JPS62186328A

JPS62186328A - ソ−ト処理方式

Info

Publication number: JPS62186328A
Application number: JP2843486A
Authority: JP
Inventors: Shunichiro Nakamura; 俊一郎中村
Original assignee: Mitsubishi Electric Corp
Current assignee: Mitsubishi Electric Corp
Priority date: 1986-02-12
Filing date: 1986-02-12
Publication date: 1987-08-14
Anticipated expiration: 2010-09-06
Also published as: JPH0782427B2

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〕この発明は、情報処理の分野におけるソート処理方式、
すなわち、大量のデータを特定フイルードの値に基づい
て一定の順序に配列させる処理方式ニ関するものである
。

〔従来の技術〕

第６図は従来のソート処理方式を示すブロック構成図で
ある。図において、２７はＣＰＵ（中央処理装置）、２
８はメモリ、２９．３０はメモリ２８上のデータを示す
ものであり、２９は未ソート部分レコード群を、３０は
ソート済部分レコード群をそれぞれ表わしている。

第７図は、第６図のソート処理方式においてソートすべ
きレコードの形式を示す図である。図において、３１は
ｍバイトのＫＥＹ部とｎバイトの非ＫＥＹ部とから成る
形式のレコードである。ここで、ｍは自然数、ｎは０な
いし自然数である。

上記第６図に示す従来のソート処理方式においては、１
個のＣＰＵ２７とメモリ２８から成る普通の計算機によ
って、ノート処理は以下のように実行される。すなわち
、図示されないディスク装置等の入出力機器から未ソー
ト部分レコード群２９がメモリ２８上に読み込まれた後
に、整形されて未ソート部分レコード群２９のデータが
メモリ２８上に作られる。未ソート部分レコード群２９
は、第７図に示すような形式のレコード３１が並べられ
たものである。未ソート部分レコード群２９に対して、
メモリ２８上に存在する図示されないソートプログラム
が実行されて、ソート済部分しコード群３０がメモリ２
８上に作り出される。ソートプログラムのアルゴリズム
としては、例えばＣＱ出版社発行のｒ　Ｍｙ　Ｃｏｍｐ
ｕｔｅｒ　Ｊ、１９８５．４１８の第８４〜８５頁に掲
載されているクイックソートアルゴリズムがある。

〔発明が解決しようとする問題点〕

上記のような従来のソート処理方式では、ソート処理が
１個のＣＰＵ２７とメモリ２８から成る普通の計算機上
でソフトウェアにより行われていた。そして、未ソート
部分レコード群２９のレコード数をＮとした時、ソフト
ウェアでソートした場合のクイックソートのような最も
速いアルゴリズムを使っても、θ（Ｎ　ｌｏｇｓ　Ｎ　
）回の比較操作が必要であることが仰られている。その
ために、レコード数Ｎが大きくなると、ノート処理の所
要時間が大変に長くなるという問題点があった。

この発明は、かかる問題点を解決するためになされたも
ので、より迅速にソート処理ができるソート処理方式を
得ることを目的とする。

〔問題点を解決するための手段〕

この発明に係るソート処理方式は、それぞれローカルメ
モリを持つ複数個のＣＰＵを１個の共通バスに接続し、
さらに、この共通バスに共ｄメモリを接続し、各ＣＰＵ
が分担してソート処理を行うようにしたものである。

〔作用〕

この発明のソート処理方式においては、ツートスへきレ
コードを複数個のＣＰＵのローカルメモリに均等に分散
させ、各ＣＰＵはそれぞれのローカルメモリに入ってい
る部分レコード群に対してソフトウェアによりソート処
理を実行し、これらの部分ソート結果を共通メモリを使
ってマージソートを行うようにしてソート処理を実行す
るようにし、複数間のＣＰＵが並列に動作することによ
って、高速度にソート処理を実行することができる。

〔実施例〕

第１図はこの発明の一実施例であるソート処理方式を示
すブロック構成図である。図において、１は共通メモリ
、２は共通バス、３，４，５．６４−！、ソｔＬツレｃ
　ＰＵ（Ｉ）　、　ＣＰＵ（ＩＩ）　、　ＣＰＵ（ｆｆ
Ｉ）　。

ＣＰ　Ｕ　（ＩＶ）である。７，８，９．ｉｏはそれぞ
れローカルメモＩＪ（Ｉ）、ローカルメモＩＪ（ＩＩ）
、ローカルメモリ（ＩＩＩ）　、ローカルメモリ（ＩＶ
）であり、これらは各ＣＰＵ（Ｉ）３〜（■）６のロー
カルメモリである。各ＣＰＵ（Ｉ）３〜（■）６が自己
のローカルメモリにアクセスするか、共通メモリｌにア
クセスするかはメモリアドレスの範囲で切り分けられる
。各ＣＰＵ（Ｉ）３〜（■）６が実行するプログラムは
、通常ローカルメモリに入っている。１１゜１２．１３
．１４は割り込みを通知する割り込みインタフェース信
号、１５は割り込み制御装置であり、あるＣＰＵが他の
ＣＰＵに対して割り込みを発生させるために使われる。

！２図、第３図、第４図、及び′８５図は、それぞれ第
１ＩＡのソート処理方式におけるソート処理の内容を説
明するための図である。第２図〜第５図において、１６
．１７．１８．１９はそれぞれ未ソート部分レコード群
、２０，２１．２２．２３゜２４．２５．２６はそれぞ
れソート済部分しコード群である。

次に、上記第１図に示すこの発明の一実施例であるソー
ト処理方式のソート処理について、第２図〜第５図を参
照して説明する。第２図において、図示されない外部入
出力装置から各未ソート部分レコード群１６〜１９がそ
れぞれローカルメモリ（■）７〜ＣＮ）　１０にロード
されている。各未ソート部分レコード群１６〜１９は、
ソートすべき全レコードをほぼ等しいレコード数になる
ように４つの部分レコード群に前もって分割されている
ものである。未ソート部分レコード群１６がローカルメ
モＪ　（Ｉｌ　Ｔ上に生成されると、ＣＰＵ（Ｉ）３は
これに対しソートプログラムを実行することによりソー
ト処理を行い、ソート済部分しコード群２゜を生成する
。ソートプログラムにおけるアルゴリズムは前出のクイ
ックソートアルゴリズムが使われる。ＣＰＵ（Ｉ）３と
同様に各ＣＰＵ（ＩＩ）４．ＣＰＵ（［［）５　、ＣＰ
Ｕ（ＩＶ）６においても、同様の操作が同時に並行して
行われる。レコード数をＮとした時、クイックソートア
ルゴリズムは平均１６３９Ｎ　ｌｏｇ２Ｎ回の比較操作
が行われる。全体のレコーの奴のレコードをソートする
ので、平均１．３９以上のような部分ソートを終了する
と、奇数番目のＣＰ　Ｕ　（Ｉ）　３とＣＰ　Ｕ　（Ｉ
ＩＩ）　５は、４３図に示すように各ソート済部分レコ
ード群２０．２２をそれぞれ共通メモリ１に転送する。

すなわち、各ＣＰＵ（Ｉ）３　、　（ＩＩＩ）５は、そ
れぞれローカルメモリ（Ｉ）　７　、　（［ＩＩ）　９
からソート済データをフェッチしてこれを共通メモリＩ
Ｅこストアする。このことは、２個のＣＰＵが、データ
アクセスだけに限ってもそれぞれ２回のメモリアクセス
のうちの１回を共通メモリ１にアクセスするという割合
なので、ここで、命令読み出し等を入れると共通メモリ
１へのアクセス比率はさらに下がり、このため、２個の
ＣＰＵの間で共通メモリ１に対するメモリ競合／バス競
合が起きにくいという特長がある。

もしここで、４個のＣＰＵが同時にソート済データを共
通メモリ１に転送したとすると、共通メモリ１に対する
メモリ競合／バス競合が起きやすくなり転送速度はより
遅くなる。以上のデータ転送処理に要する時間は、クイ
ックソートの時と同じ単位（１回の比較操作に要する時
間）を使うとうな操作を終了すると１割り込みインタフ
ェース信号１１９割り込み制御装置ｌｌ　１５　、割り
込みインタフェース信号１２を介してＣＰ　Ｕ　（ＩＩ
）　４にその旨を伝える。ＣＰ　Ｕ　（ＩＩ）　４はこ
れを受けて、第４図に示される内容の処理を開始する。

すなわち、共通メそり１に入っているＣ　Ｐ　Ｕ　（Ｉ
）　３のソート済部分レコード群２０の部分ソート結果
と、ローカルメモリ（■）８に入っている自己のソート
済部分レコード群２１の部分ソート結果を順次に１み出
し、２ＷＡＹマージソート処理を実行して、ソート済部
分レコード群２４の部分ソート結果として共通メモリ１
上にストアする。２ＷＡＹマージソート処理については
、例えばＣＱ出版社発行のｒ　Ｍ７Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　
Ｊ、１９８５　、　Ａ　１８の第９１頁に記載されてい
る。また、ＣＰ　Ｕ　（ＩＶ）　６についても、第４図
に示すようにＣＰＵ（■）４と同様の処理が同時に並行
して実行される。この場合、データアクセスだけを考え
た時、ＣＰ　Ｕ　（ＩＩ）　４とＣＰＵ（■）６がそれ
ぞれ３回に２回の割合で共通メモリ１にアクセスするた
め、メモリ競合は、第３図に示す場合よりも多い。この
処理に要する時間は、おおよこのように、ＣＰＵ（■）
４とＣＰ　Ｕ　（ＩＶ）　６は以上の処理を終了すると
、それぞれ割り込み制御装置１５を介してＣＰ　Ｕ　（
Ｉ）　３にその旨を知らせる。

ＣＰ　Ｕ　（Ｉ）　３は各ＣＰ　Ｕ　（ＩＩ）　４とＣ
Ｐ　Ｕ　（ＩＶ）　６が共に上記処理を終了したことを
知ると、第５図に示す内容の処理を開始する。すなわち
、共通メモリ１上にＣＰ　Ｕ　（ＩＩ）　４により生成
されたソート済部分レコード群２４のマージソート結果
と、ＣＰＵ　（ＩＶ）　６により生成されたソート済部
分レコード群２５のマージソート結果を順次に読み出し
、２ＷＡＹマ′−ジソート処理を実行して、ソート済部
分しコード詳２６の最終のマージソート結果を作り出す
。このための処理時間は、おおよそレコード数Ｎと見積
もられる。そして、以上のすべての処理時間を合計する
と、１、３９　’　ｌｏｇ２　Ｎ−＋’＋’＋　Ｎ　＝　１
．３９　’　ｌｏｌｇＲＮ−＋’Ｎとなる。

一方、従来のソート処理方式によってソート処理を行っ
た場合には、１．３９　Ｎ　ｌｏｇｔ　Ｎの処理時間が
必要になる。例えば、Ｎ＝　１２”−１６３８４レコー
ドとすると、ｌｏｇ２Ｎ＝　１４　、　ｆｌａｇ、Ｎ−
＝　１２となつ、それぞれの処理時間は次のようになる
。

１．３９’ｌＯｇｔＮ−＋−７Ｎ＝５．９２Ｎ、　　１
．３９Ｎ６ｏｇｔＮ＝１９．４６Ｎすなわち、この発明のソート処理方式によってソート処
理を行った場合には、従来のソート処理方式によってソ
ート処理を行った場合に対して、１９．４６Ｎ５．９゜Ｎ＃３．３倍だけ高速度にソート処理を実行で
きることが分かる。

なお、上記実施例では、４個のＣＰＵを使用した場合に
ついて説明したが１例えば８個のＣＰＵを使用した場合
にも容易に適用できることは明らかである。

また、上記実施例では、第５図に示す最終のソート処理
をＣＰ　Ｕ　（Ｉ）　３が行うようになっているが、そ
の他のＣＰ　Ｕ　（ＩＩ）　４〜（■）６がこれを行う
ようにしても良く、あるいは、これらとは別個のＣＰＵ
を共通バス２にさらに接続して、そのＣＰＵ　ＩＣ実行
させるようにしても良い。

また、上記実施例では、第２図に示すようなソート処理
はクイックソートアルゴリズムヲ用いて行っているが、
その他のソートアルゴリズムを用いて行っても良い。

また、上記実施例では、第３図に示すようにＣＰ　Ｕ　
（Ｉ）　３とｃ　Ｐ　Ｕ　（ＤＩ）　５がノート済デー
タを共通メモリ１に転送するようになっているが、各Ｃ
Ｐ　Ｕ　（Ｉ）　３〜（■）６の４個のＣＰＵすべてが
ソート済データを共通メモリ１に転送し、第４図に示す
ようなソート処理を共通メモリ１上で行うようにしても
良い。

〔発明の効果〕

この発明は以上説明したとおり、ソート処理方式におい
て、それぞれローカルメモリを持つ複数個のＣＰＵを１
個の共通バスに接続し、さらに、この共通バスに共通メ
モリを接続し、各ＣＰＵが分担してソート処理を行うよ
うに構成したので、この種の従来のソート処理方式と比
べて、ソート処理の速度を大幅に向上することができる
という優れた効果を奏するものである。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例であるソート処理方式を示
すブロック構成囚、第２図、第３図、第４図、及び第５
図は、それぞれ第１図のソート処理方式におけるソート
処理の内容を説明するための図、第６図は従来のソート
処理方式を示すブロック構成図、第７図は、第６図のノ
ート処理方式においてソートすべきレコードの形式を示
す図である。因において、１・・・共通メモリ、２・・・共通バス、
３〜６・・・ＣＰ　Ｕ　（Ｉ）〜ＣＰ　Ｕ　（ＩＶ）、
７〜１０・・・ローカルメモリｔＩｌ〜ローカルメモリ
（［Ｖ）、１２〜１４・・・割り込みインタフェース信
号、１５・・・割り込み制御装置、１６〜１９．２９・
・・未ソート部分レコード群、２０〜２６．３０・・・
ソート済部分レコード群、２７・ＣＰＵ、２８・・・メ
モリ、３０・・・レコードである。なお、各図中、同一符号は同一、又は相当部分を示す。

Claims

【特許請求の範囲】

各々ローカルメモリを持つ複数個のＣＰＵと、共通メモ
リと、この共通メモリと各ＣＰＵを接続するバスとを有
する装置において、ソートすべき全レコードを前記複数
個のＣＰＵのローカルメモリ上に分散して配置し、前記
各ＣＰＵは自己のローカルメモリに入つている部分レコ
ード群に対してソフトウェアによりソートを行い、前記
複数個のＣＰＵの各部分ソート結果に対して前記共通メ
モリを使用してマージソートを行うようにしたことを特
徴とするソート処理方式。