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

Т3=Р

+ ЗЖ

(6-11)

где

Р — среднее время установления

головок;

R—-вре­

мя

оборота диска.

Эту формулу можно обобщить дл я /г-уровневого де­

рева при хранении первого уровня 'в

оперативной

па­

мяти:

Tn = P + l,5R + 2(n—2)R

= P+(2n—2,5/?)

при

/ г > 1 .

(6-12)

Предполагается,

что

после

достижения цилиндра,

содержащег о вершины второго уровня,

головки

не

бу­

дут передвигаться. В других случаях эта формула

при­

мет

следующий вид.

Д л я /г-уровневого

дерева, у

которого

первый

уровень

хранится в оперативной памяти

и З У П Д

с неподвижны­

ми

головками:

Tn=(2n—2,5)R

при / і > 1 .

(6-12а)

Тп

= Р+

(2/г + 0,5)/? при и > 0 .

(6-126)

Д л я /г-уровневого

дерева, для которого

первый уро­

вень хранится

в З У П Д и З У П Д с подвижными головка­

ных цилиндрах:

Tn = n(P+l,5R)

при п > 0 .

(6-12в)

В табл . 6-7 представлена

последовательность

собы­

тий дл я рандомизатора, изображенного

на рис. 6-4, ко­

торому

соответствует

формула (6-12)

дл я

п = 3

или

(6-126)

дл я п = 2, а в

табл .

6-8 — последовательность

событий

дл я рандомизатора,

изображенного

на рис. 6-5.

муле (6-126) дл я

м = 1 или

с

двухуровневым деревом

(первый

уровень

хранится

в

оперативной памяти) по

формуле

(6-12) для /г = 2.

ля е тся

время R,

затраченное па

один

полный

оборот

диска

( б а р а б а н а ) .

В приложении

3 для

каждого

из опи­

писанных данных, выполняемое

на следующем

обороте.

Таким образом,

с учетом возможности обновления

дере­

ва в формулы

(6-11) — (6-12в)

добавляется

R

(для

л я ю щ и е процесса поиска

относительно независимы.

В качестве доказательства

этой независимости в гл. 6

межуточный вариант, названный мультисписком

с управ­

ляемой длиной списка. Н а рис. 5-2 представлены

три пе­

списковых

структур, названный

секторной

структурой

файла . Все структуры

иллюстрируются

серией диаграмм

(рис. 7-1—7-5). Развитие от структуры

последовательно­

го

списка

к структуре

инвертированного списка, а

так­

ж е

взаимоотношения

с секторной

системой

можно

про­

следить

на одном и том ж е

примере списка из четырех

ключей.

Н и ж е

описываются

процедуры,

генерирующие

эти структуры,

и приводятся

временные

оценки.

Ключ

( ф р а г м е н т ) / Н а ч а л ь н ы й адрес

списка/Длина

спис­

ка. В зависимости от того, разрешена ли

неоднознач­

ность

в записи данных или

при декодировании, на выходе

справочника используется

полное

значение

ключа

или

Файл

списковой

I структуры

в памяти с

произвольным

доступом

СектарЗ

Рис. 7-1. Мультисшісковая организация файла.

диаграммах символически

как А п , где

п есть адрес

внешней памяти. Записи в

поле файла

представлены

образом, список

W начинается

по

адресу

Л 6 и

содержит

семь записей. К а к указано

на диаграмме,

вторая

запись

списка

W т а к ж е

содержит

ключ

X

(пересечение

клю­

чей). Эта запись

не имеет в д и а г р а м м е помеченного

адре­

са, поскольку она не стоит во

главе

списка

(заголовок

списка А' находится по адресу

А3). Однако

запись

по

адресу

А а содержит

адрес

связи

на

указанную

запись,

содержащую ключ W, как это показано в формате запи­

си

на

рис. 3-5.

Адрес связи,

у к а з ы в а ю щ и й

на

вторую

запись

списка

W

(а

т а к ж е списка

ключа

X),

записан т а к ж е

по

А 3 , по­

скольку запись содержит ключ X. Таким образом, если

запрос

содержит

конъюнкцию

WY

по этому

файлу,

то

д е к о д и р у ю щ ий

справочник ключей декодирует как W, так

и Y и

отметит

на

выходе справочника

соответствующие

длины

списков. Поскольку список У короче

(четыре за­

писи),

чем список W (семь записей), то поиск в файле

велся бы по списку Y и потребовал

бы

в области

файла

четыре

обращения

с произвольным

доступом.

Каждая

переданная в

оперативную память

запись

проверялась

Если запись содержит д л я к а ж д о г о ключа два

адреса

связи: один

у к а з ы в а ю щ и й па

последующую

запись

в списке,

а другой — на предыдущую, соответствующая

списковая

структура называется

двунаправленной

(коль­

цевой) . Т а к а я

структура позволяет осуществить

общую

нет необходимости вводить списки кольцевой

структуры.

А поскольку

списковые

издержки

памяти

при этом

удваиваются, в

тех случаях, когда хотят использовать

преимущества

кольцевой

структуры,

предпочтительней

Самый

существенный

недостаток

последовательного

мультисписка

состоит в

необходимости

выборки

из

З У П Д и

переноса в оперативную память

всех записей

кратчайшего

в конъюнкции

запроса

списка. Д а л е е

все

считанные

записи д о л ж н ы

быть просмотрены

процессо­

ром. Однако часть списка,

удовлетворяющая

запросу

(в нашем

примере WY),

может оказаться

намного

ко­

системных

поисков к

объему

выборки

из З У П Д

равно

1/4. Практически,

если длины

списков

достигают не­

скольких

сотен

(или

т ы с я ч ) ,

а конъюнкции

содержат

много ключей,

отношение это

может оказаться

порядка

нескольких сотьіх

или

д а ж е тысячных,

что крайне

неэф-

борки. Д л я

априорной оценки

в

качестве

б л и ж а й ш е й

верхней

грани

числа

выборок,

выполняемых

мульти-

списковой системой, принимается

для конъюнкции

за­

проса длина самого короткого списка, а для

логической

суммы

произведений — сумма

таких длин. Д р у г и е

опи­

сываемые структуры

позволяют

получить

значительно

более благоприятную допоисковую статистику.

Основными преимуществами мультисписковой орга­

низации

файла

являются

программная простота

его

реализации

и гибкость при обновлении.

7-2. ОРГАНИЗАЦИЯ ФАЙЛА ПО МЕТОДУ

ИНВЕРТИРОВАННОГО

СПИСКА

На рис.

7-2

иллюстрируется

схема организации

файла

ме все виды связей исключаются из поля

ф а й л а и вклю-

Rs

W

X

У

z

Дід

Яз

ят

Яз

Я,!

%

Й7

%

л7

яго

«и

Яі7

Л}7

"я

%

я»

%

Ягг

йа

'и

hi

%

Сенторо

Сектор1

Л '

•>

hs

Секторг

hi

•

»hz

ho'

•%

h

о

3

СектарЗ

• hl

Я35а

няется.

Тогда любое логическое в ы р а ж е н и е

из ключей

может

быть непосредственно декодировано справочником

ключей.

Инвертированные списки представляют собой записи

переменной длины, которые в целях удобства

логических

следовательность. Переменная

длина списков записей,

которая может быть различной,

а т а к ж е необходимость

описываемую

ниже частично

инвертированную систему.

Н а рис. 7-2

по

запросу

WY

находится

пересечение ин­

вертированных

списков

по

адресу Ад.

Следовательно,

получить

до начала выборки из

файла, равна единице

и число

произвольных обращений

к файлу т а к ж е

равно

единице.

Н а рис. 7-3

иллюстрируется эффективный способ

про­

граммирования

логической обработки инвертированного

чей переменной длины

А,

В и С. Эти

инвертированные

списки записаны

в З У П Д

и состоят из

последовательно­

сти адресов всех

записей

файла, с о д е р ж а щ и х

ключи А,

В и С соответственно. К а ж д ы й список можно

рассматри­

вать как логическую запись, по длине

превосходящую

несколько физических

записей.

(буферов) : две входные — пары

Вх. 1, Вх.

2 и Вх. 3, Вх.4

и выходную пару Вых. 1, Вых.

2.

На рис. 7-6 процессор изображен в виде прямоуголь­

ника, очерченного сплошной

линией.

Все переключе-

линии символизируют передачу данных из

диска

в опе­

ративную память

или в обратном направлении.

Физи­

ческие записи от

двух

входных файлов

дублируются

во

входные буфера и

последовательно обрабатывают ­

ся

процедурами

логической обработки,

после

чего

продолжителен.

Н а п р и м е р ,

при

поиске

по

списку,

из

2 000

записей

с

1%-ным пересечением общее

время

по­

иска

д л я

20

записей составляет

200 сек

(при среднем

времени

обращения к З У П Д

1О0 млсек),

в то

время

как

ным списком составит за вычетом времени на

пересече­

ние

списков

2 сек.

Насколько критична разница м е ж д у

200

сек

и

2

сек

(плюс пересечения списков)

зависит от

выходных

устройств

и случайного распределения

пересе­

чений в списке. П и ш у щ а я

машинка со скоростью

печати

10—15

символов

в

секунду

при необходимости

печатать

к а ж д у ю

запись

из

более чем 150 символов

с

приблизи­

списка, при

печати возникнет н а ч а л ь н а я

з а д е р ж к а при­

близительно

в 3 мин. Операции с Э Л Т

могут оказаться

жет

высвечиваться

приблизительно

0,5

мин, в

течение

которых поиск по списку продолжается . Однако

другие

выбранные

записи,

сбрасываемые

через

несколько се­

кунд

н а ж а т и е м

кнопки,

могут не иметь

достаточно

боль­

ших

перекрывающихся

интервалов

времени

на

поиск.

Это

выразится

в отсутствии отклика

на

н а ж а т и е

кнопки,

причем время

о ж и д а н и я может варьироваться

от

нуля

до десятых

долей

секунд. Т а к а я характеристика

отклика

процессора

могла

бы вызвать з а д е р ж к и

в

работе

А Ц П У

(скорость печати 100—1 200 строк

в минуту), если записи

не длинные. Отсюда следует, что

периферийные

устрой­

ства

и условия эксплуатации системы могут свести на

нет

преимущества, представляемые организацией

файла

или

З У П Д . В таком случае проектировщику следует ру­