JPS6143338A - 連想技術を使用して稀薄なデータベースをサーチする方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 ［発明の技術分野］ この発明は、データーベースサーチに関するものであり
、特に運、想アレイプロセッサを使用する稀薄なデータ
ーベース用の連想技術に関するものである。

［発明の技術的背景］ 項目リストのような稀薄な密度のデーターベースに亙っ
てのサーチは多くのプログラムおよびアルゴリズムの可
成の部分を占めているアクティビティである。稀薄な密
度のリストの一例は従業員の名前の最初の８文字がファ
イルのためのインデックスとして使用される人物ファイ
ルである。そのような場合たった２ｏ００が使用されて
も２６ａの可能性がある。

稀薄な密度のリストのサーチに使用されている当業者に
よく知られている多数の技術がある。

サーチされるべきエントリーが単調な順序で配置されて
いる線形サーチが実効可能であり、捜索された値は連続
的に表の要素と比較され、それは一致するまであるいは
エントリーが捜索される値よりも小さいものから大きい
ものへ変化するまで続けられる。この方法は表が小さけ
れば満足すべきものであるが、大きくなるとＮ／２　（
Ｎ入力の表に対して）の平均サーチは急速に許容できな
くなる。全ての入力がディスク上にあるような非常に大
きな表ではこの方法は問題にならない。そのような大き
な表に対する２進サーチの使用も非常に多くのディスク
アクセスを必要とし、したがって非常にサーチが遅くな
るため同じように実用的ではない。

ハツシュコードもまた稀薄なリストのサーチに使用する
ことができる。その場合には捜索されるべき値はランダ
ム化されたアルゴリズムにさらされる。この演算の結果
は捜索された値が発見されるべき蓄積部（パケットとし
て知られている）の区域に対するアドレスとして使用さ
れる。一般にパケットは捜索した以外の他の項目を含ん
でおり、通常線形サーチであるさらに別のサーチがサー
チ過程を完成するために必要である。

ハツシュコード技術の効果は、パケットに平等に項目を
分配するときのランダムアルゴレズム、アクセスされる
べき項目の数に関して与えられたパケットの数、う、ン
ダム化された関数を計算するのに必要な時間、パケット
の大きざ、パケットがオーバーフローするとき取られる
作用に依存する。

与えられた値を見付は出すまでにかかる平均時間はラン
ダム化された関数（長ければ長いほど効果があると考え
られる）プラス・ディスクアクセス時間およびパケット
およびそのオーバーフローのための線形サーチ時間のあ
る比例配分された値を計算した時間である。オーバーフ
ローの処理は通常追加のディスクアクセスを必要とする
。

実験ではハツシュコードはある用途では非常に有効であ
るが、ランダム化アルゴリズムおよびオーバーフローに
依存し、それらは共に非常に特殊の用途であり、実験に
さらされなければならない。

したがって、ハツシュコードは一般的な目的に使用する
には適していない。

サーチツリー法はサーチが進められなければならない決
定ツリーの溝築に基づくものである。この最も簡単なも
のは第１図に記した形式の決定素子またはノードの使用
に基づく純粋の２進決定ツリーである。第１図を参照す
ると、値を蓄積するため場所２０．その値により識別さ
れたレコードに対するポインター２２、それより小さい
値を含むツリーの部分に対するポインター２４、それよ
り太きい値を含むツリーの部分に対するポインター２６
を有するノードが示されている。ツリーは析しいエント
リーを取り、実在する値が一致するか、或いは新しいノ
ードがツリーに付加されるまでツリーがトラバースされ
るようにそれらをすでにエントリーされた値と比較する
ことによって構築される。

エントリー１７０　、１２８　、６６、１９２　、１５
のシーケンスを有するツリーを構築するために必要な作
用は第２ａ図乃至第２ｅ図に示されている。新しい値が
入力される順序によってツリーは普通の順序の表よりは
サーチに対してずつと効果の劣るリンクされたリストに
されることができることが認められる。これは、値が一
致されなければならないだけではなく、リンクアドレス
が使用されてエントリーの順序のない到署によりディス
クアクセスの数を増加するからである。

この困難は一つ、の枝が他のものよりもルベル以上深く
なったならば、ツリーを平衡させることによって克服さ
れる。この構造はＡＶＬツリーとして知られている。エ
ントリーの以前のシーケンスを有するそのようなツリー
の溝築する作用は第３ａ図乃至第３ｅ図に示されている
。これは捜索されるべきノードの最大数は２分のＮ内に
あることを意味する。ここでＮはエントリーの数である
、欠点は表はＮ値プラス３Ｎのポインター（それぞれ大
きく、その値よりも大きい）を含み、ツリーの半分だけ
が最低のレベルにあることである。大きなツリーに対し
ては大部分のツリーはディスク上にあり、それ故多くの
ディスクアクセスが最低レベルで必要である。別の問題
は、ツリーの変化或いは付加はしばしばツリーの再平衡
を必要とすることである。それは多くのディスクアクセ
スを必要とする。この再平衡は、もしもツリーが全く安
定であるならば厄介なものであるだけのことであるが、
もしも変化がしばしばであれば重要な問題になる。

サーチツリー技術の拡張はＢツリーとして知られている
。それにおいてはツリーは多くの値を含むノードを有す
る。ノードＸにおける８値ｘ　（＋’）はそれがそのた
めのインデックスであるデーターファイルに対するポイ
ンターおよびそのインターバルに位置するツリーの残り
に対する各インターバルＸ（ｉ）乃至Ｘ（＋＋１＞に対
するポインターを有する。ｘ（０）（最小）からｘ（ｊ
）までのｘ（１）の値は単調に増加しなければならない
。

この形式のノードの説明は第４ａ図に示されており、第
４ｂ図に示された小さなりツリーは値の前のシーケンス
を使用する。新しいエントリーが作られ、それらが時間
と共に再平衡される必要があるので、ノードにおける値
の位置は記録する必要がある。この構造の利点はツリー
の最低レベルに　。

達するまでのバスにおいて蓄積の１／ｊだけが使用され
ることである。非常に大きいツリーでさえも、高速蓄積
において全ての、しかし最低のレベルを維持することが
可能になる。Ｎエントリーに対してＮ値プラス２Ｎより
若干少ないポインターがあるに過ぎない−から、ツリー
中で使用される蓄積の量は減少する。残りの問題は値よ
びノードの再順序付けおよび変化に対するツリーの再平
衡ならびに（シーケンシャルなプロセッサに対しては）
サーチ中通過される各ノードにおける値を通じての線形
サーチである。この後者の技術でさえも最低レベ、ルに
おけるエントリーに対するディスクアクセス時間により
不十分な効率となる。

［発明の概要］ この発明は、Ｂツリーの特性を改善するために連想サー
チ技術を使用して稀薄なデーターベースをサーチする方
法を提供するものである。特性はサーチ速度およびツリ
ーが更新されることの容易性の両者において改善される
。この発明の方法は、連想アレイプロセッサすなわちＡ
ＡＰとして知られている連想サーチ技術を行なうための
特定の構成を利用する。

この発明の目的は、サーチの速度が増加するように稀薄
なデーターベースをサーチする方法を提供することであ
る。

この発明の別の目的は、データーベースが容易に更新さ
れることができるように稀薄なデーターベースをサーチ
する方法を提供することである。

この発明のさらに別の目的は、サーチツリーのノードが
連想サーチ装置によって並列にサーチされる稀薄なデー
ターベースをサーチする方法を提供することである。

［発明の実施例］ この発明は、連想技術を使用して稀薄なデーターベース
をサーチする方法に関するものである。

その方法は連想プロセッサとして知られている特殊の形
式のプロセッサを使用して行われる。連想型プロセッサ
はこの発明で説明する連想サーチ技術を得るために必要
な特徴を提供するものである。

この発明の方法を実行するための連想プロセッサは、本
出願人の米国特許出願４０４，２４２号（１９８２年８
月２日出願）に記載されている。

連想プロセッサがこの発明の方法を実行するために必要
ないくつかの本質的な特徴がある。連想プロセッサは連
想？レイプロセッサすなわちＡＡＰとして普通に知ら、
れているアレイを形成していなければならない。その−
例は第５図に概略的に示されている。ＡＡＰ２８は、単
一のシーケンス制御命令３０が同時に多数のデータ素子
において同じ計算を行なわせるシーケンシャル処理の形
態を与える。ＡＡＰは分離した単一ビットプロセッサセ
ル３４の方形アレイ３２で形成されている。各ブＯセッ
サセル３４はそれ自身の計算論理装置（ＡＬＵ）、多数
の単一ビットレジスタのセット、および例えば６４にビ
ットのような多数の情報ビットを蓄積するデータメモリ
３６を備えている。各セルのための対応する単一ビット
レジスタはＡＡＰのためのレジスタを形成している。

アレイのセルは行および列に相互接続され、それ故、行
中のセルは多ピットデータ要素を処理することができ、
データは行間で垂直に伝送されることができる。データ
要素の境界を識別するための手段が設けられなければな
らず、これは最大桁ビットおよび最小桁ビットである行
中の特定ビットを識別することによって行われる。各行
におけるデータ要素の大きさはアレイに厘りて均一であ
る必要はない。特にアレイがデーターベース用に使用さ
れるときレコード中の異なったデータ要素の異なった範
囲の値、したがって大きざを必要とする。前述のように
アレイ中の全てのセルは同時に同じ命令に従う。しかし
ながら、行および列の両者のセルをディスエーブルにし
、或いはマスクして命令に従わないようにすることが可
能でなければならない。

データ要素が位置および大きざの両者に対して決定され
たとき、その特定のデータ要素内の各単一ビットプロセ
ッサセルと協同する単一ビットレジスダの全での内容は
それらの間で行われるべき演算、シフトまたはブーリア
ン命令を有してもよい。そのような命令の結果は演算ま
たは論理結果のみならずまた加算または減算のためのオ
ーバーフロー、一致のためのゼロ、大きなものと比較す
るためのプラス、小さなものと比較するためのマイナス
等の適当な状態指示を含んでいる。結果および適切な指
示の両者は後続する命令に対するマスクとして使用す、
るために利用できるようにされなければならない。

列の全てのセルと外部出力レジスタセルとの間の通信を
行なうために、各列に対して垂直バスがなければならな
い。垂直バスは一時に一つのセルだけが送信できるよう
に設定されなければならない。このセルの選択は上記の
マスク機構によって行°われなければならない。

メモリビットからデータを掴まえるためのアドレスはメ
モリアドレスレジスタにおいて発生される。データを出
力レジスタからアドレスレジスタ伝送することが出来な
ければならない。また値をアレイ中に負荷するために、
或いはサーチまたは比較に使用する値を保持するために
入力レジスタが必要である。この入力レジスタに蓄積さ
れた値は適当な列中の全ての行に同時に利用されるよう
にしなければならず、それ故全ての行で同時にサーチま
たは比較が行われ、或いは入力レジスタの内容が全ての
エネーブルにされた行に伝送される。

上記特徴を与える形態が第６図に示されている。

セルのアレイは２０２として示され、前に第５図で説明
したように各セルに対するメモリと関係する。

ある−セルとその近傍の他のセルとの間の接続は第７図
に示されている。列中のセル間の相互接続は３０２およ
び３０４として示され、一方行中のセル間の相互接続は
３２１乃至３２６として示されている。

行中のセル間の水平接続３２１乃至３２６の機能は前記
米国特許出願４０４．２４２号明細書中に詳細に記載さ
れている。各セルは垂直マスクに対する接続３１２およ
び水平マスクに対する接続３１４を有する。また、垂直
バス３１６がセルと出力レジスタ２１４問および入力レ
ジスタ２０６から列中のセルに垂直にデータを伝送する
ために設けられ、一方、データは水平バス３１８を使用
して行のセルと水平データ／状態レジスタ２０８との間
で水平に伝送される。

再び第６図を参照すると、垂直マスクレジスタ２０４が
示されており、それにおいてはレジスタの各ビット位置
はアレイの対応する列の各セルの垂直マスク接続３１２
に接続されている。垂直マスクレジスタ２０４は前述の
ように垂直マスク機能を行なうと共にさらに前記米国特
許出願４０４．２４２号明細書に記載されているような
方法でデータ要素の境界を識別するための手段を与える
。水平マスクレジスタ２１０は水平マスク機能を行なう
と共にアレイ２０２の対応する行の各セルのライン３１
４にそれぞれ接続された複数のピット位置を有する。前
述の計算命令が実行されたとき、各行のデータにおける
そのような命令の結果に関係する状態指示が得られ、伝
送され、蓄積されなければはならい。これは水平バス３
１８を使用して状態指示をそれらが蓄積されている水平
データレジスタ２０８の対応するピット位置へ伝送する
ことによって達成される。水平データレジスタ２０８は
それから接続２１２によって水平マスクとして利用され
る計算命令の状態指示を形成する水平マスクレジスタ２
１０に接続される。垂直バス３１６は垂直データ入力レ
ジスタ２０６の対応するピットを列の全てのセルに接続
し、また列の全てのセルを出力データレジスタ２１４の
対応するビットビットに接続する◎出力データレジスタ
２１４からのデータは接＠　２１８によってアドレスレ
ジスタ２１６に伝送されることができる。入力および出
力レジスタの殿能は一つの入力／出力レジスタとして結
合されることができる。

第６図および第７図に示して前述のように説明したＡＡ
Ｐの動作は簡単な例によってさらに明瞭に理解されるで
あろう。今、索引ファイルを有し、各記録または行はそ
のいずれか、或いは全部が特定の蓄積されたデータブロ
ックを識別するために使用されることができるデータＡ
、Ｂ、Ｃを含んでおり、またファイル中の索引された蓄
積されたデータブロックの位置のためのポインターを含
んでいるものとする。索引ファイルの提案されたフォー
マットが第８図に示されている。１６Ｘ１６のアレイが
使用されるとすると、アレイメモリの３頁は図示のフォ
ーマットの１６レコードを含む。

３８で示された頁１は１６レコードに対してそれぞれ１
６ビツトを有するデータ要素Ａを含み、各レコードに対
して１行があり、データ要素Ａにおける情報の１６ピツ
、トのそれぞれに対して１列がある。４０で示された頁
２は１６レコードのそれぞれに対するデータ要素Ｂおよ
びＣを含み、データ要素Ｂは１０ビツトよりなり、デー
タ要素Ｃは１６ビツトよりなる。４２で示された頁３は
１６レコードのそれぞれに対して１個の１６の蓄積され
たデータブロックのためのポインターを含む。

索引の１頁が頁２の一部として示されたデータ要素Ｂま
たはフィールドＢの値２５に対してサーチされるべきで
あり、頁中にただ１個のレコードしかその値を含まない
ものとする。サーチされるべき（フィールドＢ）値は特
定の順序を必要としないことに注意すべきである。第９
図および第１０図に関連して説明した事象のシーケンス
は次のとおりである。

１、頁２のアドレスがアドレスレジスタ２１６に負荷さ
れ、頁２に蓄積された１６レコードのフィールドＢおよ
びＣがレジスタ、例えば第９図に示すアレイ２０２の名
セルと協同する一組のレジスタの中のレジスタ１中に蓄
積するために捕捉される。

２、サーチされるべき値、すなわち２５がデータ入力レ
ジスタ２０６の上位桁１０ビツト中に負荷され、フィー
ルドＢに対応するアレイの上位桁１０ピツトをエネーブ
ルにするマスクが垂直マスクレジスタ２０４中に負荷さ
れる。

３、サーチが入力データ値２５に対してフィールドＢ中
の１６のデータ値に屋りて実行される。

値２５を含むこの例における行９はサーチされた値２５
と一致し、これは状態レジスタとも呼ばれている水平デ
ータレジスタ２０８中の対応するピット位置に生じる１
によって示される。

４、アドレスレジスタ２１６はポインターを含む頁３の
アドレスに変化し、頁３のポインターはレジスタ、例え
ば−組のレジスタ中のレジスタ２に捕捉され、蓄積され
る。

５、全て１を有するマスクがアレイの全ての列をエネー
ブルにするために垂直マスクレジスタ２０４中に負荷さ
れ、状態レジスタ２０８の内容は水平マスクレジスタ２
１０に伝送される。プロセスのこの段階における状態は
第１０図に示されている。

６、行９にある特定のポインターＰ９は水平マスクレジ
スタ２１０によってエネーブルにされ、垂直バス３１６
上を出力レジスタ２１４へ、そしてそこからアドレスレ
ジスタ２１６へ伝送される。このアドレスは索引中に発
見されたエントリー２５に対応する蓄積されたデータブ
ロックの最初の頁を捕捉するために使用される。

本発明者がレンジ・ツリー（ｒａｎｇｅ　ｔｒｅｅｓ　
）と呼ぶこの発明の方法はＢツリーの改良である。レン
ジ・ツリ・−は前述のようにＡＡＰの連想サーチの特徴
を有する効果がある。もしも、ノードによってカバーさ
れる値の範囲がＶａ乃至Ｖｊであるならば、第１１図に
示すようにｊの部分に分割される。部分の境界は図中に
エントリーされない値によって決定されるが、一般に範
囲■０乃至■ｊを決定するために必要な上位桁ビットだ
けを使用する。ツリーの最低レベルにおいてのみ、ノー
ド中の値は図のエントリーに対応する。

ノード中の部分間の各サブ・レンジはノード表中のその
境界Ｖ（ｉ）およびｙ（ｉ＋１）によって特定され、さ
らにレンジを細分する次に低いノードに対するポインタ
ーをそれに取付ける。ノード表のレイアウトは第１２図
に示されている。例えば部分ＦおよびＥの間のサブ・レ
ンジはそのサブ・レンジの上端および下端値であり、そ
れをポインターＰ５と協同させる。レンジを特定すのも
のはそれらが連想サーチにより並列にサーチされるため
に特定の順序は必要ないことに注意すべきである。

基本的サーチ技術は第１２図に、Ｈ乃至Ｇの範囲にある
値Ｈ＋をサーチした結果を含めて示されている。サーチ
値Ｈ＋の比較の結果はノード表レイアウトの各行につい
て示された状態指示の値によって指示される。実際に２
つの比較が各サブ・レンジに対して行われる。表の最初
の行について考えると、部分値ＥはＨ＋よりも大きく、
それ故左側では状態指示は十を示す。同様に部分値Ｆは
Ｈ＋よりも大きく、右側では状態指示は十を示す。

表の第４の行では、部分Ｉｆ！ｉＨはＨ＋よりも小さく
、それ故左側では状態指示は−を示す。一方、部分値■
もまたＨ＋よ、りも小さく、右側では状態指示に−が生
じる。所望の行は右手の状態が−を示し、したがってサ
ーチ値よりも低く、そして、左手の状ｇ’ｓ＋を示し、
したがってサーチ値よりも高い値を示すものである。状
態指示のこの組合わせは第３行乃至最後の行に認められ
、ポインターＰ７と関連している。この行においてはサ
ーチ値Ｈ＋は範囲の上限Ｇよりも低く、行の下限Ｈより
も高い。ポインターＰ７はそれから次に低いノード表を
サーチし、捕捉するために使用される。

もしも、境界ＶＯ乃至■ｊを特定するために使用された
大きさの最初の数ビットが特定のノードにおいて充分に
デコードされたならば、それらはその大きざからもつと
低いノードに落とされてもよく、下位桁ビットが付属さ
れる。一つのノードをサーチするためのシーケンスのス
テップを以下第１３図乃至第１５図を参照に説明する。

このシーケンスは単なる例示であって、所望の結果を生
じる唯一のシーケンスではない。

１、ノードの記録のフォーマットが第１３図に示されて
いる。サブ・レンジは４．０００の範囲（スコープ）を
与える１２ビツトで表現されている。しかしながら、こ
れは、ビットのいくつかはもつと高いレベルでデコード
されているかもじれず、さらにもつと低いレベルのノー
ドでデコードされるかもしれないから、全体のサーチの
範囲である必要はない。アレイは第１３図に示すような
３２Ｘ３２アレイの形態の構成であり、簡単にするため
にその８行だけしか示されていない。第１３図に示され
た記録はポインターを使用してメモリから捕捉され、Ａ
ＡＰのレジスタ中に負荷される。したがって、第１３図
に示された記録のフォーマットは例えばレジスタ９のよ
うな特定のレジスタ中に負荷される情報を示している。

２、マスクされたパターンはメモリ或いは別のレジスタ
から得られ、第１３図に示すように垂直マスクレジスタ
５０中に負荷される。サーチされるべき値は図示のよう
に入力レジスタ５２中に置かれる。

３．７レイの内容は入力レジスタの内容より大きいかに
ついて比較され、その結果、状態レジスタ５４には入力
レジスタ中の値より大きいか、等しい値を含む行に対し
ては１を有し、その他のものに対しては０を有する。

４、状態レジスタ５４の内容は水平マスクレジスタ５６
へ伝送される。水平マスクレジスタは１を含む行だけが
エネーブルにされるように傭能する。

垂直マスク５０のパターンおよび入力レジスタ５２にお
けるサーチ値は共に第１４図に示すように１２ビツトだ
け右へシフトされる。

５．７レイのエネーブルにされた行の内容はサーチ値よ
り低いことに対して比較され、その結果、状態レジスタ
５４はサーチ値より低い値を含んでいる行に対しては１
を含む。第１４図に示すように、これらの行の一つより
多くのものが存在してはならず、状態レジスタ中に１を
含む行はそのポインターかにンジの次に細かいサブ分割
を含む表の位置を識別するような行である。

６、状態レジスタ５４中のパターンは水平マスクレジス
タ５６に伝送され、８ピ、ットマスクは第１５図に示さ
れるようにポインターのフィールドを識別する下位桁の
８・ピットで垂直マスクレジスタ５０中へ負荷される。

７、垂直および水平マスク、すなわち第１５図に示され
たポインター６によって識別されたポインター値は図示
しない出力レジスタに伝送され、したがってアドレスレ
ジスタ５８に伝送され、そこにおいて次に低いノードに
対する表を捕捉するためのアドレスとして使用される。

上記のようなシーケンスはレンジ◆ツリーにおける一つ
のノードをサーチするために必要なステップを説明した
ものである。ノード表の記録のフォーマットは動作に対
して臨界的なものではない。

別の可能な方法は、もつと大きな境界の大きさを使用す
るために二つの頁を使用することである。　　“二つの
頁が使用される方法に対する可能なフォーマットは第１
６図に示されている。エントリーの数、サーチ値のスコ
ープおよびツリーの深さの間の関係の指示は第１７図に
示されている。

レンジ・ツリーと呼ばれるこの発明による方法を使用す
ることに、よって通常のＢツリーに比較して大きな効果
を生じる。サーチのノードは連想手段によって並列に実
行され、したがって、ずっと速い。これは全体のデータ
ーベースが主メモリ中に保持されている場合には特に！
！要である。レンジ・ツリー法はディスクアクセス時間
が支配する衝撃が少ない。レンジ・ツリー技術を使用す
るとサーチの実行にノード当り１０マイクロ秒以下しか
必要としない。

ファイルの変更および追加はレンジ・ツリー技術を使用
するとずつと容嘉に行なうことができる。

ノード中におけるエントリーが特定の順序である必要が
なく、またツリーが再平衡される必要もないから、変更
および追加は容易である。遇低レベルで常に生じるエン
トリーの抹消は！＆柊の連想サーチに応答しないブラン
クを残すだけでよい。もしも何等かのエントリーの追加
が最終頁にオーバーフローを生じるならば、次に高いノ
ード中の記録によってカバーされたレンジが何等かの予
め決定された規則にしたがって分割され、古いエントリ
ーはその下限を新し・い分割部の境界に上昇され、レン
ジの下部に対して新しい記録が生成される。

この新−しい記録はノード表の次の自由なスペースにあ
ることができる。古い最終頁中のエントリーは次に高い
ノード中の新しい記録の新しいレンジを使用して並列に
サーチされ、応答したエントリーは古い最終頁中にブラ
ンクを残して新しい最終頁に転送される。この動作もま
た１０マイクロ秒以下である。

【図面の簡単な説明】

第１図は、サーチ・ツリーに使用されるノードの構成を
概略的に示し、第２ａ図乃至第２ｅ図はエントリーのシ
ーケンスを使用してサーチ・ツリーがどのように発展す
るかを概略的に示し、第３ａ図乃至第３ｅ図はエントリ
ーのシーケンスを使用してＡＶＬツリーがどのように構
成されるかを概略的に示し、第４ａ図はＢ−ツリーのノ
ードの構成を概略的に示し、第４ｂ図は小形の８−ツリ
ーを概略的に示し、第５図は連想アレイプロセッサを概
略的に示し、第６図は連想アレイプロセッサブロック図
であり、第７図はアレイ中のセル接続を示し、第８図は
索引ファイルのためのレイアウトを示し、第９図はサー
チ内のある点における連想アレイプロセッサの状態を示
し、第１０図はサーチ内のある点における連想アレイプ
ロセッサの状態を示し、第１１図はレンジ・ツリー分割
を示す図であり、第１２図はノードのレイアウトを示す
図であり、第１３図、第１４図および第１５図はサーチ
内のある点における連想アレイプロセッサの状態を示し
、第１６図は２頁のノードテーブルの一例を示し、第１
７図は、エントリーの数、サーチの値の範囲およびツリ
ーの深さの関係を示す図である。 ２８・・・ＡＡＰ、３０・・・制御命令、３２．２０２
・・・方形アレイ、３４．３０１・・・ピットプロセッ
サセル、３６・・・メモリ、２０４・・・垂直マスクレ
ジスタ、２１０−・・水平マスクレジスタ。 ＦＩＧ、１１ ＦＩＧ、１２

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. （１）サーチされるべきデーターベースの一部を選択し
   、 前記データーベースの一部に含まれているレコードを同
   時にサーチし、 選択された値または選択された値が位置されるべきデー
   ターベースの他の部分に対するポインターを前記レコー
   ドにおいて識別することを特徴とする連想アレイプロセ
   ッサを使用して類似する値が蓄積される稀薄な占有状態
   のデーターベース中の選択された値を連想技術を使用し
   てサーチする方法。
2. （２）同時にサーチする過程において選択された値を前
   記レコード記録に含まれている１以上の値と比較する過
   程を有する特許請求の範囲第１項記載の方法。
3. （３）各レコード記録に蓄積されている１以上の値と選
   択された値を比較する過程は、選択された値を各サーチ
   されたレコード中に蓄積された最大および最小値と比較
   する過程を有する特許請求の範囲第２項記載の方法。
4. （４）選択された値を各レコードの最大および最小値と
   比較する過程は、 選択された値を全てのレコードの前記最大および最小値
   の一つと同時に比較し、 さらにサーチするために前記レコード記録の選択された
   ものを識別するために前記比較の結果を使用し、 選択された値を全ての選択されたレコードの前記最大お
   よび最小値の他のものと同時に比較することによって選
   択された値が識別され、或いはデーターベースの他の部
   分へのポインターが識別される特許請求の範囲第３項記
   載の方法。
5. （５）蓄積されるべき値の範囲をブロックに分割し、 各ブロックに対する１組の上および下境界値を各ブロッ
   クに対して識別し、 前記データーベースに蓄積された表中のレコードとして
   前記セットを蓄積し、 さらに前記ブロックのそれぞれに含まれている値の範囲
   をサブブロックに分割し、 前記各サブブロックの上および下境界値に対する値のセ
   ットを識別し、 各前のブロックのサブブロックの上および下境界値の前
   記セットを値を前記データーベース中に蓄積された次の
   表のセット中のレコードとして入力し、次の表は各前の
   ブロックのためのものであり、 前記次の表のアドレスを識別し、 前記次の表のアドレスを次に高い次の表中に含まれた対
   応するレコード中に入力させることを特徴とする連想ア
   レイプロセッサにおける値の範囲を蓄積するための稀薄
   な占有状態のデーターベースを組織化する方法。
6. （６）蓄積されるべき値に対して充分蓄積があるまで追
   加のサブブロックが次の表の追加のセットと共に生成さ
   れる特許請求の範囲第５項記載の方法。
7. （７）表中のレコードはランダムシーケンスで配置され
   ている特許請求の範囲第５項記載の方法。
8. （８）蓄積されるべき値の範囲をブロックに分割し、各
   ブロックに対する１組の上および下境界値を各ブロック
   に対して識別し、前記データーベースに蓄積された表中
   のレコード記録として前記セットを蓄積し、さらに前記
   ブロックのそれぞれに含まれている値の範囲をサブブロ
   ックに分割し、前記各サブブロックの上および下境界値
   に対する値のセットを識別し、各前のブロックのサブブ
   ロックの上および下境界値の前記セットを値を前記デー
   ターベース中に蓄積された次の表のセット中のレコード
   として入力し、次の表は各前のブロックのためのもので
   あり、前記次の表のアドレスを識別し、前記次の表のア
   ドレスを次に高い次の表中に含まれた対応するレコード
   中に入力させて連想アレイプロセッサにおける値の範囲
   を蓄積するために稀薄な占有状態のデーターベースを組
   織化したデーターベース中の選択された値サーチする方
   法であって、 表のレコード内に蓄積された上および下境界値値の全て
   と選択された値とを比較し、 選択された値より大きい上境界値および選択された値よ
   り小さい下境界値を有するレコードを識別し、 レコードと関連するアドレスを識別し、 予め識別されたブロックの細分割部を含む次の表をアド
   レスする過程を有することを特徴とする組織化されたデ
   ーターベース中の選択された値をサーチする方法。
9. （９）追加の値は選択された値として新しい値を使用す
   るサーチプロセスを実行し、新しい値を含まない最小の
   サブブロックを識別し、新しい値をそのサブブロックに
   蓄積することによってそれらの適切なサブブロックに蓄
   積される特許請求の範囲第８項記載の方法。（１０）新
   しい値が最小のサブブロック中で利用されるスペースに
   適応しないことを決定し、 古いサブブロックの値の範囲の部分に等しい新しい値の
   範囲を有する新しいサブブロックを生成し、 古いサブブロックの残りの値をそのままにして古いサブ
   ブロックから新しいサブブロックへ新しい値をシフトし
   、 それらの減少した範囲に応じるように次に高次の表のレ
   コード内における値の範囲を変化させ、サブブロックの
   ためのアドレスを含む新しい値の範囲に対する次に高次
   の表に新しいレコードを追加して、それによりスペース
   が新しい値対して利用できるようにされている特許請求
   の範囲第９項記載の方法。