DE69636761T2

DE69636761T2 - Speichern und wiederauffinden von geordneten schlüsselmengen in einem kompakten 0-kompletten baum

Info

Publication number: DE69636761T2
Application number: DE69636761T
Authority: DE
Inventors: A. Jean Pasadena MARQUIS
Original assignee: Sand Technology Inc
Current assignee: Sand Technology Inc
Priority date: 1995-12-01
Filing date: 1996-11-18
Publication date: 2007-04-05
Anticipated expiration: 2016-11-19
Also published as: EP0864130A4; EP0864130B1; WO1997021178A1; AU7738596A; US5758353A; DE69636761D1; CA2237161A1; JP3771271B2; AU707907B2; JP2000501861A; US5930805A; CA2237161C; EP0864130A1

Description

Gebiet der Erfindung
Die Erfindung betrifft Speichersysteme für Computerdaten und -dateien und eine Struktur zum Indizieren von und Zugreifen auf Daten in Speichersystemen für Computerdaten und -dateien, und insbesondere eine neuartige Struktur zum Umsetzen einer kompakten Darstellung eines 0-kompletten Baums und eines Verfahrens zum Speichern und Abrufen eines Satzes von Suchschlüsseln in solch einer Struktur.
Hintergrund der Erfindung
Ein wiederkehrendes Problem in Speichersystemen für Daten und Dateien wie einer Datenbank, insbesondere denen, die in Computersystemen umgesetzt werden, ist die Suche nach und die Ortung von bestimmten Objekten der Information, die in der Datenbank gespeichert ist. Derartige Suchen werden allgemein durch Konstruieren eines Datenverzeichnisses oder Index zu der Datenbank und Verwendung von Suchschlüsseln zum Durchsuchen des Index umgesetzt, um Zeiger zu den wahrscheinlichsten Orten der Information in der Datenbank zu finden, ob dieser Ort innerhalb des Speichers oder des Speichermediums des Computers ist.
In seiner gewöhnlichsten Form ist ein Index zu Datenbankaufzeichnungen innerhalb eines Computers als ein Baum strukturiert, der aus einem oder mehreren Knoten besteht, die durch Zweige verbunden sind, und der innerhalb eines Speichereinrichtungs des Computers gespeichert ist. Jeder Knoten schließt allgemein ein oder mehrere Zweigfelder ein, die Information enthalten, um eine Suche zu leiten, und jedes solches Zweigfeld enthält gewöhnlich einen Zeiger oder Zweig zu einem weiteren Knoten und einen zugehörigen Zweigschlüssel, der Bereiche oder Typen von Information anzeigt, die entlang des Zweigs von dem Knoten geortet werden können. Der Baum und irgendeine Suche des Baums beginnen bei einem einzigen Knoten, der als der Wurzelknoten bezeichnet wird und gehen abwärts durch die unterschiedlichen Zweigknoten voran, bis die Knoten, die entweder die Objekte der Information oder gewöhnliche Zeiger zu Objekten der Information enthalten, erreicht werden. Die informationsbezogenen Knoten werden oft als Blattknoten oder, weil dies die Stufe ist, bei der die Suche entweder erfolgreich ist oder versagt, als Versagensknoten bezeichnet. Innerhalb einer Baumspeicherstruktur eines Computers ist irgendein Knoten innerhalb eines Baums ein Elternknoten mit Bezug auf alle Knoten, die von dem Knoten abhängen, und Unterstrukturen innerhalb eines Baums, die von dem Elternknoten abhängen, werden oft als Unterbäume mit Bezug auf den Knoten bezeichnet.
Die Entscheidung, welche Richtung oder welcher Zweig durch eine Baumspeicherstruktur in einer Suche genommen werden soll, wird durch Vergleichen des Suchschlüssels und der Zweigschlüssel bestimmt, die in jedem Knoten gespeichert sind, auf den in der Suche gestoßen wird. Die Ergebnisse der Vergleiche zu den Zweigen, die von einem vorgegebenen Knoten abhängen, werden in dem nächsten Schritt der Suche befolgt. In dieser Hinsicht bestehen Suchschlüssel meistens aus einer Zeichenfolge von Buchstaben oder Zahlen, die sich auf das Objekt oder die Objekte der Information beziehen, die innerhalb des Computersystems gesucht werden sollen.
Der Stand der Technik enthält eine Vielzahl von Suchbaumdatenspeicherstrukturen für Computerdatenbanksysteme, unter denen der offensichtliche Vorgänger, aus dem alle späteren Baumstrukturen entwickelt wurden und die allgemeinste Form von bekannten Suchbäumen im Stand der Technik, der „B-Baum" ist (siehe z.B. Knuth. „The Art of Computer Programming", Band 3, Seiten 473–479). Ein B-Baum sorgt sowohl für einen zufriedenstellenden primären Zugriff als auch einen guten sekundären Zugriff auf einen Datensatz. Deshalb werden diese Bäume gerne in einer Datenspeicherstruktur verwendet, die oft von Systemen für Datenbänke und Dateien verwendet wird. Dennoch gibt es Probleme, die mit der Verwendung von B-Baumspeicherstrukturen innerhalb von Datenbanksystemen auftreten. Jeder indizierte Attributwert muss in dem Index selbst nachgebildet werden. Der kumulative Effekt des Nachbildens vieler sekundärer Indexwerte ist es, Indizes zu erzeugen, die oft die Größe der Datenbank selbst überschreiten. Dieser Zusatz kann Datenbankdesigner zwingen, potentiell nützliche Zugriffswege zu verwerfen. Das Einschließen von Suchschlüsselwerten innerhalb von Blöcken des B-Baums verringert außerdem die Blockauffächerung beträchtlich und erhöht die Baumtiefe und die Abrufzeit.
Eine weitere Baumstruktur, die in Computerdatenbanksystemen umgesetzt werden kann, kompakte 0-komplette Bäume (d.h. C₀-Bäume), beseitigt Suchwerte aus Indizes, indem sie diese durch kleine Surrogate ersetzt, deren typische Länge von 8 Bits für die meisten Schlüssellängen (d.h. weniger als 32 Bytes) angemessen sein wird. Tatsächliche Werte können somit irgendwo in willkürlicher Reihenfolge gespeichert werden, wodurch die Indizes zu der Baumstruktur als lediglich hierarchische Sammlungen von Paaren (Surrogat, Zeiger) belassen werden, die in einem Indexblock gespeichert sind. Diese Organisation kann die Größe der Indizes um ungefähr 50% bis 80% verringern und erhöht den Verzweigungsfaktor der Bäume, was für eine Verringerung der Anzahl der Plattenzugriffe in dem System pro Suche nach einer exakten Übereinstimmung innerhalb der Computerdatenbanksysteme sorgt (Siehe Orlandic und Pfaltz, „Compact 0-Complete Trees", Proceedings of the 14th VLDB Conference, Seiten 372–381).
Während das bekannte Verfahren zum Erzeugen von C₀-Bäumen die Speicherverwendung um 50% bis 80% gegenüber B-Bäumen erhöht, gibt es eine Verschwendung von Speicherraum aufgrund des Vorhandenseins von Fülleinträgen (Surrogat, Zeiger = NULL), wobei die Anzahl der Indexeinträge auf der niedrigsten Stufe des Baums die tatsächliche Anzahl der gespeicherten Einträge übersteigt. Die erwartete Speicherverwendung der Indexeinträge der C₀-Bäume bei der niedrigsten Baumstufe ist deshalb 0,567 gegenüber 0,693 für den Fall von B-Bäumen.
Obwohl B-Bäume und C₀-Baumspeicherstrukturen effiziente Verfahren zum Suchen von Werten darstellen, erfordern beide Verfahren außerdem die anfängliche Erzeugung der Baumdatenspeicherstruktur selbst. Keine dieser Computerspeicherstrukturen speichert Information inhärent in geordneter Reihenfolge.
Ein Baum kann effizienter gebildet werden, wenn die Schlüsseleinträge anfänglich in der Reihenfolge ihres Schlüsselfelds geordnet werden, dann wenn die Einträge in zufälliger Reihenfolge sind. Ein effizientes Computerdatenbanksystem sollte deshalb Sätze von Schlüsseln zuerst ordnen und dann einen Baum auf Grundlage von Schlüsseln bilden, die in Intervallen aus den geordneten Schlüsseln extrahiert werden.
Wenn die Werte in geordneter Reihenfolge sind, ist der nächste Schlüsselwert, der gespeichert werden soll, wahrscheinlich innerhalb des Bereichs der Schlüsselwerte für den gegenwärtigen Blattindexblock oder Unterbaum. Zusätzlich kann das Indexblockteilen verschoben werden, bis alte Schüssel innerhalb eines vorgegebenen Schlüsselintervalls des gegenwärtigen Indexblocks eingefügt sind. Deshalb ist es ein Ziel, eine Datenspeicherstruktur und ein Verfahren zu bilden, das effektiv eine geordnete Auswahl von Schlüsseleinträgen oder Datenobjekten innerhalb eines Schlüsselbereichsintervalls in möglichst effekti ver Weise eingibt. Insbesondere sollte die Datenspeicherstruktur und das Verfahren den verschwendeten Speicherraum verringern und während der Eingabe die Suchschlüssel sortieren, die auf die Datenobjekte zugreifen, die innerhalb des Speichermediums oder des Speichers des Computers gespeichert sind. Dieses Ziel wird erreicht, während gleichzeitig die Vorteile beibehalten werden und die B-Baum- und C₀-Baum-Computerspeicherstrukturen des Besitzers genutzt werden.
Das US-Patent Nr. 5,404,513 offenbart ein Verfahren zum Bilden einer Datenbank mit Suchbaumknoten mit mehreren Dimensionen. Das US-Patent 4,774,657 offenbart ein Verfahren zum Durchsuchen von Binärbaumindizes und insbesondere ein Verfahren zum Schätzen der Anzahl der Schlüssel in einem Indexschlüsselbereich.
Es ist eine Aufgabe der Erfindung, ein Computersystem zu schaffen, das eine verbesserte Speicherstruktur hat.
Gemäß der vorliegenden Erfindung wird ein Computersystem mit einer Speichereinrichtung und einer dynamischen Datenspeicherstruktur zum Abrufen gespeicherter Daten innerhalb der Speichereinrichtung geschaffen, wobei die Speicherstruktur umfaßt: eine hierarchische Baumstruktur, die einen kompakten 0-kompletten Binärbaum zum Identifizieren eines Datenobjekts in den gespeicherten Daten beschreibt, wobei die hierarchische Baumstruktur Indexblöcke einschließt, die aus Einträgen bestehen, die Tiefenwertelemente, entsprechende Datenvorhandenseinsanzeigerbits und einen Zählwerteintrag einschließen, wobei das Tiefenwertelement ein Schlüsselintervall einschließt, wobei die Datenvorhandenseinsanzeigerbits das Vorhandensein oder Fehlen eines entsprechenden Zeigers zu einem Datenobjekt in den gespeicherten Daten anzeigen, und wobei der Zählwerteintrag für seinen Indexblock die Anzahl der Datenvorhandenseins anzeigerbits anzeigt, die das Vorhandensein eines entsprechenden Zeigers zu einem Datenobjekt in den gespeicherten Daten anzeigen.
Gemäß der vorliegenden Erfindung wird außerdem ein Verfahren zum Identifizieren eines Datenobjekts geschaffen, das einem Suchschlüssel in einem Computersystem entspricht, das eine Speichereinrichtung und eine dynamische Datenspeicherstruktur zum Abrufen von gespeicherten Daten innerhalb der Speichereinrichtung hat, wobei die Speicherstruktur eine hierarchische Baumstruktur umfasst, die einen kompakten 0-kompletten Binärbaum zum Identifizieren eines Datenobjekts in den gespeicherten Daten beschreibt, wobei die hierarchische Baumstruktur Indexblöcke einschließt, die aus Einträgen bestehen, die Tiefenwertelemente, entsprechende Datenvorhandenseinsanzeigerbits, und einen Zählwerteintrag einschließen, wobei das Tiefenwertelement ein Schlüsselintervall anzeigt, wobei die Datenvorhandenseinsanzeigerbits das Vorhandensein oder Fehlen eines entsprechenden Zeigers zu einem Datenobjekt in den gespeicherten Daten anzeigen, und wobei der Zählwerteintrag für seinen Indexblock die Anzahl der Datenvorhandenseinsanzeigerbits anzeigt, die das Vorhandensein eines entsprechenden Zeigers zu einem Datenobjekt in den gespeicherten Daten anzeigen, wobei das Verfahren umfasst: Bestimmen eines Tiefenwertelements, das ein Schlüsselintervall mit einer Entsprechung zu dem Suchschlüssel anzeigt; Bestimmen eines Zählwerts, der dem Tiefenwertelement entspricht, unter Verwendung der Zählwerteinträge; und Bestimmen des entsprechenden Zeigers zu dem Datenobjekt in gespeicherten Daten unter Verwendung des Zählwerts, der dem Tiefenwertelement entspricht.
Eine Ausführungsform der vorliegenden Erfindung schafft auch eine zusätzliche Effizienz hinsichtlich der Speicherverwendung über die bereits festgestellten Ersparnisse von 50% bis 80% der C₀-Bäume gegenüber B-Bäumen hinaus. Um das Problem der Verschwendung zu verringern, das durch die C₀-Bäume bei den niedrigsten Stufen erzeugt wird, ersetzt eine bevorzugte Ausführungsform der Erfindung das Speichern der Einträge (Surrogatenzeiger) als physikalisch benachbarte Paare von Werten mit zwei getrennten physikalischen Strukturen innerhalb der Speichereinrichtung des Computers, nämlich 1) einer Indexblocktiefenstruktur zu einer Liste von Surrogatenwerten, die einen Tiefenwerte und einen Datenvorhandenseinsstrukturanzeiger einschließt, der zwei Zustände hat, und 2) einer Zeigerstruktur, die auf eine Liste von jedem Nicht-NULL-Zeigerwert zeigt, wobei diese in lexikographischer Reihenfolge sind. In einer bevorzugten Ausführungsform der Erfindung wird ein NULL-Zeiger der früheren C₀-Baumdatenspeicherstruktur (d.h. Fülleintrag) durch ein Datennichtvorhandenseinsanzeigerbit in dem Wert des Surrogats selbst dargestellt. Die Metadaten von jedem Unterbaum spiegeln auch den Zählwert von Nicht-NULL-Einträgen für jeden Unterbaum wider, um eine schrittweise lexikalische Position für jeden indizierten Schlüssel innerhalb der Zeigerstruktur anzusammeln. Da die Zeigerstruktur gar keine NULL-Zeiger enthält, ist nur ein Bit des Speichers notwendig, um einen NULL-Zeiger anzuzeigen, und minimale Metadaten werden gespeichert. Deshalb neigt die Speicherverwendung dazu, auf das zurückzugehen, was für einen B-Baum erwartet wird.
Um die Ineffizienz des Durchquerens einer mehrstufigen Baumstruktur zu beseitigen, werden die Schlüssel, die zu der Datenspeicherstruktur der bevorzugten Ausführungsform der vorliegenden Erfindung hinzugefügt werden sollen, als eine Sammlung oder mehr als ein Objekt in geordneter Reihenfolge verarbeitet. Auf diese Weise kann eine größere Örtlichkeit des Bezugs und Verringerung beim Durchqueren und der Beibehaltung der Knoten des Baums (eingeschlossen des Indexblockteilens) von der Wurzel zu dem Blatt für jeden Schlüssel umgesetzt werden.
Durch Bestimmen, ob der nächste Schlüssel in dem Schlüsselintervallbereich des gegenwärtigen Indexblocks eingeschlossen ist, kann eine Verarbeitung einer vordefinierten Funktion in dem gegenwärtigen Indexblock weitergehen oder in seinem Elternblock wiederaufgenommen werden. Durch dieses neue Verfahren wird das Teilen eines Indexblocks verschoben, bis die gesamte Verarbeitung des gegenwärtigen Blocks beendet ist oder die Blockgröße bei einem extremen Maximum für einen größeren als den normalen Schwellwert ist, was somit die Zusammenhangsbeibehaltung des Unterbaums ermöglicht, bis alle relevanten Schlüssel zu dem Unterbaum hinzugefügt wurden.
Noch weitere Ausführungsformen der vorliegenden Erfindung werden Fachleuten aus der folgenden detaillierten Beschreibung sofort offensichtlich werden.
Kurze Beschreibung der Zeichnungen
Die vorhergehenden Beschreibungen und alle Strukturen und Merkmale der vorliegenden Erfindung und ihrer Ausführungsformen werden aus der folgenden Beschreibung und den beiliegenden Zeichnungen offensichtlich werden.
1a ist eine schematische Ansicht und ein Blockdiagramm eines Computersystems, welches die vorliegende Erfindung umsetzt.
1b ist eine schematische Ansicht und Blockdiagramm eines Datenbanksystems auf einem Computer zum Umsetzen der vorliegenden Erfindung.
2a ist eine konzeptionelle Darstellung eines kompletten Binärbaums aus dem Stand der Technik.
2b ist eine konzeptionelle Darstellung eines 0-kompletten Binärbaums aus dem Stand der Technik.
3a ist ein Diagramm einer C₀-Baumindexstruktur aus dem Stand der Technik für Werte, die in einer Datenbank gespeichert sind.
3b ist ein Diagramm des C₀-Baums aus 3a bevor das Teilen auftritt.
4a veranschaulicht eine Instantiierung eines C₀-Baums der vorliegenden Erfindung.
4b ist ein detailliertes Diagramm der Inhalte der Speicherbehälter des C₀-Baums aus 4a.
5 veranschaulicht eine beispielhafte Ausführungsform eines C₀-Baums mit drei Stufen gemäß der vorliegenden Erfindung.
6a ist das Diagramm eines beispielhaften Knotens der Speicherstruktur.
6b ist das Diagramm eines beispielhaften INIT-Knotens.
7 ist ein Flussdiagramm des sequenziellen Verarbeitungsverfahrens der vorliegenden Erfindung.
8 ist ein Flussdiagramm des Blattsuchverfahrens der vorliegenden Erfindung.
9 ist ein Flussdiagramm des Blatteinfügeverfahrens der vorliegenden Erfindung.
10 ist ein Flussdiagramm des Zweigsuchverfahrens der vorliegenden Erfindung.
11 ist ein Flussdiagramm des Zweigeinfügeverfahrens der vorliegenden Erfindung.
12 ist ein Flussdiagramm des Tiefensuchverfahrens der vorliegenden Erfindung.
13 ist eine Figur des Mengenverarbeitungsverfahrens der vorliegenden Erfindung.
14 ist eine Figur der bK-Rücksetzfunktion der vorliegenden Erfindung.
15 ist ein Flussdiagramm des Tiefenhinzufügeverfahrens der vorliegenden Erfindung.
16a ist ein Flussdiagramm des Wurzelteilungsverfahrens der vorliegenden Erfindung.
16b ist eine Veranschaulichung der Wurzelstufe vor dem Teilen.
16c ist eine Veranschaulichung der Wurzelstufe, nachdem das Teilen auftrat.
17 ist ein Flussdiagramm des Kindteilungsverfahrens der vorliegenden Erfindung.
18 ist ein Flussdiagramm des Minimaltiefenverfahrens der vorliegenden Erfindung.
19 ist ein Flussdiagramm des Knotenteilungsverfahrens der vorliegenden Erfindung.
Gleiche Zahlen und Bezeichnungen in den Zeichnungen beziehen sich auf gleiche Elemente.
Detaillierte Beschreibung
A) Computersystemübersicht
1a veranschaulicht ein Computersystem, das einen programmierbaren Computer und Computerprogramme zum Erzeugen eines Dateisystems und zum Verarbeiten von Operationen auf dem Dateisystem gemäß der vorliegenden Erfindung hat. Das System schließt einen programmierbaren Computer 1, eine Anzeige 2, eine Computereingabevorrichtung 3 und eine Speichereinrichtung ein. Die Speichereinrichtung umfasst eine Speichervorrichtung 4, wie ein Magnetplattenspeichersystem oder eine Unterteilung des Speichers des Computers zum Speichern von Daten. Hardware und Software, die das Dateisystem einschließt, und Hardware und Software zum Durchführen von Verarbeitungsoperationen, die beschrieben werden sollen, werden in einem Dateisystem 5 umgesetzt (das in gestrichelten Linien gezeigt ist), welches mit dem Computer 1 verbunden ist. Das System 5 koordiniert die unterschiedlichen Aktivitäten, welche die Darstellung von Daten in dem Dateisystem betreffen, und das Durchführen von Operationen auf einer oder mehreren Da tendateien, die innerhalb der Speichervorrichtung 4 gespeichert sind, in Verbindung mit dem Computer 1. Das System 5 kann ein programmierter Vielzweckcomputer, wie ein Personal-, Mini- oder Großcomputer, oder ein Spezialzweckcomputer sein, der durch einen oder mehrere integrierte Chips gebildet wird.
Mit Bezugnahme auf 1b schließt das Dateisystem 5 eine Dateiverarbeitungseinheit 7 und einen Befehlsübersetzer 6 ein. Um auf spezielle Objekte der Information zuzugreifen, die auf dem Computerdateisystem gespeichert sind, verwendet die Dateiverarbeitungseinheit 7 eine neuartige kompakte 0-komplette Datenspeicherstruktur 40, wie in 4 dargestellt, um den Betrag der Information zu minimieren, der erforderlich ist, um Objekte der Daten aufzufinden, die innerhalb der Speichervorrichtung 4 gespeichert sind. Die Datenspeicherstruktur hat mehrere Einträge 30, 31, 80, 81, 82, 83, 84, 85, 86, 87, 88 zum Indizieren von Suchschlüsseln 1420, wobei jeder Eintrag einen Tiefenwert 89 und einen Datenvorhandenseinsanzeiger 90 umfasst, wobei der letztere beispielsweise zwei Zustände hat, und eine neuartige C₀-Baumstruktur 43, die in der Speichervorrichtung 4 des Computers gespeichert ist, der die Einträge verbindet und die Datenspeicherstruktur 40 bildet. Die Datenspeicherstruktur 40 schließt außerdem ein Mittel 66 zum Speichern des Zählwerts der Nicht-NULL-Blatteinträge ein, die zu einem Suchschlüsselintervallbereich gehören. Zusätzlich verwendet die vorliegende Erfindung eine getrennte Zeigerstruktur, die einen Kopf 36 und Einträge 36a umfasst, die von der Baumstruktur 43 verschieden ist und in einer typischen Ausführungsform von der Datenspeicherstruktur 40 selbst verschieden sein kann. Die Zeigerstruktur 36 und 36a greifen auf die Datenobjekte innerhalb des Speicherbehälters 39 der Speichervorrichtung 4 zu.
Die beschriebene Ausführungsform der vorliegenden Erfindung schließt neuartige Verfahren zum Speichern, Zugreifen auf und Abrufen von Daten ein, die durch die Baumdatenspeicherstruktur indiziert sind. Diese Verfahren schließen ein Verfahren zum sequenziellen Verarbeiten einer Anzahl Suchschlüssel innerhalb der Baumstruktur, um eine vorbestimmte Funktion für jeden Suchschlüssel durchzuführen, ein Verfahren zum Orten eines Suchschlüssels innerhalb der Baumstruktur und ein Verfahren zum Speichern und Indizieren von Information für jeden Suchschlüssel innerhalb der Baumstruktur und ein Verfahren zum Teilen eines Indexblocks der vorliegenden Erfindung ein.
B) Baumstrukturen aus dem Stand der Technik
Mit Bezugnahme auf 2a und 2b ist ein kompletter Binärbaum aus dem Stand der Technik beziehungsweise ein 0-kompletter Binärbaum und die Verwendung dieser Bäume gezeigt, um Daten zu indizieren.
1) Kompletter Binärbaum
Nun mit Bezugnahme auf 2a ist ein Binärbaum 1402 eine veranschaulichte Baumdatenspeicherstruktur mit benannten Kanten, die aus Knoten besteht, die durch Punkte, wie 1406, 1408 und 1410, bezeichnet sind und durch Bögen oder Kanten wie 1412 und 1414 getrennt sind. Die Knoten werden durch Klein- und Großbuchstaben a bis Z und A' identifiziert. Die Endknoten werden Blattknoten oder Blätter genannt und mit Großbuchstaben benannt. Alle weiteren inneren Knoten werden mit Kleinbuchstaben benannt. Information, die abgerufen werden soll, ist an Speicherorten gespeichert, auf die durch Zeiger gezeigt wird, die sich bei den Baumblättern wie den Blättern 1416 und 1418 befinden. Suchschlüssel 1420 sind für die Blätter H, I, V, W, L, Z, A' und Q gezeigt. In 2a sind die Suchschlüssel 1420 Zeichenketten von Binärstellen mit einer willkürlichen uniformen Länge bis zu irgendeiner maximalen Länge in Bits, wobei beispielsweise 8 Bits verwendet werden. Die Suchschlüssel 1420, die zu jedem dieser Blätter gehören, werden verwendet, um die Zeiger zu dem Speicherort für das entsprechende Blatt in der Speichervorrichtung 4 zu orten. Nur diese Blätter, die durch einen zugehörigen Suchschlüssel 1420 angezeigt werden, haben einen Zeiger zu einem Speicherort, der zugehörige Dateneinträge speichert, und werden deshalb als voll bezeichnet. Die Blätter G, K, O, S, T und Y haben keine Zeiger zu einem Speicherort und werden deshalb als leer bezeichnet.
Das Abrufen der Dateneinträge in der Speichervorrichtung 4 wird durch sukzessives Vergleichen von den binären Symbolen 0 und 1 in einem der Suchschlüssel 1420 mit einer Benennung 0 oder 1 der Kante auf jedem Bogen 1412 zwischen den Knoten entlang eines Wegs der verbundenen Punkte und Bögen erreicht, wobei mit dem Knoten a begonnen und mit dem gewünschten Blatt geendet wird. Jeder Knoten oder jedes Blatt des Binärbaums ist entweder ein 0-Knoten oder 0-Blatt, wenn der Startbogen 0 benannt ist, oder ein 1-Knoten oder 1-Blatt, wenn der Startbogen 1 benannt ist. In einer Computerdatenbank und einem Dateiverwaltungssystem ist ein Zugriffsweg zu einem Knoten eine binäre Zeichenkette, die durch Verketten der Kantenbenennungen 0 und 1 erhalten wird, die von dem Wurzelknoten zu einem bestimmten fraglichen Knoten durchquert werden.
Binärbaumstrukturen werden „komplett" genannt, wenn jeder Knoten entweder ein Blatt ist oder ein Knoten, der genau zwei nicht-leere direkte Nachfolger hat (d.h. Knoten haben einen abhängigen 0-Knoten und einen abhängigen 1-Knoten). In 2a erfüllt jeder Knoten vom Knoten a zum Knoten A' die zwei Bedingungen der 0-Komplettheit.
Somit veranschaulicht 2a eine Baumspeicherstruktur mit den Suchschlüsseln 1420, die 00001000, 00100101, 01000010, 01000110, 1000001, 10101000, 10101010 und 10110010 einschließen, um die Dateneinträge bei den Blättern H, I, V, W, L, Z, A' beziehungsweise Q zu orten. Leere Blätter G, K, O, T, S und Y sind innerhalb des Baums 1402 eingeschlossen, um die Anforderung eines „kompletten" Binärbaums zu erfüllen.
2) 0-kompletter Binärbaum
Nun mit Bezugnahme auf 2b ist ein 0-kompletter Binärbaum 1430 aus dem Stand der Technik gezeigt, der die gleiche Struktur, Nomenklatur und Bezugszeichen, wie in 2a verwendet, hat, außer es ist angemerkt. Der Binärbaum 1430 mit δ-Blättern wird 0-komplett genannt, wenn 1) das Geschwister von jedem 0-Blatt in dem Baum vorhanden ist, und 2) es genau δ-1 1-Knoten in dem Baum gibt. Somit ist 2b eine Darstellung eines 0-kompletten Binärbaums des Binärbaums aus 2a, da jedes 0-Blatt H, V, L, T, C einen 1-Geschwisterknoten hat, und es neun Blätter H, I, V, W, L, T, Z, A' und Q und acht 1-Knoten I, W, e, c, m, A', U und Q gibt. Der 0-komplette Baum 1430 wird von dem Binärbaum 1402 aus 2a abgeleitet, indem von dem Baum 1402 diese 1-Blätter gelöscht werden, die leer sind (angezeigt durch das Fehlen eines zugehörigen Suchschlüssels) wie die Blätter G, K, O, S und Y. Anzumerken ist, dass das Löschen eines leeren 0-Blatts die zweite Bedingung verletzt, die acht 1-Knoten im Baum 1430 erfordert, so dass der Knoten T, obwohl er leer ist, in der Baumspeicherstruktur 1430 bleibt und den erforderlichen Speicherraum erhöht.
Jeder innere Knoten, der durch Kleinbuchstaben bezeichnet ist, hat einen entsprechenden 0-Unterbaum und einen 1-Unterbaum. Die „vorsinnige Durchquerung" eines 0-kompletten Baums beginnt bei dem Wurzelknoten a des Baums und wiederholt dann die folgenden zwei Schritte, bis auf die letzten Knoten zugegriffen wurde:

1) wenn der gegenwärtige Knoten nn_i ein interner Knoten ist, dann wird der nächste Knoten nn_i+1 in der Reihenfolge sein 0-Sohn wegen der Definition der 0-Komplettheit sein, daß jeder innere Knoten einen 0-Sohnknoten haben muss;
2) wenn der gegenwärtige Knoten nn_i ein Blatt ist, dann wird der nächste Knoten in der Vorreihenfolge der 1-Sohn des Knotens pp sein, dessen 0-Unterbaum nn_i enthält und dessen Tiefe maximal ist.

Der erste Knoten in der Vorreihenfolge ist somit der interne Wurzelknoten a. Der nächste Knoten ist sein 0-Sohnknoten b, auf den der 0-Sohnknoten d und dann das Blatt H folgen. Der nächste Knoten in der Vorreihenfolge ist der 1-Sohn des Knotens d, da H ein Blattknoten ist und der 0-Unterbaum des Knotens d H enthält und seine Tiefe in dem Baum maximal ist (d.h., eine Tiefe von 2 im Gegensatz zum Knoten b, dessen Unterbaum H enthält und dessen Tiefe 1 ist). Die komplette vorsinnige Durchquerung des Baums 1430, der in 2b dargestellt ist, ist die Folge a, b, d, H, I, e, j, n, r, V, W, c, f, L, m, p, T, u, x, Z, A', Q.
Vorgängerknoten für jeden Blattknoten H, I, V, W, L, T, Z, A' außer dem letzten Blattknoten Q in der vorsinnige Durchquerung eines 0-kompletten Baums sind auch von besonderer Bedeutung. Diese Knoten, die als Randknoten bezeichnet werden, sind I, e, W, c, m, u, A' bzw. Q in 2b. Da Randknoten mit Bezug auf die vorsinnige Durchquerung definiert sind, hat jeder Blattknoten außer dem letzten Q seinen eigenen einmaligen Randknoten. Zusätzlich zu der vorher genannten Definition der vorsinnigen Durchquerung ist jeder Randknoten ein 1-Knoten.
2a) Schlüsselintervalle
„Diskriminatoren" eines Knotens und eines Randknotens können verwendet werden, um ein Schlüsselintervall einzurichten, das jedem Blatt in dem 0-kompletten Baum entspricht. Der „Diskriminator" eines Blattknotens ist eine binäre Zeichenkette der gleichen Länge wie die Suchschlüssel und dessen Bits hoher Ordnung oder am weitesten links die binären Bits der verketteten Bögen oder des Wegs sind, der zu dem Blatt mit allen weiteren Bits am weitesten rechts führt, die 0-gesetzt sind.
Das „Schlüsselintervall" ist formal als der Schlüsselbereich zwischen dem Blattdiskriminator (eingeschlossen) und dem Diskriminator seines Randknotens (nicht eingeschlossen) definiert. Die Ausnahme ist wiederum das letzte Blatt (Q z.B.) bei der vorsinnigen Durchquerung, dessen oberer Rand des Schlüsselintervalls immer im Voraus bekannt ist und aus allen Eins-Bits besteht (d.h. 11111111).
In Tabelle 1 sind die Schlüsselintervalle von jedem Blattknoten H, I, V, W, L, T, Z, A', Q des 0-kompletten Baums 1430 in lexikographischer Reihenfolge aufgelistet. Somit hat zum Beispiel das Blatt V einen Diskriminator 01000000 und sein entsprechender Randknoten hat einen Diskriminator 01000100; das Schlüsselintervall des Blatts V ist wie in Tabelle 1 gezeigt, 01000000 (eingeschlossen) bis 01000100 (nicht eingeschlossen) oder 01000000 bis 01000011 eingeschlossen.
Durch das Untersuchen der Tabelle 1 ist die Kenntnis von Randknotendiskriminatoren ausreichend, um das geeignete Schlüsselintervall von irgendeinem Blatt und deshalb dem entsprechenden Dateneintrag mit irgendeinem vorgegebenen Suchschlüssel zu identifizieren. Beispielsweise wird unter Verwendung des Suchschlüssels 01000010 ein Suchverfahren, das die Randdiskriminatoren des Baums in ihrer vorsinnige Durchquerungsfolge untersucht, das korrekte Schlüsselintervall für den Suchschlüssel finden, wenn gefunden wird, daß der erste Randdiskriminator größer als der Suchschlüssel 01000010 ist. Der Diskriminator des ersten Randknotens I, 00100000, ist kleiner als der Suchschlüssel 01000010. Der zweite Randdiskriminator des Randknotens e in der Vorreihenfolge, 01000000, ist auch kleiner als der Suchschlüssel. Der Diskriminator des dritten Randknotens W, 01000100, ist größer und ist der nicht eingeschlossene obere Rand des Schlüsselintervalls für das Blatt V. Der eingeschlossene untere Rand des Schlüsselintervalls für das Blatt V ist der Diskriminator des vorhergehenden Randknotens e.
Zusammen mit jedem Schlüsselintervall in Tabelle 1 ist eine Zahl gezeigt, welche die „Tiefe" des Randknotens in dem 0-kompletten Baum 1430 für dieses Schlüsselintervall bezeichnet. Zum Beispiel ist der Randknoten des Blatts V das Blatt W, das eine Tiefe von 6 in dem 0-kompletten Binärbaum hat. Für den letzten Knoten Q, der definitionsgemäß keinen Randknoten hat, ist der obere Rand seines Intervalls auf 11111111 mit einer zugeordneten Tiefe von 0 eingestellt.
Es gibt eine offensichtliche Regelmäßigkeit in der Beziehung zwischen Diskriminatoren eines Satzes Randknoten und ihren Tiefen. Wenn die Tiefe eines Randknotens dd ist, dann ist gemäß der Definition eines Diskriminators das dd-te Bit des entsprechenden Diskriminators auf 1 mit allen darauf folgenden Bits niedriger Ordnung 0 gesetzt.
In Tabelle 1, wo die Schlüssellänge 8 Bits ist, ist der anfängliche Fülldiskriminator 00000000 und die Tiefe des ersten Randknotens I 3. Das dritte Bit des ersten Randknotendiskriminators ist 1 und alle darauf folgenden Bits niedriger Ordnung sind 0, um den Diskriminator 00100000 des ersten Randknotens zu erhalten; die Tiefe des zweiten Randknotens e ist zwei, unter Verwendung des Diskriminators des ersten Randknotens wird das zweite Bit 1 gesetzt und werden alle darauf folgenden Bits 0 gesetzt, um den Diskriminator 01000000 des zweiten Randknotens zu erhalten.
Die Diskriminatoren des Rests der Randknoten sind auf ähnliche Weise konstruiert.
3) C₀-Bäume aus dem Stand der Technik
Unter Verwendung der Kenntnis, dass die Schlüsselintervalle aus Tiefen von Randknoten in einem 0-kompletten Binärbaum konstruiert werden können, ist eine kompakte Form aus dem Stand der Technik des 0-kompletten Baums aus 2b bei 9 in 3a dargestellt. Diese kompakte Form wird ein C₀-Baum genannt. Die Baumstruktur hat Indexblöcke 10, 11 und 12 mit Einträgen 17. Wenn ein C₀-Baum gebildet wird, ist die Maximalzahl der Einträge 17 in einem Indexblock immer kleiner als oder gleich einer vorbestimmten Indexblockvollzahl 14. Unter der Annahme einer vorbestimmten Indexblockvollzahl 14 von 5 in 3a soll nun betrachtet werden, wie die Baumstruktur 9 den 0-kompletten Binärbaum aus 2b darstellt. Jeder Eintrag 17 der Indexblöcke 10, 11 und 12 hat einen Tiefenwert 17a und einen Zeiger 17b zu einem Speicherort 13. Die einzige Ausnahme wäre ein NULL-Eintrag wie 17b', der ein leeres Blatt oder einen Knoten aus 2b, wie ein Blatt T darstellt. Dieser Eintrag 17b' hat einen leeren Zeiger 17b mit keinen entsprechenden Daten, die im Speicher gespeichert sind, und verschwendet Speicherraum innerhalb des Computersystems.
In 3a mit Bezug auf Tabelle 1 sind beispielsweise die Tiefenwerte 3, 2, 6, 1 der Randknoten I, e, W, c, die den Blättern H, I, V, W entsprechen, im Indexblock 11 gespeichert. Die Tiefenwerte 3, 5, 7, 4 der Randknoten m, u, A', Q, die den Blättern L, T, Z, A' und dem zugehörigen Tiefenwert von 0 für den letzten Blattknoten Q entsprechen, sind in dem Indexblock 12 gespeichert. Der Zeiger 17b von jedem Eintrag 17 zeigt zu einem Speicherort 13, der einen Suchschlüssel und seinen zugehörigen Dateneintrag im Speicher oder in der Speichervorrichtung ent spricht, außer dem leeren Zeiger 17b des Eintrags 17b', der einem leeren Blatt T aus 2b entspricht. Der Wurzelindexblock 10 hat Einträge 17 mit Zeigern 17b, die auf einen bestimmten Blattindexblock 11 und 12 zeigen. Der Tiefenwert 17a eines jeden Eintrags 17 des Indexblocks 10 entspricht dem letzten oder minimalen Tiefenwert 1 und 0 eines jeden entsprechenden Blattindexblocks 11 und 12 und sorgt für den Schlüsselintervallbereich von jedem Blattindexblock 11 und 12.
Nun wird das bekannte Verfahren zum Teilen eines vollen Indexblocks eines kompakten 0-kompletten Baums, wie in 3b gezeigt, betrachtet, wobei die ersten sechs Suchschlüssel in lexikographischer Reihenfolge indiziert wurden. Bei diesem Punkt ist die Baumstruktur ein einzelner Indexblock 19, der sechs Einträge 17 hat und eine kompakte Darstellung eines konzeptionellen 0-kompletten Binärbaums ist, der sechs Indexsuchschlüssel für Blattknoten 00001000, 00100101, 01000010, 01000110, 10000001, 10101000 hat. Sobald der sechste Suchschlüssel 10101000 in der Reihenfolge indiziert ist, wird die vorbestimmte Indexblockvollzahl 14 von fünf überschritten, und eine Teilung des Indexblocks 19 muss auftreten. Die Teilung tritt bei einer minimalen Tiefe der Tiefenwerte 17a des Indexblocks 19 auf, die 1 ist. Die Teilung erzeugt einen Wurzelindexblock 20, einen Blattindexblock 21, der Tiefenwerte 17a von 3, 2, 6 und 1 hat, und einen Blattindexblock 24, der Tiefenwerte 17a von 3 und 0 hat. Nach dem Teilen besteht der Elternindexblock 20 aus zwei Einträgen 17. Der erste Eintrag 22 hat einen Tiefenwert 17a von 1, welcher der Randknotentiefe eines Indexsuchschlüssels für Blattknoten 01000010 in einem konzeptionellen 0-kompletten Binärbaum nach Eingabe der gleichen sechs Suchschlüssel entspricht, und der zweite Eintrag 23 hat einen Tiefenwert 17a von 0, der immer der zugewiesene Wert des letzten Blattknotens in der Vorreihenfolge eines 0-kompletten Binärbaums ist. Die Zei ger 17b der Einträge 22 und 23 zeigen auf die Indexblöcke 21 bzw. 24.
B) Kompakte 0-komplette Datenspeicherstruktur der vorliegenden Erfindung
Mit Bezugnahme auf 4a ist nun eine Darstellung der Datenspeicherstruktur 14 einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung nach der Eingabe des gleichen Satzes Suchschlüssel 1420 wie in 2a, 2b, 3a veranschaulicht. Eine größere Anzahl Suchschlüssel kann in die Datenspeicherstruktur 40 eingegeben werden, und es wäre innerhalb des Könnens eines Fachmanns, die beschriebene Ausführungsform für einen größeren Satz Schlüssel anzuwenden. Im Gegensatz zu dem C₀-Baum aus 3a, der Blöcke 10, 11 und 12 mit benachbarten Einträgen von Tiefenwerten 17a und Einträgen 17 von Zeigern 17b hat, hat die Datenspeicherstruktur aus 4 eine Baumstruktur 43, die aus einem Wurzelknoten 47 mit einem Indexblockkopf 47a, der zu Indexblockeinträgen 47c und einem Unterbaumzeiger 47b indiziert ist, einem Knoten 34 mit einem Indexblockkopf 34a, der mit Indexblockeinträgen 34c und einem Unterbaumzeigern verbunden ist, und einem Knoten 35 mit einem Indexblockkopf 35a, der mit Indexblockeinträgen 35c und einem Unterbaumzeiger 35b verbunden ist, besteht.
Jeder Eintrag in 47c, 34c und 35c enthält einen Tiefenwert 89 und einen Datenvorhandenseinsanzeiger 90. Zusätzlich hat die Struktur 40 eine getrennte Zeigerstruktur, die aus einem Zeigerkopf 36 mit entsprechenden Einträgen 36a besteht, welche die Zeiger oder verweisbaren Indizes für entsprechende Tiefenwerte 89 der Blattindexblockeinträge 34c und 35c enthalten, die Nicht-NULL sind. Die Tiefenwerte 89 in 34c und 35c und die Indizes der Zeigereinträge 36a sind für die Tiefenwerte 17a und Zeiger 17b in Indexblöcken 11 und 12 aus 3a repräsentativ, außer dass leere Zeigern, die 0-Blatteinträgen wie einem Blatt T entsprechen, ausgeschlossen sind, wodurch verschwendeter Speicherraum verringert wird. Die Indexblockeinträge 47c des Knotens 47 schließen Einträge 30 und 31 ein, die den Einträgen im Indexblock 10 aus 3a entsprechen, welche die letzten, d.h. Einträge des minimalen Tiefenwerts, in den entsprechenden Indexblöcken 34c bzw. 35c ergeben. Der Zeiger 47b der Wurzelstufe 41 zeigt zu der Blattstufe 64 für Schlüsselintervalle, die jedem der Indexblockeinträge 47c entsprechen.
Zusätzlich zu der Zerlegung der entsprechenden Tiefenwerte 89 in Indexblockeinträge 47c, 34c und 35c und Zeigereinträge 36a wird auf den Zählerkopf 66 mit entsprechenden Einträgen 66a Bezug genommen. Die Einträge 66a enthalten Zählwerteinträge 32 und 33, welche die Gesamtzahl von F oder volle Blatteinträge (Nicht-NULL) in Indexblockeinträgen 34c bzw. 35c ergeben. Somit hat der Zählwerteintrag 32 einen Wert von 4, der anzeigt, dass es vier Nicht-NULL-Einträge 4 (oder F-Werte) in Indexblockeinträgen 34c gibt. Der Zählwerteintrag 33 hat einen Wert von 4, der anzeigt, dass es vier Nicht-NULL-Einträge (oder F-Werte) in den Indexblockeinträgen 35c gibt. Somit hat die Datenspeicherstruktur 40 eine neuartige C₀-Baumstruktur 43, eine verschiedene Zeigerstruktur 36 und 36a und einen Speicherbehälter 39. Die Knoten 34, 35 und 47 und der Zählwertkopf 66 und die Zählwerteinträge 66a sind in der Baumstruktur 43, während die verweisbaren Indizes oder Zeiger in der getrennten Zeigerstruktur sind, die aus dem Kopf 36 und Einträgen 36a besteht.
Die Baumstruktur 43 in dem Beispiel aus 4 hat eine Höhe von 2, Wurzelstufe 41 und Blattstufe 64. Indexblockeinträge 47c bei der Wurzelstufe 41 schließen zwei Einträge 30 und 31 ein und Strukturen 34c und 35c der Indexblockeinträge bei der Blattstufe 64 schließen vier Einträge 80, 81, 82, 83 bzw. fünf Einträge 84, 85, 86, 87, 88 ein. Die Höhe oder Anzahl der Stufen einer C₀- Baumspeicherstruktur variiert abhängig von der Anzahl der Datenobjekte und zugeordneten Suchschlüssel, die innerhalb der Blatteinträge der Baumstruktur 43 indiziert werden sollen, und von einer vorbestimmten Indexblockvollzahl 79, die innerhalb des Dateisystems gesetzt ist. Die beschriebene beispielhafte Ausführungsform aus 4 hat eine vorbestimmte Indexblockvollzahl 79 von 5.
Tiefenwerte 89 befinden sich in Indexblockeinträgen 47c, 34c, 35c, die durch Indexblockköpfe 47a, 34a und 35a innerhalb der Knoten 47, 34 bzw. 35 der Baumstruktur 43 verbunden sind. Zeigereinträge 36a sind mit der Baumstruktur 43 durch den Zeigerkopf 36 verbunden. Bedeutsamerweise ist das Datenvorhandenseinsanzeigerbit 90 auch in jedem der Indexblockeinträge 47c, 34c und 35c.
Jedes Anzeigerbit 90 ist in einem der zwei Zustände F oder T, die durch 0 beziehungsweise 1 dargestellt werden. In Tiefenwerten 89 bei der Blattstufe 64 zeigt ein T oder erster Zustand an, dass der entsprechende Eintrag ein NULL-Eintrag des C₀-Baums aus 3 oder ein leerer Knoten eines konzeptionellen 0-kompletten Binärbaums wie eines Blatts T beim Tiefenwert 5 in 2a und 2b ist. Ein F- oder zweiter Zustand zeigt den entsprechenden Eintrag an, der zu einem entsprechenden Datenobjekt in der Speichervorrichtung des Computers gehört, wie Einträge 80 bis 84 und 86 bis 88, die Blättern H, I, V, W, L, Z, A' und Q aus den 2a und 2b entsprechen. Jeder der Nicht-NULL-Einträge 80 bis 84 und 86 bis 88 hat ein entsprechendes Datenobjekt innerhalb des Speicherbehälters 39 des Speichers 8 des Computers, der mittels einer der Zeigereinträge 36a adressiert wird. Ein NULL- oder T-Eintrag wie 85 adressiert nicht irgendeinen Indexeintrag in 36a oder irgendein Datenobjekt in dem Speicherbehälter 39. Jeder der Zeigereinträge 36a ist ein Zeiger oder verweisbarer Index zu dem entsprechenden lexikalisch geordne ten Datenobjekt oder alternativ zu einem der Suchschlüssel 1420, der dem Datenobjekt zugeordnet ist, das innerhalb der Speichervorrichtung des Computers gespeichert ist.
Es wird die Datenspeicherstruktur des kompakten 0-kompletten Baums 40 mit Bezug auf ihre Komponentendatenstrukturen betrachtet. 6a ist ein beispielhaftes Diagramm der Struktur von jedem Knoten innerhalb eines Computersystems. Knoten 34 ist beispielhaft gezeigt, die weiteren sind identisch. Knoten 34 besteht aus 2 Strukturen. Jede Struktur besteht aus einem Kopf zu einer Liste mit Einträgen 34c, aber jede Struktur kann ein Feld oder irgendeine andere Form einer Datenstruktur sein. Eine Struktur hat einen Abbildungskopf 34a, der zu einer Liste mit Einträgen 34c zeigt, und die andere ist ein zusammengesetzter Unterbaumzeiger 34b, der zu einer Liste mit Elementen zeigt, die aus weiteren Listen bestehen können.
Der zusammengesetzte Kopf C, der jedem Indexblock zugeordnet ist, zeigt zu der nächsten niedrigeren Stufe, der Baumstruktur 43, wenn es irgendeine gibt. Somit zeigt in 4 der zusammengesetzte Kopf 47b zu einem Unterbaum der Kindknoten 34 und 35 in einem Zweig. Jeder Zweig kann einen zusammengesetzten Kopf enthalten, der zu einer niedrigeren Stufe des Baums zeigt, oder nicht. Wenn der zusammengesetzte Kopf C nicht leer ist, wie im Knoten 47, ist der Knoten 47 ein Zweigknoten vom Typ INNERER oder WURZEL. Bei einer Blattstufe der Baumstruktur hängen keine Kinderknoten oder Unterbäume von den Knoten ab, und die entsprechenden zusammengesetzten Köpfe sind leer, wie bei den Knoten 34 und 35 veranschaulicht, wo die zusammengesetzten Zeiger 34b bzw. 35b zu keiner weiteren Stufe des Baums zeigen. Zusammengesetzte Köpfe geben einem Unterbaum seine Struktur, indem sie mehrere Stücke aufeinander verwiesener Information zusammen gruppieren. In einer anfänglichen Struktur 40' vom Typ INIT, wie in 6b, zeigt der Abbildungskopf 47a' des Knotens 47' zu einem Eintrag mit einem Tiefenwert 89' von 0 und einem Anzeigerbit 90', das auf die erste Bedingung T oder NULL-Bedingung T gesetzt ist, die anzeigt, dass es kein entsprechendes Datenobjekt für diesen Eintrag in dem Speicherbehälter 39' gibt, bevor irgendwelche Nicht-NULL-Werte hinzugefügt wurden.
Das erste Element, zum Beispiel 42 in 4 der zusammengesetzten Struktur ist bei der Wurzelstufe immer leer und ist nur reserviert, so dass der Grundriss der zusammengesetzten Struktur der Wurzelstufe den verschiedenen Unterstufen des Baumes ähnlich ist, und für den Fall, dass eine neue Wurzelstufe erzeugt werden muss, wenn der Wurzelindexblock 47a des Knotens 47 übervoll wird, wie wenn die Anzahl der Einträge 47c, die mit dem Kopf 47a des Wurzelindexblocks verbunden sind, die vorbestimmte Indexblockvollzahl 79 von fünf überschreitet. Der Zweck des ersten Elements 42 auf den tieferen Stufen, die eine andere als die Wurzelstufe des Baums sind, muß erklärt werden.
Das vierte Element bei der Wurzelstufe 41 ist der Zeigerkopf 36, der zu einer Liste mit Zeigereinträgen 36a zeigt. Das fünfte Element, das in 4 veranschaulicht ist, ist ein Speicherbehälter 39 im Speicher 8 oder der Speichervorrichtung 4 des Computers, in dem die tatsächlichen Datenobjekte der Information gespeichert sind. Datenobjekte können irgendeine Form von Daten sein, die durch ein Computersystem gespeichert werden können. Jeder der Einträge 36a entspricht einem der Indexblockeinträge 34c und 35c. Jeder Eintrag der Einträge 36a enthält einen verweisbaren Index oder einen Zeiger zu einem Datenobjekt im Behälter 39.
Die letzten zwei Elemente 36 und 39 sind von der Baumstruktur 43 getrennt und können als verschiedene unterschiedliche Verfahren ausgeführt sein. Im Gegensatz zu der in 4 beschrie benen Ausführungsform können die zwei Elemente in einer unterschiedlichen zusammengesetzten Zeigerstruktur abgelegt werden, die physikalisch nicht mit der Baumstruktur 43 benachbart ist.
Die Suchschlüssel 1420 und die Datenspeicherstruktur 40 sind so organisiert, dass das Dateisystem angeforderte Objekte einfach und effizient finden kann. Wie in 4b gezeigt, enthält der Speicherbehälter 39 Datenobjekte, die durch Suchschlüssel in irgendeiner Reihenfolge dargestellt werden. Ein lexikalisch geordneter verweisbarer Index oder Zeiger für jeden Suchschlüssel ist in Zeigereinträgen 36a abgelegt. Schließlich adressiert jeder Index oder Zeiger den Ort eines Datenobjekts im Behälter 39. Eine Anzahl Objekte, die gleichzeitig eingefügt werden sollen, werden erst innerhalb eines Puffers lexikalisch geordnet, dann in irgendeiner Ordnung in dem Behälter 39 gespeichert. Das Speichern der Datenwerte kann durch verschiedene Verfahren ausgeführt werden, die einem Fachmann bekannt sind.
Zurück zur Baumstruktur 43 ist das erste Element 66 der zusammengesetzten Struktur auf irgendeiner Stufe wie der Stufe 64 außer der Wurzelstufe 41 ein Zählwertkopf zu Zählwerteinträgen 66a, um aus den Anzeigern 90 Nutzen zu ziehen. Jeder der Zählwerteinträge 66a, wie die Einträge 32 oder 33, ist ein Zählwert von Nicht-NULL-Blatteinträgen, die einen Anzeiger 90 haben, der auf F gesetzt ist, in den entsprechenden Indexblockeinträgen 34c und 35c innerhalb der Unterbaumstufe 64, die mit dem Knoten 47 durch den zusammengesetzten Kopf 47b verbunden ist. Da es zwei Knoten 34 und 35 bei der Stufe 64 in 4 gibt, enthält die Zählwertstruktur genau zwei Einträge 32 und 33. Der erste Eintrag 32 entspricht dem Zählwert der Indexblockeinträge 34c und der zweite Eintrag 33 entspricht dem Zählwert der Indexblockeinträge 35c. Da die ersten Indexblockeinträge 34c vier Nicht-NULL-Einträge oder F-Einträge 80, 81, 82, 83 einschließen, enthält der erste Eintrag 32 der Zählwertstruktur einen Zählwert von 4. Da die zweiten Indexblockeinträge 35c vier Nicht-NULL-Einträge 84, 86, 87, 88 einschließen, hat der zweite Eintrag 33 einen Zählwert von 4. Der Zählwert von Nicht-NULL-Blatteinträgen, wie von den Einträgen 32 und 33 eines jeden Unterbaums von jeder Stufe, wird erhöht, wenn jeder neue Nicht-NULL-Eintrag, der einem neuen Datenobjekt entspricht, in die entsprechenden Indexblöcke eingefügt wird und für jeden Nicht-NULL-Eintrag verringert wird, der von dem entsprechenden Indexblock gelöscht wird.
Während Operationen auf der Datenspeicherstruktur 40 durchgeführt werden und die Baumstruktur 43 von der Wurzelstufe 41 hinabgestiegen wird, wird Zugriffsinformation zu den Zeigereinträgen 36a in Form eines Zeigerindex, ps, von Nicht-NULL-Blatteinträgen oder F-Blatteinträgen in vorhergehenden Unterbäumen durch Ansammlung der Werte in dem ersten Element von jeder Unterbaumstufe gehalten, wie Zählerkopf 66 und Einträge 66a der Stufe 64. Um den entsprechenden Zählerindex von einem gespeicherten Datenobjekt abzuleiten, wird der vorhergehende Zählwert von vorhergehenden Unterbaumstufen zu dem Zählwert von Nicht-NULL-Einträgen hinzugefügt, die in dem gegenwärtigen Blattindexblock bis zu dem Eintrag, der dem Schlüsselintervall des vorliegenden Suchschlüssels entspricht, verarbeitet werden. Dieser Index ps entspricht der Zeigerposition des Datenobjekts in den Zeigereinträgen 36a, die auch die lexikalische Position des Datenobjekts ist.
Mit Bezugnahme auf 4a und 4b wird nun ein Beispiel beschrieben, wie ein Schlüsselintervallbereich und Datenobjekt eines Suchschlüssels bestimmt wird. Weitere Details wie die Schritte, die bei so einer Bestimmung durchgeführt werden sollen, werden hier mit Bezugnahme auf die Programmstruktur beschrieben, insbesondere das Tiefensuchverfahren aus 12.
Es wird angenommen, daß eine Suche mit dem Suchschlüssel 10101000 in Binärform durchgeführt wird. Der Suchschlüssel wird durch eine Folge dargestellt, die Ordnungswertbitpositionen der Eins-Bits in dem Suchschlüssel enthält, die beginnend von links Werte 1, 3 und 5 sind. Zusätzlich wird ein letzter Wert nach dem letzten in der Folge hinzugefügt und ist ein Wert, der die maximale Schlüssellänge in Bits +1 darstellt, die in diesem Beispiel 9 ist, da der Schlüssel maximal ein Byte ist. Im Ergebnis ist die Sequenz für den Suchschlüssel 10101000 1, 3, 5 und 9. Diese Suchschlüsselsequenz wird mit den Tiefenwerten der Indexblöcke in der Baumstruktur 43 verglichen. Zuerst werden die Tiefenwerte 89 der Indexblockeinträge 47c des Wurzelknotens 47 mit den Elementen der Suchschlüsselsequenz verglichen. Ein Vergleich der Tiefenwerte 89 wird wiederholt, bis ein Eintrag gefunden wird, für den der Tiefenwert geringer als ein Ordnungswert des Suchschlüsselelements der Sequenz ist. Zusätzlich werden ein Index zu einem Eintrag in dem gegenwärtigen Indexblock 47c und ein Index zu den Ordnungspositionen des Elements der Suchschlüsselfolge beibehalten. Der Tiefenwert des Eintrags 30 wird mit dem ersten Ordnungselement der Suchschlüsselfolge verglichen. Da beide gleich 1 sind, wird der Index zu dem Element der Suchschlüsselfolge erhöht. Da der Tiefenwert nicht geringer als der Ordnungswert ist, wird dann der Index zu den Einträgen in dem Indexblock erhöht.
Der Tiefenwert des zweiten Eintrags 31 des Indexblocks 47c, 0, wird mit dem zweiten Ordnungselement der Sequenz 3 verglichen. Da die zwei Werte nicht gleich sind und der Tiefenwert des Eintrags 31 nicht geringer als der Ordnungswert 3 (d.h. 0 < 3) ist, endet die Suche in dem Indexblock, und da dies ein Nicht-Blattknoten 47 ist, wird der Kindindexblock, der dem Eintrag 31 entspricht, erhalten und gesucht. In 4 ist dies die Indexblockstruktur 35a und 35c. Zusätzlich wird ein Zeigerindex zu den Zeigereinträgen 36a um den Wert erhöht, der in dem Eintrag 32 der Zählwerteinträge 66a gespeichert ist. Dieser Zeigerindex enthält die Summe der vorhergehenden Nicht-NULL-Einträge (die durch die F-Einträge veranschaulicht sind) in den Indexblockeinträgen 34c.
Ein Zählwert von Nicht-NULL-Einträgen in dem gegenwärtigen Blattindexblock der Einträge von 35c, der auf eins beim Start der Suche bei irgendeiner Unterbaumstufe initialisiert ist, wird beibehalten. Da der erste Eintrag 84 Nicht-NULL ist, wird der Zählwert der Nicht-NULL-Einträge um 1 erhöht. Der Tiefenwert des Eintrags 84, der 3 ist, wird mit dem zweiten Ordnungssuchwert 3 der Suchschlüsselfolge verglichen, da das Dateisystem die Suche der Ordnungswerte der Folge bei dem gleichen Ort aufnimmt, wo die Suche in 47c des Elternknotens endete. Der Tiefenwert des Eintrags 84 und das Ordnungselement 3 der Suchsequenz sind gleich. Somit wird auf den nächsten Eintrag 85 in 35c zugegriffen. Da der Ordnungswert 3 gleich der Position des vorliegenden Bits des Suchschlüssels ist, wird zusätzlich der nächste Ordnungswert 5 der Suchschlüsselfolge erhalten. Der Eintrag 85 ist ein NULL-Eintrag, so dass der Zählwert der Nicht-NULL-Einträge nicht erhöht wird. Der Tiefenwert des Eintrags 85 wird dann mit dem dritten Ordnungswert 5 der Suchschlüsselfolge verglichen. Da die beiden gleich sind (5 = 5), wird der nächste Eintrag 86 der Indexblockeinträge 35c erhalten, und wird das nächste Element der Ordnungswertsequenz 9 erhalten. Der Eintrag 86 ist Nicht-NULL, wodurch der Zählwert der Nicht-NULL-Einträge auf zwei erhöht wird. Zusätzlich wird der Tiefenwert 89 des Eintrags 86 mit dem Ordnungswert 9 verglichen. Da der Tiefenwert 7 geringer als der Ordnungswert 9 in dem Suchschlüsselfeld (7 < 9) ist. Die Suche endet in diesem Indexblock und, da dies ein Blattknoten 34 ist, wurde der richtige Eintrag, der dem Blatt Z in 2b und Tabelle 1 entspricht, gefunden.
Zu diesem Punkt wird der Zeigerindex ps, der gleich 4 ist, mit 2 summiert, was 6 ergibt. Die 6 wird verwendet, um den sechsten Eintrag der Zeigereinträge 36a auszuwählen, was eine 8 ist. Der sechste Eintrag ist ein verweisbarer Index zu dem achten Datenobjekt im Speicherbehälter 39, welches einem Suchschlüssel 10101000 in Binärform entspricht, wie in 4b gezeigt.
Die Speicherstruktur 40 vermeidet so die Notwendigkeit der Speicherung von irrelevanten (Füll-)NULL-Einträgen aus dem Stand der Technik der 3a und 3b, die durch die Anzeiger T/F und die Zählwertstruktur ersetzt werden. Die Baumstruktur 43 und die Suchschlüssel 1420 zusammen mit den Einträgen 66a, welche die Anzahl der Anzeigerbits auf der Blattstufe zählen, die auf F gesetzt ist, werden verwendet, um einen Index zu den Zeigereinträgen in 36a beizubehalten. Die Zeigereinträge 36a umfassen dann einen Index zu den Objekten, die in dem Speicherbehälter 39 gespeichert sind.
Da der Zeigerkopf 36 und die Zeigereinträge 36a von dem Rest der Baumstruktur 43 unterschiedlich sind und verweisbare Indizes zu den Schlüsseln 1420 in lexikographischer Reihenfolge speichern, kann außerdem auf einen Suchschlüssel oder ein Datenobjekt in lexikalischer Reihenfolge zugegriffen werden, ohne die Baumstruktur 43 überhaupt zu verwenden. Durch Kenntnis der lexikalischen Position des Datenobjekts, das geortet werden soll, kann das Datenobjekt geortet werden, indem allein auf die Einträge 36a zugegriffen wird.
Um den C₀-Baum der vorliegenden Erfindung zu bauen, wird eine Struktur vom Typ INIT erzeugt, wie in 6b gezeigt. Individuelle Suchschlüssel werden dann in das Verfahren der Programmstruktur eingefügt, die unten gezeigt ist. Wenn ein Indexblock voll ist, wird der Block in zwei Teile auf die Weise geteilt, die unten beschrieben ist. Das Bilden der C₀- Baumdatenspeicherstruktur der bevorzugten Ausführungsform ist eine Angelegenheit iterativer Verarbeitung des Speicherns von Indexinformation und Verfahren zum Teilen von Knoten und Indexblöcken, die verwendet werden, um neue Datenobjekte oder Schlüssel in lexikographischer Reihenfolge in einen vorhandenen C₀-Baum der vorliegenden Erfindung einzugeben.
C) Programmstruktur zum Speichern und Abrufen von Schlüsseln in der kompakten 0-kompletten Baumdarstellung
Die Verfahren zur sequentiellen Verarbeitung einer Anzahl von Suchschlüsseln innerhalb der Baumstruktur, um eine vorbestimmte Funktion für jeden Suchschlüssel durchzuführen, ein Verfahren zum Orten eines Suchschlüssels innerhalb der Baumstruktur, ein Verfahren zum Speichern und Indizieren von Information für jeden Suchschlüssel innerhalb der Baumstruktur und Teilen eines Indexblocks der vorliegenden Erfindung werden nun beschrieben werden.
Das Verfahren zur sequentiellen Verarbeitung einer Anzahl von Suchschlüsseln umfasst das Durchsuchen der Datenspeicherstruktur für den Indexblock, der jedem Suchschlüssel entspricht, das Durchführen einer vordefinierten Funktion wie einer Suche oder ein Einfügen von Suchschlüsseln, die durch die Baumstruktur indiziert werden sollen, das Teilen von Indexblöcken, wenn die Anzahl der Einträge in jedem Block eine vorbestimmte Gesamtzahl überschreitet oder größer als eine große maximale Zahl wird, und das Verarbeiten einer leeren Zeichenkette innerhalb der Suchschlüssel, die innerhalb der Baumstruktur eingefügt werden soll.
Die Computerprogrammstruktur der C₀-Baumstruktur ist schematisch in den Flussdiagrammen aus den 7–19 veranschaulicht. Eine Zusammenfassung der Makrodefinitionen, die über die Programmstruktur verwendet werden, ist in Tabelle 3 dargestellt, wobei der Makroname und eine kurze Beschreibung angezeigt sind. Ähnlich ist eine Zusammenfassung der Flussdiagramme aus 7–19 in Tabelle 2 dargestellt, wobei der Flussdiagrammbezug und die Eingaben, Variablen und Ausgaben angezeigt sind. Jedes der Verfahren wird nun mit Bezugnahme auf Tabelle 2 und Tabelle 3 beschrieben werden. Der Bequemlichkeit halber sind Blöcke, um die Schritte durchzuführen, die mit Bezugnahme auf die 7–19 beschrieben werden sollen, in Klammern.
1) Sequentielles Verarbeitungsverfahren
7 veranschaulicht ein sequentielles Verarbeitungsverfahren, wobei eine vordefinierte Funktion in einem Puffer innerhalb des Speichers 8 (1b) lexikalisch geordneter Suchschlüssel durchgeführt wird. Das Programm ergreift anfänglich eine Anzahl Suchschlüssel und ordnet sie innerhalb des Speichers lexikalisch. Dann werden die folgenden beschriebenen Schritte durchgeführt.
Der Computer unter der Programmsteuerung holt von dem Speicherbehälter 39 den gespeicherten Schlüssel, der dem ersten Eintrag der Zeigereinträge 36a zugeordnet ist, auf welche der Zeigerkopf 36 (100) zeigt. Der gespeicherte Schlüssel wird geprüft, um zu sehen, ob er leer ist (102). Dieser Schritt ist Teil einer Verarbeitungsroutine für leere Zeichenketten und prüft, um zu sehen, ob der erste Eintrag der Zeigereinträge 36a vorher ein leeres Zeichenkettendatenobjekt indiziert hat.
Wenn der gespeicherte Schlüssel leer ist, wird ein anfänglicher Index ps zu den Zeigereinträgen 36a, der eine Summe der Nicht-NULL-Einträge in der Baumstruktur ist, gleich 1 gesetzt, um anzuzeigen, dass eine leere Zeichenkette innerhalb der Zei gereinträge 36a (104) vorhanden ist. Wenn der Schlüssel nicht leer ist, wird der anfängliche Indexwert ps gleich 0 (106) gesetzt.
Ein Suchschlüssel K wird von dem Puffer (108) geholt. Der Suchschlüssel wird dann verarbeitet, um zu sehen, ob er leer ist (d.h. eine leere Zeichenkette), um zu bestimmen, ob eine leere Zeichenkette zu einem Speicherbehälter 39 hinzugefügt werden soll und zu Zeigereinträgen 36a (110) hinzugefügt werden soll.
Wenn der Suchschlüssel nicht leer ist, wird eine Initialisierung der Variablen auftreten. Eine nacheilende Variable di, die den Tiefenwert des vorhergehenden Eintrags speichert, wenn von einem Indexblock INNERER zu einem Unterbaum 2 herabgestiegen wird, und eine Variable der Tiefe dj des Randknotens in dem vorliegenden Indexblock werden auf 0 initialisiert. Die Variable bK, die auf die gegenwärtige und endende Bitposition des vorliegenden Suchschlüssels Bezug nimmt, der durch das Datenbanksystem verarbeitet wird, wird auf 1 (112) initialisiert.
Die tatsächliche vordefinierte Funktion, die durchgeführt werden soll, wird durch Untersuchen des Merkers LADEN (114) bestimmt. Wenn LADEN angezeigt ist, dann verarbeitet das System sequentiell eine Einfügefunktion, um die Indexinformation für jeden Suchschlüssel zu speichern und eine Knotentypüberprüfung wird durchgeführt, um zu sehen, ob der vorliegende Knoten vom Typ WURZEL oder eine Struktur von Typ INIT (116) ist. Wenn das System nicht lädt, dann wird eine sequentielle Suche durchgeführt, um das Schlüsselintervall zu orten, das dem vorliegenden Suchschlüssel entspricht, und eine Knotentypüberprüfung wird durchgeführt, um zu sehen, ob der Knoten vom Typ WURZEL oder vom Typ INIT ist (118).
Wenn geladen wird und der Knoten vom Typ WURZEL ist, wird das Zweigeinfügeverfahren (120) durchgeführt. Wenn der Kno ten vom Typ INIT ist, wird das Blatteinfügeverfahren (122) durchgeführt. Wenn der Schritt 118 anzeigt, dass der Knoten vom Typ WURZEL ist, dann wird ein Zweigsuchverfahren durchgeführt (124). Wenn während Schritt 126 der Knoten oben bei dem Baum 43 ein Typ INIT ist, dann wird das Blattsuchverfahren (126) durchgeführt.
Nach Durchführen von irgendeinem von 120, 122, 124, 126, wo der Baum 43 geändert werden konnte, wird die Prüfung „KNOTEN ÜBERFÜLLT" durchgeführt, um zu sehen, ob die Anzahl der Einträge in dem gegenwärtigen Indexblock größer als die vorbestimmte, erlaubte Indexblockvollzahl 79 (4) (128) ist. Wenn die Anzahl der gegenwärtigen Einträge größer als die Gesamtindexzahl ist, dann wird das Wurzelteilungsverfahren, das beschrieben werden soll (130), durchgeführt. Wenn nicht, geht das Programm zum Block 140, der hier beschrieben ist.
Zurück zum Schritt 110, wenn der Schlüssel K leer ist und der gespeicherte Schlüssel Ki, auf den durch den Eintrag p [1] Bezug genommen wird, leer ist, dann findet die weitere Verarbeitung der leeren Zeichenkette statt und es wird eine Prüfung durchgeführt, um zu sehen, ob der Index zu den Zeigereinträgen 36a ps gleich einem der oben eingerichteten ist (132).
Wenn ps 0 ist, dann weiß das System, dass die Überprüfung, die im Schritt 102 durchgeführt wurde, keine leere Zeichenkette fand, die in dem Speicherbehälter 39 gespeichert ist. Eine Überprüfung wird durchgeführt, um zu sehen, ob LADEN wahr ist und eine Ladeaufforderung (134) wird auf dem Dateisystem durchgeführt. Falls wahr, wird das Laden von Suchschlüsseln in die Baumstruktur durchgeführt und der Index zu den Zeigereinträgen 36a, ps, wird auf 1 eingestellt, um das Hinzufügen eines Objekts (d.h. Hinzufügen der leeren Zeichenkette) anzuzeigen (136).
Bei diesem Punkt wurde bestimmt, dass der Suchschlüssel leer ist und dass eine Ladeaufforderung durchgeführt wird. Deshalb ist der Schlüssel eine leere Zeichenkette. Ein Element wird beim ersten Eintrag eingefügt, das mit einem Zeigerkopf 36a verbunden ist, und die erste Position des Zeigervektors p [1] wird auf die Adresse des Schlüssels in den Speicherbehälter 39 gesetzt (138).
Schließlich wird eine Bestimmung von irgendwelchen weiteren Schlüsseln durchgeführt (140), um zu sehen, ob mehrere Suchschlüssel von dem Puffer des Speichers 8 analysiert werden sollen. Wenn dies so ist, wird der Schleife zum Schritt 108 gefolgt. Wenn keine weiteren Suchschlüssel analysiert werden sollen, wird das sequentielle Verarbeitungsverfahren verlassen (199).
2) Blattsuchverfahren
Das Blattsuchverfahren, das von dem sequentiellen Verarbeitungsverfahren oder dem Zweigsuchverfahren aufgerufen wird, ist in 8 veranschaulicht. Dieser Teil der Programmstruktur findet einen Eintrag innerhalb der Baumstruktur mit einem Schlüsselintervall, das dem vorliegenden Suchschlüssel entspricht, und ortet somit den Suchschlüssel innerhalb der Baumstruktur, wenn er nicht vorher indiziert wurde. Die folgenden beschriebenen Schritte werden durchgeführt.
Die Variablen j und c werden auf 1 initialisiert und b' wird gleich dj, der Tiefe des Randknotens, gesetzt (200). Das Tiefensuchverfahren, das beschrieben werden soll, ortet den Eintrag in dem vorliegenden Indexblock, der ein Schlüsselintervall hat, das den vorliegenden Suchschlüssel (202) entspricht. Eine Bestimmung wird durchgeführt, um zu sehen, ob der Anzeiger des georteten Eintrags ej ein NULL-Anzeiger (d.h. Anzeiger 90 ist T) ist (204).
Wenn der Eintrag ej ein NULL-Eintrag ist, dann wird der vorliegende Suchschlüssel nicht innerhalb der Baumstruktur (206) gefunden. Wenn der Eintrag Nicht-NULL ist (d.h. der Anzeiger 90 ist F), dann wird der gespeicherte Schlüssel, der dem Eintrag ej entspricht, in Ki von dem Speicherbehälter 39 unter Verwendung des Eintrags p[c + ps] der Zeigereinträge 36a geholt, die durch den summierten Zählwert c + ps der Nicht-NULL-Einträge indiziert sind (208). Der summierte Zählwert sorgt für den richtigen Ort oder Index in den Zeigereinträgen 36a, da die Summe der Nicht-NULL-Einträge in dem vorhergehenden Indexblock ps und der Zählwert c der Nicht-NULL-Einträge in dem gegenwärtigen Indexblock, der von dem Tiefensuchverfahren geholt wird, beibehalten wird. Durch Hinzufügen der zwei Werte wird das Element der Zeigereinträge 36a, das zu dem Eintrag ej gehört, gefunden. Als nächstes wird der geholte Schlüssel Ki mit dem Suchschlüssel K verglichen, um zu sehen, ob der Suchschlüssel der gleiche Wert ist wie der Schlüssel, der dem Blatteintrag ej entspricht (210). Wenn die zwei Schlüssel nicht gleich NE sind, wurde der Suchschlüssel K nicht gefunden und ist nicht innerhalb der Baumstruktur (212) vorhanden.
Wenn sie gleich sind, wurden die geeigneten Blatteinträge und Schlüssel K gefunden (214). Das Mengenverarbeitungsverfahren, das beschrieben werden soll, wird dann durchgeführt, um auf den nächsten Suchschlüssel zuzugreifen und das Unterscheidungsbit b' zwischen dem vorliegenden Suchschlüssel und dem nächsten Schlüssel innerhalb des Puffers zur Verarbeitung zu bestimmen (216).
Dann wird eine Bestimmung durchgeführt, ob der nächste Suchschlüssel, der verarbeitet werden soll, in dem Schlüsselintervallbereich des gegenwärtigen Indexblocks (218) eingeschlossen ist, d.h. d' < b', wobei d' bei der Initialisierung dieses Verfahrens eingerichtet oder zugewiesen ist. Wenn der nächste Suchschlüs sel innerhalb des Schlüsselintervallbereichs des gegenwärtigen Indexblocks ist, wird die Rücksetzfunktion bK durchgeführt, wobei bK die Position des vorliegenden Schlüsselbits ist, bei der die Suche für den nächsten Suchschlüssel wiederaufgenommen werden soll (220). Durch Wiederaufrufen der Schlüsselbitposition, bei der eine Suche am Ende von jedem Such- oder Einfügeverfahren endet, kann die bevorzugte Ausführungsform das geeignete Schlüsselbit bestimmen, bei dem die Verarbeitung der Suche des nächsten Suchschlüssels wiederaufgenommen wird, da mehrere Suchschlüssel in lexikalischer Ordnung der Werte verarbeitet werden. Wenn der vorhandene Schlüssel nicht in dem Schlüsselintervallbereich des gegenwärtigen Indexblocks eingeschlossen ist, wird zu der Routine zurückgekehrt, welche die vorliegende Iteration des Blattsuchverfahrens aufrief, wobei die geeigneten Werte des Unterscheidungsbits b' und die Position bK des Schlüsselbits beibehalten werden (299).
3) Blatteinfügeverfahren
Wenn eine Ladeaufforderung im Schritt 114 durchgeführt wird, dann werden die neuen Schlüssel von dem Puffer der geordneten Schlüssel, die vorher nicht in der Speichervorrichtung 4 vorhanden waren, individuell zu der Datenspeicherstruktur hinzugefügt. Das Blatteinfügeverfahren ist in 9 veranschaulicht und fügt jeden neuen Suchschlüssel durch Bestimmen seiner korrekten Platzierung ein und speichert die Indexinformation des Schlüssels. Die Schritte des Blatteinfügeverfahrens werden unten beschrieben.
Die Variablen des Verfahrens f = 0, j = 1 und d' = dj (die Randtiefe) werden initialisiert (300). Das Tiefensuchverfahren wird durchgeführt, um den Eintrag zu orten, dessen Schlüsselintervall den vorliegenden Suchschlüssel (302) einschließt. Eine Überprüfung wird dann durchgeführt, um zu sehen, ob der Eintrag ej, der durch das Tiefensuchverfahren geortet ist, ein NULL-Eintrag ist, der einen T-Anzeiger 90 hat (304).
Wenn der Eintrag ein NULL-Eintrag ist, dann wird der Punkt des Einfügeeintrags gefunden. Die Variablen c und n werden erhöht, um das Hinzufügen des neuen Eintrags wiederzugeben, der als ein Nicht-NULL-Eintrag eingefügt werden soll, und um den neu eingefügten Zeiger zu dem Schlüssel (306) wiederzugeben. Ein Element wird in die Zeigereinträge 36a eingefügt und ihm wird die Adresse des Schlüssels und seines verwiesenen Datenobjekts (308) zugeordnet, die in dem Speicherbehälter 39 gespeichert sind. Der Anzeiger des Eintrags ej wird von NULL (T) zu Nicht-NULL (F) geändert, um die Zugehörigkeit des Eintrags zu einem Speicherelement in dem Speicherbehälter 39 und der Zeigereinträge 36a (310) wiederzugeben.
Wenn während Schritt 304 der Eintrag kein NULL-Eintrag ist, wird ein Schlüssel, der durch das Element p[c + ps] der Zeigereinträge 36a adressiert wird, geholt und in Ki (312) geladen. Der vorliegende Schlüssel K wird mit dem geholten Schlüssel Ki verglichen, um zu sehen, ob sie gleich sind (d.h. um zu bestimmen, ob der vorliegende Schlüssel bereits im Speicherbehälter 39 vorhanden ist (314). Wenn sie gleich sind, wird das Mengenverarbeitungsverfahren durchgeführt, um zu bestimmen, ob der nächste Schlüssel, der verarbeitete werden soll, innerhalb des Schlüsselintervalls des gegenwärtigen Indexblocks (316) ist.
Wenn der vorliegende Schlüssel und der geholte Schlüssel nicht gleich sind, wird der Zählwert n der neuen Einträge, der zu den Zeigereinträgen 36a hinzugeführt wird, erhöht, da der vorliegende Schlüssel nicht vorhanden war (318). Das Tiefenhinzufügeverfahren, das beschrieben werden soll, wird dann durchgeführt, um irgendwelche Fülleinträge hinzuzufügen und die korrekte Lage des neuen Eintrags zu bestimmen. Die Routine geht auf ei nen Merker f zurück, der bezeichnet, ob der vorliegende Schlüssel, der verarbeitet wird, größer oder gleich einem geholten Schlüssel Ki (320) ist und zeigt die Position oder den Index in den Zeigereinträgen 36a an. Ein Element wird in die Zeigereinträge 36a eingefügt und ihm wird die Adresse des Schlüssels und sein verwiesenes Datenobjekt in der richtig indizierten Lage zugewiesen, die der Summe der Anzahl ps der Nicht-NULL-Einträge in den vorhergehenden Unterbäumen, der Anzahl c der Nicht-NULL-Einträge des vorliegenden Indexblocks und des Werts des Merkers f (322) entspricht.
Das Mengenverarbeitungsverfahren wird dann durchgeführt, das b', das Unterscheidungsbit (324), zurückgibt. Dann wird eine Prüfung durchgeführt, um zu sehen, ob die Anzahl der Einträge in dem vorliegenden Indexblock über MAX, größer als das erlaubte Maximum ist. Das Maximum wird bei einer sehr hohen Schwelle eingestellt, die viel größer als die vorbestimmte Indexblockvollzahl 79 für Einträge eines Indexblocks ist, z.B. fünf in 4(326).
Wenn die Anzahl der Einträge in dem vorliegenden Indexblock nicht größer als das Maximum ist, wird eine Bestimmung durchgeführt, ob d' kleiner als b' ist, was anzeigt, daß der nächste Schlüssel, der verarbeitet werden soll und während des Mengenverarbeitungsverfahrens geholt wurde, innerhalb des Schlüsselintervallbereichs des vorliegenden Indexblocks (328) ist. Falls dies so ist, wird ein Rücksetzverfahren bK durchgeführt (336), bevor zu dem Schritt 302 zurückgekehrt wird. Dennoch geht das Verfahren schließlich zu dem Aufrufverfahren mit dem Wert des Unterscheidungsbits b', der vorliegenden Schlüsselbitposition bK, und der Anzahl der neuen Elemente in den Zeigereinträgen 36a zurück (399).
4) Zweigsuchverfahren
Wenn das Zweigsuchverfahren aus 10 von dem sequentiellen Verarbeitungsverfahren aus 7 aufgerufen wird, dann werden die folgenden Schritte beim Durchsuchen der Zweige der C_o-Baumdatenspeicherstruktur durchgeführt, um die richtige BLATT-Stufe und den Indexblock zu orten, um das Blattsuchverfahren durchzuführen.
Zuerst werden die Variablen j = c = 1 und d' = dj initialisiert (400), wobei dj die Randtiefe ist. Das Tiefensuchverfahren wird durchgeführt, um den geeigneten Eintrag in den vorliegenden Zweigindexblock INNERER mit einem Schlüsselintervall zu orten, das den vorliegenden Schlüssel (402) enthält. Da das System bei einer Zweigstufe ist, gehört der Eintrag zu einem Unterbaum der Baumstruktur.
Der geortete Kindknoten, der einem Eintrag ej des Zweigs entspricht, wird geholt (404) und dann überprüft, um den Knotentyp (406) zu bestimmen. Wenn der Knotentyp eines Kindblocks ein BLATT ist, dann wird das Blattsuchverfahren durchgeführt (408). Wenn der Knotentyp ein Nicht-Blatt ist, d.h. vom Typ INNERER, dann wird das Zweigsuchverfahren durchgeführt (410).
Das Verfahren bestimmt, ob der vorliegende Schlüssel innerhalb des Schlüsselintervallbereichs des vorliegenden Indexblocks ist, d.h. d' < b' (414). Wenn das so ist, wird das Rücksetzverfahren bK, das beschrieben werden soll, durchgeführt (416) und eine Schleife zum Schritt (402) wird ausgeführt. Wenn nicht, gibt das Programm den Wert des Unterscheidungsbits b' und der Position des Schlüsselbits bK zu dem sequentiellen Verarbeitungsverfahren zurück und die vorliegende Iteration der Zweigsuche ist beendet (499).
5) Zweigeinfügeverfahren
Wenn die vordefinierte Funktion, die für die geordneten Suchschlüssel in dem Puffer durchgeführt werden soll, eine Ladung ist und der Typ des Indexblocks aus Schritt 116 des sequentiellen Verarbeitungsverfahrens als ein Indexblock WURZEL bestimmt ist, dann wird das Zweigeinfügeverfahren in Schritt 120 aufgerufen und die Schritte, die in 11 gezeigt sind, durchgeführt wie folgt, bis der Blattindexblock, der das Schlüsselintervall des vorliegenden Suchschlüssels enthält, geortet ist.
Der Index zu dem Eintrag, dessen Intervall den gegenwärtigen Suchschlüssel enthält, wird auf 1 eingestellt, d.h. j = c = 1, der vorliegende Grenztiefenwert wird zugeordnet, d.h. d' = dj und der Zählwert des neuen Suchschlüssels, der zu dem Elternindexblock gehört, wird 0 gesetzt, d.h. cn = 0 (500). Dann wird das Tiefensuchverfahren durchgeführt, um den Eintrag, der den vorliegenden Schlüssel hat, in dem Schlüsselintervall (501) zu orten. Dieses Verfahren gibt die Position des Schlüsselbits, um das Suchverfahren des Suchschlüssels wiederaufzunehmen, und dem Index zu dem Eintrag innerhalb des gegenwärtigen Indexblocks aus, dessen Schlüsselintervall den Suchschlüssel enthält.
Da der Computer ein Zweigeinfügeverfahren durchführt, ist der Indexblocktyp des vorliegenden Indexblocks entweder INNERER oder WURZEL. Nach dem Orten des Eintrags mit dem vorliegenden Schlüssel in dem Schlüsselintervall des Eintrags wird die nachlaufende Tiefenvariable di aktualisiert, wenn der Index j zu den Tiefeneinträgen des vorliegenden Indexblocks größer als 1 (502) ist. Das Programm bemerkt, dass der geortete Eintrag nicht der erste Eintrag des vorliegenden Indexblocks vom Typ INNERER ist, und die nachlaufende Variable di wird zu dem Tiefenwert des Eintrags ej-1 vor dem georteten Eintrag in dem vorliegenden Indexblock (503) aktualisiert. Die Variable dj wird dann auf die Tiefe des Eintrags ej (504) eingestellt.
Zu dieser Zeit wird der indizierte Kindknoten, das j-te Kind in dem Unterbaum V des gegenwärtigen Indexblocks, das dem georteten Eintrag entspricht, einschließlich der Tiefenwerteinträge des Indexblocks und des Unterbaums des Kindindexblocks geholt (505). Dieser Schritt gibt eine aktualisierte Summe der Nicht-NULL-Einträge ps aus, mit denen die Zeigereinträge 36a indiziert werden. Da das erste Element, die Zählwertstruktur der zusammengesetzten Struktur, der vorliegenden Stufe des Baums die Zählwertinformation der Nicht-NULL-Einträge enthält, werden insbesondere die Elemente der Zählwerteinträge bis zu dem Wert von j miteinander summiert und zu der früheren Summe des Zählwerts der Nicht-NULL-Einträge hinzugefügt, um zu der neuen Summe (506) zu gelangen.
Dann wird eine Bestimmung des Typs des geholten Kindknotens vom Schritt 504 (507) durchgeführt. Wenn der Kindknoten ein BLATT ist, dann wird das Blatteinfügeverfahren durchgeführt (508). Wenn der Kindknoten ein INNERER ist, dann wird das Zweigeinfügeverfahren durchgeführt (510).
Nachdem die Verarbeitung von dem Zweigeinfügen oder Blatteinfügen zurückkehrt ist, wird der Zählwerteintrag c[j], der dem vorliegenden Indexblock entspricht, auf seinen vorherigen Wert plus der Zahl n der neuen Schlüssel gesetzt, die zu den Einträgen des Kindindexblocks gehören (514). Der Zählwert cn der neuen Schlüssel, die zu dem Elternindexblock gehören, wird um den Zählwert n der neuen Schlüssel erhöht, die zu den Einträgen des Kindindexblocks gehören (514).
Das Verfahren bestimmt dann, ob der vorliegende Kindknoten geteilt werden soll, durch Bestimmen, ob der Indexblock übervoll ist (520). Wenn die Indexblockeinträge die vorbestimmte Indexblockvollzahl der Einträge überschritten haben, die pro Index block erlaubt sind, dann wird das Kindteilungsverfahren, das beschrieben werden soll, durchgeführt (522).
Eine Überprüfung wird durchgeführt, um zu sehen, ob der vorliegende Schlüssel innerhalb des Schlüsselintervallbereichs des vorliegenden Indexblocks (524) ist, d.h. d' < b'. Wenn dies so ist, wird das Unterscheidungsbit b' 0 gesetzt, was das Einfügen bis zu der Wurzelstufe beendet, weil eine Kindteilung auftrat (526). In jedem Fall wird die Anzahl n der neuen Schlüssel, die zu den Einträgen des Kindindexblocks gehören, als eine Ausgabevariable zu dem Zählwert der neuen Schlüssel cn für den gegenwärtigen Indexblock (536) eingestellt.
Wenn der Indexblock nicht übervoll ist, wird eine Prüfung durchgeführt, um zu sehen, ob der vorliegende Schlüssel innerhalb des Schlüsselintervallbereichs des vorliegenden Indexblocks ist, d.h. d' < b' (534). Wenn der vorliegende Schlüssel innerhalb des Schlüsselintervalls des vorliegenden Indexblocks ist, wird das Rücksetzverfahren bK durchgeführt (538). Ungeachtet geht das Verfahren mit dem Zählwert der neuen Schlüssel n, die zu dem Kindindexblock hinzugefügt sind, dem Unterscheidungsbit b' und der Position bK des Schlüsselbits (599) zu dem Aufrufverfahren zurück.
6) Tiefensuchverfahren
Wie in 12 veranschaulicht, wird jedes Mal, wenn eine Suche oder ein Einfügen für die C₀-Baumdatenspeicherstruktur durchgeführt wird, das Tiefensuchverfahren durchgeführt, um den Eintrag innerhalb des vorliegenden Indexblocks zu orten, wobei das Schlüsselintervall dem vorliegenden Schlüssel entspricht.
Die Indexvariable k wird 1 gesetzt und die eingegebene Variable, der Zählwert c der Nicht-NULL-Einträge, wird erniedrigt (600).
Das Verfahren erhält das Ordnungselement b[k] des vorliegenden Suchschlüssels, das zumindest so groß wie die Position bK des vorliegenden Schlüssels ist, um die Suche nach dem vorliegenden Schlüssel zu beginnen (602). Die Ordnungselemente bestehen aus den Werten der 1-Bit-Positionen in dem Alphabet mit den zwei Buchstaben 0 und 1 in dem gegenwärtigen Suchschlüssel, der analysiert wird. Dann wird bestimmt, ob der vorliegende Eintrag ej ein NULL-Eintrag ist (604). Wenn der Eintrag ein NULL-Eintrag ist, wird der Zählwert c der Nicht-NULL-Einträge des vorliegenden Indexblocks erhöht (606).
Die bevorzugte Ausführungsform bestimmt dann, ob ein Tiefenwert dj des Eintrags ej des vorliegenden Indexblocks gleich (610) dem vorliegenden Ordnungselement b[k] ist und, wenn er nicht gleich ist, kleiner (612) ist. Wenn er gleich ist, wird die Indexvariable k erhöht (616). Wenn er nicht gleich und größer ist, dann wird die Indexvariable j zu den Tiefeneinträgen des Indexblocks erhöht (618). Wenn er geringer ist, dann wird die Position des vorliegenden Schlüsselbits gleich dem vorliegenden Ordnungswert b[k] gesetzt (614). Schließlich geht das Verfahren zu der Aufrufroutine (699) zurück. Die Werte der Indexvariabel j, die verwendet wird, um die Tiefenwerte zu indizieren, die dem Schlüsselintervall des vorliegenden Schlüssels K entsprechen, der Zählwert c der Nicht-NULL-Einträge des vorliegenden Indexblocks, der verwendet wird, um auf die Zeigereinträge 36a zuzugreifen, und die Bestimmung der Position bK des vorliegenden Schlüsselbits, die es dem Dateisystem erlaubt, die vorliegende Schlüsselbitposition der Suchschlüssel, die verarbeitet werden, abzurufen, wird ausgegeben.
6.a) Mehrstufige Suche
Nun, da die sachbezogene Programmstruktur, um nach einem Suchschlüssel zu suchen, beschrieben wurde, wird ein detaillier teres Beispiel, wie der Schlüsselintervallbereich und das Datenobjekt eines Suchschlüssels eines C₀-Baums bestimmt werden, der aus mehr als zwei Stufen besteht, mit Bezugnahme auf 5 und Tabelle 4 beschrieben. Die Datenspeicherstruktur 1540 besteht aus drei Stufen: Stufe WURZEL, Stufe INNERER und Stufe BLATT. Bestimmte Informationsobjekte innerhalb der Struktur 1540, die nicht zu diesem Beispiel gehören, wurden in 5 nicht veranschaulicht und wurden durch den Buchstaben X ersetzt. Somit haben die Indexblockeinträge der Stufe WURZEL 1541 und der Stufe INNERER 1564 ein X, welches das vorliegende Anzeigerbit veranschaulicht, da das Anzeigerbit nur das Vorhandensein eines entsprechenden Datenobjekts bei Strukturen der Stufe BLATT, wie 1570, veranschaulicht. Außerdem sind die Tiefenwerte von jedem der Indexblockeinträge bei der Stufe BLATT andere Einträge als 1575c, als ein X gezeigt, da sie von dem vorliegenden Suchbeispiel nicht verwendet werden. Schließlich wurden die Inhalte der Zeigereinträge 1536a und des Speicherbehälters 1539 nicht besonders beschrieben, da sie für das vorliegende Beispiel nicht notwendig sind.
Angenommen eine Suche wird mit dem Suchschlüssel 10011001, wie in Tabelle 4 gezeigt, durchgeführt. Der Suchschlüssel wird durch eine Sequenz b[k] dargestellt, die Bitpositionen der Ordnungswerte der Eins-Bits in dem Suchschlüssel enthält, die von links beginnend 1, 4, 5 und 8 sind. Wie in dem vorhergehend beschriebenen Beispiel wird ein letzter Wert 9 nach dem letzten in der Sequenz hinzugefügt. Deshalb ist die Folge b[k] = <1, 4, 5, 8, 9>. Zuerst werden die Tiefenwerte 89 der Indexeinträge 1547c des Wurzelknotens 1547 mit den Elementen der Suchschlüsselfolge verglichen. Ein Index j zu den Indexblockeinträgen 1547 wird beibehalten und ein Index k zu der Ordnungsposition der Suchschlüsselfolge wird beibehalten. In Schritt 1 aus Tabelle 4 wird der Tiefenwert d[j] des Eintrags 1530 mit dem ersten Ordnungselement b[k] der Suchschlüssel sequenz verglichen, der gleich 1 ist. Da der Tiefenwert d[j] größer als das Ordnungselement b[k] ist, wird der Index j zu den Indexblockeinträgen 1547c erhöht.
Im Schritt 2 der Tabelle 4 wird der Tiefenwert d[j] des zweiten Eintrags 1531 der Indexblockeinträge 1547c mit dem ersten Ordnungselement b[k] verglichen. Da sie gleich sind, wird der Index k zu der Suchschlüsselsequenz erhöht. Dann wird der Index j zu den Indexblockeinträgen 1547c erhöht.
Da j = 3 und k = 2 im Schritt 3 wird der Tiefenwert d[j] des dritten Eintrags 1532 mit dem zweiten Ordnungselement b[k] verglichen. Da die zwei Werte nicht gleich sind und der Tiefenwert d[j] des Eintrags 1532 kleiner als der Ordnungswert b[k] ist (d.h. 0 < 4), endet die Suche in diesem Indexblock, der den Kopf 1547a hat. Da dies ein Nicht-Blattknoten 1547 ist, werden der Kinderknoten und der Indexblock, der dem Eintrag 1532 entspricht, erhalten und gesucht. In 5 ist dies Knoten 1535 mit dem Unterbaum 1570, Indexblockkopf 1535a und Einträgen 1535c. Zusätzlich wird die Endposition bK des Schlüsselbits auf den vorliegenden indizierten Ordnungswert b[k] gesetzt (d.h. bK = 4), so dass das Computersystem einfach und effizient das Suchverfahren bei dem Kindindexblock wiederaufnehmen kann.
Wie in Schritt 4 aus Tabelle 4 gezeigt, wird ein Zeigerindex ps zu der Zeigerstruktur 1536 zusätzlich um die Werte erhöht, die in den Einträgen 1557 und 1558 des Zählwertkopfs 1556 der Stufe INNERER 1564 gespeichert sind, da diese Einträge dem dritten Eintrag vorangehen, welcher der Unterbaum ist, der durchsucht werden soll. Dieser Zeigerindex ps enthält die Summe der vorhergehenden Nicht-NULL-Einträge (die durch die Einträge F veranschaulicht sind) in den vorhergehenden Geschwistern dieses Knotens 1535. Somit entsprechen die Einträge 1557 Nicht-NULL-Blatteinträgen, die von dem zusammengesetzten Kopf C des Knotens 1537 abhängen, und der Eintrag 1558 entspricht den Nicht-NULL-Blatteinträgen, die von dem zusammengesetzten Kopf C des Knotens 1538 abhängen. Der Zeigerindex ps ist deshalb vorliegend gleich 14, da acht Nicht-NULL-Blatteinträge von dem Knoten 1537 abhängen und sechs Nicht-NULL-Blatteinträge von dem Knoten 1538 abhängen.
In Schritt 5 aus Tabelle 4 wird die Indexvariable j auf 1 initialisiert. Der erste Tiefenwert d[j] der Einträge 1535c wird mit dem zweiten Ordnungssuchwert b[k] verglichen. (Der zweite Ordnungswert, der gleich 4 ist, wird verwendet, da das Computersystem in Schritt 602 in 12 den Index k erhöht und das Ordnungselement in der Suchschlüsselsequenz erhält, das größer oder gleich der Endposition bK des Schlüsselbits ist, die auf 4 eingestellt wurde, als die Suche nach dem Elternknoten 1547 endete.) Da d[j] gleich b[k] ist, wird der Index k zu der Suchschlüsselfolge erhöht. Dann wird der Index j zu den Einträgen 1535c erhöht.
In Schritt 6 wird der Tiefenwert d[j] des zweiten Eintrags 1554 der Indexblockeinträge 1535c dann mit dem dritten Ordnungselement b[k] verglichen, das gleich 5 ist. Da der Tiefenwert d[j] kleiner als das Ordnungselement b[K] ist (d.h. 2 < 5), endet die Suche in diesem Indexblock, der 1535a als Kopf hat. Da der Knoten 1535 ein Knoten INNERER ist, wird der Kindknoten und der Indexblock, der dem Eintrag 1535 entspricht, erhalten. In 5 ist dies der Knoten 1575. Die Endposition bK des Schlüsselbits wird auf den vorliegend indizierten Ordnungswert b[k] gesetzt (d.h. bK = 5). Dann wird der Zeigerindex ps in Schritt 7 aktualisiert, so dass er zusätzlich die Anzahl der Nicht-NULL-Einträge in vorhergehenden Geschwistern des Knotens 1575 enthält. Da bei einer Stufe BLATT jeder Zählwerteintrag, wie der Eintrag 1561, der mit dem Zählwertkopf 1560 verbunden ist, der Anzahl der Nicht-NULL-Einträge in einem entsprechenden Kno ten in einer BLATT-Struktur 1570 entspricht, entspricht der erste Zählwerteintrag 1561 der Anzahl der Nicht-NULL-Einträge in dem ersten Knoten 1576 der Struktur 1570. Der Zeigerindex ps ist deshalb gleich neuzehn, sein vorhergehender Wert vierzehn plus dem Wert fünf, der in dem Zählwerteintrag 1561 gefunden wurde.
Die Indexvariablen j und k werden wieder auf 1 gesetzt. Das Computersystem erhöht den Index k und erhält das Ordnungselement b[k], das größer oder gleich der Endposition bK des Schlüsselbits ist. Somit erhält es das dritte Element, das gleich 5 ist.
Ein Zählwertindex c der Nicht-NULL-Einträge, der am Beginn der Suche der Einträge 1575c auf 0 initialisiert ist, wird beibehalten. Da das Ordnungselement b[k] kleiner als der Tiefenwert d[j] des Eintrags 1580 der Indexblockeinträge 1575c in Schritt 8 ist, wird der Index j zu den Einträgen 1575c erhöht. Ein Index c zu den Einträgen 1575c wird nicht erhöht, da der Eintrag ej ein NULL-Eintrag ist. In Schritt 9 ist das Ordnungselement wieder kleiner als der Tiefenwert d[j] des Eintrags 1581. Somit wird der Index j erhöht. Der Index c wird erhöht, da der Eintrag ej ein Nicht-NULL-Eintrag ist. Der Tiefenwert d[j] des Nicht-NULL-Eintrags 1582 ist gleich dem vorliegenden Ordnungselement b[k] in Schritt 10. Deshalb wird der Index k auch erhöht.
In Schritt 11 wird der Tiefenwert d[j] des vierten Nicht-NULL-Eintrags 1583 mit dem dritten Ordnungselement b[k] verglichen. Wiederum sind die Werte gleich (d.h. 8 = 8). Die Indizes k, j und c werden erhöht. Schließlich wird der Tiefenwert d[j] des fünften Eintrags 1584 mit dem vierten Ordnungselement b[k] verglichen. Der Tiefenwert d[j] ist kleiner als das Ordnungselement b[k] (d.h. 6 < 9), und, da die BLATT-Stufe vorliegend durchsucht wird, wur de der richtige Eintrag, der dem Suchschlüssel 10011001 entspricht, gefunden.
An diesem Punkt wird der Zeigerindex ps um den Zählwertindex c (d.h. 19 + 4 = 23) im Schritt 13 erhöht. Dies sorgt für die Gesamtheit der Nicht-NULL-Einträge vor dem und einschließlich des Eintrags 1584. Die 23 wird verwendet, um den dreiundzwanzigsten Eintrag in den Zählereinträgen 1536a auszuwählen, der den verweisbaren Index oder Zeiger zu dem richtigen Datenobjekt in dem Speicherbehälter 1539 enthält.
7) Mengenverarbeitungsverfahren
Das Mengenverarbeitungsverfahren, das den nächsten Schlüssel zur Verarbeitung innerhalb des Puffers erhält, auf den in 8 und 9 Bezug genommen wird, ist in 13 veranschaulicht. Sein Zweck ist es, den nächsten Schlüssel Ki zur Verarbeitung in den Puffer im Speicher 8 zu holen und das Unterscheidungsbit zwischen dem vorhergehenden Schlüssel K und dem nächsten Schlüssel Ki zu bestimmen.
Das Verfahren bestimmt, ob es mehrere Schlüssel innerhalb des Puffers (700) gibt. Wenn mehr Schlüssel innerhalb des Puffers vorhanden sind, wird der nächste Schlüssel in dem Speicher zur Verarbeitung in Sequenz in Ki geholt. (702). Als nächstes folgt eine Bestimmung, ob der frühere Schlüssel K und der vorliegende Schlüssel Ki, der verarbeitet werden soll, gleich sind (704). Da die Suchschlüssel, die sequentiell verarbeitet werden, in dem Puffer in lexikalischer Reihenfolge geordnet sind, kann die vorliegenden Ausführungsform bestimmen, ob ein duplizierter Schlüssel vorhanden ist, und diesen Suchschlüssel nicht verarbeiten. Wenn dieser Schritt bestimmt, dass die zwei Schlüssel gleich sind, wird deshalb eine Rückkopplungsschleife zum Schritt 700 durchgeführt. Wenn bestimmt ist, dass die zwei Schlüssel nicht gleich NE sind, dann wird das Unterscheidungsbit der zwei Schlüssel gefunden (706). Die bevorzugte Ausführungsform richtet dann den vorliegenden Schlüssel K ein; mit anderen Worten bewegt das Programm den neuen Schlüssel Ki, der verarbeitet werden soll, in die vorliegende Schlüsselvariable K (708).
Wenn es keine weiteren Schlüssel gibt, die innerhalb des vorliegenden Puffers verarbeitet werden sollen, dann wird das Unterscheidungsbit b' auf 0 gesetzt, was die Verarbeitung zu der WURZEL-Stufe beendet (710). Indem dies getan wird, können die Verfahren der vorher beschriebenen Programmstruktur bestimmen, dass es nicht mehr Schlüssel zur Verarbeitung innerhalb des Puffers gibt, insbesondere wenn bestimmt wird, ob der nächste Schlüssel innerhalb des Schlüsselintervalls des vorliegenden Indexblocks in den Schritten 218, 328, 414, 524 und 534 ist. Schließlich geht das Verfahren mit dem Wert des Unterscheidungsbits b' und dem neuen Schlüssel K (799) zu seiner Aufrufroutine zurück.
8) Rücksetzfunktion bK
Nun wird die Rücksetzfunktion bK, auf die in 8, 9, 10 und 11 Bezug genommen wurde, detailliert in 14 veranschaulicht. Dieses Verfahren bestimmt die Position bK des Schlüsselbits, um die sequentielle Verarbeitung für den vorliegenden Suchschlüssel wiederaufzunehmen. Das Verfahren kann die Position des Schlüsselbits bestimmen, da die Suchschlüssel, die in Sequenz verarbeitet werden, in lexikalischer Reihenfolge innerhalb des Puffers sind. Diese Eigenschaft einer geordneten Sequenz erlaubt es der vorliegenden Ausführungsform, wie entworfen zu funktionieren. Das Verfahren bestimmt zuerst, ob der vorliegende Index j zu dem gegenwärtigen Eintrag ej der erste in dem gegenwärtigen Indexblock (800) ist. Wenn das so ist, wird das Un terscheidungsbit b' mit der Position bK des vorliegenden Schlüsselbits verglichen (802). Wenn es zumindest so groß wie die Position des Schlüsselbits ist, wird die Position bK des Schlüsselbits mit der nachlaufenden Variable di und dem Unterscheidungsbit b' verglichen (804).
Ein Vergleich des Unterscheidungsbits b' mit der nachlaufenden Variable di, einer Eingabevariable zu der Rücksetzfunktion bK und der vorliegenden Position des Schlüsselbits bK wird durchgeführt (806). Wenn die nachlaufende Variable di kleiner als das Unterscheidungsbit b' ist, das kleiner als die gegenwärtige Position bK des Schlüsselbits ist, dann wird die Position des Schlüsselbits bK auf die nachlaufende Variable di plus 1 gesetzt (808).
Wenn Schritt 800 bestimmt, dass der vorliegende Index j zu den Tiefeneinträgen nicht 1 NE ist, wird eine Bestimmung durchgeführt, ob das Unterscheidungsbit b' kleiner als die Position bK des vorliegenden Schlüsselbits ist (810). Wenn dies so ist, wird die Position bK des Schlüsselbits auf den Wert des Unterscheidungsbits b' (812) gesetzt. Ungeachtet wird der Wert der Position bK des Schlüsselbits zurückgegeben (899).
9) Tiefenhinzufügeverfahren
Das Tiefenhinzufügeverfahren, das durch den Schritt 320 von dem Blatteinfügeverfahren aufgerufen wird, ist in 15 veranschaulicht. Sein Ziel ist es, das korrekte Setzen des Indexeintrags zum Speichern der Indexinformation eines vorliegenden Suchschlüssels relativ zu dem georteten Eintrag zu bestimmen, wobei der Suchschlüssel zu dem Schlüsselintervall gehört, das durch den Eintrag durch Hinzufügen eines Eintrags oder von Einträgen zu dem gegenwärtigen Indexblock definiert ist. Dies geschieht, da der vorliegende Suchschlüssel und ein früherer Indexschlüssel beide in das gleiche Schlüsselintervall gehören.
Um die richtige Lage zu bestimmen, muss das Programm die Tiefe des Blattknotens, der zu dem georteten Eintrag gehört, und den vorher indizierten Suchschlüssel in einem konzeptionellen 0-kompletten Baum bestimmen, wie dem Baum 1430, der in 2b dargestellt ist. Dies ist in der C₀-Baumdarstellung nicht aufgezeichnet. Nur die Tiefen der Randknoten sind in den Einträgen aufgezeichnet. Die Tiefe des Blattknotens in einem konzeptionellen 0-kompletten Baum, wie in 2b veranschaulicht, kann durch die Definition eines kompakten 0-kompletten Baums bestimmt werden. Das Verfahren bestimmt zuerst, ob der gegenwärtige Eintrag ej der erste in einem Indexblock (900) ist. Wenn nicht, dann wird die Tiefe des vorliegenden Eintrags d[j] in dem Indexblock mit der Tiefe des früheren Eintrags d[j-1] verglichen (902). Auf Grundlage dieses Vergleichs, wenn die Tiefe des georteten Eintrags geringer als LT die Tiefe des früheren Eintrags ist, wird die Tiefe li des Blattknotens in dem konzeptionellen 0-kompletten Baum gleich der Tiefe des früheren Eintrags in dem Indexblock d[j-1] gesetzt (908). Wenn die Tiefe des georteten Eintrags größer als GT ist, wird die Tiefe li des Blattknotens in dem konzeptionellen 0-kompletten Baum gleich der Tiefe des vorliegenden Eintrags d[j] gesetzt (906). Wenn der geortete Eintrag der erste in dem Indexblock ist, wird die tatsächliche Tiefe li des Blatts in dem konzeptionellen 0-kompletten Baum gleich der vorliegenden nachlaufenden Variable di gesetzt, die der Tiefenwert des vorhergehenden Eintrags des Elternindexblocks ist (904).
Als nächstes wird eine Indexvariable i auf den gegenwärtigen Index j zu den Indexblockeinträgen gesetzt und werden das Unterscheidungsbit b' des vorliegenden Schlüssels K, der verarbeitet wird, und der Schlüssel Ki, der durch den georteten Eintrag indiziert wird, bestimmt (910). Wenn das Unterscheidungsbit b' geringer als die Tiefe li des Blatts in dem konzeptionellen 0- kompletten Baum ist (912), dann folgt der Indexeintrag, der hinzugefügt werden soll, dem georteten Eintrag in der Vorreihenfolgesequenz. Mehr Einträge müssen zu der vorliegenden Baumstruktur hinzugefügt werden, um einen Unterschied zwischen den Zugriffswegen des vorliegenden Suchschlüssels und des Schlüssels des georteten Eintrags beizubehalten. Um sicherzustellen, dass der konzeptionelle Baum immer noch 0-komplett ist, kann es notwendig sein, NULL-Einträge hinzuzufügen, wobei das Anzeigerbit auf wahr gesetzt ist.
Das Ordnungselement b[k] des Suchschlüssels wird erhalten, welches größer als die Tiefe li des Blatts in dem konzeptionellen 0-kompletten Baum plus 1 ist. Das vorliegend indizierte Ordnungselement b[k] wird dann mit dem Unterscheidungsbit b' verglichen (918). Wenn es kleiner als LT das Unterscheidungsbit b' ist, wird ein Eintrag zu dem gegenwärtigen Indexblock vor dem vorliegend indizierten Eintrag ei eingefügt (924). Der Tiefenwert des neu eingefügten indizierten Eintrags ei wird auf die gegenwärtig indizierte Ordnungsposition b[k] des gegenwärtigen Suchschlüssels gesetzt, und der Anzeiger des vorliegend indizierten Eintrags ei wird auf T gesetzt, was einen NULL-Eintrag bedeutet (932). Der Index k zu den Ordnungselementen des gegenwärtigen Suchschlüssels wird erhöht (938). Als nächstes wird ein Index i zu dem Eintrag des vorliegenden Indexblocks erhöht (940) und die Schleife geht zum Schritt 918 weiter. Wenn der vorliegende Schlüssel K, der verarbeitet wird, größer als der Schlüssel Ki ist, der vorher durch den georteten Eintrag (920) geortet wurde, wird der Merker f auf 1 gesetzt (922). Wenn er kleiner ist, wird der Merker f auf 0 gesetzt (926). Ein Eintrag wird dann vor dem vorliegend indizierten Eintrag ei eingefügt, (930). Der Tiefenwert des neu eingefügten indizierten Eintrags ei wird auf das Unterscheidungsbit b' gesetzt und der Anzeiger des vorliegend indizierten Eintrags wird auf Nicht-NULL oder (F) (934) gesetzt, und das Verfahren gibt den Merker an die Aufrufroutine aus (999).
10) Teilungsroutinen
Die Verfahren zum Teilen eines Indexblocks werden nun mit besonderer Bezugnahme auf das Teilen eines Indexblocks nach dem Bestimmen, dass die Anzahl der Einträge in dem Indexblock größer als eine vorbestimmte Indexblockvollzahl ist, und auf das Teilen eines Blocks nach dem Bestimmen, dass die Anzahl der Einträge größer als eine maximale Schwellzahl ist, beschrieben.
10a) Wurzelteilungsverfahren
Das Wurzelteilungsverfahren ist in 16a veranschaulicht und ein Beispiel eines Wurzelknotens, der geteilt wird, ist in 16b und 16c veranschaulicht. Das Beispiel in 16b und 16c wird nun genauer mit Bezugnahme auf die Beschreibung des Verfahrens in 16a beschrieben werden. Der Zweck dieses Verfahrens ist es, den Wurzelknoten und Indexblock zu teilen, wenn er die vorbestimmte Indexblockvollzahl erreicht hat, oder wenn das Programm bestimmt, dass ein Indexblock die maximale Schwellzahl der Einträge TH erreicht hat. Die Schritte des Verfahrens sind wie folgt.
Der alte Wurzelknoten R, der in 16b veranschaulicht ist, wird geteilt, um den neuen Wurzelknoten R' zu erzeugen, der den Indexblock I' und den Unterbaum V' in 16c umfasst. Der alte Wurzelknoten hängt von dem Unterbaum V' des neuen Wurzelknotens ab. Ein neuer Wurzelknoten I', V' wird erzeugt (1000) und das Minimaltiefenverfahren aus 18, das beschrieben werden soll, wird aufgerufen (1002), um den Tiefeneintrag zu bestimmen, der den minimalen Tiefenwert in dem Wurzelindexblock I hat, der geteilt werden soll. Der Tiefenwert des ersten Eintrags e1 des neuen Wurzelindexblocks I' wird auf den vorbestimmten Minimaltiefenwert dmin des ersten Indexblocks I des alten Wurzelknotens R gesetzt (1004), und der Tiefenwert des zweiten Eintrags e2 wird auf 0 gesetzt, was der letzte Tiefenwert des Indexblock I der alten Wurzel R, wie in 16b, ist (1006). Der zusammengesetzte Unterbaum V' der neuen Wurzel R' ist mit dem alten Wurzelknoten R verbunden, der geteilt wird (1008). Die Summe der Nicht-NULL-Einträge, die von jedem entsprechenden Unterbaum abhängen, wird bestimmt und in die Einträge der Zählwertstruktur c gelegt, wobei der erste Eintrag c[1] dem Unterbaum V0 entspricht (1010) und der zweite Eintrag c[2] dem zweiten Unterbaum V1 entspricht (1012). Wenn jedoch der alte Wurzelknoten R nun eine Blattstufe ist, dann enthalten die Zählwertstruktureinträge c[1] und c[2] einfach die Anzahl der Nicht-NULL-Einträge in ihren entsprechenden Indexblöcken I₀ und I₁. Das Verfahren Knotenteilung, das beschrieben werden soll, teilt den alten Wurzelknoten I, V in zwei Knoten und zwei Indexblöcke, wobei es einen Wert n ausgibt, der gleich der Anzahl der Einträge in dem zweiten Indexblock I₁ ist (1014). Wenn das Kind oder der zweite Indexblock I₁ der zwei Indexblöcke, die von dem neuen Wurzelknoten R' abhängen, übervoll ist, d.h. n > TH (1016), dann wird der zweite Kindknoten (1018) erhalten und dieses Kind (1020) geteilt.
Wenn der erste Indexblock I₀, der von dem zusammengesetzten Unterbaum V' des neuen Wurzelknoten R' abhängt, übervoll ist (1022), dann wird der erste Kindknoten erhalten (1024) und geteilt (1026). Unbeachtet wird das Verfahren verlassen (1099). Wie in 16b und 16c gezeigt, ist der alte Wurzelknoten R, der vorher einen Indexblock I hatte, nun in zwei Indexblöcke, I₀ und I₁ mit entsprechenden Unterbäumen V₀ und V₁ geteilt.
10b) Kindteilungsverfahren
Das Kindteilungsverfahren wird von dem Wurzelteilungsverfahren in den Blöcken 1020, 1026, das Kindteilungsverfahren im Block 1216 und das Zweigeinfügeverfahren im Block 522 aufgerufen, wenn bestimmt wird, dass ein Indexblock übervoll ist. Das Verfahren ist in 17 veranschaulicht. Das Verfahren teilt weiterhin die Knoten und ihre entsprechenden Indexblöcke, solange bestimmt ist, dass ein Indexblock eines Kindknotens übervoll ist. Die Schritte des Verfahrens sind wie folgt.
Ein Zählwert der Anzahl der Teilungen der Indexblöcke TEILUNGEN wird auf 0 initialisiert (1200). Die minimale Tiefe des vorliegenden Indexblocks wird durch Aufrufen des Minimaltiefenverfahrens bestimmt, das hier beschrieben werden soll (1202). Als nächstes wird der vorliegende Indexblock Ij des j-ten Knotens in zwei Indexblöcke Ij und Ij + 1 geteilt und in zwei Unterbäume Vj und Vj + 1 durch das hier beschriebene Knotenteilungsverfahren geteilt (1204). Der Zählwert der Anzahl von TEILUNGEN wird erhöht (1206). Als nächstes wird ein Eintrag vor dem Eintrag ej in den Elternindexblock des Indexblocks Ij, der vorliegend geteilt wird, eingefügt (1208). Der Eintrag ej des Elternindexblocks des gegenwärtigen Indexblocks Ij, der geteilt wird, hat seinen Tiefenwert, der auf die minimale Tiefe dmin des gegenwärtigen Indexblocks gesetzt wird, der geteilt wird (bestimmt durch das Minimaltiefenverfahren) und seinen Anzeiger auf Nicht-NULL, F, gesetzt (1210).
Es wird bestimmt, ob der Index imin des Eintrags, nach dem die Teilung in dem gegenwärtigen Indexblock auftritt, größer als die vorbestimmte Indexblockvollzahl TH ist (1212). Wenn dies so ist, dann wird das j-te Kind oder der erste der zwei Knoten, die durch die vorliegende Teilung erzeugt werden, von dem Unterbaum V geholt (1214) und geteilt (1216). Der Zählwert der Anzahl der Teilungen wird um die Anzahl von TEILUNGEN ls in dem j-ten Kindindexblock erhöht, die während des Aufrufs, das Kind im Schritt 1216 (1218) zu teilen, auftraten, wie es der Index j des Kinds ist, das geteilt werden soll (1220).
Dann wird eine Bestimmung durchgeführt, ob die Anzahl der Einträge n in dem neu erzeugten Block der Teilung kleiner als die Indexblockvollzahl TH ist (1222). Wenn nicht, dann wird der Index j des Knotens und der entsprechende Indexblock, der geteilt werden soll, erhöht (1226) und der neue j-te Kindknoten, der geteilt werden soll, wird von dem Elternunterbaum des vorher geteilten Knotens und dem entsprechenden Indexblock (1228) geholt. Wenn die Anzahl der Einträge n in dem neuen Indexblock, der nach der Teilung erzeugt wurde, kleiner als die Indexblockvollzahl TH ist, geht das Verfahren zu seiner Aufrufroutine mit der Anzahl der Teilungen n zurück (1299).
10c) Minimaltiefenverfahren
Das Minimaltiefenverfahren, das durch das Knotenteilungsverfahren in den Blöcken 1102 und das Kindteilungsverfahren im Block 1202 verwendet wird, um den Index des Eintrags für die Teilung zu bestimmen, nachdem der minimale Tiefenwert innerhalb des Indexblocks erhalten wurde, wird durch die Schritte durchgeführt, die in 18 veranschaulicht sind.
Zuerst werden der Zählwert cnt der Nicht-NULL-Einträge, die vorangehen und den vorliegenden Eintrag einschließen, und der Zählwert c der Nicht-NULL-Einträge, die vorangehen und den minimalen Tiefenwerteintrag einschließen, initialisiert. Der Index imin des minimalen Eintrags und der Index j zu dem Indexblock werden auch auf 1 gesetzt. Der Index ilast des letzten Eintrags in dem Indexblock wird auf die Anzahl der Einträge in dem vorliegenden Indexblock gesetzt. Schließlich wird der Index imid des Mittelpunkts der Tiefenwerte der Einträge des gegenwärtigen Indexblocks auf den Mittelwegspunkt ilast/2 des Index ilast des letzten Eintrags gesetzt (1300). Der Tiefenwert dmin des Minimaltiefeneintrags wird auf die maximale Länge eines Suchschlüssels plus einen M + 1 gesetzt (1302). Die Tiefe dj des vorliegenden Eintrags wird zugeordnet (1304). Dann wird eine Bestimmung durchgeführt hinsichtlich dessen, ob der Anzeiger des vorliegenden Eintrags ej T ist, was einem NULL-Eintrag entspricht (1306). Falls nicht, wird der Zählwert cnt der Nicht-NULL-Einträge, die vorangehen und den vorliegenden Eintrag einschließen, erhöht (1308).
Es wird bestimmt, ob der Tiefenwert dj des vorliegenden Eintrags kleiner als der Wert des Minimaltiefeneintrags dmin ist (1310). Wenn er kleiner ist, wird außerdem bestimmt, ob der Index j zu dem gegenwärtigen Indexblock größer als der Index imid des Mittelpunkts der Tiefenwerte des vorliegenden Indexblocks ist (1312). Wenn der Index j zu dem gegenwärtigen Indexblock kleiner als oder gleich dem Index imid des Mittelpunkts ist, dann wird der Index imin des minimalen Eintrags auf den Index j des gegenwärtigen Eintrags ej gesetzt und der Zählwert c der Nicht-NULL-Einträge, die vorangehen und den Minimaltiefeneintrag des vorliegenden Indexblocks einschließen, wird auf den Zählwert CNT der Nicht-NULL-Einträge gesetzt, die vorangehen und den vorliegenden Eintrag einschließen (1318). Der Tiefenwert dmin des Tiefenwerteintrags wird auf den vorliegenden Tiefenwert dj gesetzt (1320) und der Index j zu dem Eintrag in dem gegenwärtigen Indexblock wird erhöht (1322).
Wenn der Index j zu dem gegenwärtigen Indexblockeintrag größer als der Index imid des Mittelpunkts in dem gegenwärtigen Indexblock beim Schritt 1312 ist, dann wird bestimmt, ob der Index imid des Mittelpunkts minus dem Index imin des Minimaleintrags zumindest so groß wie der Index j des gegenwärtigen Indexblockeintrags minus dem Index imid des Mittelpunkts der Tie fenwerte des gegenwärtigen Indexblock ist (1314). Wenn er zumindest so groß ist, dann wird der Index imin des Minimaleintrags auf den Index j zu dem gegenwärtigen Indexblockeintrag gesetzt, und der Zählwert c der Nicht-NULL-Einträge, die vorangehen und den minimalen Tiefenwert einschließen, wird gleich dem Zählwert cnt der Nicht-NULL-Einträge gesetzt, die vorangehen und den vorliegenden Eintrag ej einschließen (1316).
Im folgenden Schritt 1322 wird bestimmt, ob der Index j zu dem gegenwärtigen Indexblockeintrag gleich dem Index ilast des letzten Eintrags in dem vorliegenden Indexblocks ist (1324). Wenn er kleiner ist, dann geht die Schleife zu Schritt 1304 zurück. Ungeachtet geht das Verfahren zu seiner Aufrufroutine mit dem Zählwert c der Nicht-NULL-Einträge zurück, die vorangehen und den Minimaltiefenwert, den Index imin des minimalen Eintrags und den Wert imin des Minimaltiefeneintrags einschließen (1399).
10d) Knotenteilungsverfahren
Das Knotenteilungsverfahren, das von dem Wurzelteilungsverfahren im Block 1014 und dem Kindteilungsverfahren im Block 1204 aufgerufen wird, teilt den vorliegenden Knoten und seinen entsprechenden Indexblock bei seinem Minimaltiefenwert. Das Verfahren ist in 19 veranschaulicht. Zwei Knoten, von denen jeder einen Indexblock hat, werden erzeugt werden. Der Indexblock I des ersten Knotens schließt den ersten Eintrag des geteilten Indexblocks bis zu dem Minimaltiefeneintrag ein und der Indexblock Ij p + 1 des zweiten Knotens schließt den Eintrag, der nach dem Minimaltiefenwert auftritt, bis zu dem letzten Eintrag der Teilung des Indexblocks ein.
Ein Knoten Ij + 1, Vj + 1 wird in die vorliegende Stufe nach dem Indexblock Ij und dem Unterbaum Vj des Knotens, der geteilt wer den soll, eingefügt (1400). Der neu erzeugte Indexblock Ij + 1 des neuen Knotens wird Einträge von dem Indexblock Ij, der geteilt werden soll, beginnend mit dem Eintrag e_imin+1, enthalten, der nach dem Minimaltiefenwert bis zu dem letzten Eintrag e_ilast in dem Indexblock, der geteilt werden soll, auftritt (1402). Der Indexblock Ij, der geteilt werden soll, wird aktualisiert werden, um seinen vorhergehenden ersten Eintrag bis zu dem Eintrag e_imin zu enthalten, der den minimalen Tiefenwert enthält (1404). Die Anzahl n der Einträge in dem neu erzeugten Indexblock Ij + 1 wird auf den Index ilast der Anzahl der Einträge in dem vorliegenden Indexblock Ij, der geteilt werden soll, minus dem Index imin des Minimaltiefeneintrags gesetzt, nach dem geteilt werden soll (1406).
Das Verfahren bestimmt dann, ob der Knoten, der geteilt werden soll, vom Typ BLATT ist, indem es den Unterbaum Vj überprüft (1408). Wenn er es nicht ist und der Knotentyp INNERER ist, dann wird die Zählwertstruktur c, welche die Zählwertelemente in dem Unterbaum Vj des Knotens einschließt, der geteilt werden soll, geholt (1410). Die Anzahl cnt der Nicht-NULL-Einträge, die vorangehen und den Minimaltiefenwerteintrag einschließen, wird gleich der Summe des ersten Elements der Zählwertstruktur c bis zu dem Element der Zählwertstruktur gesetzt, das durch den Index imin des Eintrags indiziert ist, der danach geteilt werden soll (1412). Die Zählwertstruktur für die Unterbäume Vj + 1 des neu erzeugten Knotens enthält die Elemente der Zählwertstruktur der Knotenteilung, die durch den Index imin + 1 des Eintrags indiziert ist, um danach bis zu dem Index ilast des letzten Eintrags in dem Indexblock geteilt zu werden, der geteilt wird (1414). Die Unterbäume von j + 1 des neu erzeugten Knotens werden auf die Unterbaumelemente des geteilten Knotens eingestellt, der durch den Index imin + 1 des Eintrags indiziert ist, um danach bis zu dem Index ilast der Anzahl der Einträge in dem Indexblock Ij des vorliegend geteilten Knotens geteilt zu werden (1416).
Die Zählwertstruktur, die zu dem Unterbaum Vj des geteilten Knotens gehört, wird angepasst, um das erste Element bis zu dem Element einzuschließen, das durch imin des Knotens indiziert ist, bei dem geteilt werden soll (1418). Außerdem werden die Unterbäume des j-ten Knotens des geteilten Knotens angepasst, so dass sie die Elemente, die durch das erste Element indiziert sind, bis zu dem Index imin des Eintrags einschließen, bei dem geteilt werden soll (1420). Die Zählwertstruktur in der vorliegenden Stufe des Knotens, der geteilt werden soll, wird geholt (1422). Ein Eintrag wird in die Zählwertstruktur nach dem Element eingefügt, das durch den Index j des Unterbaums indiziert ist, der geteilt werden soll (1424). Dieses neu erzeugte Element c[j + 1] gehört zu dem Zählwert c[j] der Nicht-NULL-Einträge in dem vorhergehenden Element der Zählwertstruktur minus der Anzahl cnt der Nicht-NULL-Einträge, die vorangehen und den Minimaltiefeneintrag (1426) einschließen. Das Element c[j] der Zählwertstruktur, das durch den Index j des Unterbaums, der geteilt werden soll, indiziert ist, wird der Anzahl cnt der Nicht-NULL-Einträge zugeordnet, die vorangehen und den Minimaltiefeneintrag einschließen (1428). Das Verfahren gibt dann die Anzahl n der Einträge in dem neu erzeugten Indexblock aus (1499). Die Programmstruktur der bevorzugten Ausführungsform der vorliegenden Erfindung wurde oben mit Bezugnahme auf die relevanten Verfahren im Detail beschrieben.
Tabelle 1
Tabelle 2
Tabelle 2 (Fortsetzung)
Tabelle 2 (Fortsetzung)
Tabelle 2 (Fortsetzung)
Tabelle 3
Tabelle 4 Suchschlüssel = 10011001 b[K] = <1, 4, 5, 8, 9>

Claims

Computersystem mit einer Speichereinrichtung (4) und einer dynamischen Datenspeicherstruktur (40) zum Abrufen gespeicherter Daten innerhalb der Speichereinrichtung, wobei die Speicherstruktur umfasst: eine hierarchische Baumstruktur, die einen kompakten 0-kompletten Binärbaum zum Identifizieren eines Datenobjekts in den gespeicherten Daten beschreibt, wobei die hierarchische Baumstruktur Indexblöcke (47, 34, 35) einschließt, die aus Einträgen bestehen, die Tiefenwertelemente (89), entsprechende Datenvorhandenseinsanzeigerbits (90) und einen Zählwerteintrag (32, 33) einschließen, wobei das Tiefenwertelement ein Schlüsselintervall einschließt, wobei die Datenvorhandenseinsanzeigerbits das Vorhandensein oder Fehlen eines entsprechenden Zeigers zu einem Datenobjekt in den gespeicherten Daten anzeigen, und wobei der Zählwerteintrag (32, 33) für seinen Indexblock die Anzahl der Datenvorhandenseinsanzeigerbits anzeigt, die das Vorhandensein eines entsprechenden Zeigers zu einem Datenobjekt in den gespeicherten Daten anzeigen.
Computersystem nach Anspruch 1, wobei ein Datenobjekt in den gespeicherten Daten unter Verwendung eines Suchschlüssels abgerufen wird, wobei der Suchschlüssel auf das entsprechende Datenobjekt der gespeicherten Daten verweist, wobei durch die Baumstruktur das Tiefenwertelement von zumindest einigen der Einträge einen Ort für das Datenobjekt indiziert, das durch den Suchschlüssel angezeigt ist.
Computersystem nach Anspruch 1, das außerdem eine Zeigerstruktur (36, 36a) umfasst, welche die entsprechenden Zeiger in lexikalischer Reihenfolge speichert.
Computersystem nach Anspruch 1, wobei der zumindest eine Indexblock einen Wurzelstufenindexblock umfasst, der zumindest mit einem weiteren Indexblock in der Baumstruktur verbunden ist.
Computersystem nach Anspruch 4, wobei der Wurzelstufenindexblock zumindest einen Eintrag für jeden weiteren Indexblock umfasst, wobei das Tiefenwertelement von jedem Eintrag des Wurzelstufenindexblocks den Minimalwert darstellt, der durch irgendeinen der Tiefenwertelemente der Einträge in dem entsprechenden weiteren Indexblock dargestellt wird.
Computersystem nach Anspruch 1, wobei die Baumstruktur aus zumindest einem Unterbaum besteht, der den zumindest einen Indexblock umfasst.
Verfahren zum Identifizieren eines Datenobjekts, das einem Suchschlüssel in einem Computersystem entspricht, das eine Speichereinrichtung (4) und eine dynamische Datenspeicherstruktur (40) zum Abrufen von gespeicherten Daten innerhalb der Speichereinrichtung hat, wobei die Speicherstruktur eine hierarchische Baumstruktur umfasst, die einen kompakten 0-kompletten Binärbaum zum Identifizieren eines Datenobjekts in den gespeicherten Daten beschreibt, wobei die hierarchische Baumstruktur Indexblöcke (47, 34, 35) einschließt, die aus Einträgen bestehen, die Tiefenwertelemente, entsprechende Datenvorhandenseinsanzeigerbits, und einen Zählwerteintrag (32, 33) einschließen, wobei das Tiefenwertelement ein Schlüsselintervall anzeigt, wobei die Datenvorhandenseinsanzeigerbits das Vorhandensein oder Fehlen eines entsprechenden Zeigers zu einem Datenobjekt in den gespeicherten Daten anzeigen, und wobei der Zählwerteintrag (32, 33) für seinen Indexblock die Anzahl der Datenvorhandenseinsanzeigerbits anzeigt, die das Vorhanden sein eines entsprechenden Zeigers zu einem Datenobjekt in den gespeicherten Daten anzeigen, wobei das Verfahren umfasst: Bestimmen eines Tiefenwertelements, das ein Schlüsselintervall mit einer Entsprechung zu dem Suchschlüssel anzeigt; Bestimmen eines Zählwerts, der dem Tiefenwertelement entspricht, unter Verwendung der Zählwerteinträge; und Bestimmen des entsprechenden Zeigers zu dem Datenobjekt in gespeicherten Daten unter Verwendung des Zählwerts, der dem Tiefenwertelement entspricht.
Verfahren nach Anspruch 7, das außerdem umfasst: Bringen von mehreren Suchschlüsseln in einen Puffer in dem Computer; Sortieren der mehreren Suchschlüssel in dem Puffer des Computers in lexikalischer Reihenfolge; und Verarbeiten von jedem der mehreren Suchschlüssel der Reihe nach durch Bestimmen eines vorliegenden Indexblocks, Bestimmen eines Tiefenwertelements, das ein Schlüsselintervall mit einer Entsprechung zu dem Suchschlüssel anzeigt, und Bestimmen, ob ein anderer der mehreren Suchschlüssel, die dem einen Suchschlüssel in den Puffer folgen, innerhalb des Schlüsselintervalls des vorliegenden Indexblocks ist.
Verfahren nach Anspruch 8, das außerdem umfasst: Bestimmen, ob ein erstes Objekt der gespeicherten Daten, die in der Speichereinrichtung gespeichert sind, eine leere Zeichenfolge umfasst; Bestimmen, ob eine erste Position des Puffers die leere Zeichenfolge umfasst; und Speichern der leeren Zeichenfolge in dem ersten Speicherelement in der Speichereinrichtung nach dem Bestimmen, dass das erste Element, das in der Speichereinrichtung gespeichert ist, eine leere Zeichenfolge nicht umfasst, und dem Bestimmen, dass die erste Position die leere Zeichenkette umfasst.
Verfahren nach Anspruch 7, das außerdem die Schritte umfasst: Bestimmen eines Betrags von Einträgen in einem vorliegenden Indexblock; Bestimmen, ob der Betrag größer als eine vorbestimmte Indexblockvollzahl ist; und Teilen des vorliegenden Indexblocks nach dem Bestimmen, dass der Betrag größer als die vorbestimmte Indexblockvollzahl ist, und dem Bestimmen, dass der andere Suchschlüssel nicht innerhalb des Schlüsselintervalls des vorliegenden Indexblocks ist.
Verfahren nach Anspruch 7, das außerdem umfasst: Bestimmen eines Betrags von Einträgen in dem vorliegenden Indexblock; Bestimmen, ob der Betrag größer als eine maximale Zahl von Einträgen ist; und Teilen des vorliegenden Indexblocks nach dem Bestimmen, dass der Betrag größer als die maximale Zahl ist.
Verfahren nach Anspruch 7, wobei der Schritt des Bestimmens eines Tiefenwertelements, das ein Schlüsselintervall mit einer Entsprechung zu dem Suchschlüssel anzeigt, das Bestimmen umfasst, welches Tiefenwertelement kleiner als der Suchschlüssel ist.
Verfahren nach Anspruch 7, das außerdem umfasst: Speichern von Indexinformation für einen Suchschlüssel innerhalb der Baumstruktur, das die Schritte umfasst: Durchsuchen der Baumstruktur nach einem Blatteintrag, wobei der Suchschlüssel in das Schlüsselintervall gehört, das durch den Blatteintrag definiert ist; Bestimmen einer richtigen Platzierung zum Speichern der Indexinformation des Suchschlüssels relativ zu dem Blatteintrag innerhalb der Baumstruktur; Zuordnen eines Speicherelements innerhalb der Speichereinrichtung zu einem Eintrag, welcher der richtigen Platzierung entspricht; und Einstellen des Datenvorhandenseinsanzeigers des Eintrags, um anzuzeigen, dass ein entsprechendes Datenobjekt in der Speichereinrichtung gespeichert ist.
Verfahren nach Anspruch 13, wobei jeder Indexblock außerdem einen Blattindexblock oder einen Nichtblattindexblock umfasst, und jeder Indexblock ein zweites Schlüsselintervall definiert, wobei der Schritt des Suchens die Schritte umfasst: Durchsuchen der Baumstruktur nach einem Blattindexblock, wobei der Suchschlüssel in dem zweiten Schlüsselintervall enthalten ist, das durch den Blattindexblock definiert ist; und Durchsuchen des Blattindexblocks nach dem Blatteintrag, wobei der Suchschlüssel in dem Schlüsselintervall enthalten ist, das durch den Blatteintrag definiert ist.
Verfahren nach Anspruch 7, das außerdem ein Verfahren zum Teilen eines Indexblocks umfasst, mit den Schritten: Bestimmen eines minimalen Tiefenwertelements innerhalb des einen Indexblocks; Erzeugen eines neuen Indexblocks innerhalb der Baumstruktur; Zuordnen des minimalen Tiefenwertelements und eines jeden Eintrags, der vorangeht und das minimale Tiefenwertelement in dem einen Indexblock einschließt, zu dem einen Indexblock; Zuordnen eines jeden Eintrags, der dem minimalen Tiefenwertelement in dem einen Indexblock folgt zu dem neuen Indexblock; Speichern von Information, die zu dem einen Indexblock und dem neuen Indexblock gehört, in einem Stammindexblock; und Speichern der Zugriffsinformation des einen Indexblocks, des neuen Indexblocks und des Stammindex.
Verfahren nach Anspruch 15, wobei der Schritt des Speicherns von Information den Schritt des Speicherns eines letzten Tiefenwertelements des einen Indexblocks und des neuen Indexblocks in dem Stammindexblock umfasst.
Verfahren nach Anspruch 15, wobei jeder Indexblock zu einem Element einer Zählwertstruktur zum Indizieren von Suchschlüsseln gehört, wobei die Zählwertstruktur Suchschlüssel durch Speichern einer Zahl des zumindest einen Eintrags indiziert, der mit einem entsprechenden Datenobjekt in den gespeicherten Daten verbunden ist, wobei der Schritt des Speicherns von Zugriffsinformation den Schritt des Aktualisierens des Elements der Zählwertstruktur umfasst, die zu dem einen Indexblock, dem neuen Indexblock und dem Stammindexblock gehört.