JPH0962710A - ファイルアドレス制御装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 全データを言葉で検索する方式であるコンテ
ンツアドレス方式が用いられ、かつ、高速に検索できる
ファイルアドレス制御装置を提供する。 【解決手段】 データが格納された記憶装置１４の外部
に形成されて、記憶装置１４に接続され、記憶装置１４
において、データの検索を行うためのファイルアドレス
制御装置１２である。ファイルアドレス制御装置１２
は、ウィンドウ記憶部を含む。ウィンドウ記憶部は１個
以上のウィンドウを含む。ウィンドウには、検索するコ
ンテンツアドレスが書き込まれる。記憶装置１４の全領
域または部分領域をウィンドウが移動することによっ
て、コンテンツアドレスとデータとの一致するアドレス
を検出し、アドレスを外部の制御装置１６に返す。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】この発明はファイルアドレス
制御装置に関し、特にたとえば、パーソナルコンピュー
タ，ワードプロセッサ，携帯情報端末等のデジタル情報
処理装置におけるファイル検索やマイクロプロセッサシ
ステムの検索用のコプロセッサ（Ｃｏ−ｐｒｏｃｅｓｓ
ｏｒ）において用いられるファイルアドレス制御装置に
関する。

【０００２】

【従来の技術】文書データを検索するためには、従来か
ら、キーワード付きのデータベース検索方式が用いられ
ている。しかし、キーワード付きのデータベース検索方
式では、キーワード付けや文書の分類などの事前作業が
必要である。そのため、事前作業が不要なフルテキスト
型の検索方式すなわちコンテンツアドレス方式（内容情
報によるアドレス指定）が注目されている。コンテンツ
アドレス方式とは、文書情報をコードの型でデータベー
ス化しておき、情報が必要になった時点で、全データを
言葉で検索する方式である。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、コンテ
ンツアドレス方式では、データベース内のすべての文書
データを検索するので、処理時間がかかるという問題点
がある。近年、パーソナルコンピュータ，携帯情報端末
等のデジタル情報処理装置では、多様な性質のデータ種
別を扱うようになってきている。また、これらのデジタ
ル情報処理装置では、ファイル容量やデータベースの規
模も大きくなっている。そこで、ユーザインターフェイ
スのよいコンテンツアドレス方式を可能とし、しかも、
高速に情報検索できる検索方式が求められている。従来
では、ハードウェアによって、コンテンツアドレス方式
による高速な情報検索を実現しようとすると、ハードウ
ェア規模（ロジック回路）が大きくなってしまい、ほと
んど実用段階に至っていない。ソフトウェア処理による
検索方式では、特に検索処理に長時間を要する。

【０００４】それゆえに、この発明の主たる目的は、全
データまたはセグメント化されたデータを言葉で検索す
る方式であるコンテンツアドレス方式が用いられ、か
つ、高速に検索できるファイルアドレス制御装置を提供
することである。

【０００５】

【課題を解決するための手段】この発明は、データが格
納された記憶装置の外部に形成されて、記憶装置に接続
され、記憶装置において、データの検索を行うためのフ
ァイルアドレス制御装置であって、ウィンドウ記憶部を
含むファイルアドレス制御装置であり、ウィンドウ記憶
部は１個以上のウィンドウを含み、ウィンドウには、検
索するコンテンツアドレスが書き込まれ、記憶装置の全
領域または部分領域をウィンドウが移動することによっ
て、コンテンツアドレスとデータとの一致するアドレス
を検出する、ファイルアドレス制御装置である。

【０００６】この発明において、アドレスを外部の制御
装置に返してもよい。さらに、コンテンツアドレスの長
さに応じて、ウィンドウの長さを設定できるのが好まし
い。また、ウィンドウを並列または直列に連結し、組み
合わせることができるのが好ましい。さらに、ＲＯＭで
ある記憶装置に接続され、使用することができてもよい
し、ＲＡＭである記憶装置に接続され、使用することが
できてもよい。また、外部のメモリ内に形成されたウィ
ンドウ設定プログラムがウィンドウ記憶部を設定するの
が好ましい。さらに、アドレスを返す外部の制御装置は
中央処理装置であってもよい。また、このファイルアド
レス制御装置は、検索用のコプロセッサとして、並列に
接続されてもよい。

【０００７】

【作用】このファイルアドレス制御装置では、検索する
コンテンツアドレスが書き込まれたウィンドウが、記憶
装置の全領域または部分領域を移動することによって、
コンテンツアドレスとデータとの一致するアドレスを検
出し、アドレスを外部の制御装置に返す。そして、外部
の制御装置が、コンテンツアドレスと一致するデータを
出力する。

【０００８】

【発明の効果】この発明にかかるファイルアドレス制御
装置では、全データを言葉で検索する方式であるコンテ
ンツアドレス方式が用いられる。さらに、ウィンドウが
記憶装置の全領域または部分領域を移動することによっ
て、コンテンツアドレスとデータとの一致するアドレス
を高速に検出できる。そして、アドレスを外部の制御装
置に返し、外部の制御装置が、コンテンツアドレスと一
致するデータを出力することによって、高速にデータを
検索できる。また、コンテンツアドレスの長さに応じ
て、ウィンドウの長さを設定し、あるいは、ウィンドウ
を並列または直列に連結し、組み合わせることによっ
て、検索の自由度が極めて高くなる。

【０００９】この発明の上述の目的，その他の目的，特
徴および利点は、図面を参照して行う以下の発明の実施
の形態の詳細な説明から一層明らかとなろう。

【００１０】

【発明の実施の形態】図１はこの発明に係るファイルア
ドレス制御装置を用いたコンピュータを示すブロック図
である。コンピュータ１０は、ファイルアドレス制御装
置である検索プロセッサ１２を含む。検索プロセッサ１
２には、記憶装置であるファイルメモリ１４が接続され
る。このファイルメモリ１４はＲＡＭである。また、検
索プロセッサ１２には、制御装置である中央処理装置の
ＣＰＵ１６が接続される。さらに、検索プロセッサ１２
には、ＲＯＭ１８，ＲＡＭ２０が接続される。ファイル
メモリ１４の検索時（リード時）には、検索プロセッサ
１２とファイルメモリ１４とは、リードバス２１を介し
て接続される。ファイルメモリ１４の書込時には、検索
プロセッサ１２とファイルメモリ１４とは、アドレスバ
ス２２およびデータバス２４を介して接続される。検索
プロセッサ１２とＣＰＵ１６，ＲＯＭ１８，ＲＡＭ２０
とは、アドレスバス２２およびデータバス２４を介して
接続される。ファイルメモリ１４のサイズは自由に設定
可能であるが、たとえば８ＭＢ〜１６ＭＢである。検索
プロセッサ１２内には、図２に示すウィンドウ記憶部２
６が形成される。外部のメモリであるＲＯＭ１８には、
ウィンドウ記憶部２６を設定するウィンドウ設定プログ
ラム２８が形成される。

【００１１】図２はファイルメモリ１４とウィンドウ記
憶部２６との対応を示す概念図である。ウィンドウ記憶
部２６は、たとえばウィンドウＷ₀ ，Ｗ₁ ，Ｗ₂ ，
Ｗ₃ ，Ｗ₄ ，Ｗ₅ ，Ｗ₆ ，Ｗ₇ の８個のウィンドウを含
み、それぞれ、ＲＡＭ（可変記憶ファイル）である８本
のファイルメモリ１４に対応する。１本のファイルメモ
リ１４の容量は、１ＭＢ〜２ＭＢであり、上述の通り、
８本のファイルメモリ１４の総容量は、８ＭＢ〜１６Ｍ
Ｂである。１個のウィンドウ記憶部２６の容量は、８ビ
ット×３２ビット＝３２Ｂである。したがって、８個の
ウィンドウＷ_k よりなるウィンドウ記憶部２６の総容量
は、３２Ｂ×８＝２５６Ｂである。ウィンドウ記憶部２
６では、８個のウィンドウＷ_k によって、８ビット×８
＝６４ビットの同時読出しが行われる。１個のウィンド
ウＷ_k の容量は、３２Ｂであるから、英文字ならば、３
２文字のコンテンツアドレス（ファイル名）が可能であ
る。したがって、８個のウィンドウＷ_k よりなるウィン
ドウ記憶部２６では、英文字ならば、２５６文字のコン
テンツアドレス（ファイル名）が可能である。また、１
個のウィンドウＷ_k において、漢字ならば、１６文字の
コンテンツアドレス（ファイル名）が可能である。した
がって、８個のウィンドウＷ_k よりなるウィンドウ記憶
部２６では、漢字ならば、１２８文字のコンテンツアド
レス（ファイル名）が可能である。なお、この発明にお
いて、「ウィンドウＷ_k 」は、パソコンで普通に用いら
れるウィンドウとは異なるが、いわゆる窓（ウィンド
ウ）であることには変わりない。容量の大きな汎用レジ
スタのかたまりであって、数十〜数百ワードのレジスタ
容量を有し、ＣＰＵが命令を実行するある時点で命令か
ら参照可能なレジスタ群は、レジスタウィンドウと呼ば
れる。しかし、この発明における「ウィンドウＷ_k 」の
技術的意味は、これと異なっている。検索実行のある時
点で、検索プロセッサ１２の「ウィンドウＷ_k 」は、Ｃ
ＰＵ１６から参照可能であるが、この発明における「ウ
ィンドウＷ_k 」は、コンテンツアドレスからアドレスを
検出するために、ファイルメモリ１４上を移動するアド
レス検出のための機能的な手段として用いられる。ま
た、この発明において、「コンテンツアドレス」とは、
アドレスを直接与えるのではなく、記憶内容を探索情報
として与えることによって、それに等しい記憶情報（フ
ァイル）を有する記憶装置のアドレスを求めることがで
きる方式をいう。「コンテンツアドレス」を用いること
によって、データベース検索において、ユーザインター
フェイスが非常によくなる。

【００１２】図３はファイルメモリ１４とウィンドウ記
憶部２６とを組み合わせたウィンドウチェーン３０を示
す概念図である。すなわち、図３（Ａ）は１倍長（１Ｍ
Ｂ×８）のウィンドウチェーン３０を示す概念図であ
り、図３（Ｂ）は２倍長（２ＭＢ×４）のウィンドウチ
ェーン３０を示す概念図であり、図３（Ｃ）は４倍長
（４ＭＢ×２）のウィンドウチェーン３０を示す概念図
であり、図３（Ｄ）は８倍長（８ＭＢ×１）のウィンド
ウチェーン３０を示す概念図である。図３（Ａ）に示す
ウィンドウチェーン３０では、Ｗ₀ ，Ｗ₁ ，Ｗ₂ ，
Ｗ₃ ，Ｗ₄ ，Ｗ₅ ，Ｗ₆，Ｗ₇ の８個の３２Ｂのウィン
ドウ記憶部２６が、それぞれ、単独で１ＭＢずつのファ
イルメモリ１４に接続される。また、図３（Ｂ）に示す
ウィンドウチェーン３０では、Ｗ₀ ，Ｗ₁ 、Ｗ₂ ，
Ｗ₃ 、Ｗ₄ ，Ｗ₅ 、Ｗ₆ ，Ｗ₇ の２個ずつ４組の６４Ｂ
のウィンドウ記憶部２６が、それぞれ、２個ずつで２Ｍ
Ｂずつのファイルメモリ１４に接続される。図３（Ｃ）
に示すウィンドウチェーン３０では、Ｗ₀ ，Ｗ₁ ，
Ｗ₂ ，Ｗ₃ 、Ｗ₄ ，Ｗ₅ ，Ｗ₆ ，Ｗ₇ の４個ずつ２組の
１２８Ｂのウィンドウ記憶部２６が、それぞれ、４個ず
つで４ＭＢずつのファイルメモリ１４に接続される。ま
た、図３（Ｄ）に示すウィンドウチェーン３０では、Ｗ
₀ ，Ｗ₁ ，Ｗ₂ ，Ｗ₃ ，Ｗ₄ ，Ｗ₅ ，Ｗ₆ ，Ｗ₇ の８個
で１組の２５６Ｂのウィンドウ記憶部２６が、それぞ
れ、８個で８ＭＢのファイルメモリ１４に接続される。

【００１３】図４はウィンドウ記憶部２６のウィンドウ
Ｗ_k の構成を示すブロック図である。ウィンドウ記憶部
２６には、上述の通り、ウィンドウＷ₀ ，Ｗ₁ ，・・
・，Ｗ_k ，・・・，Ｗ₇ の計８個が含まれる。検索プロ
セッサ１２には、比較判定回路３２が形成され、ウィン
ドウＷ_k からは、８ビットのデータｐ₀ ，ｐ₁ ，ｐ₂ ，
・・・，ｐ_k ，・・・，ｐ₂₇，ｐ₂₈，ｐ₂₉，ｐ₃₀，ｐ₃₁
が比較判定回路３２に出力される。

【００１４】図５はファイルメモリバッファＦ_k の構成
を示すブロック図である。ファイルメモリバッファＦ_k
からは、８ビットのデータｑ₀ ，ｑ₁ ，ｑ₂ ，ｑ₃ ，ｑ
₄ ，・・・，ｑ_k ，・・・，ｑ₂₉，ｑ₃₀，ｑ₃₁が比較判
定回路３２に出力される。比較判定回路３２に出力され
たウィンドウＷ_k からのデータｐ₀ ，ｐ₁ ，ｐ₂ ，・・
・，ｐ_k ，・・・，ｐ₂₇，ｐ₂₈，ｐ₂₉，ｐ₃₀，ｐ₃₁およ
びファイルメモリバッファＦ_k からのデータｑ₀ ，
ｑ₁ ，ｑ₂ ，ｑ₃ ，ｑ₄ ，・・・，ｑ_k ，・・・，
ｑ₂₉，ｑ₃₀，ｑ₃₁は、図６に示すように、比較判定回路
３２において、ｐ₀ とｑ₀ ，ｐ₁ とｑ₁ ，ｐ₂ とｑ₂ ，
・・・，ｐ_k とｑ_k ，・・・，ｐ₃₀とｑ₃₀，ｐ₃₁とｑ₃₁
とが比較される。図６中の記号は排他的論理和を示す。
図７に示すように、比較結果は、ＡＮＤ回路３４に出力
され、比較結果がすべて一致する場合には、検索結果が
一致するものとして、一致検出信号Ｗ_k ′が出力され
る。なお、図４では、ウィンドウ記憶部２６にコンテン
ツアドレスを示す照合データが書き込まれているが、図
４に示す「シフト」は、各ウィンドウＷ_k のビットデー
タがシフトレジスタのように時間的に直列に出力される
ことをいう。また、図５では、ファイルメモリバッファ
Ｆ_k において、各ファイルメモリ１４のビットデータが
８ビット並列で次々と入力されるが、図５に示す「シフ
ト」は、各ファイルメモリ１４のビットデータが入力後
にシフトレジスタのように時間的に直列に出力されるこ
とをいう。さらに、図７に示す「シフト」は、比較判定
のロジックの出力データが次々入力されることをいう
が、８ビットの直列データが入力された後、一致検出さ
れて、一致検出信号Ｗ_k ′が出力される。

【００１５】図８はウィンドウ記憶部２６のウィンドウ
Ｗ_k の設定レコード形式を論理的な一般形で示す概念図
である。ウィンドウＷ_k の属性としては、以下の通りで
ある。フィールド数は可変で、フィールドサイズは可変
で、レコード長は最大２５６Ｂの可変である。フィール
ドバウンダリについては、長さは可変で、バウンダリコ
ードが書き込まれる。冗長部には、ＦＦコードが入れら
れる。照合データはコンテンツアドレスである。

【００１６】ウィンドウチェーン３０については、ウィ
ンドウＷ_k が８個あるので、ウィンドウチェーン３０の
数は非常に多数になるが、そのうちのモード１ないしモ
ード１０の計１０種の実用的な検索モードを例に挙げて
説明する。図９はモード１を示し、ファイル８分割で、
照合データが１倍長で個々のウィンドウで同一の場合を
示す図である。図９に示すモード１では、ウィンドウは
直列に配置される。図１０はモード２を示し、ファイル
４分割で、照合データが２倍長で個々のウィンドウで同
一の場合を示す図である。図１０に示すモード２では、
ウィンドウは直列に配置される。図１１はモード３を示
し、ファイル２分割で、照合データが４倍長で個々のウ
ィンドウで同一の場合を示す図である。図１１に示すモ
ード３では、ウィンドウは直列に配置される。図１２は
モード４を示し、ファイル１分割で、照合データが８倍
長の場合を示す図である。図１２に示すモード４では、
照合データは１つのコンテンツを設定するか、個々のウ
ィンドウで同一または異なっているか、２倍長で同一ま
たは異なっていてもよい。図１２に示すモード４では、
ウィンドウは直列に配置される。図１３は図１２のモー
ド４の一例を示す図であり、図１４は図１２のモード４
の他の例を示す図である。図１３に示す例では、Ａ，
Ｂ，Ｃ，Ｄで４つのウィンドウなので、同一の設定か異
なる設定かによって１６通りの場合がある。図１４に示
す例では、Ａ，Ｂで２つのウィンドウなので、同一の設
定か異なる設定かによって４通りの場合がある。図１５
はモード５を示し、ファイル１分割で、照合データが１
倍長で個々のウィンドウで異なってよい場合を示す図で
ある。図１５に示すモード５では、ウィンドウは並列に
配置される。図１６はモード６を示し、ファイル１分割
で、照合データが２倍長で個々のウィンドウで異なって
よい場合を示す図である。図１６に示すモード６では、
ウィンドウは並列に配置される。図１７はモード７を示
し、ファイル１分割で、照合データが４倍長で個々のウ
ィンドウで異なってよい場合を示す図である。図１７に
示すモード７では、ウィンドウは並列かつ直列に配置さ
れる。図１８はモード８を示し、ファイル４分割で、照
合データが１倍長で個々のウィンドウで異なってよい場
合で、２つのウィンドウが対になっている場合を示す図
である。図１８に示すモード８では、ウィンドウは並列
に配置される。図１９はモード９を示し、ファイル２分
割で、照合データが２倍長で個々のウィンドウで異なっ
てよい場合で、２つのウィンドウが対になっている場合
を示す図である。図１９に示すモード９では、ウィンド
ウは並列かつ直列に配置される。図２０はモード１０を
示し、ファイル２分割で、照合データが１倍長で個々の
ウィンドウで異なってよい場合で、４つのウィンドウが
対になっている場合を示す図である。図２０に示すモー
ド１０では、ウィンドウは並列に配置される。上述のウ
ィンドウチェーン３０のモード１ないしモード１０の計
１０種の実用的な検索モードのうち、４種はファイル１
分割で、３種はファイル２分割で、２種はファイル４分
割で、１種はファイル８分割である。

【００１７】ウィンドウチェーン３０について、モード
１ないしモード１０の計１０種の実用的な検索モードを
例に挙げて説明したが、モード１ないしモード１０の各
々のウィンドウチェーン３０の構成に対応するファイル
メモリバッファＦ_k について説明する。図２１は図９の
ウィンドウ構成に対応するモード１を示し、入力データ
が８個で個々のファイルメモリバッファがそれぞれ独立
の場合を示す図である。図２１に示すモード１では、フ
ァイルメモリバッファは直列に配置される。図２２は図
１０のウィンドウ構成に対応するモード２を示し、入力
データが４個で個々のファイルメモリバッファが２個ず
つ直列に接続される場合を示す図である。図２２に示す
モード２では、ファイルメモリバッファは直列に配置さ
れる。図２３は図１１のウィンドウ構成に対応するモー
ド３を示し、入力データが２個で個々のファイルメモリ
バッファが４個ずつ直列に接続される場合を示す図であ
る。図２３に示すモード３では、ファイルメモリバッフ
ァは直列に配置される。図２４は図１２のウィンドウ構
成に対応するモード４を示し、入力データが１個で個々
のファイルメモリバッファが直列に８個接続される場合
を示す図である。図２４に示すモード４では、ファイル
メモリバッファは直列に配置される。図２５は図１５の
ウィンドウ構成に対応するモード５を示し、入力データ
が１個で個々のファイルメモリバッファがそれぞれ独立
な場合を示す図である。図２５に示すモード５では、フ
ァイルメモリバッファは並列に配置される。図２６は図
１６のウィンドウ構成に対応するモード６を示し、入力
データが１個で個々のファイルメモリバッファが２個ず
つ直列に接続された場合を示す図である。図２６に示す
モード６では、ファイルメモリバッファは並列かつ直列
に配置される。図２７は図１７のウィンドウ構成に対応
するモード７を示し、入力データが１個で個々のファイ
ルメモリバッファが４個ずつ直列に接続された場合を示
す図である。図２７に示すモード７では、ファイルメモ
リバッファは並列かつ直列に配置される。図２８は図１
８のウィンドウ構成に対応するモード８を示し、入力デ
ータが４個で個々のファイルメモリバッファがそれぞれ
独立な場合を示す図である。図２８に示すモード８で
は、ファイルメモリバッファは並列に配置される。図２
９は図１９のウィンドウ構成に対応するモード９を示
し、入力データが２個で個々のファイルメモリバッファ
が２個ずつ直列に接続された場合を示す図である。図２
９に示すモード９では、ファイルメモリバッファは並列
かつ直列に配置される。図３０は図２０のウィンドウ構
成に対応するモード１０を示し、入力データが２個で個
々のファイルメモリバッファがそれぞれ独立な場合を示
す図である。上述のモード１ないしモード１０の各々の
ウィンドウチェーン３０の構成に対応するモード１ない
しモード１０のファイルメモリバッファのうち、４種は
１入力で、３種は２入力で、２種は４入力で、１種は８
入力である。

【００１８】図３１はファイルメモリ１４がＲＯＭ（固
定記憶ファイル）の場合のファイルメモリ１４とウィン
ドウ記憶部２６との対応を示す概略図である。ウィンド
ウ記憶部２６は、たとえばウィンドウＷ₀ ，Ｗ₁ ，
Ｗ₂ ，・・・，Ｗ_k ，・・・，Ｗ₇ の８個のウィンドウ
を含み、それぞれ、ＲＯＭ（固定記憶ファイル）である
８本のファイルメモリ１４に対応する。さらに、ウィン
ドウＷ₀ ，Ｗ₁ ，Ｗ₂ ，・・・，Ｗ_k ，・・・，Ｗ₇ の
８個のウィンドウは、それぞれ、ファイルメモリバッフ
ァＦ₀ ，Ｆ₁ ，Ｆ₂ ，・・・，Ｆ_k ，・・・，Ｆ₇ の８
個のファイルメモリバッファに対応する。図３１に示す
実施の形態の例は、図９および図２１に示すモード１の
応用例である。このように、ファイルメモリ１４がＲＯ
Ｍ（固定記憶ファイル）であっても、ＲＡＭ（可変記憶
ファイル）と同じように制御できる。ＲＯＭの場合の使
用例としては、辞書，フォントデータ等が挙げられる。
なお、ＲＯＭが用いられる場合、バースト転送モードの
ＲＯＭが用いられるのが好ましい。

【００１９】図３２は最大ウィンドウの構成を示す概念
図である。図３２に示す最大ウィンドウの構成とは、図
３（Ｄ）に示すように、Ｗ₀ ，Ｗ₁ ，Ｗ₂ ，Ｗ₃ ，
Ｗ₄ ，Ｗ₅ ，Ｗ₆ ，Ｗ₇ の３２ビットの８個のウィンド
ウがリンクされて、１組のウィンドウ記憶部２６が形成
される場合である。Ｗ₀ ，Ｗ₁ ，Ｗ₂ ，Ｗ₃ ，Ｗ₄ ，Ｗ
₅，Ｗ₆ ，Ｗ₇ の８個のウィンドウは、８ビットのデー
タｐ₀ ，ｐ₁ ，ｐ₂ ，ｐ₃，ｐ₄ ，・・・，ｐ_i ，・・
・，ｐ₂₅，ｐ₂₆，ｐ₂₇，ｐ₂₈，ｐ₂₉，ｐ₃₀，ｐ₃₁を有す
る。

【００２０】図３３は複数個のウィンドウを使用した照
合データであるコンテンツアドレスの設定例を示す概念
図である。このように、この発明では、言葉でファイル
情報を検索することができる。図３３の例では、図３
（Ｃ）に示すように、ウィンドウＷ₀ ，Ｗ₁ ，Ｗ₂ ，Ｗ
₃ の４個のウィンドウ記憶部２６が、ファイルメモリ１
４に接続される。フィールドバウンダリについては、長
さは可変であるが、ウィンドウＷ₀ には、ｐ₂₀の位置
に、バウンダリコードとして「１」が書き込まれる。ウ
ィンドウＷ₁ には、ｐ₁₃〜ｐ₀ に上限として、「ＰＭ２
時１５分」の言葉が書き込まれ、ｐ₂₀〜ｐ₁₄に冗長部と
して、ＦＦコードが入れられる。また、ウィンドウＷ₂
には、ｐ₁₉〜ｐ₀ に照合データであるコンテンツアドレ
スとして、「村山首相の今日の日程」の言葉が書き込ま
れ、ｐ₂₀に冗長部として、ＦＦコードが入れられる。さ
らに、ウィンドウＷ₃ には、ｐ₁₃〜ｐ₀ に下限として、
「ＰＭ６時３０分」の言葉が書き込まれ、ｐ₂₀〜ｐ₁₄に
冗長部として、ＦＦコードが入れられる。なお、言葉は
漢字なので、１文字当たり１６ビット必要である。そし
て、図３３に示す矢印Ａの方向に、ファイルメモリバッ
ファが移動する。

【００２１】図３４はファイルメモリアドレスカウンタ
Ｃ_k およびマッピングレジスタＲ_kを示す図である。フ
ァイルメモリアドレスカウンタＣ_k （ｋ＝０，１，２，
３，・・・，７）とは、ファイルメモリ１４内の一致ア
ドレスを検出するカウンタである。ファイルメモリアド
レスカウンタＣ_k は、２０〜２３ビットである。マッピ
ングレジスタＲ_k とは、コンテンツアドレスに記憶され
ているファイル内容のアドレスを、メモリの実際のアド
レスに変換し、ＣＰＵ１６に返すためのレジスタであ
る。マッピングレジスタＲ_k も、２０〜２３ビットであ
り、ファイルメモリアドレスカウンタＣ_k のビット数と
対応する。そして、図３４に示すように、ファイルメモ
リアドレスカウンタＣ_k の内容がマッピングレジスタＲ
_k に移される。 図３（Ａ）に示すウィンドウチェーン
３０のように、ウィンドウ８個からなるウィンドウ記憶
部２６が、それぞれ、単独で１ＭＢずつのファイルメモ
リ１４に接続される場合、（Ｒ_k ）＋Ｋ・Ｍ→（Ｒ_k ）
として、このアドレスがＣＰＵ１６に返される。ただ
し、Ｍ＝２²⁰＝１０４８５７６である。たとえば、（Ｒ
₀ ）は（Ｒ₀ ）のまま、（Ｒ₁ ）は（Ｒ₁ ）＋１・Ｍ→
（Ｒ₁ ）として、（Ｒ₂）は（Ｒ₂ ）＋２・Ｍ→
（Ｒ₂ ）として、（Ｒ₃ ）は（Ｒ₃ ）＋３・Ｍ→
（Ｒ₃）として、（Ｒ₄ ）は（Ｒ₄ ）＋４・Ｍ→
（Ｒ₄ ）として、（Ｒ₅ ）は（Ｒ₅ ）＋５・Ｍ→
（Ｒ₅ ）として、（Ｒ₆ ）は（Ｒ₆ ）＋６・Ｍ→
（Ｒ₆ ）として、（Ｒ₇ ）は（Ｒ₇ ）＋７・Ｍ→
（Ｒ₇ ）として、Ｒ_k の内容をＣＰＵ１６に移す。

【００２２】図３５は一致検出回路３６を示す概略図で
あり、図３５（Ａ）は物理的な意味での一致検出回路３
６を示し、図３５（Ｂ）は論理的な意味での一致検出回
路３６を示す。一致検出回路３６は、ファイル内容が記
憶されているアドレスの検出に使用される。図３５
（Ａ）に示す一致検出回路３６では、一致検出信号
Ｗ_k ′がアドレスデコーダ３８に入力される。すなわ
ち、一致検出信号Ｗ₀ ′，Ｗ₁ ′，Ｗ₂ ′，Ｗ₃ ′，Ｗ
₄ ′，Ｗ₅ ′，Ｗ₆ ′，Ｗ₇ ′がアドレスデコーダ３８
に入力される。これらの８個の一致検出信号による０，
１，２，３，４，・・・，ｉ，・・・，２５５の２５６
ビットのうち、ウィンドウが一致すれば、たとえばｉ
に”１”を立てる。図３５（Ｂ）に示す一致検出回路３
６では、２５６ビットを３２×８ビットで表現した構成
となっている。この一致検出回路３６では、先頭から第
ｉ番目に”１”が立てられる。また、この一致検出回路
３６では、５ビットの一致検出信号がアドレスデコーダ
３８に入力されることとなる。

【００２３】図３６は一致検出回路によるＫの生成回路
のハードウェア処理の方法を示す回路図である。上述の
通り、一致検出信号Ｗ₀ ′，Ｗ₁ ′，Ｗ₂ ′，Ｗ₃ ′，
Ｗ₄′，Ｗ₅ ′，Ｗ₆ ′，Ｗ₇ ′がアドレスデコーダ３
８に入力され、一致検出信号によって、ウィンドウが一
致すれば、”１”を立てる。たとえば１３２に”１”を
立てた場合、Ｋ＝０，Ｋ＝１，Ｋ＝２，Ｋ＝３，Ｋ＝
４，Ｋ＝５，Ｋ＝６，Ｋ＝７のうちＫ＝２，Ｋ＝７が選
択される。同様に、０に”１”を立てた場合、Ｋは選択
されない。１に”１”を立てた場合、Ｋ＝０が選択され
る。２に”１”を立てた場合、Ｋ＝１が選択される。３
に”１”を立てた場合、Ｋ＝０，Ｋ＝１が選択される。
４に”１”を立てた場合、Ｋ＝２が選択される。２５３
に”１”を立てた場合、Ｋ＝０，Ｋ＝２，Ｋ＝３，Ｋ＝
４，Ｋ＝５，Ｋ＝６，Ｋ＝７が選択される。２５４に”
１”を立てた場合、Ｋ＝１，Ｋ＝２，Ｋ＝３，Ｋ＝４，
Ｋ＝５，Ｋ＝６，Ｋ＝７が選択される。２５５に”１”
を立てた場合、Ｋ＝０，Ｋ＝１，Ｋ＝２，Ｋ＝３，Ｋ＝
４，Ｋ＝５，Ｋ＝６，Ｋ＝７が選択される。そして、選
択されたＫからアドレス定数Ｋ・Ｍが生成される。次
に、一致検出回路によるＫの生成回路のソフトウェア処
理の方法について述べる。図３５（Ｂ）に示す一致検出
回路３６のように、ＣＰＵ１６から見て、３２×８ビッ
トで表現した構成のＲＡＭと考えて、このＲＡＭの内容
を５ビットのアドレスである一致検出信号を出して、リ
ードする制御も可能である。論理的構成を利用して、Ｋ
がソフト的に生成され、Ｋ・Ｍが計算される。

【００２４】図３７は図９および図２１に対応するモー
ド１の場合のファイルメモリ１４のリード時およびライ
ト時を示す概略図であり、図３８は図３７に対応するモ
ード１の場合のファイルメモリアドレスカウンタＣ_k お
よびマッピングレジスタＲ_kを示す図である。ファイル
メモリ１４の総アドレススペースは８ＭＢ〜１６ＭＢで
あり、ファイルメモリ１４のセグメントサイズは１ＭＢ
〜２ＭＢである。図３８に示すように、ファイルメモリ
アドレスカウンタＣ_k の内容がマッピングレジスタＲ_k
に移される。ファイルメモリ１４の内容のリード（検
索）時のセグメンテーションは、Ｃ_k の上位３ビットを
ハード的に無視して、Ｃ_k の下位２０ビットで連続的に
カウントされる。このとき、同期式ＤＲＡＭ（Ｄｙｎａ
ｍｉｃ Ｒａｎｄｏｍ Ａｃｃｅｓｓ Ｍｅｍｏｒｙ）
が用いられる。同期式ＤＲＡＭとは、先頭番地を指定す
れば、連続的にデータを読み出すＤＲＡＭである。図３
５（Ａ）に示すｉがたとえば１３２であれば、一致検出
信号Ｗ_k について、（Ｗ₇ ′，Ｗ₆ ′，Ｗ₅ ′，
Ｗ₄ ′，Ｗ₃ ′，Ｗ₂ ′，Ｗ₁ ′，Ｗ₀ ′）＝（１，
０，０，０，０，１，０，０）となる。したがって、ウ
ィンドウＷ₇ およびウィンドウＷ₂ に一致検出があった
こととなる。（Ｒ_k ）＋Ｋ・Ｍ→（Ｒ_k ）として、この
アドレスがＣＰＵ１６に返されるので、（Ｒ₇ ）＋７・
Ｍ→（Ｒ₇ ），（Ｒ₂ ）＋２・Ｍ→（Ｒ₂ ）となり、
（Ｒ₇ ），（Ｒ₂ ）のアドレスがＣＰＵ１６に返され
る。そして、マッピングレジスタＲ_k の上位３ビットを
デコードして、ＣＥ（Ｃｈｉｐ Ｅｎａｂｌｅ）信号と
して、ＣＰＵ１６がアクセスできる連続アドレスとす
る。

【００２５】図３９は図１０および図２２に対応するモ
ード２の場合のファイルメモリ１４のリード時およびラ
イト時を示す概略図であり、図４０は図３９に対応する
モード２の場合のファイルメモリアドレスカウンタＣ_k
およびマッピングレジスタＲ_k を示す図である。ファイ
ルメモリ１４の総アドレススペースは８ＭＢ〜１６ＭＢ
であり、ファイルメモリ１４のセグメントサイズは２Ｍ
Ｂ〜４ＭＢである。図４０に示すように、ファイルメモ
リアドレスカウンタＣ_k の内容がマッピングレジスタＲ
_k に移される。ファイルメモリ１４の内容のリード（検
索）時のセグメンテーションは、Ｃ_k の上位２ビットを
ハード的に無視して、Ｃ_k の下位２１ビットで連続的に
カウントされる。このとき、同期式ＤＲＡＭが用いられ
る。図３５（Ａ）に示すｉがたとえば２０４であれば、
一致検出信号Ｗ_k について、（Ｗ₇ ′，Ｗ₆ ′，
Ｗ₅ ′，Ｗ₄ ′，Ｗ₃ ′，Ｗ₂ ′，Ｗ₁ ′，Ｗ₀ ′）＝
（１，１，０，０，１，１，０，０）となる。すなわ
ち、ウィンドウ（Ｗ₇ ，Ｗ₆）およびウィンドウ
（Ｗ₃ ，Ｗ₂ ）に一致検出があったこととなる。なお、
ｋ＝０，２，４，６でよい。（Ｒ_k ）＋Ｋ・Ｍ→
（Ｒ_k ）として、このアドレスがＣＰＵ１６に返される
ので、（Ｒ₆ ）＋６・Ｍ→（Ｒ₆ ），（Ｒ₂ ）＋２・Ｍ
→（Ｒ₂ ）となり、（Ｒ₆ ），（Ｒ₂ ）のアドレスがＣ
ＰＵ１６に返される。そして、マッピングレジスタＲ_k
の上位２ビットをデコードして、ＣＥ（Ｃｈｉｐ Ｅｎ
ａｂｌｅ）信号として、ＣＰＵ１６がアクセスできる連
続アドレスとする。なお、図４０に示す・印のビット
は、１ＭＢのセグメンテーションを連続アドレスにする
ためにも用いられる。

【００２６】図４１は図１１および図２３に対応するモ
ード３の場合のファイルメモリ１４のリード時およびラ
イト時を示す概略図であり、図４２は図４１に対応する
モード３の場合のファイルメモリアドレスカウンタＣ_k
およびマッピングレジスタＲ_k を示す図である。ファイ
ルメモリ１４の総アドレススペースは８ＭＢ〜１６ＭＢ
であり、ファイルメモリ１４のセグメントサイズは４Ｍ
Ｂ〜８ＭＢである。図４２に示すように、ファイルメモ
リアドレスカウンタＣ_k の内容がマッピングレジスタＲ
_k に移される。ファイルメモリ１４の内容のリード（検
索）時のセグメンテーションは、Ｃ_k の上位１ビットを
ハード的に無視して、Ｃ_k の下位２２ビットで連続的に
カウントされる。このとき、同期式ＤＲＡＭが用いられ
る。図３５（Ａ）に示すｉがたとえば２５５であれば、
一致検出信号Ｗ_k について、（Ｗ₇ ′，Ｗ₆ ′，
Ｗ₅ ′，Ｗ₄ ′，Ｗ₃ ′，Ｗ₂ ′，Ｗ₁ ′，Ｗ₀ ′）＝
（１，１，１，１，１，１，１，１）となる。すなわ
ち、ウィンドウ（Ｗ₇ ，Ｗ₆，Ｗ₅ ，Ｗ₄ ）およびウィ
ンドウ（Ｗ₃ ，Ｗ₂ ，Ｗ₁ ，Ｗ₀ ）に一致検出があった
こととなる。なお、ｋ＝０，４でよい。（Ｒ_k ）＋Ｋ・
Ｍ→（Ｒ_k ）として、このアドレスがＣＰＵ１６に返さ
れるので、（Ｒ₄ ）＋４・Ｍ→（Ｒ₄ ），（Ｒ₀ ）→
（Ｒ₀ ）となり、（Ｒ₄ ），（Ｒ₀ ）のアドレスがＣＰ
Ｕ１６に返される。そして、マッピングレジスタＲ_k の
上位１ビットをデコードして、ＣＥ（Ｃｈｉｐ Ｅｎａ
ｂｌｅ）信号として、ＣＰＵ１６がアクセスできる連続
アドレスとする。マッピングレジスタＲ_k の上位１ビッ
トについては、Ｒ₄ の２３ビット目は１であり、Ｒ₀ の
２３ビット目は０である。なお、図４２に示す・印のビ
ットは、１ＭＢのセグメンテーションを連続アドレスに
するためにも用いられる。

【００２７】図４３は図１２および図２４に対応するモ
ード４の場合のファイルメモリ１４のリード時およびラ
イト時を示す概略図であり、図４４は図４３に対応する
モード４の場合のファイルメモリアドレスカウンタＣ_k
およびマッピングレジスタＲ_k を示す図である。ファイ
ルメモリ１４の総アドレススペースは８ＭＢ〜１６ＭＢ
である。図４４に示すように、ファイルメモリアドレス
カウンタＣ_k の内容がマッピングレジスタＲ_k に移され
る。ファイルメモリ１４の内容のリード（検索）時のセ
グメンテーションは、２３ビットのＣ_k で連続的にカウ
ントされる。このとき、同期式ＤＲＡＭが用いられる。
図３５（Ａ）に示すｉがたとえば２５５であれば、一致
検出信号Ｗ_k について、（Ｗ₇ ′，Ｗ₆ ′，Ｗ₅ ′，Ｗ
₄ ′，Ｗ₃ ′，Ｗ₂ ′，Ｗ₁ ′，Ｗ₀ ′）＝（１，１，
１，１，１，１，１，１）となる。すなわち、ウィンド
ウ（Ｗ₇ ，Ｗ₆，Ｗ₅ ，Ｗ₄ ，Ｗ₃ ，Ｗ₂ ，Ｗ₁ ，
Ｗ₀ ）に一致検出があったこととなる。なお、ｋ＝０で
よい。（Ｒ_k ）＋Ｋ・Ｍ→（Ｒ_k ）として、このアドレ
スがＣＰＵ１６に返されるので、（Ｒ₀ ）→（Ｒ₀ ）と
なり、（Ｒ₀ ）のアドレスがＣＰＵ１６に返される。そ
して、マッピングレジスタＲ_k をＣＰＵ１６がアクセス
できる連続アドレスとする。なお、図４４に示す・印の
ビットは、１ＭＢのセグメンテーションを連続アドレス
にするためにも用いられる。

【００２８】図１５および図２５に対応するモード５の
場合について以下に説明する。図３５（Ａ）に示すｉが
たとえば８７であれば、一致検出信号Ｗ_k について、
（Ｗ₇′，Ｗ₆ ′，Ｗ₅ ′，Ｗ₄ ′，Ｗ₃ ′，Ｗ₂ ′，
Ｗ₁ ′，Ｗ₀ ′）＝（０，１，０，１，０，１，１，
１）となる。すなわち、ウィンドウＷ₆ ，Ｗ₄ ，Ｗ₂ ，
Ｗ₁ ，Ｗ₀ に一致検出があったこととなる。（Ｒ_k ）＋
Ｋ・Ｍ→（Ｒ_k ）として、このアドレスがＣＰＵ１６に
返されるので、（Ｒ₆ ）＋６・Ｍ→（Ｒ₆ ），（Ｒ₄ ）
＋４・Ｍ→（Ｒ₄ ），（Ｒ₂ ）＋２・Ｍ→（Ｒ₂ ），
（Ｒ₁ ）＋１・Ｍ→（Ｒ₁ ），（Ｒ₀ ）→（Ｒ₀ ）とな
り、（Ｒ₆ ），（Ｒ₄ ），（Ｒ₂ ），（Ｒ₁ ），
（Ｒ₀ ）のアドレスがＣＰＵ１６に返される。

【００２９】図１６および図２６に対応するモード６の
場合について以下に説明する。図３５（Ａ）に示すｉが
たとえば５１であれば、一致検出信号Ｗ_k について、
（Ｗ₇′，Ｗ₆ ′，Ｗ₅ ′，Ｗ₄ ′，Ｗ₃ ′，Ｗ₂ ′，
Ｗ₁ ′，Ｗ₀ ′）＝（０，０，１，１，０，０，１，
１）となる。すなわち、ウィンドウ（Ｗ₅ ，Ｗ₄ ）およ
びウィンドウ（Ｗ₁ ，Ｗ₀ ）に一致検出があったことと
なる。なお、ｋ＝０，２，４，６でよい。（Ｒ_k ）＋Ｋ
・Ｍ→（Ｒ_k ）として、このアドレスがＣＰＵ１６に返
されるので、（Ｒ₄ ）＋４・Ｍ→（Ｒ₄ ），（Ｒ₀ ）→
（Ｒ₀ ）となり、（Ｒ₄ ），（Ｒ₀ ）のアドレスがＣＰ
Ｕ１６に返される。

【００３０】図１７および図２７に対応するモード７の
場合について以下に説明する。図３５（Ａ）に示すｉが
たとえば２４０であれば、一致検出信号Ｗ_k について、
（Ｗ₇ ′，Ｗ₆ ′，Ｗ₅ ′，Ｗ₄ ′，Ｗ₃ ′，Ｗ₂ ′，
Ｗ₁ ′，Ｗ₀ ′）＝（１，１，１，１，０，０，０，
０）となる。すなわち、ウィンドウ（Ｗ₇ ，Ｗ₆ ，
Ｗ₅，Ｗ₄ ）に一致検出があったこととなる。なお、ｋ
＝０，４でよい。（Ｒ_k ）＋Ｋ・Ｍ→（Ｒ_k ）として、
このアドレスがＣＰＵ１６に返されるので、（Ｒ₄ ）＋
４・Ｍ→（Ｒ₄ ）となり、（Ｒ₄ ）のアドレスがＣＰＵ
１６に返される。

【００３１】上述のように、アドレスが外部の制御装置
であるＣＰＵ１６に返される。そして、ＣＰＵ１６が、
コンテンツアドレスと一致するデータを出力する。

【００３２】この発明にかかるファイルアドレス制御装
置を用いれば、コンテンツアドレス方式で、かつ、高速
にデータを検索できる。すなわち、ウィンドウが記憶装
置の全領域または部分領域を移動することによって、コ
ンテンツアドレスとデータとの一致するアドレスを高速
に検出し、アドレスを外部の制御装置に返す。この発明
によれば、アドレスを検出するまでの時間は、クロック
周波数２０ＭＨｚの下でＭａｘで５０ｍｓｅｃ〜５００
ｍｓｅｃである。さらに、非演算処理の可能性もある
（たとえば、＞，＝，＜，≧，≦，≠，ａ＜ｘ＜ｂ）。
さらに、コンテンツアドレスの長さに応じて、ウィンド
ウの長さを設定することによって、検索の自由度が極め
て高くなる。また、ウィンドウを並列または直列に連結
し、組み合わせることによっても、検索の自由度が極め
て高くなる。ここで、図１に示す「割込」について説明
する。この「割込」は、内部割込と対比される外部割込
といわれるものであり、非同期的な割込である。外部割
込とは、コンピュータの命令実行における割込要因のう
ち、プロセッサの動作とは非同期的に外部から発生する
割込のことであり、入出力割込やタイマーの時間切れ割
込等が代表的なものである。この発明では、コンテンツ
アドレスによって記憶情報が書き込まれたアドレスを検
索プロセッサ１２が検出すると、そのアドレスをＣＰＵ
１６に返すが、図１に示す「割込」は、アドレスが決定
したときに、検索プロセッサ１２からＣＰＵ１６に対し
て発生する外部割込（非同期割込）である。また、この
「割込」は、ＣＰＵ１６から見ると、コンテンツアドレ
スからアドレスを決めるときに、ＣＰＵ１６が検索プロ
セッサ１２を起動する外部的な割込である。

【００３３】図４５はこの発明に係るファイルアドレス
制御装置を検索用のコプロセッサとして並列に接続した
コンピュータを示すブロック図である。コンピュータ１
０は、ファイルアドレス制御装置であるＬ個の検索プロ
セッサ１２を含む。各々の検索プロセッサ１２には、記
憶装置であるファイルメモリ１４が接続される。このフ
ァイルメモリ１４はＲＡＭである。また、検索プロセッ
サ１２には、制御装置であるＣＰＵ１６が接続される。
さらに、検索プロセッサ１２には、ＲＯＭ１８，ＲＡＭ
２０が接続される。ファイルメモリ１４の検索時（リー
ド時）には、検索プロセッサ１２とファイルメモリ１４
とは、１対１でリードバス２１を介して接続される。フ
ァイルメモリ１４の書込時には、検索プロセッサ１２と
ファイルメモリ１４とは、アドレスバス２２およびデー
タバス２４を介して接続される。検索プロセッサ１２と
ＣＰＵ１６，ＲＯＭ１８，ＲＡＭ２０とは、アドレスバ
ス２２およびデータバス２４を介して接続される。ファ
イルメモリ１４のサイズは自由に設定可能であるが、た
とえば８ＭＢである。そして、ファイルメモリ１４の検
索時には、検索プロセッサ１２と８ＭＢのファイルメモ
リ１４とは、１対１で接続され、ファイルメモリ１４の
書込時には、検索プロセッサ１２とＬ・８ＭＢ（Ｌ＝
１，２，３，・・・，８）のファイルメモリ１４とが接
続される。

【００３４】図４５に示すコンピュータでは、検索プロ
セッサ１２は、それぞれ、プロセッサアドレスを有して
いる。ＣＰＵ１６は、各検索プロセッサ１２のプロセッ
サアドレスを出して、検索プロセッサ１２を指定し、そ
れぞれの検索プロセッサ１２がコンテンツアドレスを決
定する。各検索プロセッサ１２のマッピングレジスタＲ
_k には、決定されたコンテンツアドレスが入っている。
ファイル内容（検索情報）を読出すときには、ＣＰＵ１
６から見ると、各ファイルメモリ１４は連続アドレスに
見えるように制御されるので、ＣＰＵ１６がマッピング
レジスタＲ_k に従って、ファイル内容を読み出す。ファ
イルメモリ１４は、ＲＯＭであってもよいし、ＲＡＭで
あってもよい。また、ファイルメモリ１４は、ＲＯＭお
よびＲＡＭの混成ファイルであってもよく、このよう
に、混成ファイルの場合にも応用できる。上述のよう
に、コプロセッサ（Ｃｏ−ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ）とし
て、複数個の検索プロセッサ１２の並列接続が可能であ
る。

【００３５】上記の実施の形態の例では、ＣＰＵ１６に
よる実行を行ったが、ＤＭＡ（Ｄｉｒｅｃｔ Ｍｅｍｏ
ｒｙ Ａｃｃｅｓｓ）転送によってもよい。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明に係るファイルアドレス制御装置を用
いたコンピュータを示すブロック図である。

【図２】ファイルメモリとウィンドウ記憶部との対応を
示す概念図である。

【図３】ファイルメモリとウィンドウ記憶部とを組み合
わせたウィンドウチェーンを示す概念図であり、（Ａ）
は１倍長（１ＭＢ×８）のウィンドウチェーンを示す概
念図であり、（Ｂ）は２倍長（２ＭＢ×４）のウィンド
ウチェーンを示す概念図であり、（Ｃ）は４倍長（４Ｍ
Ｂ×２）のウィンドウチェーンを示す概念図であり、
（Ｄ）は８倍長（８ＭＢ×１）のウィンドウチェーンを
示す概念図である。

【図４】ウィンドウ記憶部のウィンドウの構成を示すブ
ロック図である。

【図５】ファイルメモリバッファの構成を示すブロック
図である。

【図６】比較判定回路におけるデータの比較の状態を示
す論理図である。

【図７】ＡＮＤ回路を含む比較判定回路の一部を示す図
である。

【図８】ウィンドウ記憶部のウィンドウの設定レコード
形式を論理的な一般形で示す概念図である。

【図９】モード１を示し、ファイル８分割で、照合デー
タが１倍長で個々のウィンドウで同一の場合を示す図で
ある。

【図１０】モード２を示し、ファイル４分割で、照合デ
ータが２倍長で個々のウィンドウで同一の場合を示す図
である。

【図１１】モード３を示し、ファイル２分割で、照合デ
ータが４倍長で個々のウィンドウで同一の場合を示す図
である。

【図１２】モード４を示し、ファイル１分割で、照合デ
ータが８倍長の場合を示す図である。

【図１３】図１２のモード４の一例を示す図である。

【図１４】図１２のモード４の他の例を示す図である。

【図１５】モード５を示し、ファイル１分割で、照合デ
ータが１倍長で個々のウィンドウで異なってよい場合を
示す図である。

【図１６】モード６を示し、ファイル１分割で、照合デ
ータが２倍長で個々のウィンドウで異なってよい場合を
示す図である。

【図１７】モード７を示し、ファイル１分割で、照合デ
ータが４倍長で個々のウィンドウで異なってよい場合を
示す図である。

【図１８】モード８を示し、ファイル４分割で、照合デ
ータが１倍長で個々のウィンドウで異なってよい場合
で、２つのウィンドウが対になっている場合を示す図で
ある。

【図１９】モード９を示し、ファイル２分割で、照合デ
ータが２倍長で個々のウィンドウで異なってよい場合
で、２つのウィンドウが対になっている場合を示す図で
ある。

【図２０】モード１０を示し、ファイル２分割で、照合
データが１倍長で個々のウィンドウで異なってよい場合
で、４つのウィンドウが対になっている場合を示す図で
ある。

【図２１】図９のウィンドウ構成に対応するモード１を
示し、入力データが８個で個々のファイルメモリバッフ
ァがそれぞれ独立の場合を示す図である。

【図２２】図１０のウィンドウ構成に対応するモード２
を示し、入力データが４個で個々のファイルメモリバッ
ファが２個ずつ直列に接続される場合を示す図である。

【図２３】図１１のウィンドウ構成に対応するモード３
を示し、入力データが２個で個々のファイルメモリバッ
ファが４個ずつ直列に接続される場合を示す図である。

【図２４】図１２のウィンドウ構成に対応するモード４
を示し、入力データが１個で個々のファイルメモリバッ
ファが直列に８個接続される場合を示す図である。

【図２５】図１５のウィンドウ構成に対応するモード５
を示し、入力データが１個で個々のファイルメモリバッ
ファがそれぞれ独立な場合を示す図である。

【図２６】図１６のウィンドウ構成に対応するモード６
を示し、入力データが１個で個々のファイルメモリバッ
ファが２個ずつ直列に接続された場合を示す図である。

【図２７】図１７のウィンドウ構成に対応するモード７
を示し、入力データが１個で個々のファイルメモリバッ
ファが４個ずつ直列に接続された場合を示す図である。

【図２８】図１８のウィンドウ構成に対応するモード８
を示し、入力データが４個で個々のファイルメモリバッ
ファがそれぞれ独立な場合を示す図である。

【図２９】図１９のウィンドウ構成に対応するモード９
を示し、入力データが２個で個々のファイルメモリバッ
ファが２個ずつ直列に接続された場合を示す図である。

【図３０】図２０のウィンドウ構成に対応するモード１
０を示し、入力データが２個で個々のファイルメモリバ
ッファがそれぞれ独立な場合を示す図である。

【図３１】ファイルメモリがＲＯＭ（固定記憶ファイ
ル）の場合のファイルメモリとウィンドウ記憶部との対
応を示す概略図である。

【図３２】最大ウィンドウの構成を示す概念図である。

【図３３】複数個のウィンドウを使用した照合データの
設定例を示す概念図である。

【図３４】ファイルメモリアドレスカウンタＣ_k および
マッピングレジスタＲ_k を示す図である。

【図３５】一致検出回路を示す概略図であり、（Ａ）は
物理的な意味での一致検出回路を示し、（Ｂ）は論理的
な意味での一致検出回路を示す。

【図３６】一致検出回路によるＫの生成回路のハードウ
ェア処理の方法を示す回路図である。

【図３７】図９および図２１に対応するモード１の場合
のファイルメモリのリード時およびライト時を示す概略
図である。

【図３８】図３７に対応するモード１の場合のファイル
メモリアドレスカウンタＣ_k およびマッピングレジスタ
Ｒ_k を示す図である。

【図３９】図１０および図２２に対応するモード２の場
合のファイルメモリのリード時およびライト時を示す概
略図である。

【図４０】図３９に対応するモード２の場合のファイル
メモリアドレスカウンタＣ_k およびマッピングレジスタ
Ｒ_k を示す図である。

【図４１】図１１および図２３に対応するモード３の場
合のファイルメモリのリード時およびライト時を示す概
略図である。

【図４２】図４１に対応するモード３の場合のファイル
メモリアドレスカウンタＣ_k およびマッピングレジスタ
Ｒ_k を示す図である。

【図４３】図１２および図２４に対応するモード４の場
合のファイルメモリのリード時およびライト時を示す概
略図である。

【図４４】図４３に対応するモード４の場合のファイル
メモリアドレスカウンタＣ_k およびマッピングレジスタ
Ｒ_k を示す図である。

【図４５】この発明に係るファイルアドレス制御装置を
検索用のコプロセッサとして並列に接続したコンピュー
タを示すブロック図である。

【符号の説明】

１０ コンピュータ １２ 検索プロセッサ １４ ファイルメモリ １６ ＣＰＵ ２６ ウィンドウ記憶部

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 データが格納された記憶装置の外部に形
   成されて、前記記憶装置に接続され、前記記憶装置にお
   いて、前記データの検索を行うためのファイルアドレス
   制御装置であって、 ウィンドウ記憶部を含むファイルアドレス制御装置であ
   り、 前記ウィンドウ記憶部は１個以上のウィンドウを含み、 前記ウィンドウには、検索するコンテンツアドレスが書
   き込まれ、 前記記憶装置の全領域または部分領域を前記ウィンドウ
   が移動することによって、前記コンテンツアドレスと前
   記データとの一致するアドレスを検出する、ファイルア
   ドレス制御装置。
2. 【請求項２】 前記アドレスを外部の制御装置に返す、
   請求項１に記載のファイルアドレス制御装置。
3. 【請求項３】 前記コンテンツアドレスの長さに応じ
   て、前記ウィンドウの長さを設定できる、請求項１また
   は請求項２に記載のファイルアドレス制御装置。
4. 【請求項４】 前記ウィンドウを並列または直列に連結
   し、組み合わせることができる、請求項１または請求項
   ２に記載のファイルアドレス制御装置。
5. 【請求項５】 ＲＯＭである前記記憶装置に接続され、
   使用することができる、請求項１または請求項２に記載
   のファイルアドレス制御装置。
6. 【請求項６】 ＲＡＭである前記記憶装置に接続され、
   使用することができる、請求項１または請求項２に記載
   のファイルアドレス制御装置。
7. 【請求項７】 外部のメモリ内に形成されたウィンドウ
   設定プログラムがウィンドウ記憶部を設定する、請求項
   １または請求項２に記載のファイルアドレス制御装置。
8. 【請求項８】 前記アドレスを返す外部の制御装置は中
   央処理装置である、請求項２に記載のファイルアドレス
   制御装置。
9. 【請求項９】 検索用のコプロセッサとして、並列に接
   続された、請求項１または請求項２に記載のファイルア
   ドレス制御装置。