JPS59133659A - アドレス格納制御方式 - Google Patents
アドレス格納制御方式Info
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- JPS59133659A JPS59133659A JP58006556A JP655683A JPS59133659A JP S59133659 A JPS59133659 A JP S59133659A JP 58006556 A JP58006556 A JP 58006556A JP 655683 A JP655683 A JP 655683A JP S59133659 A JPS59133659 A JP S59133659A
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- JP
- Japan
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- data
- search
- priority
- memory
- address
- Prior art date
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
- G06F16/90—Details of database functions independent of the retrieved data types
- G06F16/903—Querying
- G06F16/90335—Query processing
- G06F16/90344—Query processing by using string matching techniques
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Databases & Information Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Computational Linguistics (AREA)
- Data Mining & Analysis (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
技術分野
本発明は情報検索装置における被検索データの該当レコ
ードアドレス格納制御方式に関する。
ードアドレス格納制御方式に関する。
従来技術
従来ハードウェアを用いて情報検索を行う場合、検索テ
ークと一致のとれた被検索データのアドレスを格納する
方法として、アドレス格納専用メモリを用意し、該当の
とれたレコードアドレスを格納すると共に処理を一時的
に終了するか、もしくは順次新規該当レコードアドレス
を更新する方法がある。但し従来の検索手法では単一処
理内に抽出可能なレコード数は１件であり、複数件数を
リアルタイムに抽出する事は困難であり、可能ならしめ
るには大きなハードウェアを必要とした。
ークと一致のとれた被検索データのアドレスを格納する
方法として、アドレス格納専用メモリを用意し、該当の
とれたレコードアドレスを格納すると共に処理を一時的
に終了するか、もしくは順次新規該当レコードアドレス
を更新する方法がある。但し従来の検索手法では単一処
理内に抽出可能なレコード数は１件であり、複数件数を
リアルタイムに抽出する事は困難であり、可能ならしめ
るには大きなハードウェアを必要とした。
磁気ディスク等の外部記憶装置を（Ｉｆｉｉえた情報検
索装置では所望の情報を抽出する場合、外δ［ｉ記憶装
置内の多量な情報を一担中央処理装置買内の主メモリに
格納し、メモリ内で検索する方法がとられていた。又磁
気ディスクからの読み出し情報をリアルタイムに処理し
、所望の情報を抽出するには、１回のアクセスに対し１
件の情報しか得られず、多量の件数を必要とするアプリ
ケーションにおいては、その件数分だけ前記外部記憶装
置へのアクセスを必要とし、多く １１７間を要する欠
点があった。
索装置では所望の情報を抽出する場合、外δ［ｉ記憶装
置内の多量な情報を一担中央処理装置買内の主メモリに
格納し、メモリ内で検索する方法がとられていた。又磁
気ディスクからの読み出し情報をリアルタイムに処理し
、所望の情報を抽出するには、１回のアクセスに対し１
件の情報しか得られず、多量の件数を必要とするアプリ
ケーションにおいては、その件数分だけ前記外部記憶装
置へのアクセスを必要とし、多く １１７間を要する欠
点があった。
目的
本発明は」−述した従来の欠点を改良すると共に、単一
処理時間内に複数性の情報の抽出を可能とし、検索の結
果の該当レコードアドレスの格納方式を柔軟なかつ安価
で高速処理可能とする構成のアドレス格納制御方式を提
供することを目的とする。
処理時間内に複数性の情報の抽出を可能とし、検索の結
果の該当レコードアドレスの格納方式を柔軟なかつ安価
で高速処理可能とする構成のアドレス格納制御方式を提
供することを目的とする。
実施例
以下に本発明の一実施例を図面を参照して説明する。
第１図は本発明を実現した情報検索装置のブロックダイ
ヤグラムである。
ヤグラムである。
１は本情報検索装置の制御下にある外部記憶装置。２は
前述した外部記憶装置１のデータ及びクロックを制御及
び送受信用のインクフェイスＡ。
前述した外部記憶装置１のデータ及びクロックを制御及
び送受信用のインクフェイスＡ。
３は前述した外部記憶袋＠１のアドレス及び外部記憶装
置１からのリターン情報を送受信するインクフェイスＢ
、４は前述の１．２．３及び本発明の情報検索装置全体
の制御を司る制御部ＭＣＴ。
置１からのリターン情報を送受信するインクフェイスＢ
、４は前述の１．２．３及び本発明の情報検索装置全体
の制御を司る制御部ＭＣＴ。
５は後述する内部パスラインを切変え、前記制御部ＭＣ
Ｔ４の指示でデータの方向をも制御するスリーステート
ゲート。６は検索情報の検索手法を指示する情報を一時
記憶するメモリＪＭ。７は検索情報の初期値を格納する
メモリＱ１である。メモリＱ２ （８）、メモリＱ３
（９）はメモリＪＭ６、メモリＱｌ （７）の内容に
従って、外部記憶装置１より抽出された被検索データが
一時格納、もしくは一時格納された被検索データが第２
、第３の抽出データを検索する為の検索データ格納メモ
リとなるバッファメモリ兼用検索レジスタである。１０
は外部記憶装置１からインクフェイスＡ２を介して読み
出されるデータと、メモリＱ１（７）から読み出される
データとを比較する比較器ＣＭＩ。１１及び１２は上述
のＣＭｌ（１０）同様読み第しデータとメモリＱ２ （
８）又はメモリＱ３ （９）より読み出されるデータと
を比較する比較器ＣＭ２又は０Ｍ３゜１３はメモリＪＭ
、６、メモリＱｌ （７）、メモリＱ２ （８）、メモ
リＱ３ （９）のアドレス及び被検索データの長さを制
御するレングスカウンタ（Ｌ −Ｃ）。１４はＣＭＩ
（１０）、ＣＭ２ （１１）’、ＣＭ３ （１２）の
各比較器出力の論理制御を司りＬＣ１３の動作を制御し
、後述する該当レコードアドレス藷納メモリＡＤＭ１６
及び該当レコードステータス格納メモリＳＴＭ１７に所
定の制御情報を送出する検索論理回路制御部Ｉ ＲＣＴ
。１５はＭＣＴ４の出力情報に従い、被検索データの区
切りをカウントシ、各データの一連のまとまり（レコー
ド）ブθに該アドレスとして保持し、ＩＲＣＴ１４の指
示によりＡＤＭＩ ６へ送出するレコードアドレスカウ
ンタＲＡＤＣ０１６は前述した如く、ＲＡＤＣ１６の内
容を、ＩＲＣＴ１４の指示により一時的にレコードアド
レスを格納するメモリＡＤＭ０１７は被検索データの状
態（ｉ１１ｆ’当の有無や、以前に同一データが存在し
た事を表わす複数該当のイ１無情報！：４）を格納する
メモリＳＴＭ、１８は本発明の情報検索装置と」二位装
置等を接続する為のバスインクフェイスＢＩＦ。１９は
前述した外部記憶装置ｌからの生情報が行きかう高速パ
スラインＭＢＵＳ、２］まＭ’ＬＴ４の制御下で各メモ
リの状態及びカウンタ値やＢＩＦ１８への情報が行きか
う５ＢＵＳ。２１は本情報検索装置と」−位装置間の通
信手段ＬＢＵＳで、ＢＩＦ１８により任意な通信手段を
構築することが出来る。
Ｔ４の指示でデータの方向をも制御するスリーステート
ゲート。６は検索情報の検索手法を指示する情報を一時
記憶するメモリＪＭ。７は検索情報の初期値を格納する
メモリＱ１である。メモリＱ２ （８）、メモリＱ３
（９）はメモリＪＭ６、メモリＱｌ （７）の内容に
従って、外部記憶装置１より抽出された被検索データが
一時格納、もしくは一時格納された被検索データが第２
、第３の抽出データを検索する為の検索データ格納メモ
リとなるバッファメモリ兼用検索レジスタである。１０
は外部記憶装置１からインクフェイスＡ２を介して読み
出されるデータと、メモリＱ１（７）から読み出される
データとを比較する比較器ＣＭＩ。１１及び１２は上述
のＣＭｌ（１０）同様読み第しデータとメモリＱ２ （
８）又はメモリＱ３ （９）より読み出されるデータと
を比較する比較器ＣＭ２又は０Ｍ３゜１３はメモリＪＭ
、６、メモリＱｌ （７）、メモリＱ２ （８）、メモ
リＱ３ （９）のアドレス及び被検索データの長さを制
御するレングスカウンタ（Ｌ −Ｃ）。１４はＣＭＩ
（１０）、ＣＭ２ （１１）’、ＣＭ３ （１２）の
各比較器出力の論理制御を司りＬＣ１３の動作を制御し
、後述する該当レコードアドレス藷納メモリＡＤＭ１６
及び該当レコードステータス格納メモリＳＴＭ１７に所
定の制御情報を送出する検索論理回路制御部Ｉ ＲＣＴ
。１５はＭＣＴ４の出力情報に従い、被検索データの区
切りをカウントシ、各データの一連のまとまり（レコー
ド）ブθに該アドレスとして保持し、ＩＲＣＴ１４の指
示によりＡＤＭＩ ６へ送出するレコードアドレスカウ
ンタＲＡＤＣ０１６は前述した如く、ＲＡＤＣ１６の内
容を、ＩＲＣＴ１４の指示により一時的にレコードアド
レスを格納するメモリＡＤＭ０１７は被検索データの状
態（ｉ１１ｆ’当の有無や、以前に同一データが存在し
た事を表わす複数該当のイ１無情報！：４）を格納する
メモリＳＴＭ、１８は本発明の情報検索装置と」二位装
置等を接続する為のバスインクフェイスＢＩＦ。１９は
前述した外部記憶装置ｌからの生情報が行きかう高速パ
スラインＭＢＵＳ、２］まＭ’ＬＴ４の制御下で各メモ
リの状態及びカウンタ値やＢＩＦ１８への情報が行きか
う５ＢＵＳ。２１は本情報検索装置と」−位装置間の通
信手段ＬＢＵＳで、ＢＩＦ１８により任意な通信手段を
構築することが出来る。
次に本発明の好適な実施例である情報検索装置の動作原
理を図面を参照して詳述する。
理を図面を参照して詳述する。
第２図は本発明の動作フローチャートである。
第１図のＬＢＵＳ ２１を介し所定フォーマットで本情
報処理装置へインストラクション及び検索す、べき被検
索データの格納されている外部記憶装置ｌのアドレス又
は各ファイル単位のファイル名等が上位装置より送出さ
れ、送出された情報は制御部（ＭＣＴ）４にて解読され
、各検索レジスタ及びインクフェイスＢ３を介して外部
記憶装置１への制御等が実行され検索処理が開始となる
。検索レジスタＪ ’Ｍ 、 Ｑ １に所定の初期値が
設定されると（ステップ１００．ｌ’ｏ１）、外部記憶
装置１はデータの読み出しサイクルに入る（ステップ１
０２）。そして外部記憶装置１が検索をすトきアドレス
に到達する才で待ち時間となり、検索指示アドレスに到
達すると（ステップ１０３−Ｙ）、ＭＣＴ４Ｊ：１ＪＬ
ｃ１３及びＲＡＤｃ１５に検索開始指令が送出され（ス
テップｌ’０４）、外部記憶装置１の読み出し速度に同
期して、ＪＭ６の内容に従い、Ｑｌ （７）とインタフ
ェイスＡ２を介し、ＭＢＵＳ１９上に出力されている外
部記憶装置１の読み出しデータとの比較が実行される（
ステップ１０５）。この比較は１クロツクサイクルの前
後半を利用して、被検索データに対し上限値（又は下限
値）、下限値（又は上限値）の初期値である２値情報を
比較し、被検索データが初期設定した値の中に含まれる
か否かを判別する。次に“Ｑｌにて該当あり″と判断さ
れると、該データが第一・優先順位のデータか否か選択
される（ステップ１０６）。第−優先順位でない場合は
次に第二優先順位のデータか否か選択される（ステップ
１０７）。
報処理装置へインストラクション及び検索す、べき被検
索データの格納されている外部記憶装置ｌのアドレス又
は各ファイル単位のファイル名等が上位装置より送出さ
れ、送出された情報は制御部（ＭＣＴ）４にて解読され
、各検索レジスタ及びインクフェイスＢ３を介して外部
記憶装置１への制御等が実行され検索処理が開始となる
。検索レジスタＪ ’Ｍ 、 Ｑ １に所定の初期値が
設定されると（ステップ１００．ｌ’ｏ１）、外部記憶
装置１はデータの読み出しサイクルに入る（ステップ１
０２）。そして外部記憶装置１が検索をすトきアドレス
に到達する才で待ち時間となり、検索指示アドレスに到
達すると（ステップ１０３−Ｙ）、ＭＣＴ４Ｊ：１ＪＬ
ｃ１３及びＲＡＤｃ１５に検索開始指令が送出され（ス
テップｌ’０４）、外部記憶装置１の読み出し速度に同
期して、ＪＭ６の内容に従い、Ｑｌ （７）とインタフ
ェイスＡ２を介し、ＭＢＵＳ１９上に出力されている外
部記憶装置１の読み出しデータとの比較が実行される（
ステップ１０５）。この比較は１クロツクサイクルの前
後半を利用して、被検索データに対し上限値（又は下限
値）、下限値（又は上限値）の初期値である２値情報を
比較し、被検索データが初期設定した値の中に含まれる
か否かを判別する。次に“Ｑｌにて該当あり″と判断さ
れると、該データが第一・優先順位のデータか否か選択
される（ステップ１０６）。第−優先順位でない場合は
次に第二優先順位のデータか否か選択される（ステップ
１０７）。
第−優先順位として選択さ、れる条件は（１）検索指示
された範囲内で最初に該当があった場合。
された範囲内で最初に該当があった場合。
（２）Ｑ２ 、Ｑ３に格納されている該当データより、
より極限値に近い場合。
より極限値に近い場合。
第二優先順位として選択される条件は、（１）検索指示
された範囲内で、２回目に該当があった場合でかつ１回
目の該当データより極限値から遠いか、もしくは１回目
の該当データと等しい場合。
された範囲内で、２回目に該当があった場合でかつ１回
目の該当データより極限値から遠いか、もしくは１回目
の該当データと等しい場合。
（２）Ｑ２’、’Ｑ３に格納されている第一優先、第二
優先順位のデータに対し、既築−優先順位データより極
限値から遠く既第二優先順位デ・−夕より極限値に近い
場合（この場合類データは既第二優先順位データにかわ
り、第二優先順位データとなる）。
優先順位のデータに対し、既築−優先順位データより極
限値から遠く既第二優先順位デ・−夕より極限値に近い
場合（この場合類データは既第二優先順位データにかわ
り、第二優先順位データとなる）。
もし第一優先順位のデータと判断されると（ステップ１
０６−ｙ、） 、 Ｑ２ （８）及び。３（９）に格納
されているデータが同一内容であるか否かのフラッグ、
ＦＳＤＢを判断しくステップ１゜８）、もしＦＳＤＢ笑
１ならは（同一内容でなけれは）検索開始から最初の該
当データか、もしくはＱ２ （８）及びＱ３ （９）に
格納されているデータより優先度の高いデータが被検索
データとして入力されたことになる。このため、過去に
第一優先順位データと同一データの被検索データがあっ
たことを示すＦＤＢＬフラッグがセットされているかを
判断しくステップ１１３）、もしセットされていれはそ
れをリセットする（ステップ１１４）。その後ワーク領
域に格納されている被検索データを第一優先順位のデー
タとするため被検索データの記録されていたレコードア
ドレスカウンタの値をメモリＡＤＭにセットする（ステ
ップ１１１）と共に、Ｑ２ （８） 、 Ｑ、３ （
９）内の被検索データに格納されているワーク領域を検
索データ領域とし、Ｑ２ （８）、Ｑ３ （９）内の極
限値より遠いデータを削除し、該データ格納場所が新規
ワーク領域となる（ステップ１１２）。
０６−ｙ、） 、 Ｑ２ （８）及び。３（９）に格納
されているデータが同一内容であるか否かのフラッグ、
ＦＳＤＢを判断しくステップ１゜８）、もしＦＳＤＢ笑
１ならは（同一内容でなけれは）検索開始から最初の該
当データか、もしくはＱ２ （８）及びＱ３ （９）に
格納されているデータより優先度の高いデータが被検索
データとして入力されたことになる。このため、過去に
第一優先順位データと同一データの被検索データがあっ
たことを示すＦＤＢＬフラッグがセットされているかを
判断しくステップ１１３）、もしセットされていれはそ
れをリセットする（ステップ１１４）。その後ワーク領
域に格納されている被検索データを第一優先順位のデー
タとするため被検索データの記録されていたレコードア
ドレスカウンタの値をメモリＡＤＭにセットする（ステ
ップ１１１）と共に、Ｑ２ （８） 、 Ｑ、３ （
９）内の被検索データに格納されているワーク領域を検
索データ領域とし、Ｑ２ （８）、Ｑ３ （９）内の極
限値より遠いデータを削除し、該データ格納場所が新規
ワーク領域となる（ステップ１１２）。
又ＦＳＤＢ＝１ならＱ２ （８）、Ｑ３ （９）に格納
されている既該当データは等しく被検索データすなわち
該第−優先データが既該当データより極限値に近い為、
既該当データのうち一方を削除しなければならないが、
過去に既該当データと等しいデータが存在したことを示
すためＦＤＢＬフラッグをセラＩ・しくステ１ツブ１０
９）、その後層該当データが同一であることを宗すＦ
、ＳＤ ｐフラッグをリセットする（ステップ１１０）
。
されている既該当データは等しく被検索データすなわち
該第−優先データが既該当データより極限値に近い為、
既該当データのうち一方を削除しなければならないが、
過去に既該当データと等しいデータが存在したことを示
すためＦＤＢＬフラッグをセラＩ・しくステ１ツブ１０
９）、その後層該当データが同一であることを宗すＦ
、ＳＤ ｐフラッグをリセットする（ステップ１１０）
。
そして前述したＦＳＤＢ＝ １の時と同様レコードアド
レスカウンタのイ直をメモリＡＤＭにセットし時間的に
後ろの、既該当データ（検索指示範囲内アドレスの後方
に近い既該当データをざず。）、が削除され（ステップ
１１１） 、前述したＱ２もしくはＱ３の削除されたデ
ータ領域が次レコードの為のワーク領域として確保され
る（ステップ１１２）。
レスカウンタのイ直をメモリＡＤＭにセットし時間的に
後ろの、既該当データ（検索指示範囲内アドレスの後方
に近い既該当データをざず。）、が削除され（ステップ
１１１） 、前述したＱ２もしくはＱ３の削除されたデ
ータ領域が次レコードの為のワーク領域として確保され
る（ステップ１１２）。
次に第一優先順位でないと判断されると（ステップｌ”
Ｏ’６− Ｎ） 、前述した第二優先順位の条件を満足
しているか否かを判別しくステップ１０７）、第二優先
順位のデータと判断されると、該第二優先順位データが
既第〜イ■先順位データと等しいか判断しくステップ１
１５）、等しけれ４よ′Ｑ２ （８）、Ｑ３ （９）レ
ジスタに格納されているデータが等しい事を意味し、次
に該当データが第一１９先順位データとして上位に割込
んでき起ときに、前記ＦＤＢＬをセットする為のフラッ
グ、ＦＳＤＢ （Ｑ２ 、Ｑ３の既該当データが等しい
事を表わす。）をセットしくステップ１１６） ：
レコードアドレスカウンタの値をメモリＡＤＭにセ・ツ
トしくステップ１１４）、今まで第二優先順位のデータ
が格納されていた領域を新たにワーク領域とし、被検索
データの格納されていた領域を新たな第二優先順位のデ
ータの検索データとする（ステップ１１２）。
Ｏ’６− Ｎ） 、前述した第二優先順位の条件を満足
しているか否かを判別しくステップ１０７）、第二優先
順位のデータと判断されると、該第二優先順位データが
既第〜イ■先順位データと等しいか判断しくステップ１
１５）、等しけれ４よ′Ｑ２ （８）、Ｑ３ （９）レ
ジスタに格納されているデータが等しい事を意味し、次
に該当データが第一１９先順位データとして上位に割込
んでき起ときに、前記ＦＤＢＬをセットする為のフラッ
グ、ＦＳＤＢ （Ｑ２ 、Ｑ３の既該当データが等しい
事を表わす。）をセットしくステップ１１６） ：
レコードアドレスカウンタの値をメモリＡＤＭにセ・ツ
トしくステップ１１４）、今まで第二優先順位のデータ
が格納されていた領域を新たにワーク領域とし、被検索
データの格納されていた領域を新たな第二優先順位のデ
ータの検索データとする（ステップ１１２）。
又第二優先順位データが第一＋ｆｆ先順位データと異な
った場合 例えば不順ソート処理で、 第一優先順位データく第二優先順位データの時は、通常
の該当ありデータとして処理、され特別なフラッグのセ
ットやリセットを伴わない。、すなわちレコードアドレ
スをメモリＡＤＭにセットしくステップ１１１）、削除
されたデータ領域が新たなワーク領域として確保される
（ステップ１１２）。
った場合 例えば不順ソート処理で、 第一優先順位データく第二優先順位データの時は、通常
の該当ありデータとして処理、され特別なフラッグのセ
ットやリセットを伴わない。、すなわちレコードアドレ
スをメモリＡＤＭにセットしくステップ１１１）、削除
されたデータ領域が新たなワーク領域として確保される
（ステップ１１２）。
又ステップ１０７で第二優先順位でないと判断された場
合は、該データが第二優先順位データと茗しいか否かを
判断しくステップ１１７） もし塚しいならばＱ２ （
８）、Ｑ３ （９）に格納されている該当データと同じ
データが存在する事を示すＦＤＢＬフラッグをセットす
る（ステップ１１８）。その後「該当なし」として処理
される（ステップ１１９）。
合は、該データが第二優先順位データと茗しいか否かを
判断しくステップ１１７） もし塚しいならばＱ２ （
８）、Ｑ３ （９）に格納されている該当データと同じ
データが存在する事を示すＦＤＢＬフラッグをセットす
る（ステップ１１８）。その後「該当なし」として処理
される（ステップ１１９）。
次に第３図を用いて実際のデータの格納状態及び比較状
態を時間の流れにそって説明する。・第３図は任１者、
な数値情報を５０〜１２５まで手順ソートを実行した時
のデータの流れとＱｌ（７）。
態を時間の流れにそって説明する。・第３図は任１者、
な数値情報を５０〜１２５まで手順ソートを実行した時
のデータの流れとＱｌ（７）。
Ｑ２ （８）、Ｑ３ 、（９）のデータの格納状態及び
レコードアドレスの格納状態を表わす。図において時間
はＴＯ−Ｔｌ、Ｔ２．・・・Ｔｎと流れ、被検索データ
はディスク装置等の外部記憶装置からのリー ド出力、
各データの区別としてレコードＮ゛０、ＲＯ、Ｒ１、・
＝Ｒｎがある。Ｑｌ （７）にはソートする場合の極限
値、下限と上限か格納され第１図比較器７により被検索
データが所望の値の中に含まれているかをチェックする
。すなわちフローチャートのステップ１０５であり、Ｔ
ｏでは５０＜１２３＜１２５ゆえＲＯ＝１２３は「該当
あり町と判別され、Ｑ２ （８）のワーク領域（Ｗ）に
格納される。Ｔ１ではＱｌで５０＜９９く１２５であり
同様にＲ１＝９９は「該当あり」と判別されＱ２ （８
）で９９＜１’２３が成立するゆえ、Ｒ１＝９９が第一
優先順位データとなり、ＲＯ＝１２３は第二優先順位デ
ータとなる。又各該当レコードアドレスは第３図のレコ
ード−７ドレスの格納状態に示さ・れており上が第一優
先、下が第二優先順位を表わす。Ｔ２ではＱｌで５０＜
’、１０５＜１２５ゆえ「該当ありＪであるが、Ｑ２及
びＱ３では、９９＜１０５＜１２３が成立するゆえ、今
まＪ２Ｐｌ二優先順位であ）たＲ Ｏ＝ １２３が削除
される。レコードアドレスもＲ１とＲ２を格納する。Ｔ
３ではＱｌの条件は１２回様であるがＱ２．Ｑ３では９
９＝９９＜１０５となるＲ ２’ ＝１０５が削除され
、第一、第二優先順位データが等しい為ＦＳＤＢがセッ
トされる。Ｔ４てはＱｌの条件では満足されるが、Ｑ２
．Ｑ３ての条件９９＝９９＜１０２となりＲ４のデータ
は優先順位が低いためｒ該当なし刃と判別される。Ｔ５
てはＱｌはＩ′該当ありＪＩＱ？、Ｑ３では９１＜９９
＝９９が成立する為第一優先順位データとなりＲ３＝９
９が削除される。Ｒ，３＝ ９９とＲ１＝９９は等しい
為前述の如＜ ＦＳＤＢ＝ １で第一イ盆先順位データ
が存在したゆえ、ＦＤＢＬがセットされ、レジスフに格
納されたデータ以外に等しい・データの存在の有無を知
る事がてきる。Ｔ６てｔヨＱ１の条件は１１Ｉ！ｉ足す
るがＱ２ 、Ｑ３て９１＜Ｒ６≦９９はＲ６二１００ゆ
え成立しない為、「該当なし」となる。Ｔ７ではＱｌの
条件は満足、Ｑ２．Ｑ３ではＲ７（８５）＜９１＜９９
か成立するゆえ、第一優先順位データとなりＲ７＝８５
が第一で、Ｒ５＝ ９１が第二優先順位となり、Ｒ１＝
９９が削除される。よってＱ２ 、Ｑ３４こは（９９）
がなくなる為ＦＤＢＬはリセットする。
レコードアドレスの格納状態を表わす。図において時間
はＴＯ−Ｔｌ、Ｔ２．・・・Ｔｎと流れ、被検索データ
はディスク装置等の外部記憶装置からのリー ド出力、
各データの区別としてレコードＮ゛０、ＲＯ、Ｒ１、・
＝Ｒｎがある。Ｑｌ （７）にはソートする場合の極限
値、下限と上限か格納され第１図比較器７により被検索
データが所望の値の中に含まれているかをチェックする
。すなわちフローチャートのステップ１０５であり、Ｔ
ｏでは５０＜１２３＜１２５ゆえＲＯ＝１２３は「該当
あり町と判別され、Ｑ２ （８）のワーク領域（Ｗ）に
格納される。Ｔ１ではＱｌで５０＜９９く１２５であり
同様にＲ１＝９９は「該当あり」と判別されＱ２ （８
）で９９＜１’２３が成立するゆえ、Ｒ１＝９９が第一
優先順位データとなり、ＲＯ＝１２３は第二優先順位デ
ータとなる。又各該当レコードアドレスは第３図のレコ
ード−７ドレスの格納状態に示さ・れており上が第一優
先、下が第二優先順位を表わす。Ｔ２ではＱｌで５０＜
’、１０５＜１２５ゆえ「該当ありＪであるが、Ｑ２及
びＱ３では、９９＜１０５＜１２３が成立するゆえ、今
まＪ２Ｐｌ二優先順位であ）たＲ Ｏ＝ １２３が削除
される。レコードアドレスもＲ１とＲ２を格納する。Ｔ
３ではＱｌの条件は１２回様であるがＱ２．Ｑ３では９
９＝９９＜１０５となるＲ ２’ ＝１０５が削除され
、第一、第二優先順位データが等しい為ＦＳＤＢがセッ
トされる。Ｔ４てはＱｌの条件では満足されるが、Ｑ２
．Ｑ３ての条件９９＝９９＜１０２となりＲ４のデータ
は優先順位が低いためｒ該当なし刃と判別される。Ｔ５
てはＱｌはＩ′該当ありＪＩＱ？、Ｑ３では９１＜９９
＝９９が成立する為第一優先順位データとなりＲ３＝９
９が削除される。Ｒ，３＝ ９９とＲ１＝９９は等しい
為前述の如＜ ＦＳＤＢ＝ １で第一イ盆先順位データ
が存在したゆえ、ＦＤＢＬがセットされ、レジスフに格
納されたデータ以外に等しい・データの存在の有無を知
る事がてきる。Ｔ６てｔヨＱ１の条件は１１Ｉ！ｉ足す
るがＱ２ 、Ｑ３て９１＜Ｒ６≦９９はＲ６二１００ゆ
え成立しない為、「該当なし」となる。Ｔ７ではＱｌの
条件は満足、Ｑ２．Ｑ３ではＲ７（８５）＜９１＜９９
か成立するゆえ、第一優先順位データとなりＲ７＝８５
が第一で、Ｒ５＝ ９１が第二優先順位となり、Ｒ１＝
９９が削除される。よってＱ２ 、Ｑ３４こは（９９）
がなくなる為ＦＤＢＬはリセットする。
レコードアドレスは毎レコードメモリＡｐＭへ格納され
るが、「該当あり」と判断されると、レコードアドレス
の先頭に該当有無情報を付加してＡＤＭへ格納される。
るが、「該当あり」と判断されると、レコードアドレス
の先頭に該当有無情報を付加してＡＤＭへ格納される。
ＡＤＭはｎ段のスタック構造て、任意な時間（このレコ
ードの読み取りが終了するまでの任意な時間）にＭＣＴ
がＡＤＭのデータがチェックする事により前述した如く
１回のソート処理で複数性のレコード（被検索データ）
を抽出し、そのレコードのアドレスも知る事ができる。
ードの読み取りが終了するまでの任意な時間）にＭＣＴ
がＡＤＭのデータがチェックする事により前述した如く
１回のソート処理で複数性のレコード（被検索データ）
を抽出し、そのレコードのアドレスも知る事ができる。
物理的にＱ２．Ｑ３の大きさを外部記憶装置の大きさに
近づける事により、より多くのデータが１回で抽出可能
となる。すなわちディスク装置等にランダムに記憶（数
値的に大小関係を表わした場合の順不同を表わす。）さ
れた情報をディスクの１回サーチにより手順あるいは大
願にならびかえる事が可能となる。このレコードアドレ
スの構成を第４図に示す。また第５図に各レジスタと被
検索データとの関係を表わす。Ｉｌ。
近づける事により、より多くのデータが１回で抽出可能
となる。すなわちディスク装置等にランダムに記憶（数
値的に大小関係を表わした場合の順不同を表わす。）さ
れた情報をディスクの１回サーチにより手順あるいは大
願にならびかえる事が可能となる。このレコードアドレ
スの構成を第４図に示す。また第５図に各レジスタと被
検索データとの関係を表わす。Ｉｌ。
Ｉ２．・・・工５は各レコード（ＲＮ 、ＲＮ＋ １・
・・）内のアイテムを表わす。各アイテムは各々が検索
時のキ一対照となりうると共にＩＩ、Ｉ２．Ｉ３の如く
各アイテムの論理積検索及び１１＋１２＋工３の始論理
和検索が可能な一情報の単位であ・る。この様な検索は
Ｑ２、Ｑ３の大きさ番こより８与分割にて同一被検系デ
ータに対して複数個の比較検索データを対象として比較
することによって極めて容易な構成で高速な検索処理が
実現する。
・・）内のアイテムを表わす。各アイテムは各々が検索
時のキ一対照となりうると共にＩＩ、Ｉ２．Ｉ３の如く
各アイテムの論理積検索及び１１＋１２＋工３の始論理
和検索が可能な一情報の単位であ・る。この様な検索は
Ｑ２、Ｑ３の大きさ番こより８与分割にて同一被検系デ
ータに対して複数個の比較検索データを対象として比較
することによって極めて容易な構成で高速な検索処理が
実現する。
効果
以上述べた様に本発明のアドレス格納制御方式を用いる
ことにより単一処理時間内に複数性の情報の検索を実現
すると共に高速処理を可能とする情報検索が実現する。
ことにより単一処理時間内に複数性の情報の検索を実現
すると共に高速処理を可能とする情報検索が実現する。
第１図は木実施例のブロックダイヤグラム、。
第２図は動作フローチャート、
第３図は不順ソート実行時のデータの流れを示す図、
第４図はレコードアドレスの構成を示す図、第５図は被
検索データと各レジスタとの対応を示す図である。 図において、１・・・外部記憶装置、２・・・インタフ
ェイスＡ、３・・・インクフェイスＢ、４・・・制御部
、６・・・メモリＪＭ、７・・・メモリＱｌ、８・・・
メモリＱ２．９・・・メモリＱ３．１０・・・比較器Ｃ
ＭＩ、１１・・・比較器ＣＭ２．１２・・・比較器ＣＭ
３．１３・・・レンクスカウンク、１４・・・検索論理
回路制御部、１５・・・レコードアドレスカウンタ、１
６・・・メモリＡＤＭ、１７・・・メモリＳＴＭ、１８
・・・ハスインクフェイスである。 特許出願人 キャノン株式会社 ３９６
検索データと各レジスタとの対応を示す図である。 図において、１・・・外部記憶装置、２・・・インタフ
ェイスＡ、３・・・インクフェイスＢ、４・・・制御部
、６・・・メモリＪＭ、７・・・メモリＱｌ、８・・・
メモリＱ２．９・・・メモリＱ３．１０・・・比較器Ｃ
ＭＩ、１１・・・比較器ＣＭ２．１２・・・比較器ＣＭ
３．１３・・・レンクスカウンク、１４・・・検索論理
回路制御部、１５・・・レコードアドレスカウンタ、１
６・・・メモリＡＤＭ、１７・・・メモリＳＴＭ、１８
・・・ハスインクフェイスである。 特許出願人 キャノン株式会社 ３９６
Claims (1)
- 外部記憶装置を用いた情報処理装置において、前記外部
記憶装置よりの被検索データを格納する第１の格納部と
、少なくとも１件の検索データ及び検索該当データを格
納する第２の格納部と、前記第１の格納部と前記第２の
格納部の内容を比較する比較部と、該比較部へ比較条件
を指示する比較条件格納部と、前記第１の格納部の読み
出し速度に同期して前記被検索データのうち少なくとも
１件の前記第２の格納部の検索該当データのアドレスを
アドレス格納部に保持することを特徴とするアドレス格
納制御方式。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58006556A JPS59133659A (ja) | 1983-01-20 | 1983-01-20 | アドレス格納制御方式 |
| US07/186,731 US4937779A (en) | 1983-01-20 | 1988-04-22 | Information retrieving apparatus capable of rearranging information stored in memory |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58006556A JPS59133659A (ja) | 1983-01-20 | 1983-01-20 | アドレス格納制御方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS59133659A true JPS59133659A (ja) | 1984-08-01 |
| JPH0365571B2 JPH0365571B2 (ja) | 1991-10-14 |
Family
ID=11641600
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP58006556A Granted JPS59133659A (ja) | 1983-01-20 | 1983-01-20 | アドレス格納制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS59133659A (ja) |
Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5864549A (ja) * | 1981-10-13 | 1983-04-16 | Fujitsu Ltd | 選択回路 |
-
1983
- 1983-01-20 JP JP58006556A patent/JPS59133659A/ja active Granted
Patent Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5864549A (ja) * | 1981-10-13 | 1983-04-16 | Fujitsu Ltd | 選択回路 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH0365571B2 (ja) | 1991-10-14 |
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