JPH0291725A - 併合処理方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 【産業上の利用分野〕 本発明は電子計算機によるデータの分類（ソート）処理
において頻繁に行われる併合くマージ）処理の方式に関
するものである。

〔従来の技術〕

周知のように、分類処理とは複数のデータを所定のキー
値の順序に並べ替える処理を言い、取り扱うデータが多
数である場合には、対象とするデータの全てを電子計算
機の内部記憶装置上の作業領域に同時に確保できないた
め、全データを同時処理可能な所定の個数以下のいくつ
かのグループに分け、それぞれのグループの中でそれぞ
れ並べ替えを行ってストリングと呼ばれるデータレコー
ドの列を作成し、作成したストリングをいったん外部記
憶装置上に格納しておき、その後、複数のストリングに
対して併合処理を行ってストリングの数を減らして行き
、最終的に１つのデータレコードの列とする方式を採っ
ている。

第３図は一般的な分類処理のフローチャートを示したも
のであり、大きく分けて入カフニーズ１００．併合フェ
ーズ２００．出力フェーズ３００から構成されている。

すなわち、入力フェーズ１００では、分類の対象となる
個々のデータが格納された入力ファイルより所定数のデ
ータを読み出し、電子計算機の内部記憶装置上の作業領
域内で分類キーによりデータレコードを比較しながらス
トリングを作成し、このストリングを外部記憶装置上の
ソートワークファイルに出力する。なお、外部記憶装置
としては一般に磁気ディスク装置が使用される。また、
入出力の単位はブロックであり、ストリングは通常複数
個のブロックから構成される。第４図はストリングを形
成するブロックの論理的構成を示したものであり、同一
のストリングに属するブロックＢは前ブロツクアドレス
と次ブロツクアドレスとを含むポインタＰによって互い
に論理的にリンクされている。なお、各ストリングの先
頭アドレスは、別に設けられたストリングインデックス
によって管理されている。

次いで、併合フェーズ２００では、ストリングインデッ
クスおよびポインタをもとに外部記憶装置上に格納され
た複数のストリングのブロックを内部記憶装置のバッフ
ァエリアに読み込み、各ブロックのデータレコードを先
頭から分類キーに従つて併合を行い、新たに長いストリ
ングを作成し、再度外部記憶装置上に書き戻しながら、
ストリング数を減らして行く、すなわち、併合されて新
規に作成されるストリングのブロックは、併合のために
入力されたストリングのブロック（入力された時点で空
きブロックとみなせる。）に書き戻される。なお、新規
に作成されたストリングのブロックもポインタで論理的
にリンクされている。

なお、内部記憶装置上で一度に併合できるストリング数
のことをマージオーダ（Ｍで表す、）と呼び、このマー
ジオーダは内部記憶装置に格納できるソートブロックサ
イズの個数により決定される。しかして、入力フェーズ
１００が終了した段階でストリングがＭ零以下である場
合にはストリングを減らす必要がないため、ステップＳ
１から併合フェーズ２００をスキップして直接に出カフ
ニーズ３００に移行する。同様に、併合フェーズ２００
の適用によってストリングがＭ零以下となった場合もス
テップＳ２から出力フェーズ３００に移行することにな
る。

出力フェーズ３００は最終的な併合処理であり、ストリ
ングインデックスおよびポインタをもとに外部記憶装置
上に格納された全てのストリングのそれぞれの先頭から
ブロックを内部記憶装置のバッファエリアに読み込み、
各ブロックのデータレコードを先頭から分類キーに従り
て併合を行い、その結果を出力データとして出力する。

〔発明が解決しようとする課題〕

ところで、上述の併合処理においては外部記憶装置との
入出力動作が頻繁に行われることから、高速な処理を行
わせるには外部記憶装置の入出力時間の短縮が不可欠で
ある。特に、併合フェーズで新たに作成されたストリン
グのブロックは外部記憶装置に書き戻されるが、従来は
空きブロックを任意に選んで書き込みを行っていたため
、磁気ディスク装置等の外部記憶装置のシーク動作が頻
繁に発生し、ディスクのヘッド移動に要する時間のため
高速化が図れないという欠点があった。

本発明は上記の点に鑑み提案されたものであり、その目
的とするところは、ストリングのフ゛ロックの書き戻し
の際のシーク動作をなるべく抑え、処理時間を短縮する
ことのできる併合処理方式を提供することにある。

〔課題を解決するための手段〕

本発明は上記の目的を達成するため、生成されたストリ
ングを記憶するストリング記憶手段と、このストリング
記憶手段からストリングを構成するブロックを複数読み
出すブロック入力手段と、入力されたブロックの併合を
行うストリング併合手段と、 併合されたブロックを前記ストリング記憶手段の空きブ
ロックへ書き込むブロック出力手段と、前記ブロック入
力手段が入力したブロックのアドレスを空きブロックの
アドレスとして管理するブロックアドレススタック手段
と、 このブロックアドレススタック手段をサーチして前記ブ
ロック出力手段の出力先のアドレスを書き戻し時間が最
短となるものに設定する最適アドレス選択手段とを備え
るようにしている。

〔作用〕

本発明の併合処理方式にあっては、生成されたストリン
グを記憶しであるストリング記憶手段からストリングを
構成するブロックをブロック入力手段が複数読み出し、
ス）　ＩＪソング合手段が入力されたブロックの併合を
行い、ブロック出力手段が併合されたブロックを前記ス
トリング記憶手段の空きブロックへ書き込み、前記ブロ
ック入力手段が入力したブロックのアドレスを空きブロ
ックのアドレスとして管理するプロ・／クアドレススタ
ック手段を最適アドレス選択手段がサーチして、前記ブ
ロック出力手段の出力先のアドレスを書きｙし時間が最
短となるものに設定する。

〔実施例〕

以下、本発明の実施例につき図面を参照して説明する。

第１図は本発明の併合処理方式の一実施例を示す構成図
であり、第３図において既に説明した併合フェーズ２０
０における処理を行う部分である。

第１図において、本実施例は、ストリング記憶手段１と
、ブロック入力手段２と、ストリング併合手段３と、ブ
ロック出力手段４と、ブロックアドレススタ７り手段５
と、最適アドレス選択手段６とから構成されている。

ストリング記憶手段ｌに格納されているストリングは、
以前の大カフニーズにおいて入力ファイルからデータを
入力し内部記憶装置上で並べ替えて作成されている。

併合フェーズにおけるマージオーダをＭとすると、ブロ
ック入力手段２はストリング記憶手段ｌからストリング
インデックスおよびポインタをもとにＭ本のストリング
を先頭のブロックより順次人力し、ストリング併合手段
３に渡す。このとき同時に入力したブロックのストリン
グ記憶手段１上のアドレスを最適アドレス選択手段６を
介してブロックアドレススタック手段５に通知する。ブ
ロックアドレススタック手段５はそのアドレスをストリ
ング記憶手段１の空きブロックとして管理する。

ストリング併合手段３は内部記憶装置上に用意したバッ
ファエリアにブロックを移送し、分類キーに従ってブロ
ック上のデータレコードを比較して併合を行う。併合さ
れたデータは新たなストリングを形成して行き、このス
トリングのブロックはブロック出力手段４によって再び
ストリング記憶手段１に書き戻される。

このとき書き戻すアドレスはブロックアドレススタック
手段５中にスタックされている空きブロック中から最適
アドレス選択手段６により選ばれる。最適アドレス選択
手段６は、この選択基準として、ストリング記憶手段１
に書き戻す時間が最短になるように設定されており、よ
って、外部記憶装置が磁気ディスク装置である場合には
、ヘッドの移動が最も少なくて済むブロックに書き込み
が行われ、より高速に次の処理に移行できるものである
。

第２図は第１図の実施例をより具体化した構成図である
。

しかして、ストリング記憶手段１のソートワークファイ
ルｌａにはストリングＳＴ１．Ｓｒ１゜・・・、ＳＴｎ
、・・・が格納されており、ブロック入力手段２はスト
リングインデックス（図示せず）をもとに必要なストリ
ングＳＴｉのブロックを入力してストリング併合手段３
の入力バッファ３ａに移送すると共に、入力したブロッ
クのアドレスを最適アドレス選択手段６の現ヘッドアド
レス６ｂに格納し、バイナリ−サーチ機構６ａに通知す
る。

バイナリ−サーチ機構６ａはブロックアドレススタック
手段５のディスクアドレススタック５ａにスタックされ
ている取入力のブロックのアドレスをバイナリ−サーチ
することによりディスクアドレスの順序をスタック上で
保つようにして新たな空きブロックのアドレスを格納す
る。

ストリング併合手段３はバッファ３ｂ上の各ブロックの
先頭から分類キーにより比較を行いながら複数のストリ
ングのブロックのデータレコードを併合して出カバソフ
ァ３ｃ上に新規ストリングのブロックを作成する。そし
て、出力バッファ３Ｃがいっばいになるとブロック出力
手段４によってストリング記憶手段・１のソートワーク
ファイル１ａに書き戻される。

このときのアドレスは、最適アドレス選択手段６のバイ
ナリ−サーチ機構６３により、現ヘッドアドレス６ｂに
一番近いディスクアドレスの空きブロックがブロックア
ドレススタック手段５のディスクアドレススタック５ａ
中から選択される。

しかして、書き戻しのために選ばれるブロックのアドレ
スはストリング記憶手段１のソートワークファイルｌａ
中の現在のヘッド位置に最も近いアドレスとなるので、
書き戻しのためのヘッドの移動、すなわちシーク動作を
最小にすることが可能となる。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明の併合処理方式にあっては
、入力したストリングのブロックを併合して外部記憶装
置に書き戻す際に、シーク動作の最も少なくて済む空き
ブロックを選択するようにしたので、頻繁に行われる入
出力動作に要する時間が短縮化でき、処理の高速化が図
れる効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の併合処理方式の一実施例の構成図、 第２図は第１図に示した実施例のより詳細な構成図、 第３図は分類処理のフローチャートおよび、第４図はス
トリングを形成するブロックの論理的構成図である。 図において、 １・・・・・・ストリング記憶手段 １ａ・・・ソートワークファイル ２・・・・・・ブロック入力手段 ３・・・・・・ストリング併合手段 ３ａ・・・入カバソファ ３ｂ・・・バッファ ３ｃ・・・出カバソファ ４・・・・・・ブロック出力手段 ・・・・・・ブロックアドレススタック手段ａ・・・デ
ィスクアドレススタック ・・・・・・最適アドレス選択手段 ａ・・・バイナリ−サーチ機構 ｂ・・・現ヘッドアドレス

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 生成されたストリングを記憶するストリング記憶手段と
   、 このストリング記憶手段からストリングを構成するブロ
   ックを複数読み出すブロック入力手段と、入力されたブ
   ロックの併合を行うストリング併合手段と、 併合されたブロックを前記ストリング記憶手段の空きブ
   ロックへ書き込むブロック出力手段と、前記ブロック入
   力手段が入力したブロックのアドレスを空きブロックの
   アドレスとして管理するブロックアドレススタック手段
   と、 このブロックアドレススタック手段をサーチして前記ブ
   ロック出力手段の出力先のアドレスを書き戻し時間が最
   短となるものに設定する最適アドレス選択手段とを備え
   たことを特徴とする併合処理方式。