JPH0689215A

JPH0689215A - 情報検索用コンピュータシステム及び同システムの記憶装置の操作方法

Info

Publication number: JPH0689215A
Application number: JP5041166A
Authority: JP
Inventors: Peter Fischer; ペーター、フィッシャー; Uwe Keck; ウーベ、ケック
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1992-04-27
Filing date: 1993-03-02
Publication date: 1994-03-29
Anticipated expiration: 2012-11-12
Also published as: JP2675958B2; US6076089A; EP0567668A1

Abstract

(57)【要約】【目的】情報の検索用のコンピュータシステム及び改
良されたツリー上のインデックス構成を特徴とするコン
ピュータシステムの記憶装置を操作する方法の提供。【構成】本発明は全体のインデックスを記憶するため
にツリー（Ｔ，Ｔ^*）を使用する情報（αi ）の検索用
のコンピュータシステムに関する。エントリはそれに配
分されたいくつかの情報（αi ）を有するキー（ｘi ）
を備えている。ツリー（Ｔ，Ｔ^*）のノードは空か２ｋ
までのエントリを有し、ｋは自然数である。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は情報を検索するためのコ
ンピュータシステムに関し、前記コンピュータシステム
は、ツリー（Ｔ，Ｔ^*）を有するインデックスストラク
チャを記憶するようになっている記憶装置を有し、それ
によってルートノードから前記ツリーのリーフノードへ
の各通路は同じ長さを有し、長さｈは通路のノードの数
に等しく、それに配分される前記情報を有するキーが前
記１つのノード上に記憶され、各ノードはｋが自然数で
ある最大２ｋ＋１の子供を有するコンピュータシステム
に関する。

【０００２】さらに、本発明は独立項９のプレアンブル
によるコンピュータシステムの記憶装置を操作する方法
に関する。

【０００３】

【従来の技術】ある形態のランダムアクセスがサポート
されるような大きなファイルをオーガナイズする方法は
この技術分野において重要であると考えられている。特
別に成功したオーガニゼーションはＢツリーのそれであ
る。この方法は、アクチカインフォーマチカ１．３ｐ
ｐ１７３−１８９のＲ．ベイヤ及びＥ．マックレートに
よる「ラージ・オーダ・インデックスのオーガニゼーシ
ョン及びメインテナンス」と題された記事（１９７２
年）に開示されている。通常、オーダｋのＢツリー内の
各ノードは最大で２ｋのキー及び２ｋ＋１ポインタを含
む。実際にキーの数は、ノードからノードに変化する
が、各々は少なくともｋのキー及びｋ＋１のポインタを
有しなければならない。その結果、各ノードは、少なく
とも５０％満たされるが通常はそれ以上である。通常の
実施例において、インデックスファイルの１つの記録を
形成するノードは２ｋのキー及び２ｋ＋１ポインタを収
容することができる固定長を有し、どれくらいのキーが
ノード内に正しく存在するかを告げる追加的な情報を含
む。Ｂ−ツリーのいくつかの変数は「プレフィックスＢ
ツリー」のＲ．ベイヤ及びＫ．ウンターロウエルによる
データベースシステムのＡＣＭトランザクション２．１
ｐｐ．１１−２６の記事（１９７７年３月）に開示され
ている。ハッシング方法によるＢツリーオーガナイゼー
ションの重要な長所は、ランダムアクセスをサポートす
るだけではなく、シーケンシャルアクセスもサポートし
得ることである。

【０００４】もちろん、Ｂツリーはツリー構成オーガニ
ゼーション及び探索で使用されるすべての同様なツリー
である。それはできる限り短いそのリーフに対するアク
セス通路を保持するようにその高さを最小にすることが
望ましい。これは特に、大きなファイルを取り扱うとき
に重要である。なぜならばツリーのノードへのアクセス
は、外部記憶装置への追加的なアクセスを意味するから
である。このような外部記憶装置は通常かなりのシーク
タイム及び回転ディレイを有するディスクであるから、
このような追加の各アクセスは非常に高価につく。

【０００５】Ｂツリーの高さを減少させるために、変更
されたバージョン、いわゆるＢツリーが導入された（１
９７７年９月発行の第２０巻第９号のＡＣＭと関連する
Ｅ．マクレートマクライド著「変化可能な長さ記録を有
するＢツリーのパジネーション」参照）。Ｂツリーから
分離されるＢツリーの２つの明瞭な特性は、ａ）ファイルのすべての記録がリーフノードに記憶さ
れ、ツリーの他のノードはインデックスエントリのみを
含む。

【０００６】ｂ）ノードのスプリッティングオペレーシ
ョンの数は、各ノードの平均の記憶装置を増大させるオ
ーバーフロー技術を使用することによって減少する。基
本的なＢツリーの構成はカリフォルニア州メンロパーク
のソーティング及びサーチングのＤ．Ｅクナッフの１９
７３年発行の「コンピュータプログラミング」第３巻に
よって教示される。この結果は各ノードにおいてファン
アウトが増大し、すなわちノード毎にさらにエントリー
し、したがって記録を読むために必要なディスクアクセ
スの数を平均において減少させる。

【０００７】Ｂツリーコンセプトの性能は、等しく配分
されたデータに適しており、要するに、Ｂツリーの高さ
はこの場合に最小である。また分類されたデータはＢツ
リーに記憶されるが、この場合Ｂツリーの性能は最適条
件ではない。基本的なＢツリー及びその変数の共通の不
都合は、特に分類されたデータに使用されるとき、デー
タをツリー内に実質的に記憶し、低いパーセンテージの
記憶装置の利用において実行されるスプリットオペーレ
ーションの数がある。高速の探索がこのツリーで行われ
るならば、記憶装置の低い利用率は大きな欠点である。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の目的
は情報検索用のコンピュータシステム及び改良されたツ
リー状のインデックス構成を特徴とするコンピュータシ
ステムの記憶装置を操作する方法を提供することであ
る。

【０００９】

【課題を解決するための手段及び作用】本発明の目的
は、独立項に記載された特徴を適用することによって実
現される。

【００１０】本発明の改良されたインデックスストラク
チャはいくつかの重要な観点において基本的なＢツリー
の概念とは異なる。第１に本発明のインデックスストラ
クチャは、キーまたはそれに配分される情報を有さない
ツリー内に空のノードを有さないが、その子供に対する
ポインタのみを有する。第２にデータの連続的な記憶操
作の間のノードのスプリッティング操作は本発明の教示
によって旧式なものとされる。

【００１１】これは記憶装置の利用がほぼ１００％であ
るから、情報の検索速度を向上させる。記憶装置を高度
に利用することはツリー状の構造の順序すなわち言い換
えるとその高さ最小に保持される。次の例を考慮するな
らば、本発明のインデックスストラクチャの利点はさら
に明らかになる。配分された情報を有するキーがツリー
状インデックスで検索されるならば、ルートからツリー
状インデックスの対応するリーフまでの通路内に生じる
各ノードは磁気ディスクのような記憶装置にアクセスす
ることを要求する。一般に平均のアクセス機構ディレイ
は、コンピュータシステムのクロック周波数より長いか
ら、特定のキーの検索のために実行されるアクセスの数
は、システム全体の性能において重要である。したがっ
て本発明の教示によるツリー状のインデックス構成の最
小の高さは情報の検索のためにコンピュータシステム内
の照会の速度を非常に増加させる。

【００１２】１００％に近い記憶利用率を有する本発明
によるツリー状のインデックス構造は、配列されたシー
ケンスにおいて、ツリーのノード上に記憶されるデータ
によって作成される。最も多くのアプリケーションにお
いて、これは重要な制約ではない。記憶される情報のキ
ーは、それ自体シーケンスの順序を有さず、そのキーは
本発明によるツリー状の構造のノードのキーに記憶され
る前に分類されなければならない。

【００１３】この考えは高速の完全なテキスト検索シス
テムを実現するために有利に使用される。完全なテキス
トの検索に対する通常の方法は、照会の処理が元のテキ
ストファイルを直接には含まないが、補助ディクショナ
リ及び用語索引ファイルを含む。ディクショナリはテキ
ストファイルの選択された組に現れる関連するすべての
異なる用語のリストであり、通常アルファベット順に並
んでいる。この用語索引は、ディクショナリのすべての
用語において、テキストファイルの発生のすべての参照
リスト字典グラフの順序のリストを含む。用語索引に記
憶されるこのリストの各基準はテキスト内の特定の用語
の発生の正確な場所を説明する。この用語索引は、用語
索引内の対応するリストに対してすべての用語に対して
ポインタを含むディクショナリを介してアクセスされ
る。

【００１４】辞書及び用語索引または用語索引に対する
すくなくとも１つのポインタは、テキストファイル内の
ある用語の検索の速度が向上するようにツリー状のイン
デックスストラクチャ内に記憶される。その用語索引と
一緒のまたはその用語索引に対するポインタと一緒のデ
ィクショナリ内の各用語は、インデックスストラクチャ
のノード上に記憶される。さらに、コンピュータシステ
ム内に一体的に使用されるそれらの識別子に対するテキ
ストドキュメントの名称の配分を同じインデックススト
ラクチャに記憶させることができる。

【００１５】

【実施例】本発明の好ましい実施例のさらに詳細な説明
は、図面を参照して得られる。

【００１６】図１を参照すると、ツリー状のインデック
スストラクチャＴのページの基本的な構成が次のように
説明される。インデックスの全体を記憶するノードはツ
リーＴのノードである。各ノードは２Ｋ個のキーまで保
持することができ、ここでＫは自然数であり、ツリーＴ
のオーダーと呼ばれる。図１に示すノードのエントリは
キーｘi 及びいくつかの関連する情報αi を有する。キ
ーｘi はインデックスの独特のエレメントを識別し、関
連する情報αi は典型的には記録に対するポインタまた
はランダムアクセスファイルの記録の収集である。

【００１７】さらにインデックス用のデータの構成は次
の特性を有する。

【００１８】ａ）各ノードは１及び２Ｋキーの間を保持
するルートノード以外の０及び２Ｋの間を保持する。

【００１９】ｂ）リーフノードではないページＰ上のキ
ーの数が１であれば、ノードＰは１＋１の子供を有す
る。

【００２０】ｃ）各ノードｐ内ではキーが増大するまた
は減少する順に連続している：ｘ1，ｘ2 ．．．，ｘ1
、ここで０≦１≦２ｋである。

【００２１】さらに、ノードＰはその子供に対して１＋
１のポインタＰ0 Ｐ1 ．．．Ｐ1 を含む。リーフノード
において、これらのポインタは定義されない。これは図
１に示すノードの構成の結果である。図１に示すペア
（ｘ1 ，α1 ），（ｘ2 ，α2），．．．，（ｘ2k，α2
k）はキーｘi 及びいくつかの関連する情報αi の対
（ｘi ，αi ）であるインデックスエレメントの項目で
ある。

【００２２】図１に示すポインタＰ0 ，Ｐ1 ，Ｐ2Kはこ
のノードの子供を示すツリーＴのノードのポインタを表
す。図１に示すノードがリーフノードであるならば、こ
のポインタは定義されない。

【００２３】ここで考慮されるツリーＴに関しては次の
状態が保持される：

【００２４】

【数２】ここでＰ（ｐ）はｐポイントが指示するノードあり、Ｋ
（ｐ）はＰ（ｐ）がルートであるサブツリー状のノード
のキーのセットである。したがって、このキーｘ1
．．．，ｘi はノードＰ（ｐ）上に記憶されるキーで
あり、ｐ0 ．．．，ｐ1 はノードＰ（ｐ）上に記憶され
るポインタである。ポインタｐ1 がそこに記憶されるキ
ーのない空のサブツリーを指示するならば、状態３は保
持されないことに留意すべきである。ツリーＴのノード
の上述した構成によって、ツリーＴ上の任意のノードの
キーｙを検索することは簡単である。これをさらに詳細
に説明する。

【００２５】図２及び図３を参照しながらツリーＴがど
のように連続的に形成されるかを説明する。

【００２６】図２に示すツリーＴは３つのノードｉ，ｉ
＋１及びＶj （β）を有する。図２の左側の軸βはツリ
ーの水準を表す。この場合、軸β上の各数によって指示
するようにノードｉ及びｉ＋１は水準１上に位置し、ノ
ードＶj （β）は水準２上に位置する。

【００２７】図２に示すようなツリーＴが形成されると
き、まずｋが定義される。ここでｋは自然数であり、ツ
リーＴの順序が呼び出される。第２に２ｋキーのｘi ま
で保持される空のノードｉが定義される。第３に記憶動
作が始まり、記憶ノードｉをキーｘ1 ，ｘ2kを有する連
続的な記憶動作によって記憶ノードを満たす。これは、
図２に示すノードｉのエントリｘ1 ，．．．，ｘ2kによ
ってシンボル化され、ここで関連する情報αi はダイヤ
グラムを簡素化するために除外される。ーの符号を有す
る図２に示すボックスは、ポインタｐの記憶場所をシン
ボル化する。ノードｉにおいて、ノードｉは子供を有し
ないからこれらのポインタｐは定義されないまま残る。
追加のキーｘ2k+1がツリーＴ内に入るとき、ノードｉが
すでに完全に満たされているからキーｘ2k+1をノードｉ
に記憶することは不可能である。したがって次の動作が
起こる。

【００２８】追加の２つの空のノードＶj （β）及びｉ
＋１が定義され、このノードＶj （β）はツリーＴのル
ートノードより長くはないノードｉに代わるツリーＴの
新しいルートノードである。このノードｉ＋１はノード
ｉと同水準の空の追加のノードであり、ノードＶj
（β）はツリーＴの水準２にある。ツリーＴ上に記憶さ
れるべきキーＸ2K+1は新しいルートノードＶj （β）に
入る。さらに新しいルートノードＶj （β）は新しいル
ートノードＶj （β）の子供を指示するポインタｐａ及
びｐｂを有する。これはポインタｐａからノードｉに及
びポインタｐｂからノードｉ＋１を示す矢印によって図
２に示される。論理的には、ノードｉ及びｉ＋１はツリ
ーＴのルートノードである父のノードＶj （β）の子供
である。

【００２９】キーが入れられるとこの手順は続く。次ぎ
の２ｋキーのｘ2k+2からｘ4k+1のキーはそれが満たされ
るまで追加のリーフノードに記憶される。次ぎのｘ4k+1
は図３に示すようにルートノードＶj （β）に再び記憶
される。キーｘ4k+1のエントリはそれが図３のアウトラ
インに示されるように追加の空のリーフノードｉ＋２を
指示する追加のポインタｐc のエントリが必要である。

【００３０】もし、他のキーｘi がツリーＴに記憶され
るならば、この手順はツリーＴのすべてのノード、特に
ルートノードＶj （β）が完全に満たされるまでアナロ
グ的に連続する。追加のキーｘi は記憶の要求はツリー
Ｔの高い水準の上述した手順の繰り返しを必要とし、新
しいルートＶj （β＋１）が形成され、前のルートＶj
（β）と置き換えられる。従って、ツリーの高さは１づ
つ増大する。さらに空の内部のノード及び追加の空のリ
ーフノードが同様に形成される。この場合、１つの追加
の空の内部ノードＶj+1 （β）が形成されるだけでな
く、次の記憶動作のツリーの高い水準に進むとき、他の
内部ノードの定義が必要になる。追加の空のリーフノー
ドは図３に示すノードｍである。新しいルートノードＶ
j （β＋１）は、前のルートノードＶj （β）を指示す
るポインタＰA と、その子供である追加の内部ノードＶ
j+1 （β）を指示するポインタＰB を有する。追加の内
部ノードは空であるその子供を指示するポインタＰn を
有する。この場合、この子供は追加の空のリーフノード
ｍであるが、他の場合、Ｖj+1 （β）の子供はその子供
を指示する内部の空の内部ノードである。これはルート
ノードＶj （β＋１）から追加のリーフノードｍを指示
する一連のポインタを形成する。

【００３１】ツリーを形成する前述した手順は手順のフ
ローチャートを指示する図４を参照してさらにシステム
的に及びさらに一般的な言葉で説明する。図４のフロー
チャートに示す出口点においてツリーＴの任意のリーフ
ノードが記憶動作Ｌによって完全に満たされ他のキーが
次の記憶動作Ｌ＋１によってツリーＴ上に記憶される。

【００３２】図２に示す例において、任意のリーフノー
ドはキーｘi からｘ2kによって満たされるノードｉであ
り、それによって記憶動作Ｌによって入る。この例にお
いて、他のキーは次の記憶操作Ｌ＋１によって記憶され
る。これはフローチャートのステップ１に対応する追加
のリーフノードの定義を必要とする。図２に示す例にお
いて、追加のリーフノードはノードｉ＋１である。ステ
ップ２において任意のリーフノードが親ノードＶj
（β）を有するかどうかが決定される。これが親ノード
Ｖj （β）を有しないならば、ステップ３が実行され
る。ステップ３において任意のリーフノードの親ノード
Ｖj （β）が定義され、それによってこの親ノードＶj
（β）はツリーＴの新しいルートノードである。任意の
リーフノードに対するポインタＰａ及びステップ１で定
義される追加の空のリーフノードに対するポインタｐｂ
並びにキーは図２及び図３の例に示すようにアナログ的
に新しいルートノードに入る。

【００３３】任意のリーフノードが親のノードＶj
（β）を有するとステップ２で決定されるならば、ステ
ップ４が実行される。まずステップ４において、任意の
リーフノードが「現在の親ノード」であると表示され
る。第２に現在の親ノードＶが完全に満たされて一杯か
どうかが決定される。親ノードＶが完全に満たされてい
ないならば、ステップ５において現在の親ノードＶに簡
単に入り、ポインタが現在の親ノードＶから追加のリー
フノードを指摘する。

【００３４】親ノードが完全に満たされているのなら、
その手順は反復的に続けられ、それによって図４のフロ
ーチャートに示す対応するループはステップ４から１１
を有する。ステップ６において、追加のノードが定義さ
れ、このノードは現在の親ノードに隣接しており、現在
の親ノードの同じ水準β上にある。ポインタｐは追加の
ノードに入り、それによってポインタｐは追加のリーフ
ノードまたは前記追加のリーフノードの水準βの下の１
つの水準βー１を指示する。これはツリーＴのリーフか
ら図３のポインタｐB ，ｐn に対応する追加のリーフノ
ードに向かうポインタのチェーンを定義する。

【００３５】ステップ７において、現在の親のノードＶ
が親のノードＶ（β＋１）を有することが決定されるな
らば、ステップ９が実行される。ステップ９において、
現在の親ノードＶ（β＋１）が完全に満たされているか
どうかが決定される。これがもし満たされていなければ
ステップ１０を実行する。ステップ１０において、他の
キーは親ノードＶ（β＋１）に入る。

【００３６】ステップ９において、現在の親ノードＶの
親ノードＶ（β＋１）が完全に満たされていると決定さ
れるならば、ステップ１１が実行される。ステップ１１
において、現在の親ノードＶの親ノードＶ（β＋１）は
現在の親ノードＶと表示される。その制御はステップ４
に戻る。

【００３７】ステップ４，７または９で行われる１つの
決定が「真実ではない」という結果であり、他のキーの
記憶オペレーションが開始されると上述した反復手順が
停止する。続いて追加のリーフノードはそれが完全に満
たされるまで他のキーによって満たされる。さらに他の
キーが連続して記憶されるならば、ステップ１乃至１１
からなる同じ手順は上述したように再び呼び出される。
ツリーＴに入るキーｘi はシーケンスの順序、通常増加
または減少するオーダーである。例としてキーｘi はｘ
i ー1 ＜ｘi になるように増加する順に分類される。キ
ーが探索されると、次の手順が起こる。まずツリーＴの
ルートノードからスタートし、ルートノード上に記憶さ
れた最も左のキーＸ2K+1がｙ（ｙ＜Ｘ2K+1）より大きい
かどうかが決定される。これが真実ならば、探索が左の
下降ノードｉで連続し、ルートノードＶｊ（β）の最も
左のポインタＰａは、例えば図３で示すように下降ノー
ドｉを示す。第２にルートノード上に記憶された最も右
のキーｘi はキーｙより小さいかどうかが決定される。
図３に示す例において、最も右のキーはＸ4K+2である。
このようなキーがあるならば、探索は右の下降ノードで
続く。第３にルートノードに記憶された２つのキーｘ
ｉ，ｘi+1 があるかどうかが決定され、この場合、ｘi
＜ｙ＜ｘi+1 である。このような１対のキーｘｉ，ｘi+
1 が存在するとき、キーｘi のポインタｐi を示すノー
ド上で探索が連続する。この手順は探索されるキーｙと
ツリーＴのノード上に記憶されるキーｘi の間に突き合
わせが起こるまで続く。この場合において、探索がうま
く終了し、前記キーに配分された関連する情報αi にア
クセスすることが可能になる。図３に示す例において、
このキーｙはキーｘ2k+2であるならば、ｘ2k+1＜ｘ2k+2
＜ｘ4k+2であるからこのケースである。この場合にお
いて、ポインタｐi はポインタｐb であり、この探索が
ノードｉ＋１で続き、突き合わせが起こる。しかしなが
ら、探索がリーフノードｉまで続き、リーフノードで突
き合わせが生じないときは、探索は不成功に終了し、キ
ーｙがツリーＴ上に記憶されないという結論が導かれ
る。

【００３８】探索がエンピティノードでの探索が続くこ
とが起こると、探索は単にエンピティノードが指示する
ノードに進む。

【００３９】本発明の次の第２の実施例をツリーＴ^*の
ノードの基本的な構成を示す図５乃至図１０を参照して
詳細に説明する。図５に示すノードは２Ｋキーｘi にま
で上昇し、ｋはツリーＴ^*の順序である。本発明の第１
の実施例に対してキーｘi は個々に配分されたポインタ
を有しない。しかしながら、ノード上の第１のエントリ
ｘ1 を指示する図５に示す第１のポインタｐs がある。
このポインタＰs は以下に説明するようなＴ^*のリーフ
ノード上のシーケンシャルな探索を初期化するように作
用する。またこのノードは追加のポインタＰａを保持す
る。ポインタＰａは「＋」符号によって指示される。

【００４０】図６は追加のキーｘ2 からｘへの記憶の
後、追加のキーｘ2 からｘx+1 への記憶の後のノードｉ
をそれぞれ示す。ノードｉがキーｘ1 乃至ｘ2kによって
完全に満たされ、さらにキーｘ2k+1を記憶するための要
求があれば、これは他のキーｘ2k+1が入る追加のノード
ｉ＋１の定義が必要である。さらにポインタＰA はノー
ドｉで入り、それによって前記ポインタＰA はノードｉ
＋１のキーｘ2k+1を指示する。ツリーＴ^*を形成するた
めにセパレータｓx が定義される。セパレータｓx は本
発明の第１の好ましい実施例におけるキーと同様である
が、それに分配された情報αi は有しない。セパレータ
ｓx はツリーＴ^*のリーフノードｉ，ｉ＋１上に記憶さ
れたキーｘi に配分された情報の検索を目的として作用
する。セパレータｓx において次の状態を保持する。

【００４１】ｘ2k＜ｓx ＜ｘ2k+1 ここでｘ2kはノードｉで入り、ノードｉ及びｘ2k+1を完
全に満たす最後のキーであり、ｘ2k+1はリーフノードｉ
＋１で入る最初のキーである。

【００４２】追加のノードｉ＋１の定義はツリーＴの最
初のノードに変わる新しいルートノードＶj （β）の定
義が必要である。セパレータｓx は新しいルートノード
Ｖj（β）の第１の記憶一に入る。さらに、ポインタｐ
ａ及びｐｂはルートノードＶj （β）に入り、ここで対
応する矢印によって示すようにｐａはノードｉを指示
し、ポインタｐｂはノードｉ＋１を指示する。内部ノー
ド及びツリーＴ^*のルートノードの構成はキーｓx がそ
れに配分される情報αi を有しないという事実を除いて
図１に示すツリーＴのノードの構成と全く同じである。
図８は追加のノードｉ＋２の他のキーｘ4k+1のエントリ
及びルートノードＶj （β）の対応するキーｓｙのエン
トリの後のツリーＴ^*を示す。さらに追加のリーフノー
ドｉ＋２を指示するポインタｐc がノードＶj （β）上
に記憶される。

【００４３】図９は追加のキーｘi が記憶された後のツ
リーＴ^*を示す。例えば、キーｘrはリーフノードｍ−
１上のツリーＴ^*上に記憶された最後のキーである。他
のキーｘr+1 がツリーＴ^*上に記憶されるならば、追加
のリーフノードｍが定義され、他のキーｘr+1 はこの追
加のリーフノードｍ上に記憶された第１のエントリであ
る。その結果セパレータｓv は上述した状態（ｘr ＜ｓ
v ＜ｘｒ＋１）によって定義される。セパレータｓV は
図４に示す上述した手順によるツリーＴ^*に入るキーで
ある。このキーｘr+1 が追加のリーフノードｍ上に記憶
される前に、キーｘr の最後のエントリはノードｍ−１
上に生じる。このモードｍ−１は上述した手順のステッ
プ４による現在の親ノードと呼ばれる親ノードＶj+1
（β）を有する。現在の親ノードは完全に満たされるか
ら、この手順はステップ４乃至ステップ１１を有する反
復ループに入る。ステップ６において、追加のノードＶ
j+2（β）は現在の親ノードの水準に定義される。さら
にステップ７において現在の親Ｖj （β＋１）を有す
る。現在の親ノードのＶj （β＋１）が埋まっていない
から、キーｓv は現在の親ノードの親Ｖj （β＋１）内
に入る。

【００４４】新しいルートノードＶj （β＋１）が追加
の記憶オペレーションによって完全に埋められるなら
ば、これは前のルートノードＶj （β＋１）を置換する
新しいルートＶj （β＋２）の定義を必要とする。さら
に追加の空の内部ノードＶj+1（β＋１）及びＶj
+．．．（β）並びに追加のリーフノードｎが定義され
る。

【００４５】新しいルートノードＶj （β＋１）の定義
を図１０を参照してさらに詳細に説明する。図１０に示
すツリーＴ^*のサブツリーのルートノードは完全に満た
されたノードＶj （β）である。このサブツリーにつく
られる最後のエントリはリーフノードｍ−１のキーｘr
である。追加のキーｘr+1 は追加のリーフノードｍに記
憶されている。対応するセパレータは状態ｘr ＜ｓu ＜
ｘr+1 を満足しなければならない。上述した手順のステ
ップ２によれば、リーフノードｍ−１が親ノードＶj
（β）を有することが決定される。このようにステップ
４においてこの親ノードＶj （β）は現在の親ノードが
示される。現在の親ノードが完全に満たされるならば、
手順の制御は反復ループに戻る。ステップ６において、
追加のノードＶj+1 （β）が定義される。続いてステッ
プ７において、それはツリーＴ^*のルートであるから現
在の親ノードは親を有しないことが決定される。次ぎ
に、ステップ８において、親ノードＶj （β＋１）が定
義され、ポインタＰａ及びＰｄ並びにセパレータｓu が
現在の親ノードの親ノードＶj （β＋１）に入る。それ
によって記憶動作が終了する。

【００４６】キーｙがツリーＴ内で探索されるならば、
本発明の第１の好ましい実施例と同じルールがキーｙの
検索のために適用される。しかしながら、第１のポイン
タｐs が探索を初期化するために使用されるならばリー
フノードを順に探索することが可能である。またこれは
すべてのリーフノードｉにおいて隣接するリーフノード
がある場合にはその隣接するリーフノードを指示するポ
インタｐA があるという事実による。このシーケンシャ
ルな探索はＢ^*（例えば１９７７年に発行されたＡＣＭ
の通信第２０巻、第９号の）Ｅ．マックレイトによる
「可変長さ記録によるＢ^*のページ編集」によって実行
される。ツリーＴ^*が内部のノードに関して可変の長さ
エントリを可能にするために使用されるならば、セパレ
ータは最も短いものが選択される。これは１つの内部ノ
ードに記憶される多数のセパレータに帰する。これはツ
リーＴ^*の高さを最小にするから１つの内部ノードに記
憶される多数のセパレータが都合がよい。ツリーＴ^*の
低減された、高さは記憶装置のアクセク操作の数を低減
する。磁気ディスクまたはそれと同様なもののような記
憶装置にアクセスするために必要な時間はプロセッサの
クロッキング速度よりかなり長いからそれによって検索
の速度はかなり増加される。本発明の方法及び装置の利
点は次の説明において特に集約されている。

【００４７】本発明の方法はフルテキスト検索コンピュ
ータシステムに使用される。通常完全なテキスト検索コ
ンピュータシステムはデータベースのすべての異なる用
語Ｗを含む用語検索リスト、座標のリストＬ（Ｗ）を有
し、その各々はテキストの用語Ｗの発生の正確な場所を
説明する。通常、用語検索リスト及びデータベースは別
の記憶装置上に維持される。

【００４８】本発明によれば用語検索リストはツリーＴ
^*上に記憶される。まず、データベース内に記憶された
選択された一組のドキュメントから引き出される。追加
の情報αi が各用語に振り分けられる。追加の情報αi
は特定の書類の関連する用語Ｗの発生のリストＬ（Ｗ）
を有する。第２にドキュメントの前記組から引き出され
たすべての用語がアルファベット順に分類されそれによ
って増加する順に分類される。この用語ＷはツリーＴ上
で分類され、それによって用語Ｗはキーｘi として作用
する。

【００４９】アルファベット順の用語のサブシーケンス
をデータブロックに一体化することができる。データブ
ロックの最後のエントリはこのブロックにおいてキーｘ
i として作用することができる。図１１において、４つ
のデータブロックＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄを図示する。データブ
ロックＡは、キー「エンマ（Ｅｍｍａ）」を有し、ブロ
ックＢはキー「ロシ（Ｒｏｓｉ）」を、ブロックＣはキ
ー「シギ（Ｓｉｇｉ）」を有し、ブロックＤはキー「タ
ラ（Ｔａｒａ）」を有する。これらのキーは図１２に示
すツリーＴ上に記憶される。図１２に示すツリーＴにお
いて、他のデータが含まれる。

【００５０】上述する手順によってツリーＴの検索が実
行される。例として用語「エルス」が検索されると、検
索手順は図１２の左のリーフノードに記憶されたキー
「エンマ」に導く。「エンマ」は「エルス」とは性格に
一致しないから、ブロックＡは正確な一致を求めて順に
検索を行う。ここで考慮された場合において、このよう
な一致が見いだされ、「エルス」の発生の関連するリス
トＬ（エルス）にアクセスする。

【００５１】通常、完全なテキストの検索コンピュータ
システムのデータベース内に記憶されたドキュメントの
実際の名前はシステムの内部では使用されない。多くの
場合、実際のドキュメントナンバーは内部では使用され
ないが、他の数字または名称がドキュメントに自動的に
配分される。また本発明の装置または方法は、実際のド
キュメントナンバーの配分及びコンピュータシステムに
よって自動的に配分されるドキュメント数または名称を
記憶するように使用される。

【００５２】さらに本発明のシステム及び方法はツリー
ＴまたはＴ^*の順序であるパラメータｋの選択によって
最適化されることに留意すべきである。インデックスを
記憶する記憶装置のアクセス機構ディレイと、記憶装置
からコンピュータのプロセッサにデータを転送するため
に必要な時間とを考慮してパラメータｋが選択されるな
らば、これはさらにインデクス内のあるキーの検索速度
を向上させる。パラメータｋの大きな値は水準βの小さ
な値を有するツリーＴまたはＴ^*を提供する。これは、
小さい値の水準βがツリーＴまたはＴのルートノードか
らリーフノードへの通路内の少数のノードを要求するか
ら望ましい。ルートノードからリーフノードへの検索通
路内の少数のノードは記憶装置に対する少数のアクセス
オペレーションを要求する。なぜならば通路のすべての
ノードが追加のアクセスオペレーションを要求するから
である。また、パラメータｋの大きな値はノードからプ
ロセッサへのノード上に記憶されたデータの転送が比較
的長い時間がかかるように多数のキー及びポインタがツ
リーのノード上に記憶されることを要求する。これは、
ノード上に記憶されるキー及びポインタの最大数が２ｋ
及び２ｋ＋１にそれぞれ等しいという事実による。従っ
て、検索されるキーのあるノードの連続的な検索に必要
な時間は平均においてパラメータｋの小さな値より長
い。パラメータｋの最適値はパラメータｋを変化させる
ことによってインデックスのキーの検索に必要な全体時
間を測定することによって経験的に得ることができる。
ツリーの他のクラスにおいて、Ｒ．ベイヤ及びＥ．マッ
クレイトは上述した記事「ラージオーダーインデックス
のオーガナイゼーション及びメインテナンス」において
６４と１２８との間のパラメータｋの値を提案してい
る。

【００５３】

【発明の効果】本発明によれば、記憶装置の情報検索速
度を向上させることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の実施例によるインデックススト
ラクチャの基本的な構成を示す図。

【図２】ツリー状のインデックスストラクチャをどのよ
うに連続的に形成するかを示す図。

【図３】ツリー状のインデックスストラクチャをどのよ
うに連続的に形成するかを示す図。

【図４】追加のキーをツリー状のインデックスストラク
チャに挿入するかをその手順を示す図。

【図５】本発明の第２の実施例のインデックスストラク
チャのノードの基本的な構成を示す図。

【図６】本発明の第２の実施例によるツリー状のインデ
ックスストラクチャを連続的な形成を示す図。

【図７】本発明の第２の実施例によるツリー状のインデ
ックスストラクチャを連続的な形成を示す図。

【図８】本発明の第２の実施例によるツリー状のインデ
ックスストラクチャを連続的な形成を示す図。

【図９】本発明の第２の実施例によるツリー状のインデ
ックスストラクチャを連続的な形成を示す図。

【図１０】本発明の第２の実施例によるツリー状のイン
デックスストラクチャを連続的に形成するを示す図。

【図１１】テキスト回復システムに使用されるように本
発明によるインデックス構造の例を示す図。

【図１２】テキスト回復システムに使用されるように本
発明によるインデックス構造の例を示す図。

【符号の説明】

αi 情報（Ｔ，Ｔ^*）ツリーｘi キーｉリーフノードＰポインタ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者ウーベ、ケックドイツ連邦共和国レオンベルク、トゥットリンガー、シュトラーセ、12

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】情報（αi ）を検索するためのコンピュー
タシステムであって、ツリー（Ｔ，Ｔ^*）を有するイン
デックス構成を記憶するようになっている記憶装置を有
し、それによってルートノード（Ｖ）から前記ツリー
（Ｔ，Ｔ^*）のリーフノードを有する各通路は同じ長さ
ｈを有し、この場合ｈは通路におけるノードｉの数に等
しく、配分された前記情報（αi ）を有するキー（ｘi
）が１つの前記ノードに記憶され、各ノードは最大２
ｋ＋１の子供を有し、ｋは自然数であるコンピュータシ
ステムにおいて、前記ルートノード及び前記リーフノー
ドを除く前記ノードの各々は少なくとも１つの子供を有
し、それによって前記ルートノードはリーフノード
（ｉ）または少なくとも２つの子供を有することを特徴
とする情報検索用コンピュータシステム。
【請求項２】前記ノードの各々は、ｌと２ｋとの間を保
持するルートノードを除いてキー（ｘi ）の数ｌを保持
し、ここで０≦ｌ≦２ｋであり、リーフノード（ｉ）で
はない前記ノードの各々は１＋１の子供を有する請求項
１に記載の情報検索用コンピュータシステム。
【請求項３】前記ノードの各々においてキー（ｘi ）は
増加するまたは減少する順（ｘ1 ｘ2 ，．．．ｘl ）に
記憶され、前記１つのノードの子供に対する多数のポイ
ンタ（Ｐ0 ，Ｐ1 ，．．．Ｐl ）の数はその上に記憶さ
れる請求項１または２に記載の情報検索用コンピュータ
システム。
【請求項４】ノードのポインタｐがノードＰ（ｐ）を指
示し、セットＫ（ｐ）がＰ（ｐ）のサブツリーのノード
がルートであるキーのセットである場合に、次の状態
は、【数１】満たされ、ポインタＰl は体に装着する負荷キャリヤの
サブツリーを指摘しない請求項３に記載の情報検索用コ
ンピュータシステム。
【請求項５】前記情報（αi ）がリーフノードに記憶さ
れたキー（ｘi ）にのみ配分され、リーフノード（ｉ）
に記憶されない他のキー（ｓi ）はそれに配分された情
報（αi ）を有しない請求項１から４のいずれか一項に
記載の情報検索用コンピュータシステム。
【請求項６】前記ツリー（Ｔ，Ｔ^*）のリーフノードは
追加のポインタを有し、前記追加のポインタは、シーケ
ンシャルな探索を実行するように１つの前記リーフノー
ド（ｉ）から他の１つの前記リーフノード（ｉ＋ｌ）を
指示する請求項１から５のいずれか一項に記載の情報検
索用コンピュータシステム。
【請求項７】前記情報（αi ）はランダムアクセスファ
イルの記録または記録の収集である請求項１から６のい
ずれか一項に記載の情報検索用コンピュータシステム。
【請求項８】用語の発生（Ｗ）の用語索引リストＬ
（Ｗ）及び／または内部ドキュメント数の配分及び対応
するドキュメントの名称が前記インデックス構成に記憶
される請求項１から８のいずれか一項に記載の情報検索
用コンピュータシステム。
【請求項９】コンピュータシステムの記憶装置を操作す
る方法であって、キー（ｘi ）のシーケンスがツリー
（Ｔ，Ｔ^*）の形態で前記記憶装置内に記憶されるよう
になっており、少なくともいくつかの前記キー（ｘi ）
はそれに配分された情報（αi）を有し、前記キーは増
加する順または減少する順（ｘ1 ，ｘ2 ，．．．ｘl ）
に並んでおり、ａ）前記ツリーの順序ｋを形成し、ここでｋは自然数で
あり、前記ツリーの各ノード（ｉ）は最大２ｋのキー
（ｘi ）を保持し、前記ノードの各々はその子供の各々
に向かうポインタ（ｐi ）を保持する段階と、ｂ）前記ツリーのルートノードである第１のノード
（ｉ）を形成し、前記第１のノード上にキーの前記シー
ケンスの第１の部分（ｘ1 ，ｘ2 ．．．ｘ2k）を記憶す
る段階と、ｃ）前記ツリーのすべての水準（β）で追加の空のノー
ド（ｉ＋１，ｖｊ）を形成し、前記ツリーの高さが増加
するように新しいルートノードを形成する段階と、ｄ）前記追加の空のノードにキーの前記シーケンスの他
の部分を記憶する段階と、ｅ）前記キーのシーケンスが前記ノードに記憶されまで
段階ｃ）及び段階ｄ）を続ける情報検索用コンピュータ
システムの記憶装置の操作方法。
【請求項１０】前記ツリーの前記リーフノードの１つに
記憶されるキー（ｘi ）は、それに配分される情報（α
i ）を有する請求項９に記載の情報検索用コンピュータ
システムの記憶装置の操作方法。