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

ния однозначных

усечений

ключевых

слов переменной

длины на отдельной дорожке, рассмотренных выше.

Н а п р и м е р ,

при декодировании B A K E R сравнение на

первом уровне

показывает,

что

B A K E < B E L M .

Сравнение

с дорожкой

7'оо показывает:

В А К Е > В А І ;

B A K E < B E L M .

П р а в и л а декодирования

последнего

уровня в приме­

нении к д о р о ж к е

Т02 дают:

В А К Е = £ B E L M ;

ВА

=И=.ВЕ;

В

= В .

В

результате декодирования

получается

адрес

связи

Л і 2 с длиной

списка L i 2 .

К

этому

дереву

применимы

правила

оперативного

обновления постоянного дерева.

Однако при этом

про­

цедура обновления

д о л ж н а обеспечивать

возможность

ношении программирования способ состоит в

примене­

нии к полному ключу правил создания дерева

перемен­

щий

более сложного программирования,

но

экономный

в отношении памяти, состоит в применении

процедуры

грамматического

разбора .

Объем требуемой памяти

в этом случае зависит от степени общности

начальных

букв

ключей. Д л я

словарей

дескрипторов

обычного есте­

E Eyers

el

lac

ar

гогіег unlap yson

/ К

/ К

Л

Л

Ъ Hey her

I Ison man

к кшеіі

der

ton

ленные математические действия. Например,

если

за­

дан диапазон целых чисел

0 — 1023, то

из ключевого

тер­

мина, представленного

в

коде BCD **,

можно

выделить

10 бит и использовать их

как фрагмент

(ключевую ссыл­

ку) постоянной длины.

В

результате

могут,

конечно,

ствительно, если

в

рассматриваемом

примере система

содержит более

1 024

ключей, то

получается

дублирова­

ние

(несколько

полных ключей

могут

преобразовывать ­

ся

в одну ключевую

ссылку) . Если отображение ключей

в ключевые ссылки

сделать по

возможности

равномер­

ным, то количество

дублирований можно

уменьшить.

(Равномерное отображение означает,

что д л я

заданного

П р о щ е

всего выполнить

одну или несколько арифме­

тических

операций либо

над

всем

закодированием

в BCD ключом, либо н а д

его частью,

а затем провести

операцию

выделения . Это

удалит

из кода регулярность,

А

і

L

Рандомиаировать в:

1

&

У

\

Обл.1

Облх

^Обл.у

Обл.п

Обл. 2

Яу

— f>„

Я,.

я2

ях

Рис. 6-4.

Декодирование справочника ключей с помощью

метода рандомизации.

ностей

букв

в приставках,

корнях и с у ф ф и к с а х ) .

Так,

к а ж д о е

машинное слово,

с о д е р ж а щ е е

закодированное

в BCD

ключевое" слово,

можно

возвести

в к в а д р а т и

выделить из

результата

к а ж д ы й

четвертый бит. Если

ло-

выделить к а ж д ы й четвертый бит, отсчитанный

от

второго

бита,

и т. д. П о д о б н а я операция выполняется

до

выде­

ления

нужных п бит. П р и этом ключевая ссылка

посто­

янной длины будет находиться в диапазоне 0 —

2П—1.

Н а

рис. 6-4 и з о б р а ж е н процесс декодирования

спра­

вочника

ключей методом рандомизации . В верхней части

рисунка

показана последовательность областей памяти,

обозначенных Обл.

1,

Обл.

2,

Обл.

х,

..., Обл. у, ...

..., Обл.

п. Количество

этих

областей

соответствует за­

данному

диапазону

постоянных

ключей.

Следовательно,

при

рандомизации

входных

терминов

(ключей)

будет

выделяться

б л и ж а й ш е е

целое

число бит

из

[ogzN

в

сто­

рону

увеличения.

Н а

рисунке

показан

входной

ключ

(например,

тер­

мин

естественного

я з ы к а ) , обозначенный

как

ключ X.

Этот

ключ

надо

рандомизировать

в

число

х,

л е ж а щ е е

в диапазоне 1—N.

О б р а щ а ю т с я

к

области

памяти

Обл.

X. Внутри этой области содержится адрес

данных

Ах, соответствующих ключу X (Обл.

1 — Обл.

п

могут

храниться в оперативной памяти или

З У П Д в

зависи­

мости от величины п, наличия места в оперативной

па­

мяти

и

заданной

скорости

д е к о д и р о в а н и я ) .

Д р у г и м и

словами, Ах

является косвенной адресной ссылкой

к

вы­

соответствующей ключу X. Внутри этой записи

(в

обла ­

сти Ах) находится заголовок

записи

данных

ключа X,

затем .длина списка ключа X,

а потом

идет нулевое

поле,

у к а з ы в а ю щ е е в данном случае местонахождение

дан ­

ных ключа X внутри рассматриваемой записи.

Структура данных внутри

этой

записи переменной

ются адресом связи с первой

записью. Б о л е е того, если

подполе

ключа X

(заголовка)

имеет 'постоянную

длину,

то

выход

декодера

в целом (т. е. все д а н н ы е в

записи

Ах)

можно передвинуть в Обл.

х. В этом случае

уровень

косвенных адресов не нужен .

Тогда, если

выходная

запись в целом содержит w слов, то Обл.

x=wx.

Если ф а й л имеет структуру

инвертированного

спис­

ка, то д а н н ы е ключа X являются

инвертированным

спис­

К а к показано в верхней части

рисунка, д в а

ключа

Yi

и Yz рандомизируются в одно

и то ж е число у

и

соответ­

ственно

(с помощью

области у) — в область Аѵ,

которая

хранится в

З У П Д .

В области

Ау

содержится

поле

за ­

головка, определяющее полную ссылку д л я

ключа

Уь

длину

списка ключа

Уі (Lvi)

и

адрес

связи

Ау2.

Этот

адрес

указывает,

что в ф а й л е

имеется

д р у г а я

запись

с ключевым

словом

(в данном случае это Yz),

рандоми-

зируемым в то ж е

самое число

(у),

что и ключ

Уі. М о ж ­

но без труда определить, является ли найденная

запись

искомой.

Д л я этого

н а д о сравнить входной

ключ

(Уі

или Yz)

со ссылкой

в начале

поля

заголовка . Если срав-

8—88

113

нения

не произошло,

т. е. был

декодирован ключ У2, то

о б р а щ а ю т с я к записи,

хранимой

в области Аѵ% и сравни­

вают

заданный ключ

с первым

подполем поля заголовка

мент времени добавить в этот файл

другой

ключ, ска­

жем,

ключ

Уз,

который

т а к ж е

будет рандомизирован

в

число

у,

то цепь будет

расширена

на

один элемент,

а

третье

подполе

заголовка Л у 2

будет

содержать

адрес

связи Ауз.

Этот

адрес

будет д а в а т ь

ссылку

на

запись

данных

ключа У3 . П о л е

заголовка записи,

соответствую­

щей

ключу У3, будет иметь вид ключ

У з Д . у 3 / 0 .

Если требуются более простые (по сравнению

с

по­

казанными

в табл . 3-1)

информационные

структуры,

то

обобщенный рандомизатор

(рис. 6-4)

упрощается

и при­

если

записи ф а й л а . содержат

только

по одному

ключу

(т. е.

имеется система запросов с единственными

ключа­

ми,

подобная

банковскому

примеру,

рассмотренному

в гл.

1) и если

длины записей

постоянные, то промежу­

записи

равен wx. При

этом зацепление ключей т а к ж е

необходимо.

Н а

рис. 6-5 показана другая модификация, которую

можно

использовать для

файлов со структурой связного

писях файла . Н а

рис.

6-5

показано,

что

записи

файла

хранятся

в областях Ах,

Ау1

и АУ2,

а заголовок,

содер­

ж а щ и й с я

только

в головной

записи списка,

обозначается

со звездочками,

т а к

и без

них. Ключи

со

звездочками

обозначают заголовок ключей списка. Подполе

этого

объединенного

заголовка

справочника

и

поле

ключа

записи следующие:

полный ключ/длина

списка/адрес

Т а'б лиifa

6-3

Параметры~о5ъемов памяти декодера

Декодер*

Символ

Значение

V T

R

F T

HOB слов.

Поэтому можно ожидать,

что д л я

хранения

таблиц требуется в основном память

прямого

доступа.

Хранение части таблиц в оперативной

памяти

требуется

лишь при

повышенных требованиях

к времени

ответа.

При этом экономится одно обращение

к З У П Д .

Конечно,

мяти

экономит приблизительно 1 / я Х І 0 0 % общего

вре­

мени

доступа.

Р а с с м а т р и в а е м ы е ниже формулы предназначены

д л я

раметрами декодера

(например, глубиной

дерева) и

средней длиной цепи

рандомизатора, а т а к ж е

временем

ного

дерева вначале надо определить количество вет­

вей,

выходящих из к а ж д о й вершины дерева . Этот пара­

метр

называется

фактором

ветвления т.

В соответст­

вии

с принципом

упаковки

максимально

возможного

ной физической записи,

хранимой

в

З У П Д

(которая

соответствует размеру буфера

оперативной

п а м я т и ) , и

от объема памяти, требуемого

д л я

хранения

декодирую­

щей тройки ключ (фрагмент)/адрес/длина списка.

Д л я

простоты положим, что д л я хранения

физической

записи

требуется одна

д о р о ж к а

(для

любого

другого

блока

па­

мяти читатель

может использовать

в

этих рассуждениях

вместо понятия

дорожки

понятие

б л о к а ) .

m,

Md

Необходимо

вычислить

значения

параметров

и M с, а т а к ж е

выразить

их

через

целые числа

Nt

и

Nti.

I N T _ M = I N T ;

I N T + [X]

=

I N T + 1 ,

если

ЯфО,

INT,

если

R =

0.

Если объем доступного на д о р о ж к е пространства

ра­

вен

Ci—Сг, то для

постоянного

дерева

/га =

I N T .

Г

с - * ~

с '

С I

1

(6-1)

С, +

С 0

+

а для переменного

дерева

/л =

I N T .

Ct

— Cr —

NdCn

(6-2)

С , +

C a

+

C t

Так как на нижнем уровне любого дерева должны

иметься все ключи словаря Nu, исключая остаток,

ча­

стично заполняющий одну д о р о ж к у

на

следующем,

бо­

лее

высоком уровне [например,

ВАВВ

на

д о р о ж к е

Too

tftn

= I N T _ [ ^ - ] . •

(6-3)

К а ж д а я д о р о ж к а

следующего

(более

высокого)

п—1-го уровня

дерева

соответствует

m д о р о ж к а м уров­

ня п или количеству фрагментов ключей,

равному

тг.

Следовательно,

для хранения словаря

из Nu

ключей

тре­

водимые ниже формулы дают возможность

рассчитать

количество дорожек, требуемое д л я

хранения каждого

уровня дерева в З У П Д :

tftn=INT_

il—

(6-4)

i = l.

1;

(6-5)

Md = CiNi.

(6-6)

хранения ключей

З У П Д

(т. е. можно хранить ключи

в выходном уровне д е р е в а ) . В этом

случае

формула (7)

читается следующим

образом:

Ntt(C,

+

Ca)-\

A f l a

N

1

>

(6-7а)

= I N T +

Р а с с м а т р и в а я

значения

Nu

в

формуле (6-4) для

т > 1 0 и Nh в диапазоне

до

100 000,

можно

увидеть, что

Nti^^Nin

при

і = І ,

п—1.

Nt~Nln

= mT_

(6-8)

На

рис. 6-6 иллюстрируется

применение

формулы

(6-4)

к трехуровневому дереву при m = 4 и Nk = 22.

К а ж ­

дая горизонтальная

п р я м а я обозначает

дорожку .

Вер­

тикальные штрихи на этих прямых р а з д е л я ю т

логиче­

ские записи (тройки

фрагментов

ключей),

а косые

штри-

20 1818 17

1В 15 П13

12 11 10 3

8 7 S 5

Рис. 6-6. Пример трехуровневого дерева.

119