッシュアドレスが計算される。
のハッシュアドレスが計算される。
【００４４】Ｓ１９。 一致がない場合には、或るアプ
リケーションに依存するアクションがとられそして次の
入力記録に対応する次のキーがテストされる。このアプ
リケーション依存アクションは参照群へのこの新しいキ
ーの記憶によりデータベースの増加を含むことが出来
る。
リケーションに依存するアクションがとられそして次の
入力記録に対応する次のキーがテストされる。このアプ
リケーション依存アクションは参照群へのこの新しいキ
ーの記憶によりデータベースの増加を含むことが出来
る。
【図１】本発明の装置、特にそのメモリとプロセッサの
主エレメントを示す図である。
主エレメントを示す図である。
【図２】各キーについて多数のハッシュアドレスを発生
するための一つのキーの副部分を選択するために用いら
れる乱数表を示す図である。
するための一つのキーの副部分を選択するために用いら
れる乱数表を示す図である。
【図３】本発明による記録記憶方法のフローチャートで
ある。
ある。
【図４】本発明による記録とり出し方法を示すフローチ
ャートである。
ャートである。
５ 入力記録 １０ メモリ １５ ハッシュテーブル １８ 乱数表 ２０ プロセッサ ２２ エキストラクタ ２４ ハッシュアドレス発生器 ２６ キーコンパレータ
Claims (5)
- 【請求項１】コンピュータシステムにおいて、そのシス
テム内に記録またはその編集したバージョンが記憶され
ているかどうかを決定する、下記段階を含む、方法：上
記システムに第１記録を記憶する場合には （ａ）上記システムに記憶されるべき上記記録の第１キ
ーを選択する段階； （ｂ）ハッシュ機能を上記第１キーの複数の副部分に与
えることにより上記第１キーから複数の第１ハッシュア
ドレスを発生する段階； （ｃ）上記第１ハッシュアドレスの夫々に上記第１キー
またはそれに対するポインタを記憶する段階； 上記システムに第２記録またはその編集されたバージョ
ンが記憶されているかどうかを決定するときには （ｄ）上記システムに記憶されているかどうかについて
検査されるべき第２記録についての上記複数の副部分に
上記ハッシュ機能を与えることにより複数の第２ハッシ
ュアドレスを発生する段階； （ｅ）上記第２キーと上記第２ハッシュアドレスに記憶
またはポイントされる各キーとを比較する段階； （ｆ）上記第２キーが上記第２ハッシュアドレスに記憶
されているキーのいずれかに充分近いものであるならば
上記システムに記憶されつつあるものとして上記第２記
録を受け入れる段階。 - 【請求項２】前記第１キーおよび第２キーはＮビットか
らなるビットストリームである請求項１の方法。 - 【請求項３】前記第２キーは、そのビットの少くとも最
小パーセンテージが前記第２ハッシュアドレスの内の１
個に記憶されたキーのビットの最小パーセンテージと整
合するならば、上記第２ハッシュアドレスの内の１個に
記憶されキーに充分近いものである請求項２の方法。 - 【請求項４】前記最小パーセンテージは８０％である請
求項３の方法。 - 【請求項５】コンピュータシステムにおいて、上記シス
テム内に記録またはその編集されたバージョンが記憶さ
れているかどうかを決定するための、下記要件を含む、
装置：上記システムに第１記録を記憶するために、 （ａ）上記システムに記憶されるべき上記記録について
の第１キーを選択する手段； （ｂ）ハッシュ機能を上記第１キーの複数の副部分に与
えることにより上記第１キーから複数の第１ハッシュア
ドレスを発生する手段； （ｃ）上記第１ハッシュアドレスの夫々に上記第１キー
またはそれに対するポインタを記憶する手段； 上記システムに第２記録またはその編集されたバージョ
ンが記憶されているかどうかを決定するために、 （ｄ）上記システムに記憶されているかどうかについて
検査されるべき第２記録についての上記複数の副部分に
上記ハッシュ機能を与えることにより複数の第２ハッシ
ュアドレスを発生する手段； （ｅ）上記第２キーと上記第２ハッシュアドレスに記憶
またはポイントされる各キーとを比較する手段； （ｆ）上記第２キーが上記第２ハッシュアドレスに記憶
されているキーのいずれかに充分近いものであるならば
上記システムに記憶されつつあるものとして上記第２記
録を受け入れる手段。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US854170 | 1992-03-20 | ||
| US07/854,170 US5390359A (en) | 1992-03-20 | 1992-03-20 | Storing and retrieving records in a computer system |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0612303A true JPH0612303A (ja) | 1994-01-21 |
| JP2607818B2 JP2607818B2 (ja) | 1997-05-07 |
Family
ID=25317923
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5014567A Expired - Lifetime JP2607818B2 (ja) | 1992-03-20 | 1993-02-01 | コンピュータシステム内にレコードが記憶されているか否かを判定する方法及び装置 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5390359A (ja) |
| JP (1) | JP2607818B2 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7110984B1 (en) * | 1998-08-13 | 2006-09-19 | International Business Machines Corporation | Updating usage conditions in lieu of download digital rights management protected content |
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Also Published As
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