Добавил:

ivanov666 Опубликованный материал нарушает ваши авторские права? Сообщите нам.

Вуз:

Башкирский Государственный Аграрный Университет

Предмет:

[НЕСОРТИРОВАННОЕ]

Файл:

книги из ГПНТБ / Левковиц, Д. Структуры информационных массивов оперативных систем

.pdf

Скачиваний:

Добавлен:

21.10.2023

Размер:

8.9 Mб

Скачать

☆

<<< < Предыдущая 1 2 3 4 5 6 7 8 9 1011 / 2111 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 > Следующая >>>

р а з в е т в л я ю т ся на три ветви. В конце этой части при про

ведении выборочного расчета будет показано,	что на
практике фактор ветвления обычно составляет	несколь
ко сотен.

Дерево, показанное на рис. 6-1, является трехуровне вым деревом; первый уровень м о ж н о хранить в опера тивной памяти, а остальные два уровня — в З У П Д . Дл я иллюстрации определенной стратегии распределения па

мяти, применяемой при использовании	некоторых типов
З У П Д , предположим, что устройства	памяти относятся

ко второму или третьему типам, определенным в гл. 2. Если дерево нужно хранить на диске с неподвижны ми (фиксированными) головками или на барабане, то

последующие рассуждения остаются справедливыми.

Однако	в этом случае	не имеет	значения, на каких до
р о ж к а х	хранятся вершины дерева . Н а			рисунке	обо
значает /-ю д о р о ж к у і-го цилиндра.
Н а ч и н а я с нижнего уровня дерева, фрагменты клю
чей, соответствующие		полным	ключам,	можно	читать

в алфавитном порядке слева направо вместе с символи ческими адресами Аіз, Аі2, Аіи ..., Ai. Формат каждого поля внутри д о р о ж к и следующий: фрагмент усеченного

ключа/адреса связи с заголовком списка		или с дорожкой,
в которой хранится следующий	уровень/длина списка.
При создании дерева его	вершины	приписываются

фрагментам ключей-терминов в прямом или обратном


порядке.	В рассматриваемом примере выбран обратный
порядок,	поэтому		последние		три	фрагмента		( E Y E R
D Y S O ,	D Ö N L ) помещаются				в правую д о р о ж к у			наиболе
глубокого		уровня	Ті3.	Соответствующие длины				списков
Л І / L I , А2/Ьо		и A3/L3 вместе с			символическим		заголовком
адресов	списка т а к ж е			вводятся в		запись.	Последний

фрагмент ключа на д о р о ж к е называется интервалом до


рожки . Он т а к ж е		вводится в			д о р о ж к у			второго	уровня
в качестве ссылки. Следовательно,						указателем последней
записи д о р о ж к и Г 1		0	является		E Y E R / Г І З , обозначающий
что E Y E R является			последним		фрагментом ключа					на до
р о ж к е	третьего уровня			Тіз. П о л е		длины		списка,	равное
нулю	( 0 ) , указывает, что эта ссылка относится к другой
д о р о ж к е в справочнике,				а не к	списку		в	файле .
Следующие три фрагмента					ключей		(начиная		с	ниж
ней части с п и с к а ) — э т о				C R O Z ,		C A R T		и C A R D ;		они

в свою очередь вводятся на следующую доступную до рожку (Т&) в соответствии с их адресами связи и дли-

100

нами списков. Последний			фрагмент на д о р о ж к е — C R O Z .
Он	вводится	на д о р о ж к у	второго	уровня	ТІ0 как	ссылка
на	позицию	следующей	записи	и имеет	ссылку	и
нулевую длину списка.
	К а к показано на рис.		6-1, т р а к т о в к а следующих трех

фрагментов аналогична; этим завершается д о р о ж к а вто рого уровня Гіп. Последний фрагмент дорожки Гю вво дится в запись первого уровня, которая хранится в опе

ративной	памяти к а к	EYER/Тю и у к а з ы в а е т	последнюю
запись на	д о р о ж к е TiQ	(EYER) . Д л и н а списка	не исполь

зуется, так как адреса связи уровня, хранимого в опера

тивной памяти,	не	ведут	непосредственно	к	записям
файла .
Следующие	три	записи	т а к ж е хранятся	в	обратном
порядке. Это В А К Е ,		B A I L	и BABS . Они помещаются на

дорожку третьего уровня Т0І, а последний фрагмент име
ет ссылку на	д о р о ж к у	Г 0 0	в виде	В А К Е / Г О і / 0 .
В списке	остается	еще	один	фрагмент — В А В В . Н а

дорожке Гоо свободны две позиции второго уровня, по этому дополнительная д о р о ж к а третьего уровня не нуж

на; В А В В помещается	во	вторую	запись	д о р о ж к и	Too
вместе с адресом связи	Аіз	и длиной	списка	L 1 3 . Послед
ним фрагментом дорожки		второго	уровня	является	те

перь В А К Е . Он вводится в запись первого уровня в ви де ссылки ВАКЕ/ГооЭтим завершается создание трех

уровневого	дерева		д л я	15	ключей, список которых						дан
в табл . 6-1.
Необходимо отметить, что в действительности										имеет
ся только	13	ключевых ссылок, т а к					как два		ключа		де
кодируются неоднозначно. Это имена							B E L L и		B E L L S O N ,
которые оба сводятся к B E L L , и B L A C K и B L A C K W E L L ,
которые сводятся к В L A C .
Декодирование			с помощью			этого	дерева	выполняется
следующим		образом .		Пусть		надо	декодировать				имя
CARD ER. Д л я получения фрагмента							ключа	выделяются
первые четыре буквы CARD. Поиск на уровне оператив
ной памяти дает, что CARD старше (при алфавитном
упорядочении), чем В А К Е ,					но	младше, чем		EYER;			сле
довательно, о б р а щ а ю т с я к					д о р о ж к е		второго		уровня		Гю-
Эта д о р о ж к а		просматривается				и определяется,			что	CARD
старше, чем B L A C , но младше, чем CROZ; поэтому про
исходит обращение к д о р о ж к е						третьего уровня Г 1 2 . Вну
три д о р о ж к и		Тіі точное отображение CARD							содержится
в первой записи.			Н а	этом	декодирование			завершается

101

Его	результатом являются			адрес	связи	Л 6	и длина спис
ка	Ьв.
	С помощью этого дерева все ключи,					кроме		ВАВВЕТ,
будут		декодироваться	за	два	обращения			к	диску,
а В А В В Е Т — за одно обращение. Если следовать									указан
ной	схеме нумерации		дорожек,		то при	первом			обраще
нии (ко второму уровню дерева)					требуется		перемещение
головок		и поворот дорожки,		в то время		как второе обра

щение (к третьему уровню) происходит внутри одного цилиндра и требует лишь поворота диска.

Вообще говоря, в вершине дерева надо представлять максимально возможное количество фрагментов. Это


объясняется тем, что к а ж д а я					вершина занимает		в	З У П Д
объем,	соответствующий физической записи. Р а з м е р								этой
записи	ограничен объемом			З У П Д		либо оперативной			па
мяти.	Обычно		физическая	запись		соответствует		полной
д о р о ж к е		(например, в 3 000			символов) . Если			тройка
фрагмент ключа/адрес/длина списка состоит из								15	сим
волов,	то	в к а ж д у ю вершину дерева можно					поместить
200 фрагментов			и декодировать с помощью трехуровне-
го дерева		(200) 3 = 8 млн. ключей. Это означает,					что один

выбор из 8 млн. ключей можно сделать за три обраще

ния к З У П Д (если верхний уровень,	требующий 3 000
символов, не хранится в оперативной	п а м я т и ) , и за два

обращения, если верхний уровень хранится в оператив ной памяти .

М о ж н о предположить, что вершина с максимальным количеством фрагментов используется только для созда ния небольшого упорядоченного дерева; однако ниже

будет показано, что это является		оптимальным			подхо
дом .
Предположим, что	сравнения	в вершине,		хранимой
в оперативной памяти, производятся			последовательно
(на к а ж д о е сравнение	требуется	100	мксек,	т. е.	около

25 машинных циклов) . Тогда максимальное время по иска ключа внутри вершины составляет 20 мсек, а сред н е е — 10 мсек. Процедуру сравнения можно оптимизиро вать, применяя поиск с бинарным разбиением. Тогда на


сравнение и упорядочение интервала требуется 200								мксек.
Количество сравнений				равно в этом случае			log2 200 = 8,
а время поиска		внутри		вершины — 1,6		мсек.	Д л я срав
нения заметим,		что	время		обращения	к З У П Д		обычно
составляет	20—500		мсек	(точнее, 60—100 мсек).				Следо
вательно,	время	просмотра			большой вершины в			опера-

102

тнвной памяти незначительно по сравнению с временем обращения к отдельной вершине, хранимой в З У П Д (при использовании оптимального метода бинарногоразбие ния). Если просмотр не оптимизирован, это время со ставляет от 1/6 до 1/10 обычных времен обращения .

Чтобы иметь возможность оперативно обновлять файл, физические записи, с о д е р ж а щ и е вершины, не дол


жны быть плотно упакованы, т. е. в конце записи											надо
оставлять некоторое				количество		резервного пространст
ва,	обеспечивающего			расширение			вершины.		Л а н д а у е р
[Л.	12]	рекомендует		д л я большинства систем					(основан
ных на различных способах обновления)								оставлять			в ре
зерве 10% занимаемого объема памяти.								Пусть,		напри
мер,	к	справочнику		надо	добавить ключевое						слово
BINDER . Сначала получается фрагмент								B I N D , который
старше, чем ВАКЕ, но младше, чем EYER, следователь
но, обращаются			к д о р о ж к е Гю; B I N D младше, чем							B L A C ,
следовательно,			обращаются		к д о р о ж к е			Гц.	Поскольку
B I N D		старше,	чем	B E L M ,	но	младше,		чем B L A C , он
должен		находиться		м е ж д у	этими		двумя	фрагментами .

Если предположить, что в оперативной памяти есть бу ферная память д л я ввода-вывода, то физическая запись

передается в буферную память вывода,	причем	B I N D по
мещается между B E L M и B L A C вместе с соответствую
щим адресом ссылки и длиной списка	(равной	единице,

если это новый ключ) . Г/сли в конце записи есть резерв ное пространство, достаточное для помещения фрагмента нового ключа, то буферная память вывода не перепол нится. Поэтому этот фрагмент можно записать на дорож


ку Гц. Если в результате			предшествующих		обновлений
резервное	пространство	было израсходовано			(10%	ре
зервного	пространства	на	д о р о ж к е	в 200 ключей		дает
возможность сделать 20			обновлений	до переполнения),

а дерево требуется оставить упорядоченным, то послед

ний	фрагмент	проталкивается на следующую дорожку
того	ж е самого	уровня, т. е. следующую дорожку и до

рожку более высокого уровня надо обновлять совместно.


Например,	пусть	на	д о р о ж к у	Ті2 добавляется			B L A C ,
а интервалом дорожки Гц становится затем					B I N D			(за
меняющий	B L A C	на	д о р о ж к е Гю). Если д о р о ж к а				Г 1 2	не
имеет достаточного резерва, то на дорожке					Тіз	передви
гается CROZ и т. д. Если получены сведения об исчер
пании резервного		пространства		д о р о ж е к или		среднего
количества	продвижений, необходимых д л я				выполнения

103

обновления, то дерево полностью регенерируется н ре зервное пространство создается заново. Точный процент резерва является параметром программы обновления. Его значение в данный момент времени зависит от спо соба обновления справочника системы и ж е л а е м о г о пе риода регенерации. Кроме того, заметим, что требова ния при обновлении справочника обычно менее строгие, чем при обновлении файлов, поэтому 10%-ное значение

резерва	по Л а н д а у е р у		адекватно, по-видимому, д л я боль
шинства	систем.
В т а б л . 6-1		и на	рис.	6-1 изображен декодер с	усе
чением	имен.	П о д о б н а я		стратегия не подходит для	ре

ального случая представления ключа в форме Имя/Ве личина (процедура усечения может разрушить всю Ве личину или ее значительную часть) . В этом случае воз можны два подхода. П е р в ы й состоит в усечении X сим волов в Имени и У в Величине и создании фрагмента ключа из двух фрагментов путем их объединения. Дру гой подход более гибкий, т а к к а к он дает возможность создать конструкцию деревьев, приспособленную к усе ченным Величинам. При этом создается двухуровневая иерархия деревьев, где первый уровень — это справоч ник Имен, а второй содержит справочники Величин. Пре

имущество такой иерархии состоит в			том, что фрагмент
Имени	не надо	повторять с к а ж д ы м	фрагментом	Вели
чины.	Кроме	того, к а ж д о е дерево	Величин	может

впринципе иметь фрагмент своей длины, хотя все

фрагменты	внутри	одного и того ж е	дерева	одинаковы
по длине.
К р о м е	быстрого	декодирования	больших	справочни

ков и относительно простого программирования, другое преимущество дерева состоит в возможности поиска по диапазону . Например, запрос 1 на рис. 4-2 вызывает по

иск ключа		в диапазоне от		AGE/21 до AGE/30. Системе
з а р а н е е	не	известно',	есть	ли в	файле действительные
значения	ключевого		имени	AGE,	поэтому желательно

провести поиск по списку имеющихся ключей. М о ж н о


написать	программу, которая				будет декодировать		дере
во И м е н	(в данном		случае она		будет декодировать		AGE)
и направлять		его в	дерево	Величин. З а т е м она		опреде
лит .границу		наименьшей величины (21) и просмотрит
дерево снизу		вверх,	начиная	с этой точки и кончая			верх
ней границей		(30). Все величины, полученные при этом
просмотре, декодируются в				соответствующие		адресные

104

ссылки. Кроме того, для	к а ж д о й из них	проводится	по
иск по списку.
В конце этой главы	будут выведены	формулы, с	по

мощью которых можно рассчитать число дорожек и уров ней, требуемых для словаря ключей заданного объема.

6-2. ДЕРЕВО ОДНОЗНАЧНО УСЕЧЕННЫХ КЛЮЧЕВЫХ СЛОВ ПЕРЕМЕННОЙ ДЛИНЫ

Этот метод декодирования справочников сложнее рас смотренного в предыдущем п а р а г р а ф е . Во-первых, фраг менты ключей имеют переменную длину, и программе заранее неизвестно, сколько полей фрагмента можно по местить на дорожку . Во-вторых, д л я минимизации объ ема требуемой памяти необходимо усечение ключевого


слова, д а ю щ е е			однозначно		закодированный фрагмент.
Набор правил кодирования приведен во втором								и	треть
ем	столбцах табл .			6-1. К а к	и в	случае справочника			с по
стоянными		(по длине) словами, ключевые					слова	вначале
упорядочивают			в	алфавитном		порядке	(это	показано
в	левом	столбце		т а б л и ц ы ) .		З а т е м	(как	показано

во втором столбце) получается однозначно закодирован

ный фрагмент. Д л я этого

используется

наименьшее,

на

чиная

слева, количество символов

(требуемое

д л я одно

значного различения данного полного имени

от

непо

средственно

предшествующего

имени) .

Следовательно,

В А В В Е Т (первое имя

данной

последовательности)

можно однозначно закодировать просто буквой

В;

BABSON отличается от В А В В Е Т

четвертой

буквой;

сле

довательно,

д л я

того

чтобы отличать B A B S O N

от

ВАВВЕТ, требуется закодированный фрагмент BABS *.

Аналогично,

B A I L E Y

отличается

от B A B S O N

буквами

B A I ,

a B A K E R

от B A I L E Y — б у к в а м и

ВАК .

Эта

про

цедура применяется ко всему набору ключей;

результат

этого показан во втором столбце табл . 6-1.

Д л я иллюстрации того, как

закодированные

фрагмен

ты переменной длины хранятся в виде дерева

памяти

на дисках

и к а к

это

дерево

декодируется,

будут

рас

смотрены д в а примера. В первом примере все 15 имен (табл. 6-1) р а з м е щ а ю т с я на одной дорожке . Во втором, более общем примере будет рассмотрен случай много уровневого дерева .

* Очевидно, что BABSON в этом случае можно закодировать фрагментом ВА. (Прим. пер.) >

Г105

	Распределение	отдельной дорожки	Т а б л и ц а 6-2
	Распределение	отдельной дорожки
Номер записи	Содержание дорожкн	Комментарии
	Содержание дорожкн	Комментарии
1	6,1	Ключ длимы 6 (1 ключ)
	BLACKW/AI.L,	Ссылка на ключ BLACKWELL
		(в области файла	/1,) с длиной
		списка Z-i
2	5,1	Ключ длины 5 (1	ключ)
	B E L L S / A 2 / L ,

34,3 Ключ длины 4 (3 ключа)

C A R T / A S / L 3 B E L M / A 4 / L t BABS/A5 /L5

43,2

B A K / A 6 / L 0

BAI/A,'L,

5	2,4
	D Y / A . / L ,	-
	C R / A . / L ,	-
	B L / A 1 0 / 1 I 0
	B E / A . . / L , ,
6	1,4
	E / A i 2 / L , 2
	D / A 1 3 / L I 3
	C / A , . , / L u
	B / A 1 6 / L 1 5

Р а с п р е д е л е н ие	отдельной	дорожки	показано
в табл . 6-2. Таблица	состоит из	трех столбцов.	В первом

столбце указывается номер записи на дорожке . Во вто

ром — содержание д о р о ж к и	внутри каждого поля запи
си (каждое поле отмечается	при помощи разделительной

черты) . В третьем столбце содержатся комментарии, от

носящиеся к записям . Процедура состоит в перестанов
ке фрагментов в порядке уменьшения	их длин. В резуль
тате этого самый длинный фрагмент	B L A C K W , содержа
щий шесть букв, появляется в заголовке списка; затем
идет пятибуквенный фрагмент B E L L S	и т. д. Первое поле

в записи называется заголовком . В нем содержатся два

вида	информации	. Первый — это длина фрагмента, рав
ная	6 д л я записи	1, а	второй — количество	фрагментов,
содержащееся в		записи	(в данном случае	1). Следова-

106

тельно, программа декодирования осуществляет чтение фрагмента длины 6 с соответствующими адресом связи и длиной списка - и в записи будет только один такой триплет. Bo-второй логической записи содержится един


ственная тройка,		длина фрагмента		в	которой		равна 5.
В третьей записи содержатся три				тройки		с	длинами
фрагментов	4, а	именно	CART, B E L M		и BABS .			Таким
образом, в целом		д о р о ж к а	планируется		в порядке			умень
шения длин	фрагментов.		Вообще	говоря,		эта	д о р о ж к а

является одной из многих, содержащих списки закоди рованных фрагментов.

Декодирование информации, записанной на дорожке, выполняется следующим образом. Пусть надо декодиро вать имя BABSON, и логика дерева приводит к рассма


триваемой	дорожке .		В	этом	случае физическая					запись
(т. е. д о р о ж к а )		считывается			в	оперативную		память			це
ликом. П е р в а я		запись		указывает,			что	шесть			букв
имени B A B S O N надо			сравнить			с фрагментом			B L A C K W ,
т а к ж е состоящим		из	шести		букв, — сравнение				окажется
неудачным.	Тогда программа					удалит	одну		букву		из
фрагмента B A B S O N и сравнит						первые пять букв с пяти-
буквенньш	фрагментом			B E L L .		Сравнение опять				окажет

ся неудачным. З а т е м программа сравнит первые четыре

буквы В AB S с	фрагментами	CART,	B E L M и	BABS .
В итоге слово B A B S O N однозначно декодируется в со
ответствующий	адрес связи	Ай. Неоднозначность		деко
дирования слов	B E L L S O N и	B E L L	(в предыдущем де

реве) можно уничтожить, если закодировать их соответ

ственно как B E L L S	и	BE.
Однозначность	поиска гарантируется т а к ж е		сравне
нием полного ключа,		хранимого в найденной	записи,

с з а д а н н ы м при поиске ключом. Например, если оши


бочное	декодирование слова		B I N D E R привело			к фраг
менту В	(соответствующему		слову В А В В Е Т ) ,		то	ошибка
обнаружится при обращении к записи файла и						сравне
нии хранимого в ней		полного .ключевого		слова	В А В В Е Т
с з а д а н н ы м ключом		B I N D E R .
Д л я	добавления	в справочник нового		ключевого сло

ва применяется следующая процедура: слово вначале,

декодируется д л я обнаружения избыточного		фрагмента
(если избыточно закодированного фрагмента		нет,	то
в качестве фрагмента берется н а ч а л ь н а я	буква с л о в а ) .
Затем разыскивается избыточное ключевое слово,			у ж е
имеющееся в файле. При этом возможны	два	случая.

107

1.	Новое слово	алфавитно	предшествует	старому
слову.	В этом случае новому		слову ставится	в соответ

ствие ранее закодированный фрагмент, а старому слову

назначается

более

длинный

фрагмент

для

отличия

его

от нового слова . Например, пусть в существующий

спра

вочник

надо

занести

имя

B L A B .

Оно

декодируется

в фрагмент

B L , ранее назначенный слову B L A C K . Слово

B L A B алфавитно

предшествует слову

B L A C K ,

поэтому

слову

B L A B

н а з н а ч а е т с я

фрагмент

B L , а

д л я B L A C K

создается

фрагмент B L A C

(чтобы

отличать

его

от

B L A D ) . Н а

остальную

часть

списка

это

не

влияет,

пото

му

что следующее

слово

B L A C K W E L L ,

очевидно,

не совпадает с более коротким фрагментом

слова B L A C K

и тем более не может совпасть с любым более

длинным

фрагментом .

При

декодировании

обнаруживается,

что

новое

слово

алфавитно

следует

за

старым.

В этом случае

за

старым словом закрепляется наименьший закодирован ный фрагмент, а новому слову назначается фрагмент минимальной длины, при которой его можно отличить от

старого слова.
Рассмотрим		создание трехуровневого дерева			д л я 15
ключевых	слов	(рис. 6-2). Создание дерева		начинается
с правого	края .	К а ж д а я логическая	запись	отделяется
внутри д о р о ж к и		двойными линиями.	К а к и	в	случае

дерева ключевых слов постоянной длины, чтение проис ходит в алфавитном порядке слева направо; создание дерева справа налево выполнялось бы в обратном по рядке. После заполнения дорожки нижнего уровня в со


ответствующую запись помещается		у к а з а т е л ь		ссылки
на следующую запись более высокого уровня.				З а т е м
начинается новая д о р о ж к а низшего	уровня. П р и			исполь
зовании резервного пространства д л я дерева			ключевых
слов переменной длины требуется подсчет			количества
фрагментов ключей, помещенных	на	данную	дорожку .

Это количество может зависеть от переменной длины

самих закодированных

фрагментов,

а т а к ж е

от того,

что

закодировнные

фрагменты

одинаковой

длины

можно

сгруппировать

под

одним и

тем

ж е

заголовком .

Д л я

определенности

предположим

в этом

примере,

что

к а ж д о й

д о р о ж к е с о д е р ж а т с я

четыре

фрагмента .

Это

означает,

что

в случае

трехуровневого

дерева

на

первых двух уровнях требуются только две

возможности

ветвления (для

декодирования

на

третьем,

уровне

108

15 фрагментов) . Здесь				используется		принцип отдельной
дорожки,	показанный		на рис. 6-1; следовательно,					фраг
ментация	15 ключей		в	начальный		момент	проводится
так, как показано		в третьем			столбце	табл . 6-1. Усечение
каждого	набора	из	четырех		фрагментов		выполняется
однозначно, независимо				от других наборов.			Эти	фраг-
	І1/В£Ш/Г00				Ѵ/Е/Тю
		7—: —
№*fo,	II WBELM/T0Z		V////////////mt%			\

VWVTn

II VWn

Д .

„

\ 16.l/BUICKW/H5/ls\\iJ/CflRT/fls/Le

J! IZ/C/fy/Li/B/Ag/lB

2J/BE/A„/L„

Ѵ/в/А,г/£,2

ü/QEaS/Ra/lg, y/BELM/R,0/L,o

ІФУ/Я,/І,

Iß/E/flz/Lz/m/Ls/C/flj/lJMZ^

Рис. 6-2. Дерево

однозначно

усеченных ключевых

слов

переменной

длины.

менты хранятся на д о р о ж к а х

третьего

уровня: Т\% Tu,

Toi и Foi (рис. 6-2). Последний в алфавитном

порядке

фрагмент

д о р о ж к и третьего

уровня

помещается

( т а к ж е

в алфавитном

порядке)

на д о р о ж к у

второго

уровня, т. е.

фрагмент Е на д о р о ж к е Ті2 помещается

в виде

последне

го фрагмента

на д о р о ж к у

второго уровня

адресной

ссылкой

Ті2.

Аналогично

фрагмент

CART

дорожки

Гн входит

в д о р о ж к у Ті0,

з а в е р ш а я ее (фактор

ветвления

второго уровня равен 2) . Последним

фрагментом

Тю

является Е\ он входит в запись

первого

уровня

(хранит

ся в оперативной памяти) с адресной

ссылкой Гю.

Это дерево декодируется аналогично дереву ключе

вых слов

постоянной

длины.

Особенность

заключается

в применении

к последнему

уровню

правил

декодирова

ло?.

<<< < Предыдущая 1 2 3 4 5 6 7 8 9 1011 / 2111 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 > Следующая >>>

Соседние файлы в папке книги из ГПНТБ