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 10 11 12 13 14 15 1617 / 2117 18 19 20 21 > Следующая >>>

ГЛАВА	ВОСЬМАЯ
О Б Н О В Л Е Н И Е И О Б С Л У Ж И В А Н И Е
ОПЕРАТИВНОГО		ФАЙЛА
Оперативное обновление	файлов	в реальном масштабе

времени необходимо в случае, когда обоновленные дан ные д о л ж н ы быть использованы через очень короткое время после возникновения. Сравнительные оценки стои мости оперативного и пакетного методов обновления за висят от оценки стоимостей З У П Д , терминалов и мат обеспечения. Поэтому если подсчет стоимости ма

тобеспечения и	оборудования	не	позволит	провести
надежное сравнение стоимостей,			то способ	обновле
ния выбирается в зависимости от временных				критериев.
Например, если	оборудование	снабжается матобеспече

нием и оценивается в строгой зависимости от скорости,

типа емкости памяти		(т. е. классифицируется по	типу
il емкости	оперативной	п а м я т и ) , то сравнение двух	видов
обновлений	по стоимости можно считать надежным .

Трудность стоимостного сравнения возникает, когда пы

таются выделить		стоимость тех технических средств, ко
торые	участвуют	в функциях	обновления. Однако те же
З У П Д	и те ж е терминальные		устройства участвуют в реа-

_ лизации других функций, например функций выборки. Стоимость создания и внедрения матобеспечения выше стоимости технических средств и может быть подсчита на. В зависимости от типа оборудования единичное об новление можно выполнить за время от нескольких де сятков до сотен миллисекунд работы процессора. Это время Ср,- является постоянным, независимым от коли


чества		обновлений. П а к е		т н а я система, однако, имеет не
большое дополнительное				время СРь,~которое	затрачива
ется	в	основном на запись файла на магнитную ленту.
Д о	тех	пор,	пока выполнение обновлений лимитируется
операциями			с магнитной лентой, стоимость		обновления

не зависит от размеров пакета. Однако процессу обнов


ления на ленте всегда предшествует			сортировка		новых
записей при их внесении в файл, а временное				выражение
стоимости этого	процесса	является	функцией		объема
новых записей.	Обозначим	значение	такой	стоимости

CS(b). Тогда мы сможем провести сравнение между еди

ницами стоимости (на	одно изменение) д л я		оператив
ного С,- и пакетного обновлений		Сь так:
Cr =	- i r +	tfCpr;	(8-1)

160

	П	Wb Т	^РЬ "Г <-s [Ь>		/о о\
	Сь —		ді	,	{й-2)
где	Сfr и С /О — постоянные		части,	отнесенные	ко време
ни	накопления пакета	из N записей, приходящиеся на
долю технических средств			и математического		обеспече

ния. Очевидно, что эти оценки очень приблизительны. Эта глава будет посвящена технике построения файлов, предназначенных д л я обновления в реальном м а с ш т а б е времени. Оперативные обновления могут быть разделены на пять категорий: 1 ) добавление полной записи; 2) удаление полной записи; 3) стирание ключей; 4) до

бавление (стирание), модификация неключевых		данных;
5) добавление	ключей.
Р а з р а б о т ч и к	структур файлов с оперативными	обнов

лениями в реальном м а с ш т а б е времени д о л ж е н учиты вать д в е особенности этого процесса. П е р в а я — обновле ние справочника и (или) исправление списковых ука зателей, в который входят ключи. Это свойственно всем вышеназванным категориям, кроме п. 4. Вторая осо бенность — это перемещение записи, связанное с увели чением ее р а з м е р а при обновлении, и последующее ис пользование занимаемого ею пространства. Это харак

терно д л я	категорий пп. 4 и		5.	Процедуры обновлений
с учетом	этих двух	особенностей		д л я последовательного
и инвертированного		списков	различны . В н а ч а л е будет

описана методика обновления последовательного списка,

затем	инвертированного и, наконец, секторного. В к а ж
дом случае рассматриваются все пять категорий.
	8-1. ОПЕРАТИВНЫЕ ОБНОВЛЕНИЯ
	МУЛЬТИСПИСКОВЫХ ФАЙЛОВ
Д а л е е	предположим, что категория обновлений известна

из запроса и что спецификации, имеющиеся в запросе, идентифицируют запись или класс записей, которые дол жны быть обновлены. Д л я того чтобы повысить эффек тивность обновлений без использования кольцевой струк

туры, в запись	вводятся некоторые у п р а в л я ю щ и е	д а н н ы е
(рис. 8 - 1 ) . В	начале записи в фиксированной	позиции

располагается один бит, н а з ы в а е м ы й «битом стирания записей». Значение бита, равное нулю, означает, что за

пись находится в файле; если	ж е	этот бит	равен	едини
це, то в процессе поиска запись		д о л ж н а	пропускаться
с переходом к следующему	адресу связи,		т а к	как эта

11—88

161

з а п и сь	логически, хотя	и не физически, удалена из	фай
ла . К р	о м е того, имеется	бит, связанный с к а ж д о й	парой

ключ/адрес связи поля, называемый «битом удаления ключа», который в положении нуль означает, что ключ

находится	в	записи,	а в	положении	единица	означает,
что ключ	был	удален	из	записи. П а р а	ключ/адрес		связи
не может быть вычеркнута из записи,					потому	что	были
бы нарушены		связи	в списке. В качестве альтернативы

может служить организация связи от предыдущей запи-

			Sum	бит
			\КпШч/ЯС\Уничт\ключ/ЛС	уничто	Клшч/.Щ
			тения	жения
			ключа	ключа
Рис. 8-1. Параметры для обновления записи мультисписка.
си списка		к	п о с л е д у ю щ е й ^ П р е д п о л о ж и м ,		что запись,
в которой ключ д о л ж е н быть уничтожен, является							ІѴ за
писью	списка. Тогда запись ;Ѵ—1			имеет	адрес		связи
к списку N,		а запись N имеет адрес записи			к списку N +
+ 1. Связь через запись может быть				создана		перенесе
нием	адреса		записи N + 1 в область	адреса	связи		(для
рассматриваемого ключа) записи N—1, если						список не

является двунаправленным . Но единственный способ по

лучить N—1-ю запись — это	просмотреть список сначала,
что неэффективно, когда N	велико. Легче поставить бит

удаления ключа в положение единица и оставить связь

записей N—1 и N+1	через запись N.
В табл . 8-1 иллюстрируется процесс добавления пол
ной записи в реальном	масштабе времени. Сначала (пер

вый этап) запись редактируется для ввода в файл . Это означает, что она приводится к основному формату запи

си, представленному на рис.

3-5,

т а к ж е ,

к а к

при

организации

файла,

единственной

частью,

которая

не

может

быть вставлена

это время,

являются

адреса

связи.

Н а

втором

этапе

ей

присваивается

адрес

ДА

в З У П Д

в соответствии

имеющимся

местом. В

систе

ме, использующей подвижную

головку

З У П Д ,

новым

за

писям следует присваивать

адреса

в монотонной последо

вательности

для того, чтобы

при

выборке списка

меха

низм передвигался на небольшие расстояния в одном на правлении. Н а третьем этапе начинается цикл последо-

162

Т а б л и ц а 8-1

Добавление полной, записи

1.Редактирование записи для ввода в файл

2.Присвоение новой записи адреса ЗУПД, ДП

3.Декодирование г'-го ключа по справочнику

4.Передача начального адреса списка ключа і из справочника в поле адреса связи ключа і новой записи

5.Занесение ДА в справочник в качестве нового начального ад реса ключа і

6. Увеличение длины списка ключа і в справочнике на единицу

7.Повторение пп. 3—6 для всех ключей новой записи

8.Занесение записи в фаііл по адресу ДА

вателы-юй обработки	ключей внутри	записи.	Ключ :
в записи декодируется	по справочнику.	З а т е м на	четвер

том этапе начальный адрес списка і-го ключа в спра

вочнике передается		из	справочника		в поле адресов свя
зи ключа	в новой	записи. Н а		пятом	этапе адрес	новой
записи Д А	становится		новым	начальным адресом		ключа

і в справочнике. Этим самым новая запись наиболее эф фективно ставится в начало списка и остаток списка со

храняется независимым от	любых записей. Н а шестом
этапе длина списка ключа	в справочнике увеличивается

на единицу, а на седьмом этапе цикл заканчивается по

вторением этапов с третьего по шестой д л я всех		ключей
новой записи. Наконец, на восьмом этапе новая		запись
запоминается в	З У П Д по адресу Д А .
Н а рис. 8-2	схематически иллюстрируется этот про

цесс д л я одного ключа. В верхней половине рисунка по казана картина до обновления, а в нижней половине—


после обновления. Внизу к а ж д о й секции							показан	выход
ной уровень		справочника		ключей. Д л я			простоты	иллю
стрируется обновление одного					ключа,	т. е. одна итерация
цикла этапов с третьего по шестой						(см. табл . 8-1).			К а к
указано	на	седьмом	этапе,	эта	процедура д о л ж н а			повто
ряться	д л я	к а ж д о г о	ключа	в	новой	записи. Рассмотрим
ключ X, имеющий в своем списке два адреса связи, пер
вый из	которых указывает			на	запись	по	адресу 105		в no

i l *

163

ле файла . Адреса на этой д и а г р а м м е располагаются по возрастанию . Так, когда этот ф а й л создавался, первый элемент был введен по адресу 76, а второй вошел в файл по адресу 105. Допустим, что в этот момент предполага ется добавить к списку третий адрес связи. Н а четвертом этапе начальный адрес списка 105 в выходном уровне справочника становится адресом связи новой записи, а на

пятом этапе адрес новой записи, который

д о л ж е н

быть

выходной

уровень

'X/W5/2

справочника

105

ключей

ОІХ/76

[ Черед

о&новление

! 75

Выходной

X/E0L

уровень

\КлючХШ/3

справочника

ключей

U- п

После

105

Iпвнавления

0W76

Увеличение

\Ö.X/E0Ü

адресов

Рис. 8-2. Обновление ключа.

182, становится новым начальным адресом

списка в спра

вочнике. Наконец, на шестом этапе длина списка увели

чивается на единицу. Окончательная картина после об

новления

показана

нижней

половине

д и а г р а м м ы .

Н а

рис. 8-3

представлены

процедура

схематическое

выполнение у д а л е н и я

полной записи. П о л н а я запись

уда

ляется из ф а й л а в

реальном

м а с ш т а б е

времени

за

один

или д в а

этапа .

Н а

первом этапе

запись

выбирается

в бит

у д а л е н и я

записи

заносится

единица. Н а

этом

об

новление

м о ж н о закончить,

т а к

к а к

запись

логически

у д а л е н а

из массива, а все списки, которые

проходят

че

рез эту запись, остаются нетронутыми. В некоторых слу

чаях

модифицируется

длина

списка.

Если

разработчик

р а с с м а т р и в а е т

это

число к а к

физическую

длину

списка,

т.. е. действительное

количество произвольных

выборок,

которое

требуется

д л я

просмотра

списка,

то

длина

не

164

д о л ж н а быть изменена и обновление заканчивается пер вым этапом. Если это число рассматривается как логи ческая длина списка, т. е. как количество выбираемых записей, которые могут ответить на запрос, то длина списка к а ж д о г о ключа в записи уменьшается на едини цу. Второе определение более приемлемо д л я использо вания длины списка в качестве длины просмотра логиче ского запроса, в то время как первое более приемлемо

/ Занести бит уничтожения записи 2 Декодировать каждый ключ в записи и уменьшить

длину списка на единицу

Справочник

Рис. 8-3. Уничтожение полной записи.

д л я подсчета различных допоисковых статистик. Систе му можно организовать так, чтобы анализировать пока затели о количестве битов удаления и периодически в со ответствии с количеством таких битов файл преобразо вывался бы и удаленные записи исключались бы из си стемы.

Н а рис. 8-4 иллюстрируется удаление отдельных клю


чей внутри записи. Это				т а к ж е	одноили	двухэтапный
процесс.	С н а ч а л а	запись		обнаруживается		и	заносится
в оперативную память . В бит					удаления данного			ключа
должна быть записана			единица. Н а рисунке показан спи
сок, который вначале с о д е р ж а л					четыре записи		с	ключом
X. Третья	запись	была	удалена		при занесении		единицы
в бит удаления ключа.			Поисковой системе			будет		доступ

на к а ж д а я запись по очереди кроме третьей, в которой будет проанализирован бит удаления ключа, запись про

пущена и после этого будут		произведены	выборка		и об
работка четвертой записи.		Д л и н а списка		может	быть
уменьшена или сохранена	в	зависимости	от	использова-

165

ния ее как у к а з а т е л я физической или логической					длины
списка.
В табл . 8-2		описаны добавление	(удаление)	и	моди
ф и к а ц и я	неключевых данных. Н а первом этапе			требуется
считать	запись	из З У П Д в память	и изменить	ее. Если


/ Занести Sum уничтожения			ключа
Z Декодировать	ключ по	справочнику		и
соответственные	длины	списков на		1

КлючХ/200/3

уменьшить

Справочник

~R5	Х/85]

	/85
	оШоШі
Рис. 8-4. Уничтожение ключей.
измененная запись стала короче, то вся д о р о ж к а (или

физическая запись) может быть переформирована и за

писана снова в З У П Д . В этом случае будет	увеличена
резервная область в конце дорожки . Если ж е	запись	уве-
Т а б л и ц а		8-2

Добавление/уничтожение/модификация неключевых данных

1.Считывание записи из ЗУПД в память. Изменение записи

2.Если запись укоротилась, то переформировать дорожку и запи сать ее в ЗУПД

3.Если запись удлинилась и

а)	переформированная		дорожка	не переполняется,		то занести
	ее	в ЗУПД
б)	переформированная		дорожка	переполняется,	то,	уничтожив
	полную запись, добавить новую в соответствии с правилами
	добавления
личивается в размерах, то				н у ж н о различать		два воз
можных		случая.
1. Если переформированная д о р о ж к а ,					включающая
большую		запись, не	переполняется, она		записывается
в З У П Д .
166

2. Если переформированная д о р о ж к а превышает ее физическую длину, то полная запись уничтожается со гласно процедуре - удаления, описанной на рис. 8-3, а пол ная измененная запись добавляется к файлу в соответст вии с процедурой, описанной в табл . 8-1. Это означает, что запись будет появляться в файле д в а ж д ы — один раз в своей немодифицированной форме и другой раз в изме ненной форме, но в первом случае бит удаления записи

Случай(А)

Резерв

ДорожкаХ—>

яг

/?.з

К</

W/M

IГ

Д о

\°

I \модшрикациу\

•

I Г

Лрсле.

]

ДорожкаX—*•

КЗ/модифи

цированная)

I [модификации}

Случай (В)

|Г

ДорожкаХ—»•

КІ

Я2

КЗ

I «

До

I [модификации]

Дорожка/—*

КЗ

КѴ^Шмодифи\-

После

нодиірикации

Дорожка Y-

цироВанная)

Рис.

8-5.

Модификация

неключевых

данных.

будет равен единице, так что поисковая программа будет пропускать эту запись при любом просмотре списка. К а к указывалось выше, те записи, для которых бит удаления

записи равен		единице, у д а л я ю т с я из			ф а й л а во время пе
риодического		преобразования		файлов .
	На рис. 8-5 иллюстрируется изменение неключевых
данных. В к а ж д о м			из двух случаев показано, что			дорож
ка	содержит	по	четыре записи, обозначенных			Ri—Ri-
В первом случае запись R3 увеличивается в размерах, но
не	переполняет		начальную	длину	дорожки,	поэтому

единственное различие м е ж д у состояниями дорожки до и после изменения состоит в том, что запись R3 стала боль

ше,	а	резервная	область — меньше. Во	втором случае
предполагается,			что запись R3 изменена таким			образом,
что	переформированная д о р о ж к а превысит				ее	физиче
скую длину, поэтому бит удаления записи R3					становится
равным		единице	на начальной д о р о ж к е	X,	а запись Rz

167

вновь добавляется к а к			совершенно	новая запись на дру
гую д о р о ж к у У в конце			файла . Здесь предполагается, что
она	становится	второй	логической	записью	на дорож
ке	У.
	Этот метод	может	быть легко	з а п р о г р а м м и р о в а н и
I хорош тем, что		оставляет записи		физически	нетронуты

ми. При этом увеличивается эффективность поиска, хотя


остаются области неиспользуемых		пространств в памяти .
В этой главе т а к ж е будет описана		методика	использова
ния этих пространств. Имеется,	однако, и другой способ
размещения полной записи при	подобных		обновлениях.

Он состоит в формировании дополнительной записи, ко торая логически продолжает увеличиваемую запись по произвольным адресам, обычно в резервной области.

Т а б л и ц а 8-3

Добавление ключей

1.Считывание записи из ЗУПД по адресу ДА в память и добав ление ключей

2.Декодирование ключа /' по справочнику

3.Передача начального адреса списка ключа і из справочника в поле адреса связи ключа в модифицированной записи

4.Адрес ДА становится новым начальным адресом ключа і по справочнику

5. Уведичение длины списка ключа і в справочнике на единицу

6.Повторение пп. 2—5 для всех добавляемых ключей

7.Запомнить модифицированную запись в соответствии с проце дурой изменения неклгачевых данных


В табл .		8-3 описывается процесс добавления		ключей
в запись в		реальном м а с ш т а б е времени. П е р в ы й		этап —
чтение	записи из З У П Д в оперативную		память и	добав
ление	необходимых ключей к записи.		Второй — декоди

рование по справочнику 1-го ключа, который был добав лен к записи. Третий — передача начального адреса і-го ключа из справочника в область адреса связи ключа в из меняемой записи. Четвертый — помещение адреса новой записи в качестве начального адреса t-го ключа в спра-

168

вочнике. Наконец, длина списка і-го	ключа	увеличивает
ся на единицу. Этапы со второго по	пятый	повторяются

для всех ключей, которые были добавлены к записи. Сле дует признать, что эта процедура идентична процедуре, описанной в табл . 8-1 д л я добавления полной записи, где всякий ключ представляет собой новый ключ, добавляе мый к записи, поэтому рис. 8-2 является т а к ж е иллю страцией и этого процесса. После того как соответствую

щие изменения справочника были сделаны	в	соответст
вии с этапами с первого по пятый запись	д о л ж н а быть
вновь помещена в файл З У П Д . Однако после		добавле
ния новых данных к записи переформированная		д о р о ж к а
может снова переполниться, поэтому т а к а я	ж е	процеду
ра, которая применялась к модификации	неключевых
данных на втором и третьем этапах табл .	8-2, д о л ж н а

быть применена к восстанавливаемым данным . Это озна чает, что запись может быть удалена и помещена в ф а й л


на другую д о р о ж к у		в зависимости от количества добав
ляемых ключей и		количества резервного пространства,
имеющегося	в конце дорожки .
8-2. ОПЕРАТИВНОЕ ОБНОВЛЕНИЕ СПИСКОВ
С ИНВЕРТИРОВАННОЙ СТРУКТУРОЙ
В т а б л . 8-4	иллюстрируется процедура		добавления пол
ной записи	в систему инвертированных		списков. К а к и

в случае мультисписков, на первом этапе запись редакти-

Т а б л и ц а 8-4 Добавление полной записи (инвертированный список)

1.Редактирование записи для входа в файл

2.Присвоение адреса ДА к новой записи

3.Декодирование і-го ключа по справочнику инвертированного списка переменной длины

4.Добавление ДА в список. Если резервная область^ исчерпана, добавить дополнительный блок записи и вставить адрес связи в качестве последнего слова предыдущей записи

5.Увеличение длины списка на единицу

6. Повторение пп. 3—5 для всех ключей новой записи

7. Запоминание новой записи в ЗУПД по адресу ДА

169

<<< < Предыдущая 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 1617 / 2117 18 19 20 21 > Следующая >>>

Соседние файлы в папке книги из ГПНТБ