JPS62191923A - Data processor - Google Patents

Data processor

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Publication number
JPS62191923A
JPS62191923A JP61032878A JP3287886A JPS62191923A JP S62191923 A JPS62191923 A JP S62191923A JP 61032878 A JP61032878 A JP 61032878A JP 3287886 A JP3287886 A JP 3287886A JP S62191923 A JPS62191923 A JP S62191923A
Authority
JP
Japan
Prior art keywords
record
address
search
records
source address
Prior art date
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Pending
Application number
JP61032878A
Other languages
Japanese (ja)
Inventor
Shigeki Miyata
宮田 茂樹
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.)
Casio Computer Co Ltd
Original Assignee
Casio Computer Co Ltd
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 Casio Computer Co Ltd filed Critical Casio Computer Co Ltd
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Publication of JPS62191923A publication Critical patent/JPS62191923A/en
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  • Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)

Abstract

PURPOSE:To execute the hash retrieval by an optimized processing amount by changing the array of records at the same source address according to retriev al frequency. CONSTITUTION:An array modification means E modifies the array of the records with the same source address in a data file memory means A according to their retrieval frequency shown by a retrieval frequency memory means D. Accordingly, for retrieving a specific record, a hash retrieval means B can find it comparison times depending upon the retrieval frequency of the record. Namely, if the retrieval frequency of the record concerned is substantially higher than that of other record, it is retrieved earlier than the other. As a result the retrieval by the hash retrieval means B is optimized in general.

Description

【発明の詳細な説明】 [産業上の利用分野] この発IJはデータファイルのデータ処理装置に関し、
特に特定のレコードの検索の最適化のためにデータファ
イル内のデータを整理する技術に関する。
[Detailed Description of the Invention] [Field of Industrial Application] This IJ relates to a data processing device for data files,
In particular, it relates to techniques for organizing data within data files for optimization of retrieval of specific records.

[発明の概要] 本発明はデータファイルのデータ処理装置において、同
一のソースアドレスのレコードを検索頻度に合わせてそ
の配列を変えるようにしたのでハツシュ検索を全体とし
て最適化された処理がで行うことが可能となった。
[Summary of the Invention] According to the present invention, in a data file data processing device, the arrangement of records with the same source address is changed according to the search frequency, so that hash search can be performed in an optimized process as a whole. became possible.

[従来の技術] データファイル記憶手段より特定のレコードを検索する
方式としてハツシュ検索方式が知られている。これは、
データファイルの各レコード内に項[1(キーデータ)
のフィールドを設け、検索用[1(特定のレコードを請
求するキーデータ)に所定の演算処理を施したものをデ
ータファイルに対するアドレス(ソースアドレス)とし
て用いることによりデータファイル中より検索項[1と
一致する項目を有するレコードを検索するものである。
[Prior Art] A hash search method is known as a method for searching a data file storage means for a specific record. this is,
Within each record of the data file, the term [1 (key data)
By providing a field for search [1 (key data for requesting a specific record)] and using it as an address (source address) for the data file after performing a predetermined arithmetic process on the search term [1 (key data for requesting a specific record)], search terms [1 and It searches for records that have matching items.

この種の方式においては、データファイルを作成する際
に、検索時と同じ演算処理をしてファイル内アドレスを
求め、そのアドレスにレコードを117込んでいく。フ
ァイルが充分に大きくキーデータがうまく分散していれ
ばアドレスが東なることは少ないと考えられるが、任意
の多数のキーデータから、夫々、値の異なるハツシュ符
号を生成するような演算方式を規定することは不可能で
あるため、アドレスの屯なりは実際ト避けられない。
In this type of system, when creating a data file, the same arithmetic processing as when searching is performed to obtain an address within the file, and a record 117 is placed at that address. If the file is large enough and the key data is well distributed, it is unlikely that the address will be in the east, but it stipulates an arithmetic method that generates hash codes with different values from a large number of arbitrary key data. Since it is impossible to do so, address distortion is actually unavoidable.

このようなアドレスの玉なりの問題に対応するため従来
例では、アドレスの毛なりを検出した際、そのアドレス
を元に再演算し、空エリアをさがしてレコードを、!)
込んでいる。
In order to deal with this problem of address clumps, in the conventional example, when a clump of addresses is detected, recalculation is performed based on that address, and an empty area is searched for the record. )
It is crowded.

[発IIが解決しようとする闇題点] したがって、」二記従来例により作成したデータファイ
ルより、特定のレコードを検索する場合に必要な比較回
数は、+lf演算回数+1回となる。この回数は最初の
演算処理で回−・のアドレス(ソースアドレス)を発生
するレコードの配列順に依存する0例えば同一のソース
アドレスを発生するレコードが10本存在するとして、
そのうち10番目のレコードが最も検索頻度が高いとす
ると、このレコードを見つけるためには常に10回の比
較を最低限必要とし、非常に無駄な処理をしていること
になる。この例からもわかるように、従来技術では検索
の手間を表わす比較回数ないしは検索時間が、検索の頻
度にかかわらず同一ソースアドレスを発生するレコード
の作成時の配列順によって決まってしまうという問題が
あった。したがって、本発明はこのような問題を解決し
、効率のよい検索ができるようにしたデータ処理装置を
提供することを目的とする。
[The dark problem to be solved by Part II] Therefore, when searching for a specific record from the data file created according to the conventional example described in Section 2, the number of comparisons required is +1 the number of lf operations. This number depends on the arrangement order of the records that generate the address (source address) of the first calculation process. For example, if there are 10 records that generate the same source address,
Assuming that the 10th record among them is the most frequently searched, a minimum of 10 comparisons are always required to find this record, which is extremely wasteful processing. As can be seen from this example, in the conventional technology, there is a problem in that the number of comparisons or search time, which represents the effort involved in searching, is determined by the order in which records that generate the same source address are arranged at the time of creation, regardless of the frequency of searches. Ta. Therefore, it is an object of the present invention to provide a data processing device that solves these problems and enables efficient searches.

[闇題点を解決するための手段] 第1図は本発明の機ずtを示すブロック図である。同図
において、Aは複数のレコードより成るデータファイル
を記憶するデータファイル記憶手段、Bは一ト記データ
ファイル記憶手段Aより特定レコードを検索するための
ソースアドレス発生手段を含むハツシュ検索手段、Cは
データファイルを構成する各レコードのソースアドレス
を記憶するソースアドレス記憶手段、Dは各レコードの
検索頻度記憶手段、Eは上記データファイル記憶手段A
における同一のソースアドレスを有する少なくとも2つ
のレコードの配列をそれらの検索頻度に基づいて変更す
る配列変更手段である。
[Means for Solving the Dark Problem] FIG. 1 is a block diagram showing the mechanism of the present invention. In the figure, A is a data file storage means for storing a data file consisting of a plurality of records, B is a hash search means including a source address generation means for retrieving a specific record from the data file storage means A, and C is a hash search means. is a source address storage means for storing the source address of each record constituting the data file, D is a search frequency storage means for each record, and E is the data file storage means A mentioned above.
Arrangement changing means for changing the arrangement of at least two records having the same source address in the database based on their search frequency.

[作 川] 本発明の詳細な説明すると、配列変更手段Eにより、同
一のソースアドレスを有するレコードに対し、検索頻度
記憶手段りが示すそれらのレコードの検索頻度に合わせ
て、データファイル記憶手段A内におけるそれらのレコ
ードの配列が変更される。したがって、ハツシュ検索手
段Bは特定のレコードを検索する場合に、そのレコード
の検索頻度に依存する比較回数でレコードを見つけるこ
とができる。すなわち、そのレコードの検索頻度が、同
一のソースアドレスを有する他のレコードの検索頻度よ
り実質に高ければ、そのレコードは当該他のレコードよ
り早く検索されることになる。この結果、全体として、
ハツシュ検索手段Bによる検索は最適化される。
[Sakukawa] To explain the present invention in detail, the arrangement change means E changes the data file storage means A to records having the same source address in accordance with the search frequency of those records indicated by the search frequency storage means. The arrangement of those records within is changed. Therefore, when searching for a specific record, the hash search means B can find the record with the number of comparisons depending on the search frequency of that record. That is, if the search frequency for that record is substantially higher than the search frequency for other records with the same source address, then the record will be searched earlier than the other records. As a result, overall,
The search by hash search means B is optimized.

[実施例] 以下1本発明の一実施例について詳細に説明する。[Example] An embodiment of the present invention will be described in detail below.

扛−虞 第1図は本発明をECR,PO3等の売1−データ処理
に適用した場合の構成図であり、1がRAMで構成され
る売Lデータファイルメモリである。売上データファイ
ルメモリlの各レコードは、データ要素としてソースア
ドレス、検索カウンタ、キーデータ(JANコード等の
FLUコート)、単価、売1−個数を有する。
FIG. 1 is a block diagram when the present invention is applied to data processing such as ECR, PO3, etc., where 1 is a data file memory constituted by a RAM. Each record in the sales data file memory 1 has as data elements a source address, a search counter, key data (FLU code such as JAN code), unit price, and number of items sold.

2はCPUで装を全体を制御するもので、特に実施例の
l]的のため、売1ニデータファイルメモリl内のレコ
ードの配列をその検索回数に従って変更する機濠をもっ
ている。CPU2の演算部2−1では種々の演算が実行
され、制御部2−2を介して各種周辺装置の制御が行な
われる。
Reference numeral 2 controls the entire system using the CPU, and in particular, for the purpose of the embodiment, it has a function to change the arrangement of records in the data file memory 1 according to the number of searches. The calculation unit 2-1 of the CPU 2 executes various calculations, and controls various peripheral devices via the control unit 2-2.

3はCPU2の使用するプログラム等を記憶するROM
である。
3 is a ROM that stores programs used by the CPU 2.
It is.

4はキー人力部であり、売上データ処理装置の動作モー
ド(Pは、設定、REGは登録、Xは点検、Zは精算)
を選択するためのモード選択キー4−1、テンキー4−
2.各種のファンクションキー4−3等を備える。この
キー人力部からのキー人力は入力制Wi115を介して
CPU2へ送られる。
4 is the key human power department, and the operation mode of the sales data processing device (P is setting, REG is registration, X is inspection, Z is payment)
Mode selection key 4-1, numeric keypad 4- for selecting
2. It is provided with various function keys 4-3 and the like. This key power from the key power section is sent to the CPU 2 via the input system Wi 115.

6は商品のバーコード(JANコード等のPLUコード
形式)を読み取るバーコードスキャナであり、登録モー
ドや設定モードにおいて用いられ、その情報はCPU2
へ送られて処理される。
6 is a barcode scanner that reads product barcodes (PLU code format such as JAN code), and is used in the registration mode and setting mode, and the information is sent to the CPU 2.
sent to and processed.

7はCPU2より書込/読出制御されるワーキングレジ
スタ群で、Aレジスタには、キー人力部4あるいはバー
コードスキャナ5より人力されたキーデータ(FLUコ
ード)が格納され、Bレジスタにはキー人力部4より入
力された単価が、CレジスタにはCPU2がキーデータ
より生成したソースアドレス(最初のハツシュコード)
が格納され、Dレジスタには(1演算して得た対象アド
レス(CPUが現在アドレスを元にして算出した次アド
レス)が格納される。またEレジスタには、売上データ
ファイルメモリより特定レコードを見つけ出す前に、検
出された同一ソースアドレスを有するレコードの対象ア
ドレスが格納される。
7 is a group of working registers whose writing/reading is controlled by the CPU 2; the A register stores key data (FLU code) manually input from the key input unit 4 or the barcode scanner 5; The unit price input from section 4 is stored in the C register as the source address (first hash code) generated by CPU 2 from the key data.
is stored, and the target address (the next address calculated by the CPU based on the current address) obtained by performing one operation is stored in the D register. Also, the E register stores a specific record from the sales data file memory. Before finding, the target address of the detected record with the same source address is stored.

8は各種のデータやメツセージを表示する表示部であり
、検索したが見つからなかったような場合にはエラーラ
ンプ8−1が点灯する。この表示部8の制御はCPU2
と動作結合する表示駆動部9により行なわれる。
Reference numeral 8 denotes a display section for displaying various data and messages, and an error lamp 8-1 lights up when a search is made but no message is found. This display section 8 is controlled by the CPU 2.
This is performed by a display driving section 9 which is operatively coupled to the display driver 9.

10はレシートやジャーナルを発行する印字部でその制
御は印字制御部11を介して行なわれる。
Reference numeral 10 denotes a printing unit that issues receipts and journals, and its control is performed via a printing control unit 11.

12は金銭のドロアでCPU2を介してドロアの開放制
御が行なわれる。
Reference numeral 12 denotes a money drawer, and opening control of the drawer is performed via the CPU 2.

動作 次に以上のように構成した実施例の動作、特に、データ
ファイルの作成と検索について詳細に説明する。
Operation Next, the operation of the embodiment configured as above will be explained in detail, particularly the creation and retrieval of data files.

データファイルへのレコードの作成はP(設定)モード
において行なわれる。このモードにおいてオペレータが
、設定したい商品のPLUコード(キーデータ)をキー
人力部4あるいはバーコードスキャナ6を介して入力し
、必要な商品情報、ここでは商品の単価をキー人力する
と、第3図のフローに入る。
Creation of records in the data file is performed in P (setting) mode. In this mode, the operator inputs the PLU code (key data) of the product to be set via the key input section 4 or barcode scanner 6, and enters the necessary product information, here the unit price of the product. into the flow.

まずCPU2はステップSlで示すようにAレジスタよ
り読み取ったキーデータ(FLUコード)を用いて最初
のアドレス演算を実行する。これは、キーデータを引数
としてHASH関数の値を求めることで行なわれる。こ
のようにして求めたアドレスはソースアドレスとしてC
レジスタ及びDレジスタに格納される。
First, the CPU 2 executes the first address calculation using the key data (FLU code) read from the A register, as shown in step Sl. This is done by calculating the value of the HASH function using the key data as an argument. The address obtained in this way is C as the source address.
It is stored in the register and the D register.

ステップS3ではDレジスタの内容(いまの場合ソース
アドレス)でデータファイルメモリ1をアドレス指定し
、その場所が空か否かをチェックする。空エリアでない
ときはDレジスタの内容である現在の対象アドレスから
次のアドレスを算出しくステップS4)、再度ステップ
S3へ戻り、空エリアが見つかるまでこれを繰り返す。
In step S3, the data file memory 1 is addressed by the contents of the D register (source address in this case), and it is checked whether the location is empty. If the area is not an empty area, the next address is calculated from the current target address which is the contents of the D register (step S4), and the process returns to step S3 again, and this process is repeated until an empty area is found.

空エリアが見つかったら、Aレジスタ内のキーデータと
Bレジスタ内の単価を夫々、該空エリアのキーデータ設
定エリア、巾側設定エリアに設定しくステップS5)、
また、Cレジスタ内の現在のソースアドレスをレコード
内ソースアドレスとして設定する(ステップS6)最後
にレコード内検索カウンタをゼロに初期化する(ステッ
プS7)。
If an empty area is found, the key data in the A register and the unit price in the B register are set in the key data setting area and width side setting area of the empty area, respectively (step S5).
Furthermore, the current source address in the C register is set as the intra-record source address (step S6).Finally, the intra-record search counter is initialized to zero (step S7).

次に、商品登録の際の動作を説明する0客の購入した商
品について、オペレータがキー人力部4あるいはバーコ
ードスキャナ6を介して、その商品のFLUコードすな
わちキーデータを入力すると第4図のフローに入る。
Next, we explain the operation at the time of product registration. Regarding the product purchased by customer 0, when the operator inputs the FLU code, that is, the key data of the product through the key manual unit 4 or the barcode scanner 6, as shown in FIG. Get into the flow.

まずCPU2は、ステップTlに示すように、Eレジス
タをクリアすることにより+iif回比較アドレスを初
期化する。次に入力されたキーデータから最初のアドレ
スを演算し、その結果をソースアドレスとしてCレジス
タとDレジスタに格納する(ステップT2、T3)、そ
して人力されたキーデータと、Dレジスタ内の現在の対
象アドレスにより指定される売1ニデータファイルメモ
リlhのレコード内キーデータとを比較し、一致/不一
致をチェックする(ステー、プT4、T5)、一致であ
れば[目的とするレコードが見つかったわけであるから
、登録処理のルーチンTllへ渡されるが、不一致の場
合は、ステップT6へ進み、レコードが空エリアか否か
をチェックすることで検索終了か否かを判定する。終r
の場合は該hレコードがファイルにないわけであるから
エラーランプ表示を行う(ステップTlB)、終了でな
ければ、人力したキーデータより求めたソースアドレス
とレコード内のソースアドレスとを読み出し、一致する
か否かI定する(ステップT8)。
First, the CPU 2 initializes the comparison address +iif times by clearing the E register, as shown in step Tl. Next, calculate the first address from the input key data and store the result in the C register and D register as the source address (steps T2, T3), and then use the manually entered key data and the current address in the D register. Compare the key data in the record in the second data file memory lh specified by the target address and check for match/mismatch (step T4, T5). Therefore, it is passed to the registration processing routine Tll, but if there is a mismatch, the process proceeds to step T6, and it is determined whether the search is completed by checking whether the record is in an empty area. end r
In this case, the corresponding h record is not in the file, so an error lamp is displayed (step TlB).If the process is not completed, the source address obtained from the manually entered key data and the source address in the record are read and matched. It is determined whether or not (step T8).

一致する場合には、現在の対象アドレスをDレジスタよ
り取り出してEレジスタに前回比較アドレスとして格納
することにより前回比較アドレスを更新する(ステップ
T9)、不一致の場合、あるいは比較アドレス更新後は
ステップT10へ進み現在の(4象アドレスから次のア
ドレスに演算し、Dレジスタに戻す(ステップTl0)
If they match, the previous comparison address is updated by taking out the current target address from the D register and storing it in the E register as the previous comparison address (step T9); if they do not match, or after updating the comparison address, step T10 Proceed to and calculate from the current (four-dimensional address) to the next address and return it to the D register (step Tl0)
.

そして、ステップT4へ戻り、この丙演算したアドレス
について、J:述したのと同様の処理を実行する。
Then, the process returns to step T4, and the same process as described above is executed for this C-calculated address.

以上の処理をまとめると、CPU2は入力されたキーデ
ータからまずソースアドレスを生成し以F順次、次のア
ドレスを前のアドレスから生成しており、生成された各
アドレスにあるレコードのキーデータが入力されたキー
データと一致するまで、すなわち目的とするレコードが
見つかるまで処理をくり返すわけである。従って、最後
に出会った同一のソースアドレスを有するレコードの対
象アドレスが、前回比較アドレスとしてEレジスタに入
った状態で、l]的とするレコードが見つかったことを
ステップT5で確認することになる(最初の検索におい
てステップT5で一致した場合を除く、)。
To summarize the above processing, the CPU 2 first generates a source address from the input key data, and then sequentially generates the next address from the previous address, and the key data of the record at each generated address is The process is repeated until the key data matches the input key data, that is, until the target record is found. Therefore, with the target address of the last encountered record having the same source address entered the E register as the previous comparison address, it is confirmed in step T5 that the target record has been found ( (except if there is a match in step T5 in the first search).

さて、目的とするレコードがステップT5の処理で見つ
かったとさには、そのレコード内の売上データを更新す
ることで通常の登録処理ルーチンTllを実行し、しか
る襖、そのレコード内の検索カウンタを+1する。そし
て、ステップT13でEレジスタの内容を読み出し、前
回比較有か否か、すなわち同一のソースアドレスを有す
るレコードに出会ったか否かをチェックする。出会って
いる場合には、Eレジスタの内容は最後に出会った同一
のソースアドレスを有するレコードの対象アドレスにな
っているわけであるから、そのアドレスにあるレコード
内の検索カウンタと、今回検索したレコード内の検索カ
ウンタの内容である検索回数とを読み出し、今回検索し
たレコードの検索回数が最後に出会ったレコードの検索
回数より大きいか否かを′I定する(ステップTI4、
T15)、そして、最後に出会ったレコードすなわち前
回比較アドレスにあるレコードの検索回数が、今回検索
したレコードの検索回数より小さくなった場合に、その
ままの検索順序で検索の実行を続ければ検索頻度の高い
方のレコードが低い方のレコードよりも長い検索時間を
必要とし、全体として検索効率が悪くなってしまう。
Now, when the target record is found in the process of step T5, the normal registration processing routine Tll is executed by updating the sales data in that record, and the search counter in that record is increased by +1. do. Then, in step T13, the contents of the E register are read, and it is checked whether there was a previous comparison, that is, whether a record having the same source address was encountered. If so, the contents of the E register are the target address of the last record with the same source address encountered, so the search counter in the record at that address and the record searched this time The content of the search counter in the search counter is read out, and it is determined whether or not the number of searches for the record searched this time is greater than the number of searches for the last record encountered (step TI4,
T15), and if the number of searches for the last record encountered, that is, the record at the previous comparison address, becomes smaller than the number of searches for the record searched this time, if the search continues in the same search order, the search frequency will decrease. Higher records require longer search time than lower records, resulting in lower search efficiency overall.

そこで、今回検索したレコードの検索回数が、今回のレ
コードが見つかるより前に見つかるレコードの検索回数
より大きい場合には、両レコードの入替を行う(ステッ
プT16)、これにより両者の検索時間の関係は逆転し
、全体として効率のよい検索が以後行なわれることにな
る。
Therefore, if the number of searches for the record searched this time is greater than the number of searches for the record found before the current record, both records are replaced (step T16), so that the relationship between the search times of the two is corrected. The reverse is true, and an overall more efficient search will be performed from now on.

ステップT13でNo、ステップT15でNOの場合、
及びステップ716の処理後は最後のステップT17へ
進み、対象レコードNo、レコード内容を表示すること
により、通常の売上データ表示を行う。
If No in step T13 and NO in step T15,
After the processing in step 716, the process proceeds to the final step T17, where the target record number and record contents are displayed, thereby performing normal sales data display.

なお、−ヒ記実施例では検索中において、目的とするレ
コードが見つかる直前に見つかった同一ン−スアドレス
のレコードとの間でのみその検索回数の大小に応じてレ
コードの配列を入れ待えているが、目的とするレコード
が見つかるまでに見つかった全ての同一ソースアドレス
のレコードとの間で、これらのレコードの配列を検索頻
度に従って変更してもよい。
In addition, in the embodiment described in (B), during a search, the records are arranged according to the number of times the search is performed only between the records with the same source address found immediately before the target record is found. However, the arrangement of these records may be changed according to the search frequency among all records with the same source address found until the target record is found.

また、上記実施例では次のアドレスの演算を現在の対象
アドレスのみを引数として行っているが、例えば現在の
対象アドレスに1人力したキーデータより得られる第2
のデータを加えたものを引数として演算するようにして
もよく、この場合でも、検索の最適化は検索頻度に基づ
くレコードの配列変更によってもたらされる。
In addition, in the above embodiment, the calculation of the next address is performed using only the current target address as an argument.
The calculation may be performed using the added data as an argument, and even in this case, search optimization is achieved by changing the arrangement of records based on the search frequency.

サラニ、次アドレス(NEXT  ADDRESS)を
生成するごとに、同一のソースアドレスを有する1群の
レコードのみが順次アクセスされるようにしたデータ構
造にも本発明を適用することができる。
The present invention can also be applied to a data structure in which only a group of records having the same source address are sequentially accessed each time a next address (NEXT ADDRESS) is generated.

[発明の効果] 以t= 、ii述したように本発明によれば同じソース
アドレスを持つレコードを検索頻度に従って配列変更す
るようにしたのでシステムの使用状況に合った最適化さ
れたデータファイルを構築することができる。
[Effects of the Invention] As mentioned above, according to the present invention, records with the same source address are rearranged according to the search frequency, so a data file optimized for the usage status of the system can be created. Can be built.

【図面の簡単な説明】[Brief explanation of drawings]

第1図は本発明のJa俺ジブロック図第2図は本発明を
データ売上処理装置に適用した場合の実施例の構成図、
第3図は売−Lデータファイルにレコードを設定する際
のフローチャート、第4図は売−ヒデータファイルより
特定レコードを検索し、売」ニデータを登録し、検索頻
度に合わせてレコードの配列を変更する実施例の動作を
示すフローチャートである。 l・・・・・・売、Eデータファイルメモリ、2・・・
・・・CPU、3・・・・・・ROM、4・・・・・・
入カキ−17・・・・・・ワーキングレジスタ群。 第1図 第3図
FIG. 1 is a block diagram of the present invention; FIG. 2 is a block diagram of an embodiment in which the present invention is applied to a data sales processing device;
Figure 3 is a flowchart for setting records in the Sell-L data file, and Figure 4 shows how to search for a specific record from the Sell-L data file, register the Sell-L data, and arrange the records according to the search frequency. It is a flowchart which shows the operation|movement of an Example to change. l...Sell, E data file memory, 2...
...CPU, 3...ROM, 4...
Input key 17... Working register group. Figure 1 Figure 3

Claims (1)

【特許請求の範囲】 データファイル記憶手段と、 上記データファイルを構成する各レコードの検索頻度を
記憶する検索頻度記憶手段と、 上記データファイル記憶手段よりレコードを検索するた
めのソースアドレスを発生するソースアドレス発生手段
を含むハッシュ検索手段と、各レコードのソースアドレ
スを記憶するソースアドレス記憶手段と、 上記データファイル記憶手段における同一のソースアド
レスを有する少なくとも2つのレコードの配列をそれら
の検索頻度に基づいて変更する配列変更手段と を有することを特徴とするデータ処理装置。
[Claims] Data file storage means; search frequency storage means for storing the search frequency of each record constituting the data file; and a source for generating a source address for searching records from the data file storage means. hash search means including an address generation means; source address storage means for storing the source address of each record; and an array of at least two records having the same source address in the data file storage means based on their search frequency. 1. A data processing device comprising: arrangement changing means for changing the arrangement.
JP61032878A 1986-02-19 1986-02-19 Data processor Pending JPS62191923A (en)

Priority Applications (1)

Application Number Priority Date Filing Date Title
JP61032878A JPS62191923A (en) 1986-02-19 1986-02-19 Data processor

Applications Claiming Priority (1)

Application Number Priority Date Filing Date Title
JP61032878A JPS62191923A (en) 1986-02-19 1986-02-19 Data processor

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Publication Number Publication Date
JPS62191923A true JPS62191923A (en) 1987-08-22

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JP61032878A Pending JPS62191923A (en) 1986-02-19 1986-02-19 Data processor

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