JPH04149676A - Data retriever - Google Patents
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- JPH04149676A JPH04149676A JP2271127A JP27112790A JPH04149676A JP H04149676 A JPH04149676 A JP H04149676A JP 2271127 A JP2271127 A JP 2271127A JP 27112790 A JP27112790 A JP 27112790A JP H04149676 A JPH04149676 A JP H04149676A
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Landscapes
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Abstract
Description
【発明の詳細な説明】
産業上の利用分野
本発明１ｉ、メモリ内データベースへのデータの登緻
削除機能を持板 データに関するキーを用いてデータの
検索を行うデータ検索装置に関するものであも
従来の技術
データに関するキーを用いてデータの検索を行う従来の
データ検索装置について第６ＦｇＪ〜第８図を用いて説
明すも
第６図（ａ）は本発明のデータ検索装置が適用されるシ
ステムの一例を示す。第６図（ａ）では複数のＬＡＮを
接続するブリッジ６０内にデータ検索装置１が置かれて
いる。また第６図（ｂ）は同図（ａ）のデータ検索装置
ｌ内のメモリ１１の構成を示すものである。メモリ１１
には全ＬＡＮに接続されたノードのアドレスとそのノー
ドが接続されているＬ Ａ、 Ｎナンバー そして補助
情報が登録されている。ブリッジ６０は各ＬＡＮから受
信したパケットの送信先アドレスをメモリ１１内から検
索ｋ どのＬＡＮにルーティングすべきかを判断する。DETAILED DESCRIPTION OF THE INVENTION Industrial Field of Application Invention 1i: Elaboration of data into an in-memory database
6FgJ to 8 about the conventional data search device that searches for data using keys related to data. FIG. 6(a) shows an example of a system to which the data retrieval device of the present invention is applied. In FIG. 6(a), the data retrieval device 1 is placed in a bridge 60 that connects a plurality of LANs. Further, FIG. 6(b) shows the configuration of the memory 11 in the data retrieval device 1 shown in FIG. 6(a). memory 11
Registers the addresses of all nodes connected to the LAN, the LA and N numbers to which the nodes are connected, and auxiliary information. The bridge 60 searches the memory 11 for the destination address of the packet received from each LAN and determines to which LAN the packet should be routed.
例えばノード６５からノード６６宛に送信されたパケッ
トはＬＡＮ １を経由してノード６６と共にブリッジ６
０にも到達する力ｔ これを受信したブリッジ６０はメ
モリ１１から送信先ノードアドレスｎ２を検索し パケ
ットを受信したと同じＬ Ａ Ｎ １に接続されたノー
ドであることを知って他のＬＡＮにルーティングを行わ
なｌ、％しかしノード６５からノード６７宛に送信され
たパケットを受信したブリッジ６０はメモリ１１から送
信先ノードアドレスｎ３を検索Ｌ ＬＡＮ２に接続さ
れたノードであることを知りＬＡＮＩからＬＡＮ２への
ルーティングを行う。For example, a packet sent from node 65 to node 66 is transmitted via LAN 1 to node 66 and bridge 6.
The bridge 60 that received this searched for the destination node address n2 from the memory 11, learned that it was a node connected to the same LAN 1 that received the packet, and sent it to another LAN. However, upon receiving the packet sent from node 65 to node 67, the bridge 60 searches for the destination node address n3 from the memory 11. Knowing that the node is connected to LAN2, the bridge 60 sends the packet to LAN2 from LANI. Routing to.
第７図は従来のデータ検索装置の一構成例を示すブロッ
ク図である。図に示すようにデータ検索装置１（よ デ
ータを記憶するメモリ１１と、メモリ１１ヘデータの登
録を行うデータ登録処理部１２１、メモリ１１内のデー
タの削除を行うデータ削除処理部１２２、メモリ１］内
データの検索を行うデータ検索処理部１２３から成るデ
ータ人ロ力処理部１２より構成されも
ここでは第８図により、データに関するキーを用いてデ
ータの検索を行う従来のデータ検索装置について説明を
行う。図に示すようにここではアドレスＯから８を持つ
メモリに７つのデータを登録することを考える。そして
７つのデータにはそれぞれにキーか付けられており、こ
のキーをもとにそのデータを登録すべきアドレスを決定
ずムいま７つのデータに旬けられているキーは［ＩＮ。FIG. 7 is a block diagram showing an example of the configuration of a conventional data search device. As shown in the figure, a data retrieval device 1 (a memory 11 for storing data, a data registration processing section 121 for registering data in the memory 11, a data deletion processing section 122 for deleting data in the memory 11, a memory 1) A conventional data search device that searches for data using keys related to data will be explained with reference to FIG. 8. As shown in the figure, let's consider registering seven pieces of data in the memory with addresses O to 8.A key is attached to each of the seven pieces of data, and based on this key, the data can be registered. I haven't decided which address to register, so the key currently used for the seven data is [IN].
ＱｔｌＥ、 ＲＥＤ、 ＣＡＮ、 ＥＮＤ、 ＨＯＷ、
ＨＯＴ］とＬ 図にはこのキー集合をデータとみなし
てメモリ１１に格納する様子を示している。ここでは−
例として各データの格納アドレス（キー変換アドレスと
呼ぶ）を次のルールで決定するものとする。QtlE, RED, CAN, END, HOW,
HOT] and L The figure shows how this key set is regarded as data and stored in the memory 11. Here -
As an example, assume that the storage address of each data (referred to as a key conversion address) is determined according to the following rules.
ｈ、（キー）−（キーの第１アルフアベツトの順番）
ｍｏｄ ９ｈ １（キー）＝［ｈ＋（キー） ＋
２（ｉ−１）コ ｍｏｄ ９． ｉ＝２．３．、、
、、ここでｈｌ（キー）、 ｉ−１，２，３，、、は第
１キー変換アドレスである。h, (key) - (order of first alphabet of key)
mod 9h 1 (key) = [h+ (key) +
2(i-1) mod 9. i=2.3. ,,
,, where hl (key), i-1, 2, 3, , is the first key conversion address.
ここで各データのメモリ１１への登録は次のアルゴリズ
ムで行う。Here, each data is registered in the memory 11 using the following algorithm.
アルゴリズム
５ｔｅｐ１． ｉ ←ｌ
５ｔｅｐ２．各データに付けられているキーをもとに第
１キー変換アドレスを計算する。Algorithm 5 step 1. i ←l 5step2. A first key conversion address is calculated based on the key attached to each data.
５ｔｅｐ３．第１キー変換アドレスにまだデータが格納
されていなければ５ｔｅｐ５、へ
そうでなければ５ｔｅｐ４．へ
５ｔｅｐ４． ｉ ←ｉ ＋ １ として５ｔｅｐ
２． ヘ５ｔｅｐ５．第１キー変換アドレスにデータを
格納して登録完了。5step3. If no data is stored in the first key conversion address yet, go to step 5, otherwise go to step 4. 5 step 4. 5tep as i ←i + 1
2. F5 step5. Store the data in the first key conversion address and complete registration.
第８図では７つのキー集合［ＩＮ、 ＱＵＥ、 ＲＥＤ
、 ＣＡＮ。In Figure 8, there are seven key sets [IN, QUE, RED
, CAN.
ＥＮＤ、 ＨＯＷ、 ＨＯＴ］をデータとみなＬＣＡＮ
→ＩＮ→ＨＯＴ−４ＥＮＤ −ＲＥＤ→ＱｔｌＥ→ＨＯ
Ｗ の順番でメモリ１１に格納した例を示している。END, HOW, HOT] as data and LCAN
→IN→HOT-4END -RED→QtlE→HO
An example is shown in which data are stored in the memory 11 in the order of W.
同様にしてメモリ１１からのデータの検索は次のアルゴ
リズムで行う。Similarly, data is retrieved from the memory 11 using the following algorithm.
アルゴリズム
５ｔｅｐｌ、 ｉ ←１
Ｓｔｅｐ２．各データに付けられているキーをもとに第
１キー変換アドレスを計算すム
５ｔｅｐ３、第１キー変換アドレスのデータを検索し所
望のデータであれば検索完了。Algorithm 5tepl, i ←1 Step2. Calculate the first key conversion address based on the key attached to each data. Step 3: Search for the data at the first key conversion address, and if it is the desired data, the search is completed.
そうでなければ５ｔｅｐ４、へ
５ｔｅｐ４． ｉ ＋ ｉ ＋ １ として５ｔｅ
ｐ２． ヘ次にデータ（−キー） ＨＯＷの検索の例を
示す。Otherwise, go to 5step 4, to 5step 4. 5te as i + i + 1
p2. Next, an example of searching for data (-key) HOW is shown.
５ｔｅｐ１．アドレスｈｌ （ＨＯＷ）＝８のデータは
ＨＯＴでＨＯＷでな（℃
５ｔｅｐ２．アドレスｈ ２ （ＨＯＷ） −１のデー
タはＱＵＥでＨＯＷでな（兎
５ｔｅｐ３．アドレスｈａ （ＨＯＷ）＝３のデータは
ＣＡＮでＨＯＷでなしｔ
Ｓｔｅｐ４．アドレスｈ４（ＨＯＷ）＝５のデータはＥ
ＮＤでＩ」ＯＷでなしも
５ｔｅｐ５．アドレスｈ６（ＨＯＷ）＝７のデータはＨ
ＯＷで検索完了。5step1. The data at address hl (HOW) = 8 is HOT and HOW (℃ 5tep2. Address h 2 (HOW) -1 is QUE and HOW. Step 4. Data at address h4 (HOW) = 5 is E
ND with I” OW with None 5 step 5. The data at address h6 (HOW) = 7 is H
Search completed with OW.
発明が解決しようとする課題
データに関するキーを用いてデータの検索を行う従来の
データ検索装置についてその課題を第６は 第８図〜第
９図を用いて説明すも
従来のデータ検索装置では一度メモリに登録きれたデー
タの格納アドレスを変更することはできなＬ％ 従っ
て第８ス データ（＝キー） ＨＯＷの朽索の例に示す
ようにこのデータを検索するためには毎回ｍｌキー変換
アドレス〜第５キー変換アドレスまで順次検索を行わな
ければならな１，４ す九わち、第１キー変換アドレ
スで検索できないデータの検索には毎回多くの時間を費
やすことにな歴もし 登録データの検索頻度が既知の場
合であわば検索頻度の大きい順に より小さい番号のキ
ー変換アドレスに割り当てることによって従来の方法で
も最適な（平均検索時間が最小な）メモリ管理方法が実
現できる。しかしながら動的に登録データの検索頻度が
変化するようなシステな データの削除 登録が頻繁に
行われるようなシステムに利用される場合には従来のデ
ータ検索装置では検索時間よいう点において不利な状況
が発生ずる。The problem to be solved by the invention Regarding the conventional data retrieval device that searches for data using a key related to the data, the problem is explained using Figs. 8 to 9. L% It is not possible to change the storage address of data that has been registered in memory. Therefore, as shown in the example of the 8th stage data (= key) HOW search, in order to search for this data, the ml key conversion address must be used every time. You have to search sequentially up to the 5th key conversion address1, 4.In other words, you may end up spending a lot of time searching for data that cannot be searched using the 1st key conversion address. When the search frequency is known, an optimal memory management method (minimum average search time) can be achieved even with the conventional method by assigning key conversion addresses with smaller numbers in descending order of search frequency. However, when used in a system where the search frequency of registered data changes dynamically, or where data deletion or registration is frequently performed, conventional data search devices are at a disadvantage in terms of search time. occurs.
本発明はまずこの課題に着目し 目的のデータ検索完了
まごに要するキー変換アドレスの検索回数を減らすこと
が可能なメモリ管理方法を採用したデータ検索装置を提
供することを目的とすもまた 第６図に示したブリッジ
内データベースの検索装置として使用された場合、例え
ばあるときにはノード６５からノード６７へのパケット
が連続して送信される可能性があム （長いメツセージ
がいくつかのセグメントパケットとしてフロー制御され
ながらノード６５からノード６７へ送信される場合など
。）この場合にもノードアドレスｎ３か第１キー変換ア
ドレスで検索されなければ非常に不利な状況が発生すム
本発明は次にこの課題に着目Ｌ 最近に検数参照された
データはど次回にはより少ない検索回数で検索か完了す
るようにメモリ内データの配置アドレスを変更すること
が可能なデータ検索装置を提供することを目的とする。The present invention first focuses on this problem, and an object of the present invention is to provide a data retrieval device that employs a memory management method that can reduce the number of searches for a key conversion address required to complete a target data retrieval. When used as a search device for the database in the bridge shown in Figure 6, for example, there is a possibility that packets from node 65 to node 67 are sent in succession (a long message is sent as several segment packets). (For example, when the data is transmitted from the node 65 to the node 67 under flow control.) In this case as well, unless the node address n3 or the first key conversion address is searched, a very disadvantageous situation will occur. Focusing on the problem L The objective is to provide a data retrieval device that can change the location address of data in memory so that the data that has been recently referenced is retrieved with fewer times of retrieval the next time. shall be.
さらに従来のデータ検索装置ではメモリ内データの削除
を効率的に行う方法が提供できなｕＸｏ この様子を
第９図に示ｔ 第９図（ａ）はデータ削除前のメモリ１
１を示ｔｏ このときデータ（−キー）ＱＩＪＥを削
除することを考えも 同図（ｂ）は単にデータＱＵＥを
メモリ１１から削除しただけである。この場合アドレス
１のデータが空になるたぬ 以降データＨＯＩｉ’の検
索が行えなくなってしまう。同図（Ｃ）はキーＱＬＩＥ
の第３キー変換アドレス以降に格納されたデータを順次
１つ前の変換アドレスに格納場所の変更を行ったもので
あも この場合データＨＯＷの検索は行える力ｔ デー
タＣＡＮ、 ＥＮＤの検索が行えなくなることは明かで
あム 従来のデータ検索装置で上記問題を解決する唯一
の方法は 同図（ｄ）に示すように削除したデータの格
納アドレスにデータ削除を示す予約語を書き込むことで
ある。このことによりデータの削除が可能となるが削除
したデータのアドレスにも予約語（有意なデータではな
い）が書き込まれていることによりメモリ１１の利用効
率が低下する。また頻繁にデータの削除 登録を繰り返
した場合メモリ１１が全て予約語で埋まってしまうこと
も考えられる。Furthermore, conventional data retrieval devices cannot provide a method for efficiently deleting data in memory. This situation is shown in FIG. 9.
At this time, it was considered to delete the data (-key) QIJE, but in FIG. In this case, since the data at address 1 becomes empty, it is no longer possible to search for data HOIi'. The same figure (C) is the key QLIE
Even if the data stored after the 3rd key conversion address is sequentially changed to the previous conversion address, the data HOW can be searched, and the data CAN and END can be searched. The only way to solve the above problem with a conventional data retrieval device is to write a reserved word indicating data deletion to the storage address of the deleted data, as shown in FIG. 4(d). Although this makes it possible to delete data, the utilization efficiency of the memory 11 decreases because a reserved word (not significant data) is also written to the address of the deleted data. Furthermore, if data deletion and registration are repeated frequently, it is conceivable that the memory 11 will be completely filled with reserved words.
本発明はこの課題に着目し メモリの利用効率を低下さ
せることなく動的にデータの削除 登録によるデータベ
ースの再構成を可能とするデータ検索装置を提供するこ
とを目的とする。The present invention has focused on this problem and aims to provide a data retrieval device that can dynamically reconfigure a database through data deletion and registration without reducing memory usage efficiency.
まｆ＆ 従来のデータ検索装置では登録データがメモリ
ー杯になったとき、あるいは一定数以上になったときに
登録データの中で最近の検索が最も古いデータ（すなわ
板 今後も検索される可能性が少ないデータ）を削除し
て新しいデータを登録することができな（℃
本発明はこの課題に着目し メモリ内保持時間の最も長
いデータ（データの保持時間はそのデータが検索される
度にクリアされも 従って最近の検索か最も古いデータ
）を自動的に削除することが可能なデータ検索装置を提
供することを目的とする。With conventional data search devices, when the registered data reaches memory capacity or exceeds a certain number, the most recently searched data among the registered data becomes the oldest data (in other words, there is a possibility that it will be searched in the future). It is not possible to delete data (with a small amount of data) and register new data (°C). The object of the present invention is to provide a data retrieval device capable of automatically deleting the most recent searches or the oldest data.
課題を解決するための手段
本発明は上記課題を解決するために 従来のデータ検索
装置メモリ内に 記憶したデータの各アドレスに対応す
る第１の補助デー久 第２の補助データ領域を設け、さ
らにメモリ内データの格納アドレスを変更するデータ格
納アドレス変更処理部と、データ入出力処理部によるメ
モリのアクセス毎に内部カウンタをインクリメントする
カウンタ処理部を従来のデータ検索装置に付加上 これ
らが以下のように働くように構成する。Means for Solving the Problems In order to solve the above-mentioned problems, the present invention provides a first auxiliary data area and a second auxiliary data area corresponding to each address of data stored in the memory of a conventional data retrieval device. A data storage address change processing unit that changes the storage address of data in memory and a counter processing unit that increments an internal counter every time the data input/output processing unit accesses the memory are added to the conventional data search device.These are as follows. Configure it to work.
データ登録処理部がキー変換アドレスにデータを格納し
た場合、同時にそのアドレスに対応する第１の補助デー
タ領域に登録を示す予約語を書き込むという方法でデー
タベースを構築しいまデータ登録処理部方丈 第ｎのキ
ー変換アドレスに対応する第１の補助データにはじめて
前記予約語を検出し 第（ｎ＋ｉ）のキー変換アドレス
にはじめて空アドレスを検出した場合、前記データ登録
処理を行った後、第ｎのキー変換アドレスに対応する第
１の補助データの内容を前記予約語からカウンタ値】に
書き換えることにより、データ検索処理部がデータを検
索する服 およびデータ登録処理部が空アドレスを検索
する阪いま第ｐのキー変換アドレスの内容が所望のデー
タでなかったとき、そのアドレスに対応する前記第１の
補助データの内容を調べその値がｑであった場合、次回
（上 前記データ検索処理部および前記データ登録処理
部が第（ｐ’−、ｑ）のキー変換アドレスを検索するよ
うに構成すも
前記構成で、いまあるデータがデータ検索処理部により
第１のキー変換アドレス（１≠１）で検索されたとき、
次回にはそのデータが第１のキー変換アドレスで検索さ
れ 今回前記データの第１〜第（ｉ−１）のキー変換ア
ドレスで検索されていたデータが次回には自身の第２〜
第１のキー変換アドレスで検索されるように データ格
納アドレス変更処理部かメモリ内データの格納アドレス
を変更するように構成する。When the data registration processing section stores data in a key conversion address, the database is constructed by simultaneously writing a reserved word indicating registration into the first auxiliary data area corresponding to that address. If the reserved word is detected for the first time in the first auxiliary data corresponding to the key conversion address of By rewriting the content of the first auxiliary data corresponding to the converted address from the reserved word to the counter value, the data search processing section can search for data and the data registration processing section can search for an empty address. When the content of the key conversion address is not the desired data, the content of the first auxiliary data corresponding to that address is checked, and if the value is q, the data search processing unit and the data The registration processing section is configured to search for the (p'-, q)th key conversion address. With the above configuration, the data search processing section searches for the current data using the first key conversion address (1≠1). When it is done,
Next time, that data will be searched with the first key conversion address, and the data that was searched with the first to (i-1) key conversion addresses of the data this time will be searched with its second to (i-1)th key conversion address.
The data storage address change processing unit is configured to change the storage address of the data in the memory so that it is searched using the first key conversion address.
前記構成で、いま削除すべきデータが第１のキー変換ア
ドレスで検索されデータ削除処理部によって削除された
とき、前記データの第にのキー変換アドレスに対応する
第１の補助データにはじめて登録を示す予約語が書き込
まれていたとすると（ｉ＜ｋ）、今回前記データの第（
ｉ＋１）〜第にのキー変換アドレスで検索されていたデ
ータが次回には自身の第１〜第（ｋ−１）のキー変換ア
ドレスで検索されるように データ格納アドレス変更処
理部がメモリ内データの格納アドレスを変更するように
構成すも
前記構成で、データ登録処理部によるメモリへのデータ
の登板 データ検索処理部によるデータの検索が行われ
た際に１よ その登録および検索されたデータのアドレ
スに対応する前記第２の補助データの内容をカウンタ処
理部内の内部カウンタ値に書き換えることにより、メモ
リ内の登録データ数が一定値を越えた場合にはデータ削
除処理部が前記第２の補助データの値が最も小さいデー
タを自動的に削除するように構成すも
作用
本発明は上記の構成により以下のような作用を有すム
検索データに付けられているキーを用いてメモリ内デー
タの検索味 いま第ｐのキー変換アドレスの内容を検索
し検索内容が所望のデータでなかった場合には第ｐのキ
ー変換アドレスに対応する衝突カウンタの内容を調べ
衝突カウンタの値がｑであった場合、次回は第（ｐ＋ｑ
）のキー変換アドレスを検索することにより、第（ｐ＋
１）〜Ｍ （ｐ＋ｑ−１）のキー変換アドレスの無駄な
検索をする必要がなく、データ検索の高速化が可能とな
る。In the above configuration, when the data to be deleted now is searched for using the first key conversion address and deleted by the data deletion processing unit, the first auxiliary data corresponding to the first key conversion address of the data is registered for the first time. Assuming that the reserved word indicated by
The data storage address change processing unit changes the data stored in the memory so that the data that was searched using the i+1) to (k-1)th key conversion addresses will be searched next time using the own first to (k-1)th key conversion addresses. With the above configuration, when the data registration processing unit registers data in the memory, and when the data search processing unit searches for data, the storage address of 1 is changed. By rewriting the contents of the second auxiliary data corresponding to the address to an internal counter value in the counter processing unit, when the number of registered data in the memory exceeds a certain value, the data deletion processing unit The present invention is configured to automatically delete data with the smallest data value.The present invention has the following functions and uses the key attached to search data to delete data in memory. Search flavor Now search the contents of the p-th key conversion address, and if the search contents are not the desired data, check the contents of the collision counter corresponding to the p-th key conversion address.
If the value of the collision counter is q, the next time the collision counter will be the (p+q
) by searching the key conversion address of (p+
1) There is no need to wastefully search for key conversion addresses of ~M (p+q-1), and data searches can be speeded up.
また いま検索されたデータが次回には第１キ変換アド
レスで検索されるようく そして最近に検索されたデー
タほどより小さな番号のキー変換アドレスで検索される
ようにメモリ内データの格納アドレスを変更することに
より、連続して同じデータが検索される確率が高いよう
なシステベ最近に検索されたデータはど今後検索される
確率が高いようなシステムのデータ検索装置に使用され
た場合、データ検索の高速化を可能とする。Also, change the storage address of the data in memory so that the data currently searched will be searched with the first key conversion address next time, and the more recently searched data will be searched with the lower numbered key conversion address. By doing this, if the system has a high probability that the same data will be searched continuously, the data that was recently searched will be checked. Enables high speed.
また 削除したデータのアドレスに対応する衝突カウン
タの値をもとにメモリ内データの格納アドレスを変更す
ることにより、メモリの利用効率を低下させることなく
動的にデータの削除 登録によるデータベースの再構成
を可能とずムまｆ＆ 各データのメモリ内保持時間（前
回そどデータか検索されてからの経過時間）を記憶すシ
ことにより、最近の検索が最も古いデータを１虱的に削
除することが可能となも
実施例
本発明のデータ検索装置について、第１図〜１６図を用
いて説明すも
第１図は本発明によるデータ検索装置の一構〆例のブロ
ック図である。第７図に示す従来のデータ検索装置に比
べると、記憶した各データのアルレスに対応する衝突力
ウシ久 ＡＧＥカウンタＪいう補助データ領域がメモリ
１１内に設けられマおり、さらにメモリ１１内データの
格納アドレ２を変更するデータ格納アトし・ス変更処理
部１３さデータ人出力処理部によるメモリのアクセス毎
村内部カウンタをインクリメントするカウンタ処刊部１
４を付加した構成となっている。In addition, by changing the storage address of data in memory based on the value of the collision counter corresponding to the address of the deleted data, it is possible to dynamically delete data without reducing memory usage efficiency and reconfigure the database through registration. By memorizing the retention time of each data in memory (the elapsed time since the previous data search), it is possible to delete the oldest data in one row by the most recent search. Embodiment A data retrieval device according to the present invention will be described with reference to FIGS. 1 to 16. FIG. 1 is a block diagram of a complete example of the data retrieval device according to the present invention. Compared to the conventional data retrieval device shown in FIG. A data storage address change processing section 13 that changes the storage address 2; a counter processing section 1 that increments an internal counter every time the memory is accessed by the data output processing section;
4 has been added.
ここでは第２図に示すメモリへのデータ登録検索の第一
の実施例を用いで、本発明による衝深カウンタ１１２の
役割について説明する。Here, the role of the impact depth counter 112 according to the present invention will be explained using the first embodiment of data registration search in the memory shown in FIG.
図に示すようにここではアドレスＯから８を持つメモリ
１１に７つのデータを登録することを考えも メモリ１
１はデータを格納するデータ領域１１１と各データ格納
アドレスに対応する補助データを記憶する衡突カウンタ
領域１１２がら構成される。登録すべき７つのデータに
はそれぞれにキーが付けられており、このキーをもとに
そのブタを格納すべきアト１ノスを決定すも いま７つ
ノキーハＵＩＮ、 ＱＩＪＥ、 ＲＥＤ、 ＣＡＮ、
ＥＮＤ、 ＨＯＷ、 ＨＯＴ］とＬ 図にはこのキー集
合をデータとみなしてメモリ１１に格納する様子を示す
。つまりここでは登録データが各データのキーと一致す
る例を示している方丈 もちろんデータとキーは独立に
選び得るものである。第２図では一例として各データの
格納アドレス（キー変換アドレスと呼ぶ）を次のルール
で決定するものとする。As shown in the figure, here we are thinking of registering seven pieces of data in memory 11 with addresses O to 8.Memory 1
1 is composed of a data area 111 for storing data and an equity counter area 112 for storing auxiliary data corresponding to each data storage address. Each of the seven pieces of data to be registered has a key attached to it, and based on this key, the atonenos in which the pig should be stored is determined.
END, HOW, HOT] and L. The figure shows how this key set is regarded as data and stored in the memory 11. In other words, here is an example where the registered data matches the key of each data. Of course, the data and key can be selected independently. In FIG. 2, as an example, it is assumed that the storage address of each data (referred to as a key conversion address) is determined according to the following rule.
ｈ、（キー）−（キーの第１アルフアベツトの順番）
ｍｏｄ ９ｈ、＜キー）−・Ｅｈ＋（キー） ”、
２（ｉ−１）ｒ ｍｏｄ ９． ｉ＝２．３．
、、、。h, (key) - (order of first alphabet of key)
mod 9h, <key)-・Eh+(key)”,
2(i-1)r mod 9. i=2.3.
,,,.
ここでｌ−＋、（キー）、ニー１．２，３．、、は第１
キー変換アドレスである。Here l-+, (key), knee 1.2, 3. ,, is the first
This is a key conversion address.
一トに７層シ、たキー変換アドレスの決定法はあくまで
も一例であり、第１キー変換アドレスをどのように定義
しても以下の議論がそのまま適用されるものであム
いま、各データのメモリ１１への登録は次のアルゴリズ
ムで行う。The method for determining the key conversion address with seven layers at once is just an example, and the discussion below applies as is no matter how you define the first key conversion address. Registration into the memory 11 is performed using the following algorithm.
アルゴリズム
５ｔｅｐ１．第１キー変換アドレスにまだデータが格納
されていなければデータを格納し
衝突カウンタに予約語”Ｅ゛を豊き込んで登録完了。Algorithm 5 step 1. If data is not yet stored in the first key conversion address, the data is stored, the collision counter is enriched with the reserved word "E", and registration is completed.
そうでなければ５ｔｅｐ２゜へ
５ｔｅｐ２． ｊ←ｌ
５ｔｅｐ３． ％ １キー変換アドレスの衝突カウンタ
に 予約語′Ｅ“が書き詰まれていれば５ｔｅｐ４゜へ
そうでなければ５ｔｅｐ７．へ
５ｔｅｐ４． ｉ ＝ ｊ ＋１
Ｓｔｅｐ５．第１キー変換アドレスにまだデータが格納
されていなければ３ｔｅｐ９． Ｓそうでなければ５ｔ
ｅｐ６．へ
５ｔｅｐ６． ｉ ←ｉ ＋ １ として５ｔｅｐ
５． ヘ５ｔｅｐ７． ｊ ６−ｊモ（第１キー変換
アドレスの衝突カウンタ値）
Ｓｔｅｐ８．第１キー変換アドレスの衝突カウンタに
予約語゛Ｅ′が書き込まれていれば５ｔｅｐ４．へ
そうでなければ５ｔｅｐ７．へ
５ｔｅｐ９．第１キー変換アドレスにデータを路地衝突
カウンタに予約語°Ｅ′を書き込仁５ｔｅｐｌＯ，第Ｊ
キー変換アドレスの衝突カウンタに値（ｉ−ｊ）を書き
込んで登録完了。If not, go to 5tep2°.5tep2. j←l 5step3. % If the reserved word 'E'' is written in the collision counter of the 1st key conversion address, go to step 4゜ otherwise go to step 7. If not, 3tep9.S Otherwise, 5t
ep6. Go to 5 step 6. 5tep as i ←i + 1
5. F5 step7. j 6-j mo (collision counter value of first key conversion address) Step 8. Collision counter of first key conversion address
If the reserved word ``E'' is written, 5step 4. If not, 5 step 7. Go to step 59. Write the data to the first key conversion address and the reserved word °E' to the alley collision counter.
Write the value (i-j) to the collision counter of the key conversion address and complete the registration.
第２図（ａ）はデータ（この場合はキー）を上記方法に
より、ＣＡＮ→ＩＮ→ＨＯＴ−＋ＥＮＤの順番でメモリ
１１に登録した例を示していも 同図（ｂ）はこの状態
でさらにデータをＲＥＤ→ＱＵＥの順番で登録したとき
の様子、同図（ｃ）はさらに引き続いてデータＨＯＷを
登録したときの様子を示すものであム
次に衝突カウンタ１１２を用いたメモリ１１からのデー
タの検索は次のアルゴリズムで行う。Although FIG. 2(a) shows an example in which data (key in this case) is registered in the memory 11 in the order of CAN→IN→HOT-+END using the above method, FIG. 2(b) shows further data in this state. (c) shows the situation when data HOW is registered in the order of RED → QUE. Next, the data from memory 11 using collision counter 112 is The search is performed using the following algorithm.
アルゴリズム
５ｔｅｐ１． ｉ ＋ １
Ｓｔｅｐ２．第１キー変換アドレスのデータを検索し所
望のデータであれば検索完了。Algorithm 5 step 1. i + 1 Step 2. The data of the first key conversion address is searched, and if it is the desired data, the search is completed.
そうでなければ５ｔｅｐ３．へ
５ｔｅｐ３．第１キー変換アドレスの衝突カウンタζへ
予約語”Ｅ′が書き込まれていれば該当データは存在
しなｌ、％ 検索完了。If not, 5 step 3. Go to 5 step 3. If the reserved word "E'" is written to the collision counter ζ of the first key conversion address, the corresponding data does not exist, % Search complete.
そうでなければ５ｔｅｐ４．へ
５ｔｅｐ４． ｉ −ｉ ”、 （第１キー変換ア
ドレスの衝突カウンタ値）として５ｔｅｐ２、へ次にデ
ータＨＯＷの検索の例を示す。If not, 5 step 4. 5 step 4. i-i'', (collision counter value of first key conversion address), go to 5tep2 Next, an example of searching for data HOW will be shown.
５ｔｅｐ１．アドレスｈ１（ＨＯＷ）＝ ８のデータは
ＨＯＴでＨＯＷでない。5step1. The data at address h1 (HOW)=8 is HOT and not HOW.
５ｔｅｐ２．アドレス！１１ （Ｊ（ＯＶｖ’）の衝突
カウンタは１であるから
アドレスｈ２イ、Ｉ−フン（）（ＯＷ）＝１のデータを
調べるかＱＵＥでＨＯＷでなり
５ｔｅｐ３．アドレスｈ２（ｉ（ＯＷ）の衝突カウンタ
は３であるか状
アドレスｈ６＋・２◆１１ （ＨＯＷ）＝７のデータを
調べＨＯＷであるから検索完Ｔ。5 step 2. address! 11 (J(OVv')'s collision counter is 1, so check the data of address h2i, I-Fun()(OW)=1 or use QUE to HOW) 5tep3. Collision of address h2(i(OW)) The counter is 3. Check the data at address h6+・2◆11 (HOW)=7 and it is HOW, so the search is completed.
第８図に示した従来例の場合には第１、２、３．４、５
変換キーの全てを検索しなければならなかったのに対し
本発明による衝突カウンタ１１２を用いれば第１、２
、５変換キーの検索でデータＨＯＷの検索を完了するこ
とができも つまり明らかに無駄に終わる検索を回避し
データ検索の高速化を図ることができる。In the case of the conventional example shown in Fig. 8, the first, second, third, fourth, and fifth
Whereas it was necessary to search all of the conversion keys, if the collision counter 112 according to the present invention is used, the first and second conversion keys can be searched.
, 5, it is possible to complete the data HOW search by searching for the conversion key. In other words, it is possible to avoid searches that obviously end in waste, and to speed up the data search.
次に第３図に示すメモリからのデータ検索の第二の実施
例を用いて、本発明による衝突カウンタ１１２、データ
格納アドレス変更処理部Ｉ３の役割について説明する。Next, the roles of the collision counter 112 and the data storage address change processing section I3 according to the present invention will be explained using a second embodiment of data retrieval from the memory shown in FIG.
第３図（ａ）には第２図で示した方法により作成された
データベースを示す。いま第１キー変換アドレス（＋≠
１）でデータが検索されたとすると、次回にはそのデー
タか第１キー変換アドト・スで検索され 今回そのデー
タの第１〜第（ｉ−１）変換アドレスで検索さねていた
データが次回には自身の第２〜第１キー変換アドレスで
検索されるようにデータ格納アドレス変換処理部が各デ
ータの格納アドレス変更を行うことを考えも これは以
下のアルゴリズムにより実現される。FIG. 3(a) shows a database created by the method shown in FIG. Now the first key conversion address (+≠
If data is retrieved in step 1), next time that data will be retrieved using the first key conversion address, and the next time the data that was being searched using the first to (i-1) conversion addresses of that data will be searched next time. In this case, it is considered that the data storage address conversion processing section changes the storage address of each data so that it is searched by its own second and first key conversion addresses.This is realized by the following algorithm.
アルゴリズム
５ｔｅｐｌ 第１キー変換アドレスで所望データの検
索完了。データ格納アドレス変更の
ため５ｔｅｐ２．へ
５ｔｅｐ２． （バッファ）・−（第１キー変換アドレ
スのデータ）
Ｓｔｅｐ３． （第１キー変換アドレスのデータ）・−
（第１キー変換アドレスのデータ）Ｓｔｅｐ４． ｊ
＝ １
Ｓｔｅｐ５． ｊ ”−ｊ ＋（第１キー変換アドト
スの衝突カウンタ値）
Ｓｔｅｐ６．第１キー変換アドトスのデータとバッファ
内データの交換
５ｔｅｐ７、Ｊ−１であれ（瓜 データ格納アドレスの
変更完了。Algorithm 5tepl Search for desired data is completed using the first key conversion address. 5step 2. to change the data storage address. 5 step 2. (buffer) - (data of first key conversion address) Step 3. (Data of 1st key conversion address)・-
(Data of first key conversion address) Step 4. j
= 1 Step 5. j ''-j + (first key conversion adtos collision counter value) Step 6. Exchange of first key conversion adtos data and data in the buffer 5tep 7, whether it is J-1 (melon) Data storage address change complete.
そうでなければ５ｔｅｐ５．へ
上に示１．た方法において、 ］っのデータを一時的に
蓄積するバッファはメモリ１１内にあって舷デタ格納ア
ドレス変更処理部１３にあってもよ賊軍３図（ｂ）、
（ｅ）はそれぞれ データＱＵＥおよびＨＯＷを検索後
、上記方法によってデータの格納アドレスの変更を行っ
たものである。同図（ｂ）、 （ｃ）において引き続い
てデータＱＵＥおよびＨＯＷを検索することがあれば今
度は第１キー変換アドレスで直ちに検索を完了すること
ができへつまり、本発明による衝突カウンタ１１２とデ
ータ格納アドレス変更処理部１３を用いて第３図のよう
にデータ格納アドレスを変更することにより、過去に検
索したデータよりも最近に検索したデータはど速く検索
を完了することができも次に第４図に示ス、メモリ内デ
ータ削除の第一の実施例を用いて、本発明による衝突カ
ウンタ１１２、データ格納アドレス変更処理部１３の役
割について説明する。If not, 5 step 5. Shown above 1. In this method, the buffer for temporarily accumulating the data in ] is located in the memory 11 and in the side data storage address change processing unit 13.
In (e), after searching the data QUE and HOW, the data storage address is changed using the above method. If the data QUE and HOW are subsequently searched in (b) and (c) of the same figure, the search can be completed immediately using the first key conversion address. By changing the data storage address using the storage address change processing unit 13 as shown in FIG. The roles of the collision counter 112 and the data storage address change processing section 13 according to the present invention will be explained using the first embodiment of data deletion in memory shown in FIG.
第４図（ａ）には第２図で示した方法により作成された
データベースを示す。いまこのデークベ−スから削除す
べきデータが第１キー変換アドレスで検索され そのデ
ータを削除したとする。そしてその削除したデータの第
にキー変換アドレスに対応する衝突カウンタに予約語″
Ｅ′が書き込まれていたとすると（ｉ＜ｋ）、今回削除
したデータの第（ｉ＋１）から第にキー変換アドレスで
検索されていたデータが次回には自身の第１−１（ｋ〜
１）キー変換アドレスで検索されるようにデータ格納ア
ドレス変換処理部が各データの格納アドレス変更を行う
ことを考えも これは以下のアルゴリズムにより実現さ
れも
アルゴリズム
５ｔｅｐ１． ＸＩ、 ｉキー変換アドレスのデータを
削譜データ格納アドレス変更のため５ｔｅｐ２、へ
５ｔｅｐ２． 、ｉ嬌−Ｊ→ （第１キー変換アドレ
スの衝突カウンタ値）
Ｓｔｅｐ３． （第１キー変換アドレスのデータ）・−
（第Ｊキー変換アドレスのデータ）Ｓｔｅｐ４．第Ｊキ
ー変換アドレスの衝突カウンタに 予約語°Ｅ′が書き
込まれていれば５ｔｅｐ６．へ
そうでなければ５ｔｅｐ５．へ
５ｔｅｐ５゜１←Ｊ として５ｔｅｐ２゜へ５ｔｅｐ６
． （第１キー変換アドレスの衝突カウンタ）−予約
語″Ｅ″
５ｔｅｐ７． （第１キー変換アドレス）−空（第Ｊ
キー変換アドレスの衝突カウン
タ）−空
として削除処理完了。FIG. 4(a) shows a database created by the method shown in FIG. Suppose now that data to be deleted from this database is searched for using the first key conversion address and the data is deleted. And the collision counter corresponding to the first key conversion address of that deleted data is the reserved word ″
Assuming that E' has been written (i<k), the data that was searched by the key conversion address from the (i+1)th to the key conversion address of the data deleted this time will be its own 1-1st (k~) next time.
1) It is considered that the data storage address conversion processing unit changes the storage address of each data so that it can be searched by the key conversion address.This can be realized by the following algorithm.Algorithm 5tep1. XI, i-key conversion address data to 5tep2 to change the notation data storage address.5tep2. , i嬌−J→ (Collision counter value of first key conversion address) Step 3. (Data of 1st key conversion address)・-
(Data of J-th key conversion address) Step 4. If the reserved word °E' is written in the collision counter of the J-th key conversion address, 5step 6. If not, go to step 5. To 5tep5゜1←J As 5tep2゜5tep6
．． (Collision counter of first key conversion address) - Reserved word "E" 5step7. (1st key conversion address) - Empty (Jth
Key conversion address collision counter) - Deletion processing completed as empty.
第４図（ｂ）はデータＱＵＥの削除後、」二記方法によ
ってデータの格納アドレスの変更を行ったものである。FIG. 4(b) shows that after the data QUE is deleted, the data storage address is changed by the method described in "2".
本発明による衝突カウンタ１１２とデータ格納アドレス
変更処理部１３を用いて第４図のようにデータ格納アド
レスを変更すれ（′Ｌ 第８図に示した従来例の場合の
ように削除を示す予約語を書き込んでメモリの利用効率
を低下させることなくデータの削除を行うことができる
。By using the collision counter 112 and the data storage address change processing unit 13 according to the present invention, the data storage address is changed as shown in FIG. Data can be deleted without writing and reducing memory usage efficiency.
次に第５図に示すメモリ内データ削除の第二の実施例を
用いて、本発明による衝突カウンタ１１２、ＡＧＥカウ
ンタ１１３、データ格納アドレス変更処理部１３、カウ
ンタ処理部１４の役割について説明ずも
第５図（ａ）には第２図で示した方法により作成された
データベースを示す。ただしこのデータベースにはＡＧ
Ｅカウンタ１１３が追加されている方丈 これはそのデ
ータが登録あるいは検索されたときのカウンタ処理部１
４の内部カウンタ値を示している。カウンタ処理部１４
は内部にカウンタを持板 データ入出力処理部１２がメ
モリ１１をアクセスする度にカウンタ値をインクリメン
トしており、従って、データが検索される毎にそのデー
タのＡＧＥカウンタ値は書き換えられるものであム そ
してこのＡＧＥカウンタを用いることによりメモリ内デ
ータのへ 最近の検索が最も古いデータを削除すること
を考えも これは以下のアルゴリズムにより実現される
。Next, the roles of the collision counter 112, AGE counter 113, data storage address change processing section 13, and counter processing section 14 according to the present invention will not be explained using the second embodiment of data deletion in memory shown in FIG. FIG. 5(a) shows a database created by the method shown in FIG. However, in this database, AG
Hojo with E counter 113 added This is the counter processing unit 1 when the data is registered or searched.
The internal counter value of 4 is shown. Counter processing unit 14
has a counter inside. Each time the data input/output processing unit 12 accesses the memory 11, the counter value is incremented. Therefore, each time data is retrieved, the AGE counter value of that data is rewritten. By using this AGE counter, the most recent search of the data in memory is to delete the oldest data.This is realized by the following algorithm.
アルゴリズム
５ｔｅｐ１．まず最もＡＧＥカウンタの値が小さいデー
タを検索する。Algorithm 5 step 1. First, data with the smallest AGE counter value is searched.
５ｔｅｐ２．そのデータの第１キー変換アドレスの衝突
カウンタ値が予約語°Ｅ“であれば（第１キー変換アド
レス）−空
（第１キー変換アドレスの衝突カウン
タ）−空
として削除完了。5 step 2. If the collision counter value of the first key conversion address of the data is the reserved word °E, then (first key conversion address) - empty (collision counter of first key conversion address) - empty and deletion is completed.
そうでなければ５ｔｅｐ３．へ
５ｔｅｐ３． ｉ ←ｌ
５ｔｅｐ４． ｊ ＝ ｉ ＋ （第１キー変換アド
レスの衝突カウンタ値）
Ｓｔｅｐ５、第Ｊキー変換アドレスの衝突カウンタ値が
予約語”Ｅ′であれば５ｔｅｐ７．へそうてなければ５
ｔｅｐ６．へ
５ｔｅｐ６． ｊ ４− ｉ として５ｔｅｐ４．
ヘ５ｔｅｐ７． （第Ｊキー変換アドレス）−空（
第Ｊキー変換アドレスの衝突カウン
タ）←空
（第１キー変換アドレスの衝突カウン
タ）・−予約語”Ｅ″
として削除完了。If not, 5 step 3. Go to 5 step 3. i ←l 5step4. j = i + (Collision counter value of the first key conversion address) Step 5. If the collision counter value of the Jth key conversion address is the reserved word "E', go to 5 step 7. Otherwise, go to 5.
step6. Go to 5 step 6. j 4- i as 5tep4.
F5 step7. (Jth key conversion address) - empty (
Collision counter of Jth key conversion address) ← Empty (Collision counter of first key conversion address) - Completed deletion as reserved word "E".
上に述へた方法（ｉ 先の議論から”データ配置アドレ
ス変更処理部１３がデータの検索毎にデータの配置アド
レスを変更している限り、最もＡＧＥカウンタの値が小
さいデータの衝突カウンタには予約語′Ｅ′が書き込ま
れているはずであもという前提に基づくものである。The above method (i) From the previous discussion, as long as the data location address change processing unit 13 changes the data location address every time data is retrieved, the collision counter of the data with the smallest AGE counter value will This is based on the premise that the reserved word 'E' should have been written.
第５図（ｂ）は上記方法によりデータＨＯＷを削除した
ものであり、同図（ｃ）はその状態の後でデータＬＤＮ
Ｇを登録したものである。つまり第５図の例は 登録デ
ータがメモリー杯になった状態で新たなデータの登録要
求が発生したとき、メモリ内で最近の検索が最も古いデ
ータを自動的に削除し新たなデータを登録するというモ
デルになっていも 以−トのように本発明による衝突カ
ウンタ１１２、ＡＧＥカウンタ１１３、データ格納アド
レス変更処理部１３、カウンタ処理部１４を用イてメモ
リ内のデータのべ 最近の検索が最も８いデータを削除
することができる。FIG. 5(b) shows data HOW deleted by the above method, and FIG. 5(c) shows data LDN deleted after that state.
G is registered. In other words, in the example shown in Figure 5, when a new data registration request occurs when the memory is full of registered data, the oldest data in the memory that has been recently searched is automatically deleted and new data is registered. Even if the model is as follows, the collision counter 112, the AGE counter 113, the data storage address change processing section 13, and the counter processing section 14 according to the present invention are used to search the most recent data in the memory. 8 data can be deleted.
最後に第６図を用いて、本発明のデータ検索装置が適用
される具体的な応用例を示す。第６図（ａ）には複数の
ＬＡＮを接続するブリッジ６ｏ内にデータ検索装置１か
置かれており、同図（ｂ）はデータ検索装置１内のメモ
リ１１の構成を示すものである。メモリ１１には全ＬＡ
Ｎに接続されたノードのアドレスとそのノードが接続さ
れているＬＡＮナンバー そして補助情報が登録されて
いる。この補助データの一部に本発明で使用する衝突カ
ラン久 ＡＧＥカウンタ領域を取ることになる。ブリッ
ジ６０は各Ｌ Ａ Ｎから受信したパケットの送信先ア
ドレスをメモリ１１内から検索しどのＬＡＮにルーティ
ングすべきかを判断する。Finally, using FIG. 6, a specific application example to which the data retrieval device of the present invention is applied will be shown. In FIG. 6(a), the data retrieval device 1 is placed in a bridge 6o that connects a plurality of LANs, and FIG. 6(b) shows the configuration of the memory 11 in the data retrieval device 1. All LA in memory 11
The address of the node connected to N, the LAN number to which that node is connected, and auxiliary information are registered. A part of this auxiliary data is the collision counter area used in the present invention. The bridge 60 searches the memory 11 for the destination address of the packet received from each LAN and determines to which LAN the packet should be routed.
このとき−例として、 ｎビットから成る送信先ノード
アドレスの１％ｍビット （０２ｍ）をデータ検索のキ
ーとして利用することができもいま例えば ノード６５
からノード６７宛に長いメツセージがいくつかのセグメ
ントパケットとし、てフロー制御されながら送信される
場合を省える。本発明によるデータ検索装置を用いれば
このときノード６７のアドレスｎ３を第２のセグメン
トパケットからは第１のキー変換アドレスで直ちに検索
を行うことができるた数 パケットルーティング時に発
生するブリッジ６０での遅延時間を最小限に抑えること
ができる。また 通信においてはノード６５からノード
６７宛にパケットを送信した場合、引き続いて直ちにノ
ード６７からノード６５宛に応答パケットが送信される
確率が非常に犬き１．％ 従ってブリッジ６０内デー
タ検索装置１はパケットを受信時、パケットの送信先ア
ドレスだけでなく送信元アドレスも次回の検索時には第
１キー変換アドレスで検索できるようにデータの格納ア
ドレスを変更しておくことも可能であム さらに本発明
によるデータ検索装置を用いれば各ＬＡＮに新たな、ノ
ードが接続されたとき、あるいは逆にノードの接続が外
されたときにもメモリ内データベースの再構成が可能で
ある。特にノードの接続が外されたときにはそのノード
アドレスが検索されなくなるた八 前述のＡ、 Ｇ Ｅ
カウンタにより自動的にその登録を抹消することも可能
である。In this case, for example, 1% m bits (02m) of the destination node address consisting of n bits can be used as a key for data retrieval.
This eliminates the need for a long message to be sent from node 67 as several segment packets under flow control. If the data search device according to the present invention is used, the address n3 of the node 67 can be immediately searched from the second segment packet using the first key conversion address.Delay at the bridge 60 that occurs during packet routing time can be minimized. In addition, in communication, when a packet is sent from node 65 to node 67, the probability that a response packet will be immediately sent from node 67 to node 65 is very low. % Therefore, when the data search device 1 in the bridge 60 receives a packet, it changes the data storage address so that not only the destination address but also the source address of the packet can be searched using the first key conversion address the next time. Furthermore, by using the data retrieval device according to the present invention, it is possible to reconfigure the in-memory database when a new node is connected to each LAN, or conversely when a node is disconnected. It is. In particular, when a node is disconnected, its node address will no longer be searched.
It is also possible to automatically delete the registration using a counter.
発明の効果
以上述べてきたように本発明によるデータ検索装置を用
いれ（瓜 データ登録時に作成した補助ブタを利用して
データ検索の際に明らかに無駄に終わる検索を回避し
データ検索の高速化が図れるという効果を有する。Effects of the Invention As described above, the data retrieval device according to the present invention can be used to avoid unnecessary searches during data retrieval by using the auxiliary tab created at the time of data registration.
This has the effect of speeding up data retrieval.
まｆ、−補助データを利用してメモリ内データの格納ア
ドレスを変更することにより、過去に検索したデータよ
りも最近に検索したデータはど速く（つまりより少ない
検索回数で）検索を完了することができるという効果を
有する。- By changing the storage address of data in memory using auxiliary data, it is possible to complete a search for data searched more recently (in other words, with fewer searches) than for data searched in the past. It has the effect of being able to.
また 削除したデータの補助データを利用してメモリ内
データの格納アドレスを変更することにより、メモリの
利用効率を低下さゼることなく動的にデータの削除 登
録によるデータベースの再構成ができるという効果を有
する。In addition, by changing the storage address of data in memory using auxiliary data of deleted data, it is possible to dynamically reconfigure the database by deleting and registering data without reducing memory usage efficiency. has.
また 補助データを利用してメモリ内データのへ 最近
の検索か最も６いデータを自動的に削除することかでき
るという効果を有す４
また 本発明によるデータ検索装置を、 リアルタイム
処理が要求される通信ネットワークの端末アドレス管理
装置として適用した場合、高速なパケットのルーティン
グ処理を可能とするという効果を有ず４In addition, it has the effect of automatically deleting the most recent search or the most recent data in the memory data by using the auxiliary data. When applied as a terminal address management device in a communication network, it has the effect of enabling high-speed packet routing processing.
第１図は本発明によるデータ検索装置の一構成例のブロ
ックに 第２図は本発明によるメモリへのデータ登坂
検索の第一の実施例を示す艮 第３図はデータ検索の第
二の実施例を示すに 第４図は本発明によるメモリ内デ
ータ削除の第一の実施例を示す艮 第５図はデータ削除
の第二の実施例を示す匁 第６図は本発明のデータ検索
装置が適用されるシステムの一例を示す皿 第７図は従
来のデータ検索装置のブロック＠ 第８図は従来のデー
タ検索装置によるメモリへのデータ金縁検索の一例をｆ
ず＠ 第９図は従来のデータ検索装置による、メモ１（
内データ削除の一例を示す図である。
１・・・データ検索装置 １１・・・メモリ、１２・・
・データ入出力処理能 １２１・・・データ登録処理想
１２２・・・データ削除処理服１２３・・・データ検
索処理ａ １３・・・データ格納アドレス変更処理皿
１４・・・カウンタ処理皿 １］】・・・データ（記
憶領域）、 １１２・・・衝突カウンタ（記憶領域）、
７３・・ＡＧＥカウンタ（記憶領域）、 ６ｏ・・・
ブリッジ、 ６ｌ−−ＬＡＮＩ、 ６２−・ＬＡＮ２
、６３−−・ＬＡＮ３、６４−−・ＬＡＮｎ、 ６５．
６６、６７・・・ノード。
代理人の氏名 弁理士 小鍜治 明
ほか２名
第
図
（（ＩＪ
ＩＩＭ院約収り
（１）
削隙偉（Ｋ：旭
坏
図
（ａ）
子−夕惰ｌＩ―嘉内メモリ
Ｉ
箪
図
肖りｒ蓼Ｒ〕丁ガ〜勢
”ＱＵＥ’ １１１１すＲＣａｓｅｌFigure 1 shows a block diagram of a configuration example of a data retrieval device according to the present invention, and Figure 2 shows how data climbs into a memory according to the present invention.
Fig. 3 shows a second embodiment of data retrieval; Fig. 4 shows a first embodiment of data deletion in memory according to the present invention; Fig. 5 shows data Figure 6 shows an example of a system to which the data retrieval device of the present invention is applied. Figure 7 is a block diagram of a conventional data retrieval device. Figure 8 is a conventional data retrieval device. An example of a data frame search in memory by a device is f.
Figure 9 shows memo 1 (
FIG. 3 is a diagram illustrating an example of internal data deletion. 1...Data retrieval device 11...Memory, 12...
・Data input/output processing capacity 121...Data registration processing 122...Data deletion processing 123...Data search processing a 13...Data storage address change processing tray 14...Counter processing tray 1]] ...Data (storage area), 112...Collision counter (storage area),
73...AGE counter (storage area), 6o...
Bridge, 6l--LANI, 62-・LAN2
, 63--・LAN3, 64--・LANn, 65.
66, 67... Node. Name of agent: Patent attorney Akira Okaji and two others (IJ IIM Institute contract collection (1) Gakuwei (K: Akira Asahi (a) Child - Yuji I - Kanai Memory I Tanzu Portrait RIr蓼R〕Dinga~se “QUE” 1111suRCasel
Claims (1)
対応する第１の補助データ記憶領域とを持つメモリと、 前記メモリへデータの登録を行うデータ登録処理部、お
よび前記メモリ内データの検索を行うデータ検索処理部
を有するデータ入出力処理部とを備え、 前記データ登録処理部は、前記メモリへデータを登録す
る際、その登録すべきデータに付けられているキーを用
いて決定されるキー変換アドレスを第１番目のキー変換
アドレスから第２、第３番目のキー変換アドレスといっ
た具合いに順次検索し、はじめて他のデータ登録のない
空アドレスを検出したとき、そのアドレスに前記データ
を格納すると共にそのアドレスに対応する前記第１の補
助データ領域に登録を示す予約語を書き込むように構成
し、 前記データ検索処理部は、前記メモリからデータを検索
する際、検索データに付けられているキーを用いて第１
番目のキー変換アドレスから第２、第３番目のキー変換
アドレスといった具合いに所望のデータが見つかるまで
順次検索を行うように構成し、 前記データ登録処理部が前記方法でデータを登録する際
、いま第ｎ番目のキー変換アドレスに対応する前記第１
の補助データ領域にはじめて前記予約語を検出し、第（
ｎ＋ｉ）番目のキー変換アドレスにはじめて空アドレス
を検出した場合、第ｎ番目のキー変換アドレスに対応す
る前記第１の補助データ領域の内容を前記予約語から値
ｉに書き換えることにより、 前記データ検索処理部が前記方法でデータを検索する際
、および前記データ登録処理部が前記方法で空アドレス
を検索する際、いま第ｐ番目のキー変換アドレスの内容
が所望のデータでなかったとき、そのアドレスに対応す
る前記第１の補助データの内容を調べその値がｑであっ
た場合、次回は、前記データ検索処理部および前記デー
タ登録処理部が第（ｐ＋ｑ）番目のキー変換アドレスを
検索することを特徴とするデータ検索装置。 （２）請求項１記載のデータ検索装置において、前記デ
ータ入出力処理部が前記メモリ内データの格納アドレス
を変更するデータ格納アドレス変更処理部を備え、 前記データ格納アドレス変更処理部は前記データ検索処
理部によってデータが検索された際に、前記メモリ内デ
ータの格納アドレスを変更することを特徴とするデータ
検索装置。（３）請求項２記載のデータ検索装置におい
て、前記データ検索処理部が前記メモリ内データの検索
頻度を計算し、前記データ格納アドレス変更処理部が、
検索頻度の高いデータほどより小さな番号のキー変換ア
ドレスで検索されるように、前記メモリ内データの格納
アドレスを定期的に変更することを特徴とするデータ検
索装置。 （４）請求項２記載のデータ検索装置において、いまあ
るデータが前記データ検索処理部により第ｉ番目のキー
変換アドレス（ｉ≠１）で検索されたとき、次回にはそ
のデータが第１番目のキー変換アドレスで検索され、今
回前記データの第１〜第（ｉ−１）番目のキー変換アド
レスで検索されていたデータが次回には自身の第２〜第
ｉ番目のキー変換アドレスで検索されるように、前記デ
ータ格納アドレス変更処理部が前記メモリ内データの格
納アドレスを変更することを特徴とするデータ検索装置
。 （５）請求項１または請求項４記載のデータ検索装置に
おいて、前記データ入出力処理部が前記メモリからデー
タの削除を行うデータ削除処理部を備え いま削除すべきデータが第ｉ番目のキー変換アドレスで
検索され前記データ削除処理部によって削除されたとき
、前記データの第ｋ番目のキー変換アドレスに対応する
前記第１の補助データにはじめて前記予約語が書き込ま
れていたとすると（ｉ＜ｋ）、今回前記データの第（ｉ
＋１）〜第ｋ番目のキー変換アドレスで検索されていた
データが次回には自身の第ｉ〜第（ｋ−１）番目のキー
変換アドレスで検索されるように、前記データ格納アド
レス変更処理部が前記メモリ内データの格納アドレスを
変更することを特徴とするデータ検索装置。 （６）請求項５記載のデータ検索装置において、前記メ
モリ内に各データのメモリ内保持時間に関する第２の補
助データ記憶領域と、内部カウンタを持ち前記データ入
出力処理部による前記メモリのアクセス毎に内部カウン
タをインクリメントするカウンタ処理部を備え、 前記データ登録処理部による前記メモリへのデータの登
録、前記データ検索処理部によるデータの検索が行われ
た際には、その登録および検索されたデータのアドレス
に対応する前記第２の補助データの内容を前記カウンタ
処理部内の内部カウンタ値に書き換えることにより、 前記メモリ内の登録データ数が一定値を越えた場合には
前記データ削除処理部が前記第２の補助データの値が最
も小さいデータを自動的に削除することを特徴とするデ
ータ検索装置。[Scope of Claims] (1) A memory having a data storage area and a first auxiliary data storage area corresponding to the storage address of each data, a data registration processing unit that registers data in the memory, and the a data input/output processing section having a data search processing section that searches for data in the memory, and the data registration processing section, when registering data in the memory, uses a key attached to the data to be registered. The key conversion address determined using the ``key conversion address'' is searched sequentially from the first key conversion address to the second, third key conversion address, etc., and when an empty address with no other data registered is detected for the first time, that address the data is stored in the memory, and a reserved word indicating registration is written in the first auxiliary data area corresponding to the address; Use the key attached to the first
The configuration is such that the search is performed sequentially from the second key conversion address to the second and third key conversion addresses until the desired data is found, and when the data registration processing section registers data using the method, the first corresponding to the nth key conversion address;
The reserved word is detected for the first time in the auxiliary data area of
When an empty address is detected for the first time at the n+i)th key conversion address, the data search is performed by rewriting the content of the first auxiliary data area corresponding to the nth key conversion address from the reserved word to the value i. When the processing unit searches for data using the method described above, and when the data registration processing unit searches for an empty address using the method, if the content of the current p-th key conversion address is not the desired data, the address When the content of the first auxiliary data corresponding to is checked and the value is q, next time, the data search processing section and the data registration processing section search for the (p+q)th key conversion address. A data retrieval device characterized by: (2) The data search device according to claim 1, wherein the data input/output processing unit includes a data storage address change processing unit that changes the storage address of the data in the memory, and the data storage address change processing unit is configured to perform the data search. A data search device characterized in that when data is searched by a processing unit, a storage address of the data in the memory is changed. (3) In the data search device according to claim 2, the data search processing unit calculates the search frequency of the data in the memory, and the data storage address change processing unit:
A data search device that periodically changes the storage address of the data in the memory so that data that is searched more frequently is searched using a key conversion address with a smaller number. (4) In the data search device according to claim 2, when existing data is searched by the data search processing unit using the i-th key conversion address (i≠1), next time the data will be searched at the first key conversion address (i≠1). The data that was currently searched for using the first to (i-1)th key conversion addresses of the data will be searched for using its second to ith key conversion addresses next time. The data retrieval device is characterized in that the data storage address change processing unit changes the storage address of the data in the memory. (5) The data retrieval device according to claim 1 or claim 4, wherein the data input/output processing unit includes a data deletion processing unit that deletes data from the memory, and the data to be deleted now is an i-th key conversion. Suppose that when the reserved word is searched by address and deleted by the data deletion processing unit, the reserved word is written for the first time in the first auxiliary data corresponding to the k-th key conversion address of the data (i<k). , this time the (i-th
+1) The data storage address change processing unit so that the data that has been searched by the k-th key conversion address will be searched by the i-th to (k-1)th key conversion address of itself next time. A data retrieval device, wherein the data retrieval device changes a storage address of the data in the memory. (6) The data retrieval device according to claim 5, further comprising, in the memory, a second auxiliary data storage area related to the in-memory retention time of each data, and an internal counter, each time the data input/output processing section accesses the memory. a counter processing unit that increments an internal counter, and when the data registration processing unit registers data in the memory and the data search processing unit searches for data, the registered and searched data By rewriting the contents of the second auxiliary data corresponding to the address of the counter into an internal counter value in the counter processing unit, when the number of registered data in the memory exceeds a certain value, the data deletion processing unit A data search device characterized by automatically deleting data having the smallest second auxiliary data value.
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2271127A JPH04149676A (en) | 1990-10-09 | 1990-10-09 | Data retriever |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2271127A JPH04149676A (en) | 1990-10-09 | 1990-10-09 | Data retriever |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04149676A true JPH04149676A (en) | 1992-05-22 |
Family
ID=17495705
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2271127A Pending JPH04149676A (en) | 1990-10-09 | 1990-10-09 | Data retriever |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH04149676A (en) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US9838381B2 (en) | 2014-02-26 | 2017-12-05 | Mitsubishi Electric Corporation | Certificate management apparatus and certificate management method |
-
1990
- 1990-10-09 JP JP2271127A patent/JPH04149676A/en active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US9838381B2 (en) | 2014-02-26 | 2017-12-05 | Mitsubishi Electric Corporation | Certificate management apparatus and certificate management method |
| DE112014006407B4 (en) | 2014-02-26 | 2022-06-02 | Mitsubishi Electric Corporation | Certificate management device and certificate management method |
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