JP2538747B2 - 平衡木メモリ構造のデ―タ検索効率の向上方法、仮想メモリデ―タ処理システム - Google Patents

平衡木メモリ構造のデ―タ検索効率の向上方法、仮想メモリデ―タ処理システム

Info

Publication number
JP2538747B2
JP2538747B2 JP4313054A JP31305492A JP2538747B2 JP 2538747 B2 JP2538747 B2 JP 2538747B2 JP 4313054 A JP4313054 A JP 4313054A JP 31305492 A JP31305492 A JP 31305492A JP 2538747 B2 JP2538747 B2 JP 2538747B2
Authority
JP
Japan
Prior art keywords
memory
level
processing system
data processing
leaves
Prior art date
Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
Expired - Lifetime
Application number
JP4313054A
Other languages
English (en)
Other versions
JPH05233392A (ja
Inventor
エス． ケラー ロバート
オー． ミッチェル マイケル
ビー． ストリングフェロウ、ジュニア デイル
エル． ウイリアムズ マーヴィン
Current Assignee (The listed assignees may be inaccurate. Google has not performed a legal analysis and makes no representation or warranty as to the accuracy of the list.)
International Business Machines Corp
Original Assignee
International Business Machines Corp
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Application filed by International Business Machines Corp filed Critical International Business Machines Corp
Publication of JPH05233392A publication Critical patent/JPH05233392A/ja
Application granted granted Critical
Publication of JP2538747B2 publication Critical patent/JP2538747B2/ja
Anticipated expiration legal-status Critical
Expired - Lifetime legal-status Critical Current

Links

Classifications

    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
    • G06F16/90—Details of database functions independent of the retrieved data types
    • G06F16/901—Indexing; Data structures therefor; Storage structures
    • G06F16/9027—Trees

Landscapes

  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Databases & Information Systems (AREA)
  • Theoretical Computer Science (AREA)
  • Software Systems (AREA)
  • Data Mining & Analysis (AREA)
  • Physics & Mathematics (AREA)
  • General Engineering & Computer Science (AREA)
  • General Physics & Mathematics (AREA)
  • Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般的に、データ処理
システムにおけるデータ回復（データ検索）の改良、特
に、データ処理システムの平衡木メモリ構造におけるデ
ータ回復（データ検索）を向上させるための方法及びシ
ステムに関するものである。更に詳細には、本発明は、
データ回復中に横切らなければならないメモリの量を最
小限にすることによってデータ処理システムの平衡木メ
モリ構造におけるデータ回復を向上させるための方法及
びシステムに関するものである。
【０００２】
【従来の技術】データ処理システムは、データ記憶のた
めにいわゆる「木（ツリー）」構造を利用することが多
い。「木」構造は「根（ルート）」ノードと複数の「葉
（リーフ）」ノードとを含む構造であり、木の中の２つ
のノードの間にはちょうど１つのパスが存在する。この
ような構造は、その中に記憶されているデータを回復す
るために効率的に探索される。このことは、特に、平衡
した木構造、即ち、より底部のノードが全て完全に満た
されている木構造の場合に言える。一般的に、２ N −１
個のエントリを含む平衡木構造を完全に探索するために
は、「Ｎ」個のプローブが必要である。従って、木構造
が平衡であることを保証するように木構造を形成するた
めの多くの異なるアルゴリズムが確立されている。この
ようなアルゴリズムの一例として、「クヌースの分類及
び探索（Knuth's Sorting and Searching, Addison Wes
ley Publishing Co., 1973）」に記載されたドナルド・
クヌース（ Donald Knuth ）のＡＶＬ (Adelson-Velski
i and Landis) 平衡木理論「Ａ」がある。
【０００３】木メモリ構造は平衡状態で形成されるのが
一般的であるが、この平衡の結果、木の中の隣接する葉
ノードが隣接のメモリ位置に配置されない木メモリ構造
が得られることが多くある。これは、「ページ」と称さ
れる固定長のメモリブロックが利用されるＩＢＭ社のＶ
Ｍ及びＭＶＳシステムのような仮想メモリデータ処理シ
ステムに特に悪影響を与える。仮想メモリデータ処理シ
ステムの木メモリ構造の各プローブは対応のページフォ
ールトをもたらし、木メモリ構造内のデータを検索する
のに必要な時間とプロセッサ資産の量を大幅に増大させ
る。
【０００４】従って、明らかなように、マルチレベル平
衡木メモリ構造におけるデータ検索効率は、データプロ
ーブ中に遭遇するページフォールトをできるだけ多く排
除することによって大幅に向上できる。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の１つ
の目的は、データ処理システムにおけるデータ回復方法
を改良することである。
【０００６】本発明のもう１つの目的は、データ処理シ
ステムの平衡木メモリ構造におけるデータ回復を向上さ
せるための改良された方法及びシステムを提供すること
である。
【０００７】更に、本発明のもう１つの目的は、データ
回復中に横切らなければならないメモリの量を最小限に
することによってデータ処理システムの平衡木メモリ構
造におけるデータ回復を向上させるための改良された方
法及びシステムを提供することである。
【０００８】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明の第１の態様は、データ処理システム内の第
１のメモリエリアに記憶された複数の葉を有するマルチ
レベル平衡２進木メモリ構造からのデータ回復効率を向
上させる方法であって、前記複数の葉のうちの隣接する
葉の最大数が実質的に隣接するメモリエリア内に記憶さ
れて、データ回復が実質的に向上されるように、前記デ
ータ処理システム内の第２のメモリエリア内へ前記マル
チレベル平衡２進木メモリ構造の全てを周期的に再コピ
ーするステップを含む。
【０００９】また、本発明の第２の態様は、仮想メモリ
データ処理システム内の第１の複数のメモリページに記
憶された複数の葉を有するマルチレベル平衡２進木メモ
リ構造からのデータ回復を向上させるための前記仮想メ
モリデータ処理システムであって、前記仮想メモリデー
タ処理システム内の第２の複数のメモリページが、前記
マルチレベル平衡２進木メモリ構造を記憶するのに利用
できるか否かを判断するための手段と、前記複数の葉の
うちの隣接する葉の最大数がそれぞれ１つのメモリペー
ジ内に記憶されるように、前記マルチレベル平衡２進木
メモリ構造を前記第２の複数のメモリページ内へ再コピ
ーするための手段と、を備えている。
【００１０】更に本発明の第３の態様は、仮想メモリデ
ータ処理システム内の第１の複数のメモリページに記憶
された複数の葉を有するマルチレベル平衡２進木メモリ
構造からのデータ回復を向上させるためのデータ処理シ
ステムであって、前記仮想メモリデータ処理システム内
の第２の複数のメモリページが前記マルチレベル平衡２
進木メモリ構造を記憶するために利用できるか否かを判
断するための命令手段と、前記複数の葉のうちの隣接す
る葉の最大数がそれぞれ１つのメモリページ内に記憶さ
れるように、前記マルチレベル平衡２進木メモリ構造を
前記第２の複数のメモリページ内へ再コピーするための
命令手段と、を備えている。
【００１１】
【作用】本発明によると、根ノード及び多数の葉ノード
を有するマルチレベル平衡木メモリ構造が提供される。
マルチレベル平衡木メモリ構造は、データ処理システム
に記憶される。最適化を保証するのに十分なサイズ及び
複雑性を木メモリ構造が有しているか否かを決定するた
めのチェックを行い、且つデータ処理システム内で十分
なメモリスペースが利用可能であることを決定した後、
マルチレベル平衡木メモリ構造全体が、後順走査プロセ
スを利用してデータ処理システム内で再複写される。こ
のプロセスは、隣接する葉がメモリ内でできるだけ近接
して配置されるように実行される。これによって、デー
タ探索中に横切るべきメモリ量が最小限になる。本発明
の１つの実施例では、仮想メモリデータ処理システムが
利用され、マルチレベル平衡木メモリ構造全体は、その
中のメモリの各ページ内にできるだけ多くの隣接する葉
が記憶されるように再複写される。
【００１２】
【実施例】図面、特に図１を参照すると、本発明の方法
及びシステムを実行するために利用することのできる分
散データ処理システム８の概略図が示されている。図示
されるように、分散データ処理システム８は、ローカル
エリアネットワーク（ＬＡＮ）１０及び３２等の複数の
ネットワークを含む。各ネットワークは、それぞれ、複
数の個々のコンピュータ１２及び３０を含むことが好ま
しい。当然のことながら、当業者にはわかるように、ホ
ストプロセッサへ接続された複数のインテリジェントワ
ークステーション（ＩＷＳ）を利用して各ネットワーク
を実行することができる。
【００１３】このようなデータ処理システムで一般的な
ように、それぞれの個々のコンピュータは、記憶装置１
４及び／又はプリンタ／出力装置１６へ接続される。デ
ータ処理システム内のそのデータへアクセスしているユ
ーザによって周期的にアクセスされ得る木メモリ構造内
にデータを記憶するために、本発明の方法及びシステム
によると、１つ又はそれ以上の記憶装置１４が利用され
る。更に、以下により詳細に説明されるように、本発明
の方法及びシステムを実行するために利用されるソフト
ウェアルーチンを記憶するために、１つ又はそれ以上の
記憶装置１４を利用する。
【００１４】更に図１を参照すると明らかなように、分
散データ処理システム８は、メインフレームコンピュー
タ１８等のメインフレームコンピュータも含む。メイン
フレームコンピュータは、通信リンク２２によってロー
カルエリアネットワーク（ＬＡＮ）１０へ接続されるの
が好ましい。メインフレームコンピュータ１８は、ロー
カルエリアネットワーク（ＬＡＮ）１０のリモート記憶
装置として機能する記憶装置２０へ接続されると共に、
通信コントローラ２６及び通信リンク３４を介してゲー
トウェイサーバ２８へ接続される。ゲートウェイサーバ
２８は、ローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）３２を
ローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）１０へリンクす
る働きをする個々のコンピュータ又はインテリジェント
ワークステーション（ＩＷＳ）であるのが好ましい。
【００１５】ローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）３
２及びローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）１０に関
して上述したように、複数の木メモリ構造は記憶装置２
０に記憶され、記憶されたデータの資源管理プログラム
又はライブラリサービスとして、メインフレームコンピ
ュータ１８によってコントロールされる。本発明の実施
例では、これらは、マルチレベル平衡２進木メモリ構造
に記憶及び保持されるのが好ましい。当業者にはわかる
ように、分散データ処理システム内の中心位置にデータ
ベースを保持することが望ましい場合が多い。ここで
は、分散データ処理システム中のユーザは、そこに記憶
されたオブジェクト又はドキュメントにアクセスするこ
とができる。
【００１６】図２を参照すると、図１の分散データ処理
システム８内で実行されるマルチレベル平衡木メモリ構
造５０の概略図が示されている。図示されるように、マ
ルチレベル平衡木メモリ構造５０は、根ノード５２と複
数の葉ノード５４〜８０を含む。図２に示されるよう
に、平衡木メモリ構造５０内の各ノードに対応する参照
番号は、ノードの概略図内に示される。このような木構
造には普通のことであるが、平衡木メモリ構造５０内の
２つのノード間にはちょうど１つのパスが存在し、各ノ
ードは、平衡木メモリ構造５０内の次の低位レベルのノ
ードを指す左側リンク及び右側リンクを含むのが好まし
い。
【００１７】図３を参照すると、図２のマルチレベル平
衡木メモリ構造５０の概略図が示されている。この図
は、マルチレベル平衡木メモリ構造５０形成中の平衡化
の結果発生する、各ノードのメモリページ位置を示して
いる。図３に示される各ノードは、図２の説明で使用さ
れたものと同一の参照番号を有している。説明のため、
図３のマルチレベル平衡木メモリ構造５０は、データ処
理システムの仮想メモリ内で実行されるものとする。ま
た、この説明を簡単にするために、仮想メモリシステム
内の１つのメモリページ内には、マルチレベル平衡木メ
モリ構造５０の葉ノードが３つだけ記憶されるものと仮
定する。
【００１８】従って、明らかなように、葉ノード６６、
６８及び７０は参照番号１００で示されるメモリページ
内に記憶され、ノード５８、６０及び７２は参照番号１
０２で示されるメモリページ内に記憶される。同様に、
ノード５４、６２及び７４は参照番号１０４で示される
メモリページ内に記憶され、ノード５２、５６及び６４
は参照番号１０６で示されるメモリページ内に記憶され
る。最後にノード７６、７８及び８０は参照番号１０８
で示されるメモリページ内に記憶されるように図示され
る。
【００１９】図３から当業者にはわかるように、マルチ
レベル平衡木メモリ構造５０内のノードの数は１５なの
で、この構造は４つのプローブを利用して完全に調べる
ことができる。しかしながら、図３から明らかなよう
に、発生し得るページフォールトの数は、探索を達成す
るのに必要なプローブの数に等しい。即ち、ノード５２
からノード５４、ノード５８及びノード６６を通る探索
プローブは、このプロセスの間に４つの異なるページに
遭遇する。
【００２０】図４を参照すると、図２のマルチレベル平
衡木メモリ構造５０の概略図が示されている。この図
は、入力データを順序付けした後の木形成の結果発生す
る、各ノードのメモリページ位置を示している。従っ
て、明らかなように、ノード５８、６６及び６８は参照
番号１００で示されるメモリページ内に記憶され、ノー
ド５４、６０及び７０は参照番号１０２で示されるメモ
リページ内に記憶される。同様に、ノード５２、７２及
び７４は参照番号１０４で示されるメモリページ内に記
憶され、ノード５６、６２及び７６は参照番号１０６で
示されるメモリページ内に記憶される。最後に、ノード
６４、７８及び８０は参照番号１０８で示されるメモリ
ページ内に記憶される。
【００２１】上記から当業者にはわかるように、マルチ
レベル平衡木メモリ構造５０を完全に探索するためには
依然として４つのプローブが必要であるが、探索中に発
生するページフォールトの最大値は３である。即ち、ノ
ード５２からノード５４を通って、参照番号１００で示
されるメモリページに記憶された任意のノードへの探索
プローブは、３つのページフォールトを必要とする。こ
のことは平衡メモリ木を形成するプロセス中に一般的に
形成されるメモリページ内におけるノードの半ランダム
割当てが改良されたことを示すが、木の形成中に入力を
順序付けするプロセスは、大量の入力データが利用され
る場合には、相当な量の時間及びプロセッサ資産を必要
とする。
【００２２】次に、図５を参照すると、図２のマルチレ
ベル平衡木メモリ構造５０の概略図が示されている。こ
の図は、本発明の方法及びシステムを利用した後の各ノ
ードのメモリページ位置を示している。図示されるよう
に、仮想メモリ内の各ページはただ３つのノードを含ん
でいるが、この構造の任意のプローブ中に遭遇されるペ
ージフォールトの数は実質的に減少される。この達成の
ために、ノード５２、５４及び５６を参照番号１００で
示されるメモリページ内に記憶し、ノード５８、６６及
び６８を参照番号１０２で示されるメモリページ内に記
憶させる。ノード６０、７０及び７２は参照番号１０４
で示されるメモリページ内に記憶され、ノード６２、７
４及び７６は参照番号１０６で示されるメモリページ内
に記憶される。最後に、ノード６４、７８及び８０は参
照番号１０８で示されるメモリページ内に記憶される。
【００２３】上記から当業者にはわかるように、マルチ
レベル平衡木メモリ構造５０を探索するのに必要なプロ
ーブの最大数は依然として４であるが、探索中に参照さ
れる仮想メモリページの最大数は２になる。この最適な
ノード／メモリページ配列は、以下により詳細に説明す
るようにして、本発明の方法及びシステムを利用して自
動的且つ効率的に形成することができる。
【００２４】図６を参照すると、本発明の方法及びシス
テムと共に利用することのできる前処理操作のソフトウ
ェア実行を説明する高レベル論理フローチャートが示さ
れている。図示されるように、プロセスはブロック１２
０から始まり、ブロック１２２へ進む。ブロック１２２
では、マルチレベル平衡木メモリ構造内の各葉のサイズ
が、本発明に従う木メモリ構造を実行するために利用さ
れる仮想メモリデータ処理システム内のメモリページの
サイズの半分以上であるか否かが判断される。肯定判定
された場合には、当業者にはわかるように、木構造内の
各葉毎にメモリページが必要とされるので最適化は不可
能である。この場合には、プロセスはブロック１２４へ
進み、木構造を最適化できないことを示すメッセージを
ユーザへ指示する。
【００２５】ブロック１２２へ戻って、１つのメモリペ
ージ内に木構造の葉ノードを２つ以上記憶できる場合に
は、プロセスはブロック１２６へ進む。ブロック１２６
では、木構造内の各葉ノードのサイズと全葉ノード数と
の積が、データ処理システム内の各メモリページのサイ
ズの３倍より大きいか否かが判断される。否定判定され
た場合には、木構造は最適化を保証するのに十分複雑で
はなく、プロセスは再度ブロック１２４へ進み、木を最
適化できないことをユーザへ示す。ブロック１２６へ戻
って、木が最適化を保証するのに十分大きく且つ複雑で
ある場合には、プロセスはブロック１２８へ進む。
【００２６】ブロック１２８では、パラメータ「Ｎ」の
割当てが行われる。パラメータ「Ｎ」は、データ処理シ
ステム内の１つのメモリページ内に適合される木構造の
レベル数である。その後、プロセスはブロック１３０へ
進む。ブロック１３０では、木構造内の各葉ノードサイ
ズと木構造内の葉ノード数との積に等しいメモリ量が、
データ処理システムから獲得される。システムによって
提供されるメモリは、仮想メモリシステム内のページ境
界上から開始されるのが好ましい。
【００２７】その後、プロセスはブロック１３２へ進
む。ブロック１３２では、十分なメモリが得られたか否
かが判断される。否定判定された場合には、プロセスは
ブロック１３４へ進み、データ処理システム内のメモリ
の不足のため木構造を最適化できないというメッセージ
をユーザへ伝える。
【００２８】ブロック１３２へ戻って、十分なメモリが
得られなかった場合には、プロセスはブロック１３６へ
進む。ブロック１３６では、システムから得られた各メ
モリページが葉サイズのインクリメントへ分割される。
次にプロセスはブロック１３８へ進み、「ＦＰＧ」ポイ
ンタを、データ処理システムから得られた第１のメモリ
ページからの葉サイズのメモリインクリメントのリスト
へ設定する。その後、プロセスはブロック１４０へ進
み、データ処理システムから得られる他の全てのメモリ
ページからの葉サイズのメモリインクリメントのリスト
を指摘するポインタ「ＲＰＧ」を設定する。
【００２９】これらの各前処理ステップを実行した後、
ブロック１４２では、関数「ＰＯＳＴＯＲＤＲ」を呼出
して、木構造の根の識別、ＦＰＧポインタの位置、ＲＰ
Ｇポインタの位置、システムによって提供される１つの
メモリページ内に適合される２進木のレベル数、及びナ
ンバーワン（数１）をその関数へ渡す。その後、ブロッ
ク１４４に示されるように、関数ＰＯＳＴＯＲＤＲは最
適化された新しい木の根のアドレスであるポインタを戻
す。プロセスは次にブロック１４６へ進み、ユーザによ
って利用されるための新しい木のアドレスが設定され
る。そして、ブロック１４８に示されるように、プロセ
スは終了する。
【００３０】図７を参照すると、本発明の方法及びシス
テムのソフトウェア実行を説明する高レベル論理フロー
チャートが示されている。図７は関数ＰＯＳＴＯＲＤＲ
を示しており、図示されるようにブロック１６０から始
まる。ＰＯＳＴＯＲＤＲは、開始時に、木構造の根又は
最適化すべき部分木のベースの識別を受信する再帰的ル
ーチンである。このパラメータは、フローチャート内で
「ＲＯＯＴ」として識別される。更に、ルーチンは、シ
ステムから得られた第１のメモリページからの葉サイズ
のメモリインクリメントのリストであるパラメータ「Ｆ
ＰＡＧ」を受け取る。同様に、パラメータ「ＲＰＡＧ」
が提供されて、システムから得られる残り全てのメモリ
ページからの葉サイズのインクリメントのリストを示
す。最後に、１つのメモリページ内に適合される木構造
の根からのレベル数、及びパラメータＲＯＯＴで示され
た葉が配置される木構造内の現在のレベルをそれぞれ示
すパラメータ「ＬＥＶＳ」及び「ＣＬＥＶ」が提供され
る。
【００３１】フローチャートへ戻って、プロセスは次に
ブロック１６２へ進む。ブロック１６２では、パラメー
タＲＯＯＴが、値が提供されていないことを示す空白
（ヌル）であるか否かが判断される。肯定判定された場
合には、プロセスはブロック１６４へ進み、リターン値
を空白に設定し、ブロック１６６に示されるようにプロ
セスはリターンする。
【００３２】ブロック１６２へ戻って、パラメータＲＯ
ＯＴの値が空白でない場合には、プロセスはブロック１
６８へ進む。ブロック１６８ではパラメータＲＯＯＴ及
びＣＬＥＶがスタック上へ配置され、プロセスはブロッ
ク１７０へ進む。ブロック１７０では、パラメータＬ
が、呼出しからルーチンＰＯＳＴＯＲＤＲへのリターン
へ設定され、パラメータＲＯＯＴ並びにパラメータＦＰ
ＡＧ、ＲＰＡＧ、ＬＥＶＳ及びＣＬＥＶ＋１によって識
別されるノードの左側リンクを通過する。これは、ルー
チンＰＯＳＴＯＲＤＲ内の再帰的呼出しであり、パラメ
ータＲＯＯＴによって識別されるノードに対して空白値
がリターンされるときまで木構造の左側リンクを横切り
続ける。そして、この再帰的呼出しを処理した後、プロ
セスはブロック１７２へ進む。
【００３３】ブロック１７２では、スタックからのパラ
メータＲＯＯＴ及びＣＬＥＶが検索される。プロセスは
ブロック１７４に進み、パラメータＲＯＯＴ、ＣＬＥＶ
及びＬがスタック上に配置される。次に、プロセスは、
第２の再帰的呼出のためにブロック１７６へ進む。
【００３４】ブロック１７６では、パラメータＲが、呼
出からＰＯＳＴＯＲＤＲルーチンへのリターンへ設定さ
れ、パラメータＲＯＯＴ並びにパラメータＦＰＡＧ、Ｒ
ＰＡＧ、ＬＥＶＳ及びＣＬＥＶ＋１によって識別される
ノードの右側リンクを通過する。そして、このプロセス
は空白値がリターンされるときまでパラメータＲＯＯＴ
によって識別されたノードの右側リンクを評価する。そ
の後、リターンされ、プロセスはブロック１７８へ進
み、スタックからパラメータＲＯＯＴ、ＣＬＥＶ及びＬ
が検索される。
【００３５】次に、プロセスはブロック１８０へ進み、
パラメータＲＯＯＴによって示される木構造の現在のレ
ベル（ＣＬＥＶ）が、１つのメモリページ内に適合され
るレベル数を示すパラメータＬＥＶＳ以下であるか否か
が判断される。肯定判定された場合には、現在レベルが
木構造の頂部又はその付近にあることを示し、プロセス
はブロック１８２へ進む。ブロック１８２では、葉サイ
ズのメモリインクリメントが、パラメータＦＰＡＧによ
って示される葉サイズのメモリインクリメントのリスト
から得られるか否かが判断される。肯定判定された場合
には、プロセスはブロック１８４へ進み、システムから
既に得られた第１のメモリページ（ＦＰＡＧ）から１つ
の葉サイズインクリメントが割り当てられ、ポインタＫ
が葉サイズのメモリインクリメントを示すのに利用され
る。
【００３６】ブロック１８２へ戻って、システムから得
られる第１のメモリページ内で葉サイズのメモリインク
リメントが得られない場合には、プロセスはブロック１
８６へ進み、パラメータＲＰＡＧでリストされるよう
に、システムから既に得られた残りのメモリページ（Ｆ
ＰＡＧ）から葉サイズのメモリインクリメントが得られ
るか否かが判断される。肯定判定された場合には、プロ
セスはブロック１８８へ進み、システムから得られる残
りのメモリページ内に格納される葉サイズのメモリイン
クリメントのリストから葉サイズのメモリインクリメン
トが１つ割り当てられ、葉サイズインクリメントを示す
のにポインタＫが利用される。
【００３７】ブロック１８０へ戻って、パラメータＲＯ
ＯＴで示される葉が配置されている現在のレベルが、１
つのメモリぺージに適合される葉の数以下である場合に
は、プロセスは直接ブロック１８６へ進む。上記の説明
から当業者にはわかるように、このプロセスは、システ
ムから得られる第１のメモリページ内のメモリ位置を、
根ノード又はその付近に配置された木構造内のノードへ
自動的に割り当てる。その後、隣接するメモリ位置を木
構造内で隣接する葉へ矛盾無く割り当てるように、葉サ
イズのメモリインクリメントは、システムが提供する残
りのメモリページから木構造内の各ノードへ割り当てら
れる。
【００３８】ブロック１８４又はブロック１８８におい
て、現在調査中の特定のノードに対して葉サイズのメモ
リインクリメントを割り当てた後、プロセスはブロック
１９０へ進む。ブロック１９０では、パラメータＲＯＯ
Ｔによって指摘された葉が、ポインタＫによって指摘さ
れた葉サイズのメモリインクリメントへコピーされる。
次にプロセスはブロック１９２へ進み、ポインタＫによ
って指摘された葉ノードを更新して、左側リンクをパラ
メタＬで識別し、右側リンクをパラメータＲで識別す
る。次にプロセスはブロック１９４へ進み、呼出者への
リターンのためにポインタＫを設定し、ブロック１９６
で示されるようにプロセスはリターンする。
【００３９】
【発明の効果】上記の説明から当業者にはわかるよう
に、出願人は本明細書において、木メモリ構造が、木構
造内のできるだけ多くの隣接ノードが隣接のメモリ位置
に記憶される第２のメモリエリア内へ周期的に再コピー
されるような方法及びシステムを提供することによっ
て、データ処理システム内のデータ回復効率を高めるた
めの新規且つ非自明の方法を提供した。これによって、
メモリ構造のプローブの際に発生するページフォールト
の数が最小限にされる。出願人の研究では、多数のイン
デックス項目を有する木構造を最適化することによっ
て、６０％以上のページフォールトが減少されることが
示された。本発明の実施例は、仮想メモリデータ処理シ
ステム内に記憶された木構造を説明したが、当業者には
わかるように、本発明はディスクメモリシステムやテー
プメモリシステム等の他のメモリシステムにも応用する
ことができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の方法及びシステムを実行するために利
用することのできる分散データ処理システムの概略図を
示す。
【図２】図１の分散データ処理システム内で実行するこ
とのできるマルチレベル平衡木メモリ構造の概略図であ
る。
【図３】図２のマルチレベル平衡木メモリ構造の概略図
であって、マルチレベル平衡木メモリ構造形成中の平衡
化の結果発生する、各ノードに対するメモリページ位置
を示す。
【図４】図２のマルチレベル平衡木メモリ構造の概略図
であって、入力データを順序付けした後の木形成の結果
発生する、各ノードに対するメモリページ配置を示す。
【図５】図２のマルチレベル平衡木メモリ構造の概略図
であって、本発明の方法及びシステムの利用後の各ノー
ドに対するメモリページ配置を示す。
【図６】本発明の方法及びシステムと共に利用すること
のできる前処理操作のソフトウェア実行を説明する高レ
ベル論理フローチャートである。
【図７】本発明の方法及びシステムのソフトウェア実行
を説明する高レベル論理フローチャートである。
【符号の説明】
８ 分散データ処理システム １０ ローカルエリアネットワーク １２ コンピュータ １４ 記憶装置 １６ プリンタ／出力装置 １８ メインフレームコンピュータ ２０ 記憶装置 ２２ 通信リンク ２６ 通信コントローラ ２８ ゲートウェイサーバ ３０ コンピュータ ３２ ローカルエリアネットワーク ３４ 通信リンク ５０ マルチレベル平衡木メモリ構造 ５２ 根ノード ５４〜８０ 葉ノード １００〜１０８ メモリページ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 マイケル オー． ミッチェル アメリカ合衆国76262、テキサス州トロ フィークラブ、クリーク コーツ ドラ イヴ 159 (72)発明者 デイル ビー． ストリングフェロウ、 ジュニア アメリカ合衆国75063、テキサス州ノー ス アーヴィング、クリアスプリング ドライヴ 2509 (72)発明者 マーヴィン エル． ウイリアムズ アメリカ合衆国75067、テキサス州ルイ スヴィル、セットラーズ ウェイ 1152 (56)参考文献 特開 昭58−1242（ＪＰ，Ａ)

Claims (4)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 データ処理システム内の第１のメモリエ
    リアに記憶された、複数の葉を有するマルチレベル平衡
    ２進木メモリ構造からのデータ検索効率を向上させる方
    法であって、ある同一のレベルにある互いに隣接する複数の葉の各々
    を考えた場合に、当該各々の葉が当該レベルより検索に
    おける一つ先のレベルにあたる葉をできるだけ多く含ん
    だ態様で一緒に同じメモリエリア内に記憶されるように
    メモリエリアを割り当て、かつ、当該同じメモリエリア
    内への葉の記憶がもはや利用可能でないならば、当該割
    り当てを当該一つ先のレベルより更に先のレベルにあた
    る葉についても同様に適用するよう、 前記データ処理シ
    ステム内の第２のメモリエリア内へ前記マルチレベル平
    衡２進木メモリ構造を周期的に再コピーするステップを
    含む、 平衡木メモリ構造のデータ検索効率の向上方法。
  2. 【請求項２】 当該システム内の第１の複数のメモリペ
    ージに記憶された、複数の葉を有するマルチレベル平衡
    ２進木メモリ構造からのデータ検索を向上させる仮想メ
    モリデータ処理システムであって、 前記仮想メモリデータ処理システム内の第２の複数のメ
    モリページが、前記マルチレベル平衡２進木メモリ構造
    を記憶するのに利用できるか否かを判断する手段と、ある同一のレベルにある互いに隣接する個々の複数の葉
    を考えた場合に、当該個々の複数の葉が検索において当
    該レベルより一つ先のレベルにあたる葉をできるだけ多
    く含んだ態様で一緒に同じメモリページ内に記憶される
    よう、 前記マルチレベル平衡２進木メモリ構造の少なく
    とも一部を前記第２の複数のメモリページ内へ再コピー
    する手段とを備えた、 仮想メモリデータ処理システム。
  3. 【請求項３】 データ処理システム内の第１のメモリエ
    リアに記憶された、複数の葉を有するマルチレベル平衡
    ２進木メモリ構造からのデータ検索効率を向上させる方
    法であって、複数のレベルにわたって検索がなされる間に、複数の葉
    が分けて記憶されてい るところの横切らなければならな
    いメモリエリアの数が実質的に減少するように、 前記デ
    ータ処理システム内の第２のメモリエリア内へ前記マル
    チレベル平衡２進木メモリ構造を周期的に再コピーする
    ステップを含む、 平衡木メモリ構造のデータ検索効率の向上方法。
  4. 【請求項４】 当該システム内の第１の複数のメモリペ
    ージに記憶された、複数の葉を有するマルチレベル平衡
    ２進木メモリ構造からのデータ検索を向上させる仮想メ
    モリデータ処理システムであって、 前記仮想メモリデータ処理システム内の第２の複数のメ
    モリページが、前記マルチレベル平衡２進木メモリ構造
    を記憶するのに利用できるか否かを判断する手段と、複数のレベルにわたって検索がなされる間に、複数の葉
    が分けて記憶されているところの横切らなければならな
    いメモリページの数が実質的に減少するように、 前記マ
    ルチレベル平衡２進木メモリ構造を前記第２の複数のメ
    モリページ内へ再コピーする手段とを備えた、 仮想メモリデータ処理システム。
JP4313054A 1991-12-17 1992-11-24 平衡木メモリ構造のデ―タ検索効率の向上方法、仮想メモリデ―タ処理システム Expired - Lifetime JP2538747B2 (ja)

Applications Claiming Priority (2)

Application Number Priority Date Filing Date Title
US80869991A 1991-12-17 1991-12-17
US808699 1991-12-17

Publications (2)

Publication Number Publication Date
JPH05233392A JPH05233392A (ja) 1993-09-10
JP2538747B2 true JP2538747B2 (ja) 1996-10-02

Family

ID=25199462

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
JP4313054A Expired - Lifetime JP2538747B2 (ja) 1991-12-17 1992-11-24 平衡木メモリ構造のデ―タ検索効率の向上方法、仮想メモリデ―タ処理システム

Country Status (2)

Country Link
EP (1) EP0547992A3 (ja)
JP (1) JP2538747B2 (ja)

Families Citing this family (12)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
US5446887A (en) * 1993-09-17 1995-08-29 Microsoft Corporation Optimal reorganization of a B-tree
JP2682811B2 (ja) * 1994-03-22 1997-11-26 インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレイション データ記憶管理システム及び方法
CA2382718C (en) 2002-04-12 2007-02-13 Ibm Canada Limited-Ibm Canada Limitee Memory balancing and optimization services
CN100428226C (zh) * 2003-12-27 2008-10-22 海信集团有限公司 实现类内存数据库存取和检索的方法
US7644239B2 (en) 2004-05-03 2010-01-05 Microsoft Corporation Non-volatile memory cache performance improvement
GB2418747A (en) * 2004-09-29 2006-04-05 Siemens Ag A data structure distributed over a number of pages
US7490197B2 (en) 2004-10-21 2009-02-10 Microsoft Corporation Using external memory devices to improve system performance
US8914557B2 (en) 2005-12-16 2014-12-16 Microsoft Corporation Optimizing write and wear performance for a memory
US8631203B2 (en) 2007-12-10 2014-01-14 Microsoft Corporation Management of external memory functioning as virtual cache
US9032151B2 (en) 2008-09-15 2015-05-12 Microsoft Technology Licensing, Llc Method and system for ensuring reliability of cache data and metadata subsequent to a reboot
US8032707B2 (en) 2008-09-15 2011-10-04 Microsoft Corporation Managing cache data and metadata
US7953774B2 (en) * 2008-09-19 2011-05-31 Microsoft Corporation Aggregation of write traffic to a data store

Family Cites Families (2)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
JPS581242A (ja) * 1981-06-27 1983-01-06 Fujitsu Ltd 木構造情報記憶制御方式
JPS62121532A (ja) * 1985-11-22 1987-06-02 Hitachi Ltd デ−タ検索方法

Also Published As

Publication number Publication date
JPH05233392A (ja) 1993-09-10
EP0547992A3 (en) 1993-12-01
EP0547992A2 (en) 1993-06-23

Similar Documents

Publication Publication Date Title
US6356902B1 (en) Method and system for storage and retrieval of multimedia objects
US6411957B1 (en) System and method of organizing nodes within a tree structure
JP2538747B2 (ja) 平衡木メモリ構造のデ―タ検索効率の向上方法、仮想メモリデ―タ処理システム
Geist et al. Task scheduling for parallel sparse Cholesky factorization
US5960431A (en) Method and apparatus for adding data storage bins to a stored computer database while minimizing movement of data and balancing data distribution
US5832475A (en) Database system and method employing data cube operator for group-by operations
US7080101B1 (en) Method and apparatus for partitioning data for storage in a database
US5960423A (en) Database system index selection using candidate index selection for a workload
CN105975587B (zh) 一种高性能的内存数据库索引组织与访问方法
US5367677A (en) System for iterated generation from an array of records of a posting file with row segments based on column entry value ranges
US5390315A (en) Allocation of uniform contiguous blocks of DASD storage by maintaining both a bit and a bit map record of available storage
AU777792B2 (en) System for managing RDBM fragmentations
US20130132405A1 (en) Dynamically Associating Different Query Execution Strategies with Selective Portions of a Database Table
EP0977128A1 (en) Method and system for storage and retrieval of multimedia objects by decomposing a tree-structure into a directed graph
EP0497543A2 (en) Augmented doubly-linked list search and management method for a system having stored listed data elements
JPH07281940A (ja) データ記憶システム・スペース割振り自動化方法及びシステム
Bender et al. Exponential structures for efficient cache-oblivious algorithms
CN103077197A (zh) 一种数据存储方法装置
US7096235B2 (en) Computer implemented compact 0-complete tree dynamic storage structure and method of processing stored data
US11308066B1 (en) Optimized database partitioning
US8108382B1 (en) Optimizing the execution of a query in a multi-database system
US5579514A (en) Methodology for increasing the average run length produced by replacement selection strategy in a system consisting of multiple, independent memory buffers
JPH08110912A (ja) 動画検索装置および動画検索方法
US6393418B1 (en) Method of and apparatus for sorting a file
CN114741388B (zh) 一种集成电路版图数据索引的新型构建方法