JPH03260867A - データ処理システム - 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〕 この発明は、主メモリ上のデータを２分木構造の登録簿
により管理するデータ処理システムに関するものである
。

〔従来の技術〕

第５図は従来のデータ処理システムにおける登録簿のデ
ータ構造を示す概念図であり、図において、１は１つの
データに対応した該データの管理データであるノードで
、各データに対応するノードが連結されて登録簿を構成
している。また、このノードは主メモリにロードされて
いるデータ名を示すキー値１ａ（以下、ＫＥＹという）
、主メモリにロードされているデータへのポインタ１ｂ
（以下、ＤＰといつ）、左方向の下位ノード１へのポイ
ンタＩＣ（以下、ＬＰという）、右方向への下位ノード
１へのポインタ１ｄ（以下、ＲＰという）から構成され
ている。２は前記ＤＰ１ｂにより示されるＫＥＹｌａに
対応した主メモリ上のデータである。

次に動作について第６図のフローチャートを用いて説明
する。

通常、データ処理では第６図（ａ）に示すようにディス
ク等の記憶装置から主メモリへ必要なデータをロードし
くステップ５Ｔ２）、このロードしたデータを計算等に
使用する（ステップ５Ｔ３）動作をデータ処理の回数文
に従って繰返すが（ステップ５ＴＩ）、このようなデー
タ処理では該データの数が増加すると前記記憶装置への
アクセス回数も多くなり、処理性能が低下するので、第
６図（ｂ）に示すようにすでにロードした主メモリ上の
データなノード１として登録簿で管理しながらデータ処
理を行うのが一般的である。すなわち、必要なデータが
ロード済か否かを登録簿を構成するノード１のＫＥＹｌ
ａを検索して確認しくステップＳＴ５　）、もし、該デ
ータに対応するノード１のＫＥＹｌａと一致するノード
１が確認できれば必要なデータは主メモリ上にすでに存
在しているのでロードは行わず、確認でき々い場合のみ
記憶装置から必要なデータを主メモリにロードしくステ
ップＳＴ６　）、さらに登録簿にロードしたデータに対
応するノード１を登録する（ステップ５Ｔ７）。

そして、このロードしたデータを計算等に使用する（ス
テップ５Ｔ８）動作をデータ処理の回数文に従って繰返
す（ステップＳＴ４　）。

ここで、登録簿へのノード１の登録動作は第６図（Ｃ）
のように行われる。すなわち、登録簿を構成するノード
１の最上位ノードから最下位ノードまで検索するデータ
名と該ノード１のＫＥＹｌａが一致するか否かを判定し
くステップＳＴ９．５Ｔ１０）、もし、検索中に一致す
ることが確認できればこのデータは主メモリ上にすでに
存在しているので登録動作は行わず、すべてのノード１
のＫＥＹｉａと一致しない場合のみ新しいノード１の追
加を指示する（ステップＳＴＩ　１　）。

このように、「基礎レッスン”Ｃ言語”■基礎習得編」
（株式会社技術評論社発行、Ｐ１７０゜昭和６３年２月
２５日初版）にも示されているが、２分木構造で登録簿
を生成すると、例えば、Ｄ。

Ｂ、Ａ、Ｆ、Ｈ，Ｃ，Ｙという名前のデータがこの順に
登録される場合、第７図（ａ）のようにデータが管理さ
れる（分かりやすくするためにＫＥＹｌａの部分だけを
取り出して表している）。この時、登録されたＹを検索
する場合、第７図（ｂ）のように２分木ではむく単純に
登録するならば、Ｙは最後に登録されるので７回の比較
判定が必要であるが、第７図（ａ）のように登録順を考
慮して登録されると３回の比較判定で済むので効率がよ
い。

〔発明が解決しようとする課題〕

従来のデータ処理システムは以上のように構成されてい
るので、例えばＡ、Ｂ、Ｃ，Ｄ、Ｆ、Ｈ。

Ｙの順にデータが登録された場合、第７図（Ｃ）のよう
に単方向の２分木が生成されるので、データの登録順を
考慮しなければ本来の２分本のメリットが活かされない
。また、データの登録をまとめて行うような場合は、最
適な２分木を生成することも考えられるが、オンライン
で登録し、即使用する場合（どのような順序でデータが
登録されるか判らないような場合）も同様に２分本のメ
リットが活かされないｔｘどの課題があった。

この発明は上記のよう？ｚｌ！題を解消するためになさ
れたもので、データの登録順によって単方向の２分木が
生成されることを防ぎ、そのよう々場合でも効率のよい
２分本を生成し、検索効率を向上させるデータ処理シス
テムを得ることを目的とする。

〔課題を解決するための手段〕

この発明に係るデータ処理システムは、２分木を生成す
るときに単純に登録順に生成されることのないように、
登録簿に新しいノードが登録されると（２分木を生成す
ると）、このノードの１つ上位のノードから最上位のノ
ードまでの各ノードについて再編成チェックを行い、骸
再編成チェックで判定する条件を満たすことを確認して
前記２分木を再編成するようにしたものである。

〔作　用〕

この発明におけるデータ処理システムは、登録簿に新し
いノードが登録されると、とのノードの１つ上位のノー
ドから最上位のノードまでの各ノードについて再編成チ
ェックを行い、効率の良い２分木を生成することにより
、登録簿でのデータの検索時間が短縮され、効率の良い
データ処理が行える。

〔発明の実施例〕

以下、この発明の一実施例を図について説明する。

第１図はこの発明の一実施例によるデータ処理システム
における登録簿のデータ構造を示す概念図であり、従来
のデータ処理システムにおける登録簿（第５図）と同−
又は相当部分には同一符号を付して説明を省略する。

図において、各ノード１はＫＥＹｌａ、ＤＰｌｂ、ＬＰ
ｌｃ、ＲＰｌｄの他に、１つ上位のノードへのポインタ
１ｅ（以下、ＨＰという）、咳上位ノードがこのノード
の左向きにあるか、あるいは右向きにあるかを示す上位
ノードへの方向１ｆ（以下、ＨＤという）、下位左方向
のノードの深さ１ｇ（以下、ＬＤという）、下位右方向
のノードの深さ１ｈ（以下、ＲＤという）により構成さ
れる。

次に動作について第２図のフローチャートを用いて説明
する。

第２図（ａ）に示すように必要なデータがロード済か否
かを登録簿を構成するノード１のＫＥＹｌａを検索して
確認しくステップ５Ｔ１３）、もし、該データに対応す
るノード１のＫＥＹｌａと一致するノード１が確認でき
れば必要々データは主メモリ上にすでに存在しているの
でロードは行わず、確認できない場合のみ記憶装置から
必要なデータを主メモリにロードしくステップ５Ｔ１４
）、さらに登録簿にロードしたデータに対応するノード
１を登録して新た々登録簿を生成する（ステップ５Ｔ１
５）。そして、このロードしたデータを計算等に使用す
る（ステップ５Ｔ１６）動作をデータ処理の回数文に従
って繰返すのであるが（ステップ５Ｔ１２）、この登録
簿の検索処理から新たな登録簿を生成するまでの処理（
ステップ５ＴＩ３〜５Ｔ１５）については第２図（ｂ）
に示すフローチャートを用いて説明する。

すなわち、登録簿を構成するノード１の最上位ノードか
ら最下位ノードまで検索するデータ名と該ノード１のＫ
ＥＹｌａが一致するか否かを判定しくステップ５Ｔ１７
，５Ｔ１８）、もし、検索中に一致することが確認でき
ればこのデータは主メモリ上にすでに存在しているので
登録動作は行わず、すべてのノード１のＫＥＹｌａと一
致しない場合のみ新しいノード１の登録動作に進む。ま
ず、登録簿内に新ノード用の領域を確保しくステップ５
Ｔ１９）、この確保した領域へのポインタをカレントノ
ード（ポインタで連結された１つ上位のノード）のＬＰ
ＩＣあるいはＲＰｌｄに格納する（ステップ５Ｔ２０、
終端ノード１のＫＥＹｌａが検索データより小さければ
ＲＰｌｄへ、そうでｔｘければＬＰｌｃへ格納する）。

そして、この新ノードのＬＤ１ｇ及びＲＤｌｈを０とし
くステップ８Ｔ２１）、ＨＰｌｅにカレントノードへの
ポインタを設定しくステップ５Ｔ２２）、ＨＤｌｆにカ
レントノードへの方向（右か左か）を設定しくステップ
８Ｔ２３）、ＬＰｌｅ及びＲＰＩｄを０（下位ノードが
々いことを示す）として初期設定を行う（ステップ５Ｔ
２４　）。

次に、新ノードの登録が終了すると、まず、ノードが１
つ追加されたことにより、カレントノードのＬＤ１ｇあ
るいはＲＤｌｈを１だけ加算する（ステップ５Ｔ２６、
カレントノードのＨＤｌｆが左を示していればＲＤｌｈ
を、そうでなげればＬＤ１ｇを加算する）。その結果、
該カレントノードのＬＤ１ｇとＲＤｌｈとの差を判定し
くステップ５Ｔ２７）、その差が２以上であれば以下の
再編成条件をチェックする（ステップ５Ｔ２８）。

■　そのノードが最上位ノードである。

■　１つ上位のノードのＬＰｌｃあるいはＲＰｌｄが０
でない（このノードのＨＤｌｆが左を示していればｔ、
ｐｌｃ、そうでむければＲＰｌｄ）。

■　１つ上位のノードのＲＤｌｇとＬＤｌｈの差が１よ
り小さい。

この３条件のいずれかを満たすとノードの再編成を行い
（ステップ５Ｔ２９）、もし、満たされていなければ次
の上位ノードについて再編成チェックを行う。さらに、
再編成を行った場合はカレントノードが変わるので骸カ
レントノードを再設定しくステップ５Ｔ３０）、以上の
動作をカレントノードから最上位のノードまで繰返す（
ステップ５Ｔ２５）。

第３図はこの再編成の例を示した図であり、第３図（ａ
）において再編成チェックを繰返してきてノードＢでＬ
Ｄ１ｇとＲＤｌｈとの差（１１と９）が２以上になった
ので再編成を行う。この再編成では以下の７つの処理が
行われる。

■　ノードＡへのポインタをノードＣのＨＤｌｆに格納
する。

■　ノードＢのポインタをノードＣのＬＰｌｃに格納す
る。

■　ノードＢのＬＤ１ｇ（１だげ加算されている）をノ
ードＣのＬＤ１ｇへ格納する。

■　ノードＣへのポインタをノードＢのＬＰｌｃへ格納
する。

■　上位ノードが右方向であることをノードＢのＨＤｌ
ｆへ設定する。

■　ノードＢのＲＰｌｄへ０を格納する。

■　ノードＢのＲＤｌｈに０を格納する。

この処理を行った結果、第３図（ｂ）に示すように再編
成される。

なお、上記実施例では主メモリ上のデータを管理するた
めの登録簿の検索処理について適用したが、トランザク
シーンデータの管理に適用してもよい。

〔発明の効果〕 以上のようにこの発明によれば、登録簿に新しいノード
が登録されると、このノードの１つ上位のノードから最
上位のノードまでの各ノードについて再編成チェックを
行い、効率の良い２分木を生成するようにしたので、登
録簿でのデータの検索時間を短縮し、効率の良いデータ
処理が行えるなどの効果がある。

例えば、Ａ、Ｂ、Ｃ−、Ｙ、Ｚ、ＺＡ、ＺＢ。

ＺＣ・・・、ｚｙ、ｚｚという順で５２個のデータが登
録された場合、単純に２分木へ登録すれば、第３図（ａ
）のように単方向に並べられる。よって、２２を検索す
る場合は５２回の比較判定が必要である。しかし、この
発明によるデータ処理システムでは第３図（ｂ）のよう
に効率の良い２分木が構成され、２２を検索する場合で
も１９回の比較判定で済む。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例によるデータ処理システム
における登録簿のデータ構造を示す概念図、第２図はこ
の発明によるデータ処理システムの動作を説明するフロ
ーチャート、第３図はこの発明における登録簿を構成す
る２分木の再編成を説明する概念図、第４図は従来のデ
ータ処理システムにおいて生成される２分木とこの発明
のデータ処理システムにおいて生成される２分木の生成
事例を示す図、第５図は従来のデータ処理システムにお
ける登録簿のデータ構造を示す概念図、第６図は従来の
データ処理システムの動作を説明するフローチャート、
第７図は従来のデータ処理システムにおいて生成される
２分木の生成例を示す、図である。 図において、１はノード、２はデータである。 なお、図中、同一符号は同一、又は相当部分な示す。 （で／′）１ ） 第 ｏ１ ＼ ＼ 図 ＼ Ｗ Ｙ 第 ５ 図 ０ （′ｔの３ ） 第 図 （ｂ） （ゼの２） 第 図 １ ｃｌ

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. すでにロード済の主メモリ上の各データに対応するノー
   ドにより構成される２分木構造の登録簿を検索し、未だ
   登録されていないデータのみロードして、新たに該登録
   簿にロードされたデータのノードを登録して管理するデ
   ータ処理システムにおいて、前記登録簿にロードされた
   データのノードが登録されると、該ノードの１つ上位の
   ノードから最上位のノードまでの各ノードについて再編
   成チェックを行い、該再編成チェックで判定する条件を
   満たすことを確認して前記２分木を再編成することを特
   徴とするデータ処理システム。