JPS59146339A

JPS59146339A - 情報検索方式

Info

Publication number: JPS59146339A
Application number: JP58018824A
Authority: JP
Inventors: Tooru Sakaibara; 徹酒井原; Toshiro Jinnai; 神内　俊郎; Hideki Sato; 秀樹佐藤; Toshiyuki Kuwana; 利幸桑名
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1983-02-09
Filing date: 1983-02-09
Publication date: 1984-08-22
Also published as: JPH0524549B2

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】〔発明の利用分野〕本発明は、演算処理装置、主記憶装置、補助記憶装置お
よび入出力装置からなる電子計算機システムにおける平
衡木を用いた情報検索機構に係υ、特に情報の追加およ
び削除を高速に行える情報検索方式。

〔従来技術〕

従来よりディジタル型の電子計算機システムにおいては
、キーに対応する情報を検索するために平衡木が用いら
れている。その代表的なものがＢ−’ｆ）　ｒｅ　ｅと
呼ばれているものでろ沙、種々のＢ　−Ｔｒｅｅの変形
も考えられている。Ｂ−Ｔ　ｒ　ｅ　ｅについては、Ｄ
ｏ　Ｃｏｍｅｒ：”Ｔｈｅ　　Ｕｌ）ｉｑｕｉｔｏｕ３
３３−’ｐｒｅｅ’ＡｃＭ　Ｃｏｍｐｕｔｉｎｇ　５ｕ
ｒｖｅｙｓ。

ＶＯｌ、　１１．　Ｎｏ、　２．　ｐｐ１２１〜１３８
　　を参照のこと。

Ｂ−Ｔｒｅｅの変型の代表的なものに１３”−Ｔｒｅｅ
があシ、広く用いられている。

今、Ｂ”−’ｌ’ｒｅｅのエントリが満杯のＮｏｄｅに
ヤ−を追加することを考えてみる。この場合、新しいＮ
ｏｄｅを確保して満杯のＮ　□　ｄ　ｅの半分のキーを
新しいＮ　Ｏｄ　ｅに移すことにより、キーを追加する
ことができ、通常の処理を５ｐｌｉｔ処理と呼んでいる
。５ｐｌｉｉ処理を行う場合には対象Ｎ０ｄｅの親のＮ
　Ｏｄ　ｅも更新することが必要である。

一方、Ｂ”　−’ｌ’ｒｅｅにおいてはＮｏｄｅ内ツエ
フッエントリ位数すなわちＮｏｄｅに入り得る最大エン
トリ数の半分と最大エントリ数の間に入るように制御す
る。このためエントリを削除することによジエントリの
数が位数以下になる場合には隣りのＮｏｄｅからエント
リを融通したシ、あるいは隣りのＮ０ｄｅを併合する処
理が必要で、この時５ｐｌｉｔ処理と同じく親Ｎ　Ｏｄ
　ｅの更新を行う。

従来、親のＮ　Ｏｄ　ｅを更新する時には、Ｒ，ｏｏｔ
Ｎ　Ｏｄ　ｅからたどりなおして、該当Ｎ□ａｅを指す
ポインタを含むＮｏｄｅを探していた。通常水を磁気デ
ィスク装置（以外ディスクと略す）等の補助記憶装置上
に記憶しているので、Ｒ，ｏｏｔ　　Ｎｏｄｅからたど
りなおすのに補助記憶装置へのアクセスが必要となり、
性能上問題であった。

〔発明の目的〕

本発明の目的はＢ”−Ｔｒｅｅ等のようにキーの追加や
削除を行なう時に親のＮ０ｄｅまで、更新処理が必要と
なる可能性がある平衡木において、親Ｎ　Ｏｄ　ｅを探
す処理を高速に行えるようにして、キーの追加や削除処
理を高速化することにある。

〔発明の概要〕

１３”−Ｔｒｅｅ等の平衡木では、キーの追加あるいは
削除を行うに先立って、該当キーの入るべきあるいは入
っているＬｅａｆ　Ｎｏｄｅ　まで、Ｒｏｏｔからたど
る処理を行う必要であり、この時に、Ｒｏｏｔ　　Ｎｏ
ｄｅ　から該当Ｌｅ　ａｆ　　Ｎｏｄｅ　’！ＪＴ（７
）ＮＯｄｅ番号（Ｎｏｄｅを職別するだめの番号）をＲ
，ｏｏｔから順に主記憶装置上のテーブルに記憶し、親
Ｎ□ｄｅのＮｏｄｅ番号が必要になった場合には、この
テーブルをサーチして、カ（当Ｎｏｄｅ番号を検索する
。このテーブルの該当Ｎｏｄｅ番号を含むケースの１つ
前に記憶されているＮ　Ｏｄ　ｅ番号が親Ｎ０ｄｅのＮ
□ｄｅ番号である。このようにして、高速に親Ｎｏ　ｄ
　ｅを知ることができる。

〔発明の実施例〕

以下、本発明の一実施例を第１図〜第１１図により説明
する。第１図に本発明の全体の構成を示す。ｌは磁気デ
ィスク装置（以後ディスクと略す）、２は１３”−Ｔｒ
ｅｅからなるインデックスファイル、２１はインデック
スファイル内のＮｏｄｅの使用・未使用をビットのｏｎ
−ｏｆｆで管理するビットマツプ、２２はＢ”−Ｔｒｅ
ｅの本体を含む部分である。２０１〜２０８ばＢ”　−
Ｔ　ｒ　ｅ　ｅを構成するＮｏｄｅで、２０１は１ｏｏ
ｔ　　Ｎｏｄｅ　、２０５〜２０８はＬｅａｆ　　Ｎｏ
ｄｅである。３はファイルラベルエリアで３１〜３２は
ファイルラベルである。

ファイルラベルにｉ−ｊ：、３１１にファイルのセクタ
アドレス、３１２にピットマツプの管理情報、３１３に
Ｒｏｏｔ　ＮｏｄｅのＮｏｄｅ４’号（すなわち、Ｂ”
−Ｔｒ　ｅ　ｅ本体２２のエリアの先頭から順にＮ０ｄ
ｅにつけられた番号）、３１４にキー長および３１５に
レコードサイズを含む。

４は主メモリで、５ばＢ”　−Ｔ　ｒ　ｅ　ｅを制御す
るシステムのプログラム群で、５１はエントリを追加す
る、５２はエントリを削除する、５３はエントリを検索
するプログラムである。５４．５５は、５１．５２のプ
ログラムが１吏用するサフ゛ルーチンで、後に述べるＮ
’Ｎ４．’ｌ［１１１１つたＮ　Ｏｄ　ｅ　（７Ｊ）　
Ｎ　Ｏｄ　ｅ番号を登録するプログラム、５５は指定さ
れたＮ　Ｏｄ　ｅの親のＮｏｄｅ番号を得るプログラム
である。

以降、５４をＮｏｄｅ番号登録プログラム、５５を親Ｎ
０ｄｅ番号検索プログラムを呼ぶ。

なお、今まで木にキーを追加あるいは削除すると表現１
〜たが、正確には、キーとレコードからなるエントリを
追加あるいは削除すると表現するのが正しく、以後、後
者のように記述する。８はディスク上のＮ’ｏｄｅやビ
ットマツプを読むだめのバッファである。６はユーザプ
ログラムを含むエリアで、６１はユーザプログラム本体
で　Ｂ＋−Ｔｒｅｅ全市１１＠するプログラム５１〜５
３を呼ぶ。

６２は検索・追加あるいは削除するキーを、６３は追加
するレコードをそれぞれ設定するエリアで、これらのア
ドレスをＢ”　−Ｔ　ｒ　ｅ　ｅｉ１３１）　＠プログ
ラムに渡すことにより所望の処理を行うことができる。

７はＮＮＬＴ（Ｎｏｄｅ　Ｎｕｍｌ）Ｃｒ　　Ｌｉ５ｔ
）と呼んでいるテーブルで、Ｂ＋−ＴｒｅｅをＲｏｏｔ
　’Ｎｏｄｅから対象キーを含むＬｅａｆＮＯｄｅまで
辿った時のＮ□ｄｅ番号を先頭から順に記憶する。

６４〜６８には３３”−’ｌ”ｒｅｅ制御プログラムの
処理の中間情報を記憶する。６４には追加するエントリ
のキーを記憶する。６５には同じく追加するエン１すの
レコード本体あるいは子Ｎ□ｄｅのＮ□ｄｅ番号を記憶
している。６６にはエン）　ＩＪ追加対象Ｎ０ｄｅのＮ
ｏｄｅ番号を記憶する。

６７には、削除するエントリのＮ□ｄｅ内の相対エント
り番号を、６８にはエントリ削除対象・Ｎ（＋ｄｅのＮ
□ｄｅ番号をそれぞれ記憶する。

第２図にＮｏｄｅの詳細な構造を示す。９はＮｏｄｅの
全体で、Ｒｏｏｔ　　Ｌｅａｆ　６るいはこれら以外の
Ｎ□ｄｅであるかの如何にかかわらず長さば１セクタ固
定とする。９１はＮｏｄｅの制御情報を含むエリアで固
定長である。９２〜９３は二ントりである。エントリ内
には９２１で示されるキーと、９２２で示されるＶコー
ドｆＬｅａｆ　　Ｎｏｄｅ時）あるいは下位Ｎ　Ｏｄ　
ｅのＮｃ）　ｄ　ｅ番号（ＬｅａｆＮ□ｄｅ以外の時）
を含む。

９１１には右隣りのＮ（＋ｄｅのＮ　Ｏｄ　ｅ　９号を
、９１２にはＮｏｄｅ内に含まれるエントリの数、９１
３にばＲｏｏｔ　　Ｎｏｄｅか否かを表示するフラグお
よび９１４にはｉ、ｅ３ｆ　Ｎｏｄｅか否かを表現する
フラグをそれぞれ記憶している。

Ｎｏｄｅ内のエントリの数は、Ｎ０ｄｅに入り得る最大
のエントリ数とこの値の１／２である位数との間に入る
ように制御される。

以上の構成に関する説明を基にして、以下エントリの追
加および削除α理を述べ、本方式を詳細に説明するとと
もに、本方式の有効性について述べる。

第３図に二ントりを追加するプログラムのフローチャー
トを示す。このフローチャートを第４図および第５図に
示したＢ”−Ｔｒｅｅの例に基づいて説明する。

まず第４図のＡに示したＢ“−Ｔｒｅｅにキーの値が２
５のエントリを追加することを考える。ここで第４図の
Ａは追加前のＢ”−ＴｒｅｅＸＢは追加後のＢ”−Ｔｒ
ｅｅ、　２１１ば［Ｌｏｏｔ　Ｎｏｄｅ　テ、Ｎｏｄｅ
番号、１は、２１２〜２１５はＬｅａｆ　Ｎｏｄｅ　　
で、Ｎｏｄｅ番号はそれぞれｊ、に、ｔ、ｍである。第
３図の１０１にて、第１図の７で示したＮＮＬＴの全ケ
ースをゼロクリアする。第３図の１０２にで、第１の３
１３からＲ，ｏｏｔ　ＮｏｄｅのＮｏｄｅ番号、第４図
の例ではｉを得る。第３図の１０３にて、ファイル管理
にて通常行われているように第１図の３１にて示したフ
ァイルラベル上の情報に基づいて、Ｎｏｄｅ番号ｉのデ
ィスク上のセクタアドレスを求め、このＮ□ｄｅを第１
図の８のシステムバッファに読む。第３図の１０４にて
、読込んたＮｏｄｅ（７）Ｎｏｄｅ番号ｉをＮＮＬＴに
登録する。

この処理は第１図の５４で示したＮｏｄｅ番号登録プロ
グラムによる。ＮＮＬＴの詳細とＮ　Ｏｄ　ｅ番号登録
プログラムを第９図および第１０図に示す。

第９図にて、７ばＮＮＬＴで全体で、各々のケース７１
〜７７は４バイトで構成され、７１から順にケース番号
が振られる。７１にばＮＮＬＴに登録されているＮ　Ｏ
ｄ　ｅの数を記１意する。７２〜７７には、）３”−’
ｌ：’ｒｅｅをＲ，ｏｏｔ　Ｎｏｄｅから対象キーヲ含
むＬｅａｆ　Ｎ０ｄｅまで辿った時のＮ　Ｏｄ　ｅ番号
が先頭から順に入る。登録できる最大のＮ□　ｄ　ｅＯ
数はＮＮＬＴ内のケース数によるが、この値は想定でき
るＢ＋−Ｔｒｅｅの最大の段数分だけあればよく、ここ
では、ファイルの最大の大きさから１５ケース固定とし
ている。

第１０図にＮＮＬＴ登録プログラムのフローチャートを
示す。７０１にて、ＮＮＬＴの登録されているＮ０ｄＣ
数（第９図の７１に記憶）に１を加える。

この場合、最初０であったので、７０１の処理終了後、
登録されているＮ０ｄｅ数は１となる。

７０２では、ＮＮＬＴ元頭アドレスに登録ＮＯｄ　ｅ数
と１ケース当シのバイト数４を掛けたものを加え、登録
すべきＮＮＬＴのケースのアドレスを得る。

この場合、第９図の７２で示したケースのアドレスが計
算される。

７０３にて、７０２でアドレスを計算したケースに指定
Ｎ０ｄｅ番号を設定する。この場合、Ｒｏｏｔ　Ｎｏｄ
ｅ番号ｉが、第９図の７２のケースに設定される。

第３図の１０５にて読込んだＮｏｄｅのＬｅａｆＮ□ｄ
ｅ表示（第２図の９１４で示す。）を参照して、Ｌｅａ
ｆ　　Ｎｏｄｅ　Ｔ：ｈるか判定する。この場合、ＬＣ
ａｆＮｏｄｅでないので、第３図の１０６にジャンプす
る。１０６では、読込んだＮｏｄｅ内のエントリのキー
を第１エントリから順に比較して最初に追加するエント
リのキーの値を越えるエントリを見つける。この場合キ
ーの値が３０の第１エントリが咳当する。このエントリ
のポインタ値（一般には第２図の９２２にて示される。

）から下位のＮ　Ｏｄ　ｅのＮ□ｄ、ｅ番号、この場合
Ｊを得る。

この後第３図の１０３へ実り、下位のＮｏｄｅすなわち
Ｎｏｄｅ番号ＪのＮ　Ｏｄ　ｅをシステムノ（ソファに
読み、１０４にて、Ｎｏｄｅ番号登録プログラムをＦＦ
［読込ンだＮ　Ｏｄ　ｅ　ｔ７）　Ｎ　Ｏｄ　ｅ番号ｊ
を、ＮＮＬＴに登録する。この場合、第９図の７３のケ
ースにｊが設定され、７１の登録Ｎ０ｄｅ数ば２となる
。

１０５においては、Ｌｅａｒ　Ｎｏｄｅであるので、１
０７へ進み、ここで、第１図の６４〜６６で示すワーク
にそれぞれ、追加するエントリのキー（（すなわち２５
）、ンコードおよびエントリ追加対象Ｎ０ｄｅのＮｏｄ
ｅ番号（すなわちｊ）を設定する。このように１３１〜
１３７においては、追加するエントリが入るべきＬｅａ
ｆ　　Ｎｏｄｅ　ｉで辿るとともに、ＮＮＬＴ　Ｋ　Ｒ
，ｏ　ｏ　ｔからＬｅａｆ　ｔで辿つたＮｏｄｅ番号を
登録し、かつワーク上に追加するエントリに関する情報
を設定する。ＮＮＬＴは第４図のＣのようになる。

第３図の１０８にて、現在にＮ０ｄｅ内に入っているエ
ントリ数（第２図の９１２に記憶）とＮ０ｄｅに入り得
るエントリの数を比較する。

Ｎ□ｄｅに入り得るエントリの数は、エントリ長すなわ
ち、Ｌｅａｆ　　Ｎ□ｄｅ時はキー長とンコード長を加
えた値、Ｌｅａｆ以外の時はキー長とポインタ値を入れ
るエリアの長さ４バイト固定を加えた値で、Ｎ０ｄｅの
制（財）情報を含む部分の長さく固定値）を１余いた１
直を割ることにより求める。第４図のＡの場合、現在の
エントリ数が４で、Ｎ０ｄｅに入り得るエン）　ｌ）の
数が４であるので第５図の１０８の判定では、１０９へ
進む。１０９においては、Ｎ０ｄｅの制御情報の内のＲ
，ｏｏｔ表示（第２図の９１３で示す。）を参照して、
追加対象Ｎ０ｄｅがＲｏｏｔ　Ｎｏｄｅであるかを判定
する。この場合Ｒ，ｏｏｔでないので１１０へ進む。）
ここでは、第１図の２１で示されるビットマツプを参照
して空Ｎｏｄｅを得る。この場合、第４図のＢの２１６
で示したＮ０ｄｅが新しく確保されたＮ０ｄｅ″′Ｃあ
り、Ｎｏｄｅ番号がｎである。

第３図の１１１においては、エントリ追加対象Ｎ　Ｏｄ
　ｅの後半のエントリを、新しく確保したＮ　Ｏｄ　ｅ
へ移す。その後追加するエントリのキーと前半のエント
リ入っているＮ０ｄｅの最大キーとを比転して、追加す
るエントリの方が大きい場合には新しく確保したＮ　Ｏ
ｄ　ｅにエントリを追加する。

もし、追加するエントリの方が小さい場合には、前半の
エントリが入っているＮ　Ｏｄ　ｅに追加する。

この場合、第４図のＢの２１６で示したＮ０ｄｅに、エ
ントリが追加される。この処理を５ｐｌｉｔ処理と呼ぶ
。

第３図の１１３においては、親Ｎ０ａｅ番号検索プログ
ラムを呼び５ｐｌｉｔを起したＮ０ｄｅの親のＮ０ｄｅ
のＮ’ｏｃｉｅ番号をＮＮＬＴ７から求める。親Ｎｏｄ
ｅ番号検索プログラムのフローチャートを第１１図に示
す。このフローチャートをＮＮＬＴが第４図のＣに示し
たような一場合を例にとって説明する。ここでエントリ
追加対象ＮｏｄｅのＮｏｄｅ番号がＪ′？１″ある。

第１１回の８０１にて、カウンタ■（主メモリ上のエリ
アでもレンスタでもよい）にＮＮＬＴのＮ□　ｄ　ｅ登
録数、この場合２を設定する。８０２にて、■＋１番目
のケース（この場合第４図のＣの７３）のアドレスを計
算し、８０３にて、８０２にてアドレスを計算したケー
スに記憶されているＮ０ｃｉｅＡ’号（この場合Ｊ）と
指定されたＮ　Ｏｄ　ｅ番＋３′（この場合Ｊ）とを比
較する。この場合一致するので８０５ヘジャンブｌ、、
ＮＮＬＴの工番目のケース（この場合、第４図のＣの７
２で示すケース）から親ＮｏｄｅのＮｏｄｅ番号（この
場合ｉ）を得ることができる。もし、第１１図の８０３
で一致し々い場合には８０４へ進み、カウンタエを１だ
け減算し、８０．２ヘジヤンプし、指定Ｎｏｄｅ番号を
記憶しているケースの検索処理を続行する。このように
して指定Ｎｏｄｅの親のＮ　Ｏｄ　ｅのＮｏｄｅ番号を
得ることができる。

第３図の１１４においては、１１３で得たＮ　ｏ　ｄ　
ｅ番号にて親Ｎｏｄｅを読み、５ｐｌｉｔを起したＮ　
Ｏｄ　ｅをポイントしていた親Ｎ０ｄｅ内のエントリの
ポインタを、５ｐｌｉｔのために追加したＮ０ｄｅのＮ
ｏｄｅ番号に変更する。すなわち、第４図のＡにて２１
２のＮｏｄｅをポイントしていた親１’Ｊｏｄｅ　２１
．１のエントリのポインタの値Ｊを第４図のＢのように
ｎに変更する。

第３図の１１５において、追加対象Ｎ０ｄｅをポイント
するエントリを親Ｎ０ｄｅに追加するための追加エント
リ情報を作成する。この場合、キーの値としては１５、
ポインタ値はｊ１追加対象Ｎ０ｄｅ番号はｉである。こ
の処理後、１０８へ戻り、゛再びＮ０ｄｅへのエントリ
を追加する処理を開始する。この場合、追加対象Ｎ□ｄ
ｅが満杯なので、１０９へ進む。この時の追加対象Ｎ０
ｄｅはＲ，ｏｏｔＮＯｄｅであるので、１１７ヘジヤン
プする。１１７にて、第４図のＢの２１７で示す５ｐｌ
ｉｔ処理を行うだめのＮ０ｄｅ用と２１８で示す新しい
ＲｏｏｔＮ　Ｏｄ　ｅ用のＮ　Ｏｄ　ｅを２ケ確保する
。１１８，１１９は前に述べた５ｐｌｉｔ処理である。

１２０においては今までのＲｏｏｔ　　Ｎ０ｄｅがそう
でなくなるので、第４図のＢの２１１で示すＮ０ｄｅの
Ｒｏｏｔ表示をクリアする。第５図の１２１においては
、５ｐｌｉｔ　（〜だ２つのＮ０ｄｅを指す２個のエン
トリを含む新しいＲｏｏｔ　　Ｎｏｄｅを作る。１２２
にて、ファイルラベル内のＲ，ｏｏｔ　　Ｎｏｄｅへの
ポインタ（第１図の３１３で示す。）を新しいＲｏｏｔ
Ｎｏｄｅへ更新する。この結果、Ｂ”　−Ｔ　ｒ　ｅ　
ｅの形は図４のＢのようになる。

このように５ｐｌｉｔ処理にて、親Ｎ□ｄｅを変更する
ことが必要となるが、ＮＮＬＴにＲｏｏｔからＬｅａｆ
　Ｎｏｄｅまで辿った時に、これらのＮｏｄｅ番号を記
憶しておくことにより、再びＲｏｏｔＮ　Ｏｄ　ｅから
辿りなおさずに親Ｎ　Ｏｄ　ｅ番号を得ることができ、
高速にエントリの追加処理を行うことができる。

Ｓｐｌ＋を処理が不要な場合を第５図を用いて説明する
。第５図のＡのｆ３”−’Ｉ’ｒｅｅにキーの値が１５
のエントリを追加する場合を考える。第３図の１０１〜
１０７にて、Ｒｏｏｔからエントリを追加する対象のＬ
ｅａｆ　Ｎｏｄｅ　ｉで辿り、これらのＮｏｄｅ番号を
ＮＮＬＴに登録し、追加エンｌ−ＩＪ情報をワーク上に
設定する。第３図の１０８にて、Ｎ　Ｏｄ　ｅ内のエン
トリの数が３個で、満杯でないので、１１６へ進み、エ
ントリを追加して処理を終了する。この結果Ｂ”−Ｔｌ
ｅｅは、第５図のＢのようになる。この場合には親Ｎ０
ｄｅの更新は不要である。

第６〜８図を用いてエントリ削除処理を説明する。まず
第７図のＡのＢ”−Ｔｒｅｅからキーの値が１０のエン
トリを削除することを考える。Ａはエン）・りを削除す
る前のＢ”−Ｔｒｅｅ、、　）３は削除後のＢ”−４：
’ｒｅｅである。第７図にて、５０１はＲｏｏｔＮｏｄ
ｅ、　５０２　、５０３　、５０４および５０５ばＬｅ
ａｆ　Ｎｏｄｅであり、Ｎｏｄｅ番号はそレソレ、ｉ、
ｊ、に、Ａおよびｍである。

第６図にて、４０１〜４０３にて、エントリの追加処理
と同様にＲｏｏｔ　　Ｎｏｄｅ　から削除エントリを含
むＬｅａｆ　Ｎｏｄｅまで辿シ、辿ったＮ□、ｄｅのＮ
ｏｄｅ番号をＮＮＬＴに登録する。この結果ＮＮＬ’ｌ
ｔｊ：第７図のＣのようになる。４０３にて、第１図の
６７に削除エントリ情報すなわち削除するエントリのＮ
０ｄｅ内相対工ントリ番号および６８に削除対象Ｎ　Ｏ
ｄ　ｅのＮｏｄｅ番号を設定する。

第６図の４０４にて、削除対象Ｎ０ｄｅ内のエントリ数
と位数すなわち、Ｎ０ｄｅ内に入り得るエントリの数の
量大値の１／２とを比べる。最大エントリ数はエントリ
の追加の所で述べた方法により求める。この場合のＮｏ
ｄｅ内のエントリ数が２で位数と同じであるので、４０
５へ進む。

第６図の４０５に２いてエントリ削除対象Ｎ　Ｏｄ　ｅ
がＲ，ｏｏｔ　　Ｎ□ｄｅ　かどうか判定ｔ　る。コレ
はエントリ追加の場合と同様の方法にて行う。この第７
図の例では、Ｒ，ｏｏｔ　　Ｎｏｄｅ　でないので、４
０６へ進む。

第９図の４０６においては、親Ｎ０ｄｅ番号検索プログ
ラムを呼び、ＮＮＬＴのＮｏｄｅ番号の記憶しているケ
ースをサーチして、エントリ削除対象Ｎ０ｄｅのＮｏｄ
ｅ番号が記憶されているケースを探し、このケースの直
前のケースに入っている１’ｔＪＱｄｅ番号を得る。こ
れが親Ｎ０ｄｅのＮｏｄ　ｅ番号である。この場合、第
７図のＣのＮＮＬＴをｊで検索し、Ｊの入っているケー
スの直前のケースに入っているＮ□ｄｅ番号ｉが親Ｎ　
Ｏｄ　ｅ番号である。

４０７にて親Ｎ０ｄｅを読む。

第６図の４０８においては、親Ｎｏｄｅ内の削除対象Ｎ
０ｄｅをポイントするエントリの隣のエントリから削除
対象Ｎ　Ｏｄ　ｅここでは第７図の５０３のＮｏｄｅの
隣のＮｏｄｅのＮｏｄｅ番号Ｒを得て、このＮｏｄｅを
システムバッファに読み込む。４０９において、全読込
んだＮ０ｄｅ内のエントリ数、ここでは３と位数、ここ
でば２とを比較する。エントリ数が位数よシ大きいので
、４１０へ進む。

第６図の４１０においては、第７図のＡの５０１゜５０
２および５０３のＮ　Ｏｄ　ｅを第７図のＢの５０１゜
５０２および５０３のＮ□ｄｅのようにする。すなわち
削除エントリ情報（第１図の６７．６８に記憶されてい
る。）によシ指定されだエントリを削数が位数より小さ
くならないようにする。この処理を均衡化処理と呼ぶ。

これでエントリ削除処理を終了する。この結果、Ｂ”−
Ｔｒｅｅは第７図のＢのようになる。

第８図のＢ“−’１４ｅｅからキーの値が７０のエント
リを削除することを考える。

第６図にて、４０１〜４０７までで、第７図の例と同様
の処理が行われる。ただし、ＮＮＬＴは第８図のＣに示
したようになり、６０１と６０３のＮ　Ｏｄ　ｅがシス
テムバッファに読込まれる。４０８では、親Ｎ　Ｏｄ　
ｅ内の対象Ｎｏｄｅのエントリの隣のエントリから隣の
ＮｏｄｅのＮｏｄｅ番号を得て、こ（７）Ｎｏｄｅｌシ
ステムバッファに読み込む。

第６図の４０９にて、隣のＮ　ｃ）　ｄ　ｅのエン）　
ＩＪ数と、位数とを比較する。この場合、エントリ数が
２で、位数が２であるので、４１１ヘジヤンプする。４
１１においては、指定エントリを削除後、左隣のＮ　Ｏ
ｄ　ｅへ残りのエントリを移し、このＮｏ　ｄ　ｅを空
Ｎｏｄｅとして返却する。この処理を併合処理と呼ぶ。

第６図の４１１の併合処理によりエントリを移したＮ０
ｄｅの最大キーが変わる、すなわち第８図のＮｏｄｅ６
０２の最大キーが、５０から仮想的最大キー（Ｂ”−Ｔ
ｒｅｅに対する処理を簡易にするためにあらかじめ、Ｂ
“−Ｔｒｅｅに加えておくキー）に変わったのに伴い、
親Ｎｏｄｅ内のこのＮｏｄｅをポイントしているエン）
　ＩＪのキーをＮｏｄｅ内の新しい最大キーに更新し、
削除されたＮｏｄｅをポイントしているエン）　ｌ）を
削除するように、削除エントリの情報を第１図の６７．
６８に設定する。

この場合、６７に削除エントリのＮｏｄｅ内相対エント
リ番号２．６８に削除対象Ｎ□ｄｅのＮｏｄｅ番号ｉを
設定する。

第６図にて親Ｎ　Ｑ　ｄ　ｅから削除し九Ｎ　Ｏｄ　ｅ
をポイントしていたエントリを削除すべく４０４へ戻る
。

４０４にて、Ｎｏｄｅ内のエントリ数は２で位数に等し
いので、４０５へ進む。４０５にて対象ｌ’Ｊ　ｏ　ｄ
　ｅはＲ，ｏｏｔ　Ｎｏｄｅ　　であるので、４１３ヘ
ジヤンプする。４１３にて、対象Ｎ□ｄｅはＬｅａｆＮ
　Ｏｄ　ｅでないので、４１４へ進む。４１４にて対象
Ｎｏｄｅ内のエン）　ｌ）数は２イ固であるので、４１
５へ進む。４１５にて併合によ９１個になったＮ。

Ｎ　ｏ　ｄ　ｅを新しいＲｏｏｔ　　Ｎｏｄｅとし、今
ｔでのＲｏｏｔ　　Ｎｏｄｅを返却する。この結果１３
”−Ｔｒ　ｅｅは第８図の１３のようになる。

一方、Ｎｏｄｅが１１固のＢ”−’ｐｒｅｅで、しかも
エントリ数が位数以下の場合には、第６図にて４０１〜
４０５，４１３と処理が進み、４１３にて４１６へジャ
ンプして指定エントリを削除して終る。

また、削除対象のエントリを含むＬｅａｆ　Ｎｏｄｅに
位数より多いエン１１が存在している場合は、第６図に
で、４０１〜４０４と処理進み、４０４から４１６ヘジ
ヤンプして指定エントリをＭｌｌ除して終る。

さらに、エントリの削除が下位のＮ０ｄｅからＲｏｏｔ
　　Ｎｏｃｉｅ−５で波及し、１ｏｏｔ　　Ｎａｄｅ内
のエントリ数が３個以上で、位数以下の場合は、第６図
の４１４の判定で４１６ヘンヤンプし、エントリを削除
して処理を終了する。これは、ＲＯｏｔＮ　Ｏｄ　ｅの
エントリ数は位数以下も認めるためである。

このようにエントリ削除処理においても、併合および均
衡化を行う場合、親Ｎｏｄｅを更新する必要がるシ、こ
の時に、ＮＮＬＴを検索するだけで、親Ｎ０ｄｅのＮｏ
ｄｅ番号を得ることができる。

〔発明の効果〕

Ｂ”−Ｔｒｅｅに対してエントリを追加することによる
５ｐｌｉｔ処理およびエントリを削除することによる均
衡化あるいは併合処理にて、処理対象Ｎ０ｄｅの親のＮ
　Ｏｄ　ｅを参照および更新する必要がある。本発明に
よれば、親Ｎ□ｄｅをＲｏｏｔ　Ｎ□ｄｅから辿りなお
さずに知ることが出来、高速に親Ｎ０ｄｅの参照あるい
は更新することが可能となり、Ｂ”−Ｔｒｅｅへのエン
トリ追加および削除処理を高速に行うことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の全体構成を示し、第２図はＮｏｄｅの
内部構成を示し、第３図はＢ”−４’ｒｅｅヘエントリ
を追加するプログラムのフローを示し、第４図および第
５図はＢ”　−’Ｉ”　ｒ　ｅ　ｅヘエン）　ＩＪを追
よび第８図はＢ＋〜Ｔｒｅｅからエントリを削除する例
を示している。第９図ばＮＮＬＴ、第１０図ばＮＮＬＴ
ＫＮｏｄｅ番号登録するプログラムのフローチャート、
第１１図は親Ｎｏｄｅ番号をＮＮＬＴから検索するプロ
グラムのフローチャートを示す。

Claims

【特許請求の範囲】演算処理装置と主メモリと補助記憶装置と入出力装置か
らなる電子計算機システムにおいて、キーにて情報を検
索するだめの平衡木に対して、Ｒｏｏｔ　Ｎｏｄｅから
Ｌｅａｆ　Ｎｏｄｅ　まで辿ツタＮ　Ｏｄ　ｅの識別情
報を辿った順に記憶するテーブル。キーを平衡木に＋ｌｉ加する場合には、追加キーを格納
ずべきＬｅａｆ　ＮｏｄｅまでＲ，ｏｏｔ　　Ｎｏｄｅ
から辿る時に、辿った順にＮｏｄｅの識別情報を前述し
たテーブルに記憶しておき、木を平衡化するために処理
中のＮ０ｄｅの親のＮｏｄｅの識別情報が必要になった
時には、前述のテーブルを参照して親のＮ０ｄｅの識別
情報を得る論理のキーの追加処理を行うプログラム、キ
ーを平衡木から削除する場合においても、削除するキー
を含んでいるＬｅａｆＮ□ｄｅまでＲＯＯｌ　Ｎ０ｄｅ
から辿る時に、辿ったＮｏｄｅの識別情報を順に前述し
たテーブルに記憶し、平衡化のため必要となる処理中の
Ｎｏｄｅの親のＮｏｄｅの識別情報をキーの追加処理と
同様にして、前述したテーブルから得る論理のキーを平
衡木から削除するプログラム、これらのプログラムのた
めに、指定されだＮ０ｄｅの識別情報を前述したテーブ
ルに、Ｎｏｄｅを辿った順に登録するサブルーチンおよ
びこのテーブルを参照して指定されたＮ　□　ｄ　ｅ　
ｔ７）　職別情報を探し、この直前に記憶されている親
のＮ　Ｏｄ　ｅの識別情報を得るサブルーチンを設ける
ことによシ、平衡化時に必要となる処理中のＮ　Ｏｄ、
　ｅの親のＮ　Ｏｄ　ｅの識別情報をＲ，ｏｏｔＮ□ｃ
ｉｅから再び辿りなおす処理を不要とし、平衡木に対し
て、特に高速なキーの追加および削除が可能な情報検索
方式。