JPH09101965A - 情報登録方法および情報検索方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 ハッシュ検索法において、データ構造の追加
や全データの参照を行なわずに、ワイルドカード検索な
どの柔軟な検索を可能とすること。 【解決手段】 部分一致検索の検索キーを構成する各要
素の情報によってハッシュ値の値域を限定するハッシュ
関数を用いると共に、限定された値域に属する全てのハ
ッシュ値に対して検索を行う。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、キーに基づいた検
索を行なう検索方法に関し、特にワイルドカード検索、
部分一致検索等の柔軟な検索の可能な情報登録方法およ
び情報検索方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】キーに基づいた完全一致検索における高
速な検索方法としてハッシュ法が良く知られている。し
かし、ハッシュ法では、データ構造上、ワイルドカード
検索などの柔軟な検索が困難であるとされ、ハッシュ法
に関しては、衝突による検索速度の低下を抑えるために
提案されたもの（例えば特開昭６３−２７１５２５号公
報、特開平０４−３５８２６６号公報など）、ハッシュ
法を適用することによって装置の高速化を行うために提
案されたもの（例えば特開平０５−０６１９１０号公
報）などが見受けられるものの、部分一致検索に関する
提案は全くなされておらず、これまでは、ハッシュ法を
用いた検索装置で柔軟な検索を行うためには、全文検索
などの他の方法を併用しなければならなかった。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】ハッシュ法では実デー
タの他に、少なくともハッシュ表を必要とする。ハッシ
ュ表は、キーワードの異なり語数をＮとして、おおよそ
ポインタ長＊Ｎの大きさになる。ここで、部分一致検索
のために他の検索方法を併用すると、さらに別途インデ
ックスデータを持つ必要があり、データサイズが非常に
大きくなるという欠点がある。また、実データを直接参
照する全文検索方法を併用すれば、余分のインデックス
データは必要ないものの、全データを参照するため、実
データのサイズが大きくなると検索速度が非常に遅くな
り、実用的な速度が出せないという欠点がある。

【０００４】本発明は、これらの問題を解決するため、
ハッシュ法において、データ構造の追加や全データの参
照を行なわずに、ワイルドカード検索などの柔軟な検索
が可能な検索装置を提供することを目的とする。

【０００５】

【課題を解決するための手段】本発明に係わる情報登録
方法および情報検索方法では、部分一致検索の検索キー
を構成する各要素の情報によってハッシュ値の値域を限
定するハッシュ関数を用いるようにし、限定された値域
に属する全てのハッシュ値に対して検索を行う手段を設
ける。複数のハッシュ値に対する検索は、繰り返し検索
を行なうように構成してもよいし、並列計算によって検
索を行なうように構成してもよい。

【０００６】

【作用】データの登録の際に、ハッシュ値がキーを構成
する要素に対応した値域内に入ることを保証するハッシ
ュ関数を用いる。そして、部分一致検索において、部分
キーが与えられると、ハッシュ関数が部分キーの構成要
素に対応する値域を求める。続いて、この値域内の全て
のハッシュ値を使用して検索する。この値域外には、与
えられた部分キーを含むキーが登録されていないため、
余分なデータに対して検索を行なう必要がなく、さらに
データ構造の追加も必要としない。このようにしてハッ
シュ法において、完全一致検索のみならず、部分一致検
索をも実現することが可能になる。

【０００７】すなわち、検索を行なう際にハッシュ表を
参照するためのハッシュ値が、たとえば、０〜１５であ
るとき、０〜１５の全ての数について検索すれば全レコ
ードが検索できるが、ここで、ハッシュ値の値域をたと
えば奇数に限定すれば検索量は半分となる。このように
ハッシュ関数を工夫することにより部分一致検索が可能
となる。

【０００８】

【発明の実施の形態】図１に、本発明のハッシュ検索方
法の原理を説明するための簡略化したハッシュ関数の例
を示す。また、図２に、図１のハッシュ関数を用いて検
索を行なう例を示す。

【０００９】図１の例では、検索キーを構成する要素が
Ａ，Ｂ，Ｃ，Ｄからなるものとする。ハッシュ関数とし
て、Ａ，Ｂ，Ｃ，Ｄのそれぞれに対して、ハッシュ値の
１ビットを割り当て、キーの要素に「Ａ」がある場合に
は、ビットフィールドＡを１にし、キーの要素に「Ａ」
がない場合には、ビットフィールドＡを０にする関数を
用いる。これは、「Ａ」が存在する場合のハッシュ値が
８から１５の間の値になり、「Ａ」が存在しない場合の
ハッシュ値が０から７の間の値に限定されることを意味
しており、０と１は逆転していても同様の効果がある。
また、同様なハッシュ値の値域の限定ができればビット
操作である必要はない。データの登録および完全一致検
索では、ビットフィールドＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄの全てにこの
演算を行い、例えば「ＡＢＣ」に対するハッシュ値は、
２進数で１１１０すなわち１４とする。続いて、図２に
示すように、ハッシュ表を参照し、ハッシュ値１４に対
応する「さしすせそ・・・」というデータが検索され
る。

【００１０】図１の例で「ＡＢ＊」は部分キーを表し、
キーの一部にＡが含まれ、かつ、キーの一部にＢが含ま
れるもの全てを検索することを示している。これは、
「Ａ」が検索キーに存在し、かつ、「Ｂ」が検索キーに
存在するという条件であり、図１のハッシュ関数の例で
は、「Ａ」が存在する場合のハッシュ値が、必ず８から
１５の間の値になり、「Ｂ」が存在する場合のハッシュ
値が、必ず４から７の間の値か１２から１５の間の値の
どちらかになるという性質が利用できる。この２つの条
件の論理積をとると、「ＡＢ＊」に対応するハッシュ値
は、１２，１３，１４，１５の４つであることがわか
る。

【００１１】実際のハッシュ値を求める演算は、確定し
た「Ａ」および「Ｂ」に対するビットフィールド、すな
わちビットフィールドＡとビットフィールドＢを１と
し、確定しない要素に対するビットフィールドは０と１
の全ての組み合わせをとればよい。この結果、１２，１
３，１４，１５の４つが求められる。それぞれについ
て、図２に示すように、ハッシュ表を参照し、「あいう
えお・・・」「かきくけこ・・・」「さしすせそ・・
・」「たちつてと・・・」というデータが検索される。

【００１２】以下に、本発明のハッシュ検索方法を電子
辞書に適用する実施例を用いた動作を説明する。図３
は、本発明のハッシュ検索方法を適用した電子辞書の構
成例である。図４は、本発明のハッシュ検索方法を電子
辞書に適用するためのデータ構造の構成例である。また
図５は、動作の概略のフローを示す。

【００１３】図３に示す電子辞書は、表示画面上に各種
のデータなどを表示するＣＲＴ２ｌと、前記ＣＲＴ２１
での表示を制御するＣＲＴドライバ２２と、コマンドや
文字列、数値などの入力を行うキーボード２３と、ポイ
ンティングデバイスであるマウス２４と、ユーザーによ
るキーボード２３やマウス２４の操作によって、各種の
データを出力するキーボード／マウスドライバ２５と、
ディスク装置２６、ディスク装置ドライバ２７、主記憶
装置２８、ＣＰＵ（中央処理装置）２９とから構成され
ている。

【００１４】ディスク装置２６は、大量のデータを格納
するための二次記憶装置であり、後述するチェイン付き
インデックスや実データファイルなどが格納されてい
る。また、ディスク装置２６のデータの入出力は、ディ
スク装置ドライバ２７で制御されている。

【００１５】主記憶装置２８は、アプリケーションプロ
グラム、及びキーボード２３やマウス２４から入力され
た文字や数値などのデータのほか、後述するハッシュ表
を格納している。また、後述するフローチャートを実現
するプログラムも格納されている。

【００１６】ＣＰＵ２９は、システム全体の制御を行う
と共に、各種の命令に基づいて所定のデータに対する演
算処理を行う回路であり、後述のフローチャートに基づ
いてデータの検索処理を実行する。実際には、主記憶装
置２８に格納されているプログラムに従って、ＣＰＵ２
９がフローチャートの処理を実行する。なお、この検索
処理を実現するための基本的な構成及び動作は、特開平
０５−０２８１９４号公報などに開示されているものと
同様なものである。

【００１７】上記電子辞書におけるデータ構造の概要を
図４に示す。図４のデータ構造は、基本的には、ハッシ
ュ表１１、チェイン付きインデックス１２、実データフ
ァイル１３の３つから構成されている。

【００１８】本実施例の電子辞書においては、図４に示
すように、通常の見出し語（「ａ」，「Ａ」など）から
の検索に加え、転置キーの設定により単語の語義（「ひ
とつの」、「イ音」など）や発音のカタカナ表記
（「エ」、「ア」など）からの検索を行えるようになっ
ており、このため、キー／レコード数ともに非常に多
く、またあるキーに対するレコードも一意ではない。

【００１９】最初に上記電子辞書におけるチェイン付き
ハッシュ法による検索の基本的な動作について説明す
る。

【００２０】まず、ハッシュ表１１は、検索キーｋのハ
ッシュ値ｈ（ｋ）が指すアドレスよりチェイン付きイン
デックス１２へのポインタを、たとえば、３バイトで保
持する。対応するキーが未登録の場合、ＦＦＦＦＦＦＨ
を保持する。但し、Ｈは１６進表示を意味する。つま
り、ＦＦＦＦＦＦＨとは、２４ビット全てが“１”であ
ることを表している。

【００２１】次に、チェイン付きインデックス１２の詳
細を説明する。チェイン付きインデックス１２は、デー
タレコードに一対一で対応する情報を持つインデックス
レコードの集合である。インデックスレコードの構造を
図６に示す。インデックスレコードは、レコードに設定
された全てのキーに関するチェインポインタｌ〜ｎ（Ｃ
Ｐ_l-n）と、キー識別子１〜ｎ（ＫＤ_l-n）のペアの並
び、及びデータファイルヘのポインタ（データポインタ
（ＤＰ））を保持している。なお、キー識別子とは、登
録語そのもののコピーである。

【００２２】チェインポインタは、対応するキーに関す
る次のインデックスレコードへのポインタであり、衝突
により同じハッシュ値を持つ登録キーのリスト（データ
のつながり）が構成される。

【００２３】ここで衝突とは、異なる検索キーがハッシ
ュ関数により同じハッシュ値を持つことを意味する。こ
の場合の解決策として、本実施例ではチェインポインタ
を採用している。

【００２４】各リストの先頭はハッシュ表１１から直接
指されており、衝突がある場合、各ポインタは図７に示
すように、次のチェインポインタのアドレスを保持し、
リストの終端の場合にはｎｉｌとして００００００Ｈが
格納される。チェインポインタは、たとえば、３バイト
で表現され、００００００Ｈから７ＦＦＦＦＦＨの値を
取り得る。

【００２５】キ一識別子は、チェインポインタの直後に
存在し、入力キーが登録キーに対応するか否か、すなわ
ちハッシュ値の衝突の検出に用いられる。この実施例に
おけるキ一識別子の記述ルールを以下に示す。

【００２６】（ｉ）通常の検索キーにおいては、キ一識
別子の開始を示す８１Ｈに続いて登録キーの文字列を格
納し、続いてキ一識別子の終了を示す８２Ｈを格納す
る。

【００２７】（ｉｉ）登録キーがチェインの直前と同じ
である場合は省略する。省略された場合は、キ一識別子
のあるべき位置に、次のチェインポインタまたはデリミ
タが格納されている。チェインポインタの１バイト目は
最大で７ＦＨであり、デリミタはＦＦＨであるため、省
略された場合でも、キ一識別子がある場合の８１Ｈとは
明白に区別が可能である。

【００２８】このようにキ一識別子を導入することによ
り、衝突のチェックのために実データを参照する必要が
なくなる。なお、実データにキーワードを格納するフィ
ールドを設け、実データのキーワードフィールドを参照
して、衝突のチェックを行うように構成しても構わな
い。

【００２９】データポインタには、実データにおける実
際のデータレコードの先頭を指すアドレスが、デリミタ
ＦＦＨに続けて３バイトで格納されている。データポイ
ンタがＦＦＦＦＦＦＨである場合は、データレコードが
削除されていることを示す。

【００３０】実データファイル１３はデータレコードの
集合であり、データレコードは次の形式を持つ。

【００３１】（見出し語）（見出し区切り［ＮＵＬ
Ｌ］）（内容部）（レコード区切り［ＬＦ：Ｌｉｎｅ
Ｆｅｅｄ］） キー識別子に前述のように８０Ｈが用いられた場合、こ
のデータレコードの見出し語を参照することでキーの識
別を行う。チェイン付インデックスファイルのキー識別
子８０Ｈが使用されている場合のみ実データファイルを
参照する。

【００３２】実データファイル１３（内容部）は、実際
の辞書記述部分であるが、この実施例ではキー識別子に
より検索キーの情報を含まないため、この内部にフィー
ルドなどの概念は不要であり、内容はフラットなテキス
卜でよい。ここでフラットとは、フィールド区切りの記
号を含まない文字コードだけからなるデータを意味す
る。データレコードは全体でーつのテキストファイルと
なる。

【００３３】次に、上述した電子辞書によるデータ検索
のアルゴリズムを、図８のフローチヤートを用いて詳細
に説明する。

【００３４】まず、初期化（ステップ１０１）の後、検
索キーのハッシュ値ｈを求め、ハッシュ表の位置ｈの内
容をインデックスポジションｉｐとして読み込む（ステ
ップ１０２）。なお、ここで初期化とは、内部で使用す
るフラグ等を初期化し、また、キー識別子のバッファも
クリアすることを意味する。次に、ｉｐ＝ＦＦＦＦＦＦ
Ｈであるかどうかを判定する（ステップ１０３）。ここ
で、ｉｐ＝ＦＦＦＦＦＦＨであれば未登録キーとわかる
ので処理を終了する。また、ｉｐ＝ＦＦＦＦＦＦＨでな
いときは、チェイン付きインデックス１２上の位置ｉｐ
から３バイトをチェインポジションｃｐとしてチェイン
付インデックスのファイルから読み込み（ステップ１０
４）、チェインポジションｃｐの次のバイトの値（キー
識別子の格納位置）≧８０Ｈかどうかを判定する（ステ
ップｌ０５）。

【００３５】８０Ｈ未満またはＦＦＨの場合には、チェ
インの前のものと同じであるので前のものを使用する。
また、８０Ｈ以上の場合には、キーワードを読み込む
（ステップ１０６）。このようにして衝突の判別を行な
う。次に、ｋｒに基づいて現在のインデックスレコード
がキーに対応するか否かを判定し（ステップ１０７）、
対応するときはチェイン付きインデックス１２上のＦＦ
Ｈまでスキップし、続く３バイトをデータポインタｄｐ
として読み込む（ステップ１０８）。なお、ステップ１
０７における判定は、ハッシュ値を求めた入力文字列の
下位バイトと８０Ｈの論理和を求め、キー識別子と一致
するか否かを判別することにより行なう。続いて、ｄｐ
＝ＦＦＦＦＦＦＨであるかどうかを判定する（ステップ
ｌ０９）。ここで、ｄｐ＝ＦＦＦＦＦＦＨでなければデ
ータレコードは存在するので、データファイル上の位置
ｄｐから、データレコードのフォーマットに従い、０Ａ
Ｈ（＝ＬＦ）までを結果のリストに追加する（ステップ
１１０）。次に、ｃｐ＝０かどうかを判定し（ステップ
１１ｌ）、ｃｐ＝０であるなら終了、そうでなければチ
ェインが続いているので、ｉｐにｃｐを代入して（ステ
ップ１１２）、ステップ１０４へ戻る。

【００３６】次に上述したようなチェイン付きハッシュ
法による検索を行なう電子辞書において、部分一致検索
を行なう場合の動作について説明する。

【００３７】本実施例では、キーワードを構成する文字
の出現位置（１文字目，２文字目，．．．）を３で割っ
たときの剰余と、キーワードを構成する文字のコード
（キャラクタコード）を５で割ったときの剰余からハッ
シュ値を求めるものとする。具体的には、１５ビットの
ハッシュ値を、ｎを０以上の整数とした場合の、（３ｎ
＋１）文字目、（３ｎ＋２）文字目、（３ｎ＋３）文字
目の５ビットづつのフィールドに区切り、文字コードを
ｘとして、各５ビットの値を、２を（ｘｍｏｄ５）乗し
たもの（２^xmod5）の論理和とする。なお、ｘｍｏｄ５
は、ｘの５で割ったときの剰余を表すものとする。

【００３８】図９は、この方法によって、文字列「ａｂ
ｃｄ」のハッシュ値を求める例を示す。完全一致検索お
よびデータ登録においては、この値をそのままハッシュ
値として利用する。

【００３９】図９に示す例においては、１文字目の’
ａ’のキャラクタコード６１Ｈ（１６進数）（１０進数
では９７）を５で割った余りが２であるので、２²＝４
である。従って、フィールド１は、００１００（２進
数）（１０進数では４）と元のフィールド１の値０００
００（２進数）との論理和をとり、００１００（２進
数）となる。同様に、４文字目の’ｄ’のキャラクタコ
ードが６４Ｈ（１０進数では１００）、これを５で割っ
た余りが０であるので２⁰＝１である。従って、０００
０１（２進数）とフィールド１（００１００）との論理
和をとる。この結果、フィールド１は２進数で００１０
１となる。

【００４０】なお、本実施例では、先に説明したよう
に、図４のチェイン付きインデックス内のチェインポイ
ンタに、キーに関する情報を示す識別子を付加し、この
キー識別子によって衝突時のチェックを行うものとす
る。

【００４１】部分一致検索においては、ビットが１にな
っている部分を１のまま固定し、ビットが０になってい
る部分を０と１の両方の場合の組合せとして、ハッシュ
値の集合を求めて全てについて検索を行う。文字の出現
位置を用いる際には、文字列の開始位置に注意する必要
がある。例えば「＊ａｂｃｄ＊」という場合には、ａの
出現位置が、「ａｂｃｄｅ」などのように（３ｎ＋１）
文字目、「ｚａｂｃｄ」などのように（３ｎ＋２）文字
目、「ｙｚａｂｃｄ」のように（３ｎ＋３）文字目の全
ての場合が存在するので、１文字づつずらした３通りの
パターンが必要である。

【００４２】ハッシュ関数を用いて部分一致検索を行う
場合の、概略フローを図５に示す。

【００４３】先ず、与えられた検索キーのハッシュ値を
求め（ステップ１５１）、ハッシュ表の該当する位置の
内容を読み込む（ステップ１５２）。ここで、チェイン
ポインタにキー識別子が付加されているときは、このキ
ー識別子に基づいて衝突を検出し （ステップ１５
３）、検索結果を格納する（ステップ１５４）。全ハッ
シュ値の検索が完了するまで、上記ステップ１５２〜１
５４を繰り返し（ステップ１５５）、全ハッシュ値の検
索が完了したら検索結果を出力表示する（ステップ１５
６）。

【００４４】次に、ハッシュ関数を用いて部分一致検索
を行う場合の、詳細なフローを図１０に示す。部分キー
が、図９に示すように、「ａｂｃｄ」である場合を例に
取り、動作を説明する。なお、ここでは、ビットが１に
なっている部分を「固定ビット」、ビットが０になって
いる部分を「不定ビット」と呼んでいる。

【００４５】Ｓ１：まず、部分キーが与えられると、部
分キーの文字開始位置を初期化する。すなわち、文字開
始位置をまず（３ｎ＋１）文字目とする。ハッシュ値は
ｎに無関係であるので、ｎ＝０，開始位置＝１とする。

【００４６】Ｓ２：続いて、部分キーにより固定される
ビットを算出する。開始位置が１である場合は、図９に
示されるように、フィールド１のビット２、フィールド
１のビット０、フィールド２のビット３、フィールド３
のビット４が固定されるビットである。

【００４７】Ｓ３：次に、この固定ビットの列を、固定
ビット列リストとして保存する。これは、文字の開始位
置をずらして検索する際に、固定ビットと不定ビットを
組み合わせると、既に検索したハッシュ値と同じになる
場合があるため、以前に検索した固定ビットの列と比較
することによって２度検索する手間を省くためである。

【００４８】Ｓ４：次に、不定ビットを初期値として全
て１にする。すなわち、フィールド１のビット２、フィ
ールド１のビット０、フィールド２のビット３、フィー
ルド３のビット４を除く全てのビットを１にする。以
下、不定ビットを、固定ビットのビット数を除いたビッ
ト数の一つの数として扱う。これによって、例えば、１
５ビットから固定ビットである４ビットを除いた１１ビ
ットの０と１の組合せは、０から２０４７（１０進数）
までの２進数で網羅することができる。

【００４９】Ｓ５：不定ビットと固定ビットを連結す
る。すなわち、不定ビットを表す２進数に、固定ビット
を挟みこむ。図１１に、不定ビットと固定ビットを連結
する例を示す。すなわち、Ｓ４または後述するＳ７ｂで
作成された不定ビット数を、本来のビット位置に置き、
固定ビットを挿入したものである。

【００５０】Ｓ６：連結によって生成されたハッシュ値
が、最小値以下になったらＳ１２に飛ぶ。ここで、検索
キーが１文字もないということはあり得ないので、１文
字目のフィールドに一つも１になるビットがない状況は
あり得ない。したがって、大きな数値から検索を始め
て、１文字目のフィールドが０になった時点を最小値、
すなわち、ハッシュ値を求める終了条件としている。

【００５１】Ｓ７：Ｓ３において保存されている一つ前
の文字開始位置までの固定ビットリストとハッシュ値を
比較し、固定ビットリストの固定ビットと同じビット位
置にあるハッシュ値のビットが全て１の場合は、以前に
検索したハッシュ値のパターンに含まれるので（Ｓ７
ａ）、次の不定ビットを求め（Ｓ７ｂ）、Ｓ５に戻る。
なお、Ｓ７ａの判定は、不定ビットの０，１の組合せに
より、既に検索した組合せが出現する可能性が有るの
で、重複して検索しないようにするための判定である。
またＳ７ｂでは、不定ビット列が表す数値から１を減じ
た値を新たに不定ビット列とする。

【００５２】Ｓ８：求めたハッシュ値によりハッシュ表
を読み出す。

【００５３】Ｓ９：インデックス内に登録語がなければ
（Ｓ９）、該当するデータレコードがないので、Ｓ７ｂ
と同じ処理で不定ビットを変更して次の不定ビットを求
め（Ｓ７ｂ）、Ｓ５に戻る。

【００５４】Ｓ１０：キー識別子により、部分キーが含
まれるかどうかを比較し、部分文字列が含まれる場合
は、検索結果のリストに登録する（Ｓ１０ａ）。

【００５５】Ｓ１１：次のインデックス内の次のチェイ
ンポインタヘスキップし、Ｓ９へ戻る。

【００５６】Ｓ１２：文字開始位置を１つずらす。

【００５７】Ｓ１３：文字開始位置が３以下であれば、
Ｓ２に戻る。これは、文字開始位置が１，２，３の場合
の全てを検索するためである。

【００５８】Ｓ１４：結果リストに登録された検索結果
を表示する。

【００５９】以上の手順で、ハッシュ法においても、部
分一致検索が可能になる。さらに、前方一致検索の場合
は、文字開始位置が１の場合のみを検索すればよい。ま
た、後方一致検索の場合は、図１２に示すように、キー
識別子による判別を行う際に、後方の文字から行うよう
にすればよい。また、前後方一致の場合は、前方一致の
部分キーを文字開始位置を１とし、後方一致の部分キー
をずらしてハッシュ値を求め、検索すればよい。同様に
してワイルドカードを＊として、「＊Ａ＊Ｂ＊」のよう
な柔軟な検索も容易に実現できる。

【００６０】なお、本実施例では、１つ１つのハッシュ
値に対して、繰り返し検索を行うように構成している
が、各ハッシュ値を並列計算の可能な計算機を用いて、
並列に検索しても構わない。

【００６１】

【発明の効果】以上述べたように、本発明によれば、高
速な検索方法でありながら、完全一致検索のみでワイル
ドカード検索などの柔軟な検索が不可能であったハッシ
ュ法において、データ構造の追加も全データの参照をも
行うことなく、部分一致検索が可能になる。さらに、本
発明の検索方法では、前方一致、後方一致、前後方一
致、中間一致等の全ての部分一致検索がデータ構造の追
加なしに実現できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 部分一致検索の可能なハッシュ関数の例を示
す説明図である。

【図２】 ハッシュ法における部分一致検索の原理を示
す例である。

【図３】 本発明のハッシュ検索方法を適用した電子辞
書の構成例を示すブロック図である。

【図４】 本発明のハッシュ検索方法を電子辞書に適用
するためのデータ構造成例を示す説明図である。

【図５】 本発明のハッシュ検索方法を適用した電子辞
書の部分一致検索の概略のフローチャートである。

【図６】 インデックスレコードの構造を示す図であ
る。

【図７】 インデックスレコードにおけるチェインポイ
ンタのリストを示す図である。

【図８】 電子辞書によるデータ検索のアルゴリズムを
示すフローチャートである。

【図９】 部分一致検索の可能なハッシュ関数の例を用
いてハッシュ値を求める例を示す説明図である。

【図１０】 部分一致検索の実現例を示す詳細なフロー
チャートである。

【図１１】 部分キーに対応する複数のハッシュ値の中
の１つを求める例を示す説明図である。

【図１２】 後方一致検索におけるキー識別方法の例を
示す説明図である。

【符号の説明】

ｌ１…ハッシュ表、１２…チェイン付きインデックス、
ｌ３…実データファイル、２１…ＣＲＴ、２２…ＣＲＴ
ドライバ、２２…キーボード、２４…マウス、１５…キ
ーボード／マウスドライバ、２６…ディスク装置、２７
…ディスク装置ドライバ、２８…主記憶装置、２９…Ｃ
ＰＵ

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】登録語を入力し、 入力された登録語の各文字の出現している位置をハッシ
   ュ値として表すハッシュ関数により、入力された登録後
   の格納すべき位置を算出し、 その算出された位置に入力された登録語を格納すること
   を特徴とする情報登録方法。
2. 【請求項２】前記ハッシュ関数は、入力された登録語の
   １文字づつを、ハッシユ値の部分領域であるフィールド
   に対応させて、それぞれ変換することにより、入力され
   た登録語の各文字の出現している位置をハッシユ値とし
   て表すことを特徴とする請求項１記載の情報登録方法。
3. 【請求項３】検索すべき語である検索キーを入力し、 入力された検索キーの各文字の出現している位置をハッ
   シュ値として表すハッシュ関数により、入力された検索
   キーを検索すべき位置を算出し、 その算出された位置に基づいて入力された検索キーを検
   索することを特徴とする情報検索方法。
4. 【請求項４】前記ハッシュ関数は、入力された検索キー
   の１文字づつを、ハッシュ値の部分領域であるフィール
   ドに対応させて、それぞれ変換することにより、入力さ
   れた検索キーの各文字の出現している位置をハッシュ値
   として表すことを特徴とする請求項３記載の情報検索方
   法。