CC BY
57
Информационные технологии Вестник Нижегородского университета им. Н.И. Лобачевского, 2012, № 5 (2), с. 301-308
УДК 004.051
ЭФФЕКТИВНАЯ СТРУКТУРА ХРАНЕНИЯ СЛОВАРЯ СТРОКОВЫХ КЛЮЧЕЙ С АССОЦИИРОВАННЫМИ ЗНАЧЕНИЯМИ
© 2012 г. В.П. Гергель, Д.С. Скатов
Нижегородский госуниверситет им. Н.И. Лобачевского
danskatov@gmail.com
Поступила в редакцию 10.09.2012
Предложен способ реализации словаря на основе минимальных конечных автоматов, где ключу ставится в соответствие набор значений. Показаны его преимущества в сравнении с доступными решениями в виде СУБД и классов стандартной библиотеки С++: улучшение по времени поиска составляет от 20-40 раз до порядков. При этом существенно сокращается требуемая для хранения память.
Ключевые слова: визуальные словарь, эффективные структуры хранения, префиксное дерево, конечный автомат, вычислительная лингвистика, машинная морфология.
Введение
В статье рассматриваются встраиваемые реализации словарей, позволяющие по заданному строковому ключу получать множество ассоциированных значений. Под встраиваемыми понимаются реализации, не требующие сервера приложений (в сравнении с большинством реляционных СУБД).
Подобные структуры хранения востребованы, в первую очередь, в приложениях автоматической обработки текста. Так, при выполнении синтаксического разбора предложения (естественного языка) используется модуль словарной морфологии, по заданному слову определяющий множество его грамматических значений. Например, слову «для» соответствует два значения: от «длить (ед.ч., несов.вид, непереходный, 2-е лицо) и «для» (предлог). Этот же модуль требуется в информационно-поисковых системах для приведения слов из документов и запросов к начальной форме. К реализации модуля предъявляются высокие требования по скорости, поскольку он поставляет входные данные для более трудоёмких этапов обработки текста.
В статье рассмотрены четыре встраиваемые реализации словарей: 1) авторская реализация, основанная на минимальном конечном автомате и алгоритмах, адаптированных из [1], называемая далее DawgMap; 2) std::map из стандартной библиотеки С++ [4]; реализации на основе 3) БД SQLite [5] и 4) Oracle BerkeleyDB [6]. Сравнение выполнено на основе реальных лингвистических данных: использовались 1) набор
записей машинной морфологии русского языка и 2) набор запросов к российской поисковой системе, несколько миллионов ключей в каждом наборе. Показаны преимущества авторской реализации в большинстве рассмотренных контекстов.
В [7] анализируется ряд свободно доступных словарей для хранения ключей (иногда - со значениями), выполненных отдельными исследователями за рамками стандартной библиотеки C++ и встраиваемых СУБД. Показано, что эти реализации непригодны для применения в коммерческом ПО (например, по причине некорректной работы при большом количестве ключей) или/и не обладают достаточным функционалом.
Далее используются следующие обозначения: А - конечный алфавит символов, key е А — добавляемый ключ, val(key) с Vais с А - набор значений ключа key, Vals - множество допустимых значений, N = |Vals|, M = \A\. Говорится также, что величина N определяет степень разнообразия значений. Количество вершин конечного автомата называется его мощностью.
1. Словарь строк как конечный автомат
Известно, что языку, образованному конечным множеством строк, можно поставить в соответствие ациклический конечный автомат, распознающий этот язык [3] (также в литературе: DAWG - directed acyclic word graph).
Префиксные деревья. Простейшим автоматом, распознающим язык из конечного числа строк, является префиксное дерево [3]. Для него
Кнутом Д. получена [В] оценка мощности как функции числа добавленных строк: если ключи равномерно распределены в алфавите мощности M, имеют максимальную длину s, и уже добавлено n таких ключей, то число состояний дерева в среднем есть величина G(n/(sln M) = G(n). Для лингвистических данных этот закон подтверждается - префиксное дерево, образуемое 3 млн русских словоформ, удовлетворяет данной асимптотике. Насыщение мощности автомата произойдёт, когда добавлены все возможные строки такого типа, т. е.
1 + M + M2 +... + Ms = M
Ms -1
M -1
строк. При M = 25, s = 10 это количество составляет порядка 1014, так что для реального текстового материала насыщение никогда не будет достигнуто - в русском языке число известных словоформ не превышает 5 млн.
В префиксных деревьях цепочки вершин ближе к листьям часто имеют вырожденный вид, представляя собой пути из узлов, каждый из которых имеет ровно одно входящее и одно исходящее ребро. Это характерно для лингвистических данных, где многие строки имеют одинаковые окончания. Сворачивая каждый путь в одно ребро, помеченное цепочкой соответствующих символов, можно получить так называемое patricia-дерево (radix-tree, compact prefix tree).
Минимальные конечные автоматы. Негативный опыт использования различного рода деревьев, о котором сообщают исследователи, обусловлен их сильно ветвистой природой и большим объёмом. Это негативно сказывается на производительности кэша ЦП, а значит, и всей структуры хранения в целом.
Известно, что для любого детерминированного конечного автомата существует эквивалентный ему автомат наименьшей мощности. Следовательно, для конечного множества строк наибольшим по мощности автоматом является префиксное дерево, наименьшим - минимальный конечный автомат (mafsa - minimal acyclic finite state automata).
Способы получения минимальных представлений конечных словарей включают: 1) получение автоматов, по мощности занимающих промежуточное положение между префиксным деревом и минимальным автоматом; 2) построение префиксного дерева и его последующая минимизация; 3) минимизация промежуточного автомата после добавления очередной строки; 4) минимизация автомата «на лету», т.е. уже в процессе добавления строки.
Эти подходы являются компромиссами по
времени, памяти и сложности реализации. Основная проблема возникает на этапе построения автомата: в некоторых подходах для получения минимальных автоматов по миллионам строк необходимы десятки гигабайт памяти для промежуточных представлений. В данной статье используется последний из упомянутых подходов, описанный, например, в [1]. В нём после каждой вновь добавленной строки результирующий автомат уже является минимальным. Подход достаточно сложен в реализации, но для словарей из миллионов строк требует на этапе построения нескольких десятков мегабайт памяти и нескольких минут (3 GHz ЦП, В Гб ОЗУ).
Рис. 1. Префиксное дерево (сверху, 32 вершины) и эквивалентный минимальный автомат (снизу,
20 вершин) для множества строк {«закат», «ледоруб», «ледоход», «прокат», «самокат», «самоход»}. Серым отмечены финальные состояния
Предельная мощность минимального конечного автомата после добавления всех строк длины, не более 5, в алфавите мощности M не зависит от количества добавленных строк и составляет ровно 5 + 1 вершину. Действительно,
пусть все такие строки уже добавлены в автомат. Тогда в нём из вершины с номером і будет исходить ровно М дуг в вершину с номером і + 1, і = 1, ..., 5, и все вершины будут финальными. Таким образом, можно рассчитывать, что стабилизация мощности автомата будет достигнута, в сравнении с префиксным деревом, при существенно меньшем количестве добавленных строк. Далее в работе выполнимость этого свойства показана на реальных лингвистических данных.
Успешность применения минимальных автоматов в обработке естественных языков объясняется тем, что общими в их строках часто являются не только префиксы, но и суффиксы, инфиксы (см. рис. 1).
2. Эффективная структура хранения словаря
2.1. Представление словаря с ассоциированными значениями ключей
Сохранение значений, ассоциированных с ключами. Конечные автоматы предназначены для бинарного различения входных строк: можно получить ответ на вопрос, принадлежит ли входная строка языку данного автомата. На практике со строками необходимо связать значения, которые могут в общем случае являться произвольными последовательностями байтов, а не только целыми числами фиксированной разрядности, как это предложено в некоторых реализациях. Для префиксного дерева и его производных очевидным решением является сохранение значения в листовом узле. В случае, когда размер значения достаточно велик, а различных значений много меньше ключей, разумно сохранять не само значение, а ссылку на него, при хранении значения в отдельной области памяти.
Пусть сохраняемому ключу можно присвоить любое из N различных значений. При минимизации конечного автомата, адаптированного для сохранения таких ключей и их значений, оказывается, что нужно различать не обычные и финальные состояния, а как минимум N + 1 класс состояний, из которых N классов соответствуют финальным состояниям с одним из N различных значений, а (Ы + 1)-й класс - это прочие состояния. Кроме того, следует позаботиться о возможности сохранения нескольких значений для одного ключа, так что размер узла должен быть динамическим по количеству значений.
Конечно-автоматный преобразователь как словарь. Другой подход к сохранению значений состоит в том, что автомат для представления
словаря рассматривается как частный случай конечно-автоматного преобразователя (finite-state trancducer) [3], который по входной строке не только отвечает на вопрос о принадлежности его языку, но и порождает некоторую выходную строку в качестве отклика. Чтобы организовать такое поведение, получая значение как отклик на ключ, словарь вместо строк key будет наполняться строками вида key#value, где # -специальный разделительный символ, отделяющий ключ от значения.
В предложенном подходе поиск всех ассоциированных с ключом значений состоит в том, чтобы в автомате найти путь, целиком проходимый буквами key, и посмотреть, имеет ли достижимая по key вершина qk ребро, помеченное #. Если да, тогда считается, что key есть в словаре, а множество его значений целиком определено автоматом со стартовой вершиной qk. Подход применим, если символ # ранее не встречался в key. Обычно в качестве # используется символ с кодом '\Q', в этом случае означенное условие выполнено.
Структура хранения DawgMap. Предложенная в работе реализация словаря строк (DawgMap) выполнена в виде библиотеки на C++. Помимо автоматической поддержки любого числа значений, ассоциированных с ключом (в том числе нулевого), DawgMap имеет следующие преимущества.
1. Автоматическое определение общих значений и их наборов. Для заданных key и val(key) = (vj, ..., vn} на этапе построения автомата можно формально пополнить его строками key#v1, ..., key#vn. Не надо заботиться о том, чтобы одинаковые значения (и их группы) у разных ключей хранились в единственном экземпляре - это будет достигнуто автоматически в процессе построения автомата.
2. Сжатие значений. Часто оказывается, что не только ключи, но и значения делят общие префиксы, суффиксы, инфиксы. Алгоритм построения автомата поступит с такими значениями так же, как и с общими частями ключей -по мере возможности общие фрагменты значений будут объединены.
3. Иерархии значений. Иногда необходимо организовать вложенность значений, когда одно значение ключа имеет несколько подзначений: key#value@subvalue. Это можно организовать с помощью DawgMap, подбирая соответствующие разделительные символы для значений. Вместо них можно использовать явное задание длины идущего далее значения в его первом символе, но степень сжатия при этом обычно
снижается, т. к. некоторые префиксы перестают быть совпадающими у разных ключей.
4. Типизация значений. Используя разделительные символы, можно связывать с ключами значения разных типов. Так, с символом '\0' будет связан первый тип значений, с '\1' - второй и т. д. Получение значений конкретного типа сводится к обнаружению у вершины исходящих рёбер, помеченных разделительным символом этого типа.
2.2. Способы хранения состояний конечного автомата. Вершина графа DawgMap представляет собой набор переходов с указателями на вершины, в которые они ведут. Набор отсортирован в лексикографически возрастающем порядке символов, помечающих дуги переходов.
Сериализация. Имеется два представления автомата: на этапе его формирования (динамическое) и после формирования, для повторного использования в режиме чтения (статическое). Процесс сохранения структуры для повторного использования называют сериализацией. Сериализация DawgMap осуществляется в бинарный файл так, чтобы загрузка структуры на чтение состояла только в открытии бинарного файла. Тем самым реализация по удобству чтения находится на уровне встраиваемых БД. Известны два основных способа сериализации графов: с плотным и разреженным представлением переходов. В плотном представлении хранятся только переходы, действительно имеющиеся у вершины, а каждый переход представлен одним символом и одним указателем. В разреженном -каждая вершина представлена массивом из М элементов, і-й элемент соответствует і-й в лексикографическом порядке букве алфавита, а тем буквам, у которых в данной вершине переходов нет, назначается нулевой указатель.
Плотное представление вершины. Если применить плотное представление и использовать для отыскания перехода бинарный поиск, то сложность поиска ключа длины п составит O(n\og М). Однако для лингвистических данных мощности алфавитов невелики, а полную крону размером порядка М элементов имеет менее половины вершин автомата. Можно предусмотреть адаптивную стратегию поиска, когда в вершинах с малым размером кроны он выполняется прямым перебором символов. Более того, на практике оказывается, что размер структуры имеет решающее значение перед вычислительной сложностью алгоритма поиска: основное время затрачивается в операциях перехода
между состояниями, а не в поиске точки перехода.
Разреженное представление вершины. Таким образом, разреженное представление теоретически позволяет ускорить поиск, но требует больше места для хранения, что негативно сказывается на производительности структуры. В [2] предложен способ хранения графа с разреженными вершинами, учитывающий то обстоятельство, что у многих вершин крона неплотная. У таких вершин в массиве указателей между реально существующими переходами имеются пустые пространства, которые можно заполнить данными других вершин (рис. 2).
Рис. 2. Перекрытие хранимых состояний. Для алфавита А = 3,в,/} вершина q имеет переходы
только по ^Ье}, р -только по ^с/}. Штрихованный квадрат содержит битовую маску. Состояние р можно сохранить не после / а вставить его после Ь, тогда пропуски в q, соответствующие {сД/}, будут использованы эффективно
В этом виде уже нельзя приписать пустые указатели тем символам, что не имеют переходов, так что для каждой вершины дополнительно заводится битовая маска. В ней для буквы с номером] є {1, ..., М}, имеющей переход, записан бит 1, для остальных - бит 0. В русском и английском алфавитах для маски достаточно 32 бит = 4 байт (все значащие буквы). Таким образом, надо получить максимально плотное по общей длине пересечение массивов с пустотами. Субоптимальное решение задачи достигается в [2] жадным алгоритмом.
Проведённые эксперименты показали, что плотное представление вершин по указанной схеме идентично по производительности разреженному, при этом приводит к структурам хранения больших размеров. Не дала улучшения производительности и смешанная оптимизация, когда вершины с плотной кроной хранятся в разреженном представлении и наоборот.
Два типа вершин. При сохранении лингвистических данных оказывается, что порядка 25% вершин образуют пути - цепочки состояний, имеющих ровно одно входящее и одно исходящее ребро. Для учёта этого факта в DawgMap при сериализации есть два типа вершин: раз-
вилки (вершины с двумя и более исходящими рёбрами) и пути.
2.3. Поиск и извлечение значений. Особенность DawgMap состоит в том, что значения в общем случае не записаны в нём в готовом виде, перед использованием их необходимо извлечь из графа (рис. 3). Поэтому при работе с DawgMap используются два поисковых алгоритма.
1. Алгоритм Follow. Для извлечения набора значений по заданному ключу key необходимо сначала пройти по дугам из корневой вершины графа, следуя символам key. Успешным поиском является ситуация, когда просмотрены все символы key, а в графе было достигнуто состояние qK с исходящей дугой, помеченной разделительным символом.
2. Алгоритм Fetch. Все значения ключа key представлены путями, начинающимися с вершины, в которую из qk ведёт достигнутый ранее в Follow переход с разделительным символом, и заканчивающимися в финальных вершинах графа. Алгоритм Fetch обходит все такие пути (в силу линейного упорядочения переходов по буквам - это будет сделано в лексикографическом порядке), тем самым извлекаются все значения val(key) = {^, ..., VM(key)|}.
Рис 3. Алгоритмы Follow и Fetch
Переборный характер алгоритма Fetch приводит к вопросу о его производительности. Однако глубина его погружения ограничена длиной значений и их количеством — для лингвистических данных обычно не более десятка. На практике Fetch отнимает в худшем случае 4% от общего времени получения набора значений по ключу.
3. Сравнение реализаций
3.1. Способ тестирования. Пусть заданный словарь V с мощностью n ключей отсортирован в лексикографическом порядке. Для оценки
объёма и производительности структур хранения выполняется следующая последовательность действий:
1) Из всего отсортированного словаря для заданного а е (0, 100) выбирается порция ключей Va объёмом а%, равномерная в следующем смысле: отобранные элементы словаря находятся на как можно более равном удалении от своих непосредственных соседей и границ набора элементов. Тем самым достигается равномерность порции по буквам алфавита. Например, для словаря V = («а», «аа», «ab», «b», «ba», «bb», «с»} и а = 70% - может быть выбрано Va = = («а», «ab», «b», «bb», «с»}, а = 30% - Va = = («а», «ba»}.
2) Для отобранного множества Уа строится словарь.
3) Из Va по такой же схеме отбирается p ключей (их доля в Vo, равна p| V(X|-1-100%), по которым выполняется оценка производительности операций поиска (успешного и неуспешного). Этот набор перед поиском перемешивается. Одна серия измерений состоит в последовательном поиске всех ключей из перемешанного набора, и выполняется всего p таких серий. Замеряется общее время t выполнения всех серий. В качестве среднего времени поиска по словарю объёмом |V(x|, образованному некоторыми строками заданного языка, полагается усреднённое
t -2 время t-p .
4) Пробегаются значения а = j-|V| 1 с заданным поj шагом Д: j = Д, 2Д, ..., | V|.
Предложенный способ тестирования моделирует индексацию таких частей словаря растущего объёма, которые достаточно равномерны по составу использованных букв алфавита и тем самым похожи на некоторые, реально используемые, словари такого объёма.
В экспериментах полагалось Д = 50000, p = = 500. Тестирование проводилось на компьютере с процессором 3 GHz Intel Core 2 Quad Q9650, 8 Гб ОЗУ. Компиляция всех модулей, в т.ч. встраиваемых БД, осуществлялась для платформы Windows 7 x64 в Visual C++ 2010 в режиме Release с поддержкой инструкций SSE2.
3.2. Тестирование на данных словарной морфологии. Для эксперимента использованы следующие морфологические данные: 2.3 млн различных словоформ, порядка 10 тыс. различных грамматических значений с начальными формами. Сохраняются не сами значения, а их числовые дескрипторы. Начальная форма сохраняется в виде кода RnAx, означающего, что для получения по заданному слову его началь-
ной формы необходимо отнять от него n букв с конца и добавить в качестве суффикса строку x. Так, некоторому дескриптору 253 соответствует грамматическое значение (им. сущ., жен.р., ед.ч., им.п.). В качестве значения ключа используется строка из кода начальной формы, символа-разделителя и дескриптора. Одному ключу могут соответствовать до 1В различных значений.
Эксперимент №1: с сохранением множества значений. Данные сохраняются в multivalued-стиле: для каждого ключа key с r различными значениями {vall, ..., valr} к языку автомата добавляется r строк key#valj, j = 1, ..., r. Результаты эксперимента показаны на рис. 4. По результатам наблюдается следующее:
1) DawgMap для построения требует наибольший объём времени (порядка 30 с для всего словаря) и приемлемый объём памяти (не более 100 Мб для данного словаря);
2) при успешном поиске DawgMap на два порядка эффективнее встраиваемых БД SQLite и Oracle BerkeleyDB, и сравним по порядку с std::map - для данного словаря MDag быстрее std::map в 30-40 раз;
3) в отличие от линейного роста размера, на-
блюдаемого у других структур, DawgMap демонстрирует следующее поведение: первую
четверть обработанного объёма размер автомата растёт, к середине объёма достигает практически начального минимума (когда обработаны первые 50 тыс. элементов), и становится в 1.7 раза меньше максимального объёма (это также соответствует объёму, полученному после индексации первых 10% всего объёма словаря), когда все данные уже обработаны;
4) сериализованный вариант DawgMap для данного словаря компактен: его исходный объём в виде текста из ключей и списков значений составлял 45 Мб, результирующий объём структуры хранения - 2.1 Мб.
Схожий размер достижим и в случае, если сохранять не идентификаторы значений, а бинарное представление самих значений (объёмом порядка 50 байт каждое) - результирующий размер структуры в этом случае составит 3.5 Мб. Вероятно, возможность такого сжатия обусловлена тесной связью ключей и значений. Так, ключам, имеющим общие окончания, часто будут соответствовать одинаковые наборы значений. Кроме того, в самих значениях присутствует естественная иерархия: разбиение словоформ по частям речи, в рамках одной части речи - по соответствующим характеристикам. Эксперименты показали, что размер автомата может колебаться (1.5-2 раза) в зависимости от
того, насколько хорошо пользователь библиотеки учёл иерархию в бинарном представлении значений.
----Berkeley DB---DawgMap-----SQLite — - — std::map
Рис. 4. Серия экспериментов для данных словарной морфологии: (а) - время построения словаря объёмом n ключей (n - абсцисса); (б) - объём памяти в Мб для формирования словаря (логарифмическая шкала); (в) - время успешного поиска в таком словаре; (г) - размер сериализованной структуры хранения в Мб (логарифмическая шкала).
При p = 500 средняя производительность для полного словаря из 2.3 млн элементов составила 4.86-10-7 с, а на словаре из 50 тыс. элементов -4.14-10- с. Таким образом, простейший морфологический анализатор, построенный на
DawgMap, может на некоторых входных наборах достигать производительности порядка 20 млн слов в секунду. Время успешного поиска, усреднённое по всем элементам словаря, составило 3 млн слов в секунду. Аналогичная средняя производительность была получена на текстовом корпусе из 100 Мб новостных сообщений. Также необходимо отметить следующее положительное свойство DawgMap - он слабо чувствителен по времени поиска при росте объёма словаря.
Эксперимент №2: с сохранением единственного значения. Во втором эксперименте для каждого ключа key со значениями (va/l, ..., valr} сохранялось значение vall@.@valr. При извлечении это значение можно разделить на r частей по символу @. В такой постановке качественная картина для DawgMap сохранилась, время успешного поиска осталось таким же, но структура хранения заняла на 10% больше. Для встраиваемых БД имело место двукратное сокращение размера и полуторакратное ускорение операции поиска.
3.3. Тестирование на базе поисковых запросов. Использовалась выборка из 1 млн запросов одной из российских поисковых систем. В отличие от данных словарной морфологии
(средняя длина 7 символов), здесь часто встречаются длины порядка 15-20 символов, алфавитный состав богаче - используются буквы строчные и прописные, символы латинского алфавита, некоторые разделители. Для каждого добавляемого запроса генерировалось одно из 10 тыс. равномерно распределённых числовых значений, моделирующих сохранение частоты запроса.
Несмотря на более чем в 2 раза меньшее количество ключей, результирующий размер составил 34 Мб против 2.1 Мб для данных машинной морфологии, а для его построения потребовалось в 3 раза больше памяти. Производительность успешного поиска Ва^^Мар ухудшилась примерно в 2 раза, что обусловлено увеличением длины ключа.
Дополнительно была выполнена оценка времени неуспешного поиска, т. е. когда искомый ключ отсутствует в словаре. Для машинной морфологии более важно время успешного поиска, т.к. в текстах большинство слов правильные. Для подсказки в поисковой строке и исправления опечаток важны оба показателя. Качественная картина для Вам>^Мар в сравнении с успешным поиском не меняется, отмечены две особенности: 1) SQLite отрабатывает неуспешный поиск в несколько раз быстрее, 2) увеличивается разрыв между Ва^^Мар и std::map в пользу первого.
3.3. Асимптотика числа вершин автомата.
Если автомат пополняется строками словаря по схеме, предложенной в п. 3.1, то сформулированная ранее в экспериментах динамика его мощности характерна также и для словарей случайно сгенерированных строк: имеет место увеличение мощности в начале и уменьшение к концу сеанса пополнения.
-----Berkeley DB DawgMap-----------SQLite — " _ std::map
Рис. 5. Серия экспериментов для данных поисковых запросов. Содержание графиков то же, что на рис. 4
Пусть теперь граф пополняется строками словаря в строго лексикографическом порядке, и уже добавлено n строк. Тогда для минимального автомата, согласно эксперименту, наблюдается асимптотика числа вершин O(ne), 0 < в < < 1 - как на случайных, так и на реальных данных, в зависит от словаря. Так, для эксперимента №1 из п. 3.2 кривая мощности описывается функцией 6.7x0685 с погрешностью не более 3 тыс. единиц (при максимальных значениях порядка 100 тыс.).
Случай в = 1 соответствует асимптотике префиксного дерева.
Подтверждений приведённой гипотезе в доступных источниках автором не обнаружено.
Заключение
В статье дано описание DawgMap - реализации структуры хранения строковых ключей с наборами ассоциированных значений, эффективной по объёму памяти и скорости поиска по ключу. Дан обзор предметной области, охарактеризованы различные подходы к организации словарей. Даются объяснения конструктивным решениям, принятым в реализации DawgMap. На основе реальных лингвистических данных проведены эксперименты, по результатам которых разработанная структура оказывается в десятки раз эффективнее известных встраиваемых решений.
DawgMap используется в следующих коммерческих разработках: 1) модуль исправления опечаток в словах на русском языке, 2) модуль подсказки для строки ввода запроса в поисковой системе по вьетнамскому сегменту сети Интернет, 3) модуль извлечения из текста объектов специального вида (персон, адресов и т. д.), 4) машинная словарная и бессловарная морфология для линейки языков (русский и пр.).
Список литературы
1. Daciuk J., Mihov S., Watson B.W., Watson R.E. Incremental construction of minimal acyclic finite-state automata // Computational Linguistics. 2000. V. 26. N.1. P. 3-16, March ‘00.
2. Lucchesi C.L., Kowaltowski T. Applications of finite automata representing large vocabularies // Soft-ware-Practice and Experience. 1993. 23. 15-30.
3. Ахо А.В., Лам М.С., Сети Р., Ульман Д.Д. Компиляторы: принципы, технологии и инструментарий. 2-е изд. М.: Вильямс, 2008.
4. http://www.open-std.org/jtc1/sc22/wg21/docs/ pa-pers/2005/n1905.pdf
5. http://www.sqftfe.org/inmemorydb.html
2-Ю 1 • 1Q-5 5-1Q-6
Q 2-1Q6
в) > і 1 1
h~'
і і
6. http://www.oracle.com/technetwork/products гвистики // Интеллектуальные системы и компьютер-
/berkele}dfc/overview/mdex.html ные науки: Сб. тр. X Международ. конф. М., 2011.
7. Скатов Д.С. Эффективные реализации строко- 8. Кнут Д. Искусство программирования. Т. 3. вых словарей для решения задач компьютерной лин- Сортировка и поиск. 2-е изд. М.: Вильямс, 2007.
EFFICIENT STORAGE STRUCTURE OF A DICTIONARY WITH STRING KEYS AND ASSOCIATED VALUES
V.P. Gergel, D.S. Skatov
The article describes an implementation of a dictionary based on minimal finite-state automata in which a key is associated with a set of values. The advantages of the dictionary as compared to other available implementations such as DMBS or C++ standard class library are illustrated. The acceleration of the search process ranges from 20-40 times up to several orders of magnitude, while the memory volume required is considerably reduced.
Keywords: dictionary, efficient storage structures, prefix tree, finite-state automaton, computational linguistics, machine morphology.
