JPS59133640A - Memory control system - Google Patents

Memory control system

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JPS59133640A
JPS59133640A JP58006557A JP655783A JPS59133640A JP S59133640 A JPS59133640 A JP S59133640A JP 58006557 A JP58006557 A JP 58006557A JP 655783 A JP655783 A JP 655783A JP S59133640 A JPS59133640 A JP S59133640A
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data
search
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memory
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伊奈　謙三
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    • G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
    • G06F16/90—Details of database functions independent of the retrieved data types
    • G06F16/903—Querying
    • G06F16/90335—Query processing
    • G06F16/90344—Query processing by using string matching techniques

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  • General Physics & Mathematics (AREA)
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Abstract

PURPOSE:To make the high-speed processing of a register and an output to an information retrieving device possible, by making desired data in real time of a magnetic disc to be extracted and data to a magnetic disk device with an optional address to be registered. CONSTITUTION:Both the first storage part 7 storing data to be retrieved from an external storage device 1 and the second storage part 8 storing at least one retrieval data and the pertinent data of retrieval are provided. Further, a comparing part 10, which compares contents of the first storage part and the second storage part 8 with each other, and an address control part 13 which controls a comparison condition storage part indicating comparison conditions and the second storage part 8 in time division are provided. Contents of the second storage part 8 are read out or written after read out in time division during one access of the first storage part 7 in accordance with the compared result in the comparing part 10 by the control of the address control part 13. Thus, one retrieval data and pertinent data of retrieval are stored at least in the second storage part 8 with one access of the external storage device 1.

Description

【発明の詳細な説明】 技術分野 本発明は情報検索装置の検索データ及び検索データの該
当データを格納するメモリ制御方式に関する。DETAILED DESCRIPTION OF THE INVENTION Technical Field The present invention relates to a memory control method for storing search data of an information search device and corresponding data of the search data.

従来技術 従来多量情報が格納されている磁気ディスク等を用いた
情報検索装置において、オペレータが要求する情報を得
る場合核磁気ディスク装置の制御装置に所望する情報の
特＠（あるいは「キー」と呼ばれる見出し）を与え、該
磁気ディスク装置へアクセスし、与えた情報と一致した
情報を、あるいは最も近い情報等を抽出し、要求のあっ
たオペレータに知らせている。抽出されたデータはあら
かじめ決められたバッファメモリに格納され、上位装置
からの要求により抽出される。すなわちバッファメモリ
と、検索データ格納メモリとが各々別個に存在している
為、極小値、極大値検索（ソーティング）を磁気ディス
ク等を用いた装置でリアルタイムに処理する時に所望す
る情報が格納されているメモリから順次データを読み出
しながらソーティングを実施する場合には、ある時間帯
（仮りにｔｘとする）に被検索データである情報がｔＸ
＋１の時間には検索データとして利用される事があり、
連続時間で被検索データと検索データとが切替わらなけ
ればならない。一般に連続的に処理が不可能な装置では
、該磁気ディスク上のセクタフォーマットをスプリット
セクタ方式（読出し順番が基点から１セクタ飛びあるい
は複数セクタ飛びで読出し、ある領域全てを読出すのに
、１個飛びなら２倍、ｎ個飛びならｎ倍の時間を要する
）等を用い、読出し以外の時間で処理し、データの移動
を行うといった欠点を有しており、高速処理が困難であ
った。BACKGROUND ART Conventionally, in an information retrieval device using a magnetic disk or the like that stores a large amount of information, when obtaining the information requested by an operator, the control device of the nuclear magnetic disk device must input a key for the desired information (also called a "key"). The system accesses the magnetic disk drive, extracts information that matches the given information, or extracts information that is closest to the given information, and informs the operator of the request. The extracted data is stored in a predetermined buffer memory and is extracted upon request from the host device. In other words, since the buffer memory and the search data storage memory exist separately, the desired information can be stored when processing minimum value and maximum value searches (sorting) in real time with a device using a magnetic disk or the like. When sorting is performed while sequentially reading data from memory, the information that is the searched data is
During +1 time, it may be used as search data,
Searched data and search data must be switched continuously. In general, in devices that cannot process continuously, the sectors on the magnetic disk are formatted using a split sector method (the read order is read out one sector or multiple sectors from the base point, and one sector is used to read the entire area. If the data is skipped, it takes twice as long, and if the data is skipped, it takes n times as long), etc., and data is moved using time other than reading, making high-speed processing difficult.

目的 本発明は前述した従来の欠点を除去することを目的とし
、連続セクタ方式で情報が格納されてｔ７Ａる磁気ディ
スク等を用いた情報処理装置側こおｌ／）で空時間が生
じる事なく磁気ディスク等の実時間で所望するデータが
抽出でき、しかも磁気ディスク装置へのデータの登録も
、読出しを考慮する事なく自由に、任意なアドレスにで
き、情報検索装置への登録及び出力も高速に処理できる
メモリ制御方式を提供する。Purpose The present invention aims to eliminate the above-mentioned drawbacks of the conventional technology, and is capable of storing information in a continuous sector format so that no idle time occurs on the side of an information processing device using a magnetic disk or the like that lasts for 7A. Desired data can be extracted from magnetic disks, etc. in real time, and data can be registered to magnetic disk devices at any address without consideration for reading, and registration and output to information retrieval devices is also fast. Provides a memory control method that can handle

実施例 以下に本発明の一実施例を図面を参照して説明する。第
１図は本発明を実現した情報検索装置のブロックダイヤ
グラムである。EXAMPLE An example of the present invention will be described below with reference to the drawings. FIG. 1 is a block diagram of an information retrieval device implementing the present invention.

■は本情報検索装置の制御下にある外部記憶装置。２は
前述した外部記憶装置１のデータ及びクロックを制御及
び送受信用のインタフェイスＡ。■ is an external storage device under the control of this information retrieval device. Reference numeral 2 denotes an interface A for controlling, transmitting and receiving data and clocks of the external storage device 1 described above.

３は前述した外部記憶装置ｌのアドレス及び外部記憶装
置ｌからの＋５ターン情報を送受信するインタフェイス
Ｂ。４は前述の１．２．３及び本発明の情報検索装置全
体の制御を司る制御部ＭＣＴ。3 is an interface B that transmits and receives the address of the external storage device 1 and +5 turn information from the external storage device 1; Reference numeral 4 denotes a control unit MCT that controls the above-mentioned 1.2.3 and the entire information search device of the present invention.

５は後述する内部パスラインを切変え、前記制御部ＭＣ
Ｔ４の指示でデータの方向をも制御するスリーステート
ゲート、６は検索情報の検索手法を指示する情報を一時
記憶するメモリＪＭ、７は検索情報の初期値を格納する
メモリＱｌである。メモリＱ２　（８）、メモリＱ３　
（９）はメモリＪＭ６、メモリＱｌ　（７）の内容に従
って、外部記憶装置１より抽出された被検索データが一
時格納、もしくは一時格納された被検索データが第２、
第３の抽出データを検索する為の検索データ格納メモリ
となるバッファメモリ兼用検索レジスタである。１０は
外部記憶装置ｌからインタフェイスＡ２を介して読み出
されるデータと、メモリＱ１（７）から読み出されるデ
ータとを比較する比較器ＣＭＩ。１１及び１２は上述の
ＣＭＩ　（１０）同様読み第しデータとメモリＱ２　（
８）又はメモリＱ３　（９）より読み出されるデータと
を比較する比較器ＣＭ２又は０Ｍ３゜１３はメモリＪＭ
６、メモリＱｌ　（７）、メモリＱ２　（８）、メモリ
Ｑ３　（９）のアドレス及び被検索データの長さを制御
するレングスカウンタ（Ｌ・Ｃ）。１４はＣＭＩ　　（
１０）、０Ｍ２　（１１）、０Ｍ３　（１２）の各比較
器出力の論理制御を司りＬＣ１３の動作を制御し、後述
する該当レコードアドレス格納メモリＡＤＭＩ　６及び
該当レコードステータス格納メモリＳＴＭ１７に所定の
制御情報を送出する検索論理回路制御部Ｉ　ＲＣＴ。１
５はＭＣＴ４の出力情報に従い、被検索データの区切り
をカウントし、各データの一連のまとまり（レコード）
毎に該アドレスとして保持し、Ｉ　ＲＣＴ　１４の指示
によりＡＤＭＩ　６へ送出するレコードアドレスカウン
タＲＡＤＣ，，１６は前述した如く、ＲＡＤＣ１６の内
容を、ＩＲＣＴ１４の指示により一時的にレコー・ドア
ドレスを格納するメモｌＪＡＤＭ。5 switches the internal pass line, which will be described later, and controls the control unit MC.
A three-state gate also controls the direction of data according to an instruction from T4, 6 is a memory JM that temporarily stores information instructing a search method for search information, and 7 is a memory Ql that stores an initial value of search information. Memory Q2 (8), Memory Q3
In (9), according to the contents of the memory JM6 and the memory Ql (7), the searched data extracted from the external storage device 1 is temporarily stored, or the temporarily stored searched data is stored in the second
This is a search register that also serves as a buffer memory and serves as a search data storage memory for searching the third extracted data. A comparator CMI 10 compares data read from the external storage device l via the interface A2 and data read from the memory Q1 (7). 11 and 12 are the above-mentioned CMI (10) as well as reading data and memory Q2 (
8) or memory Q3 (9) Comparator CM2 or 0M3゜13 is memory JM
6. Length counter (L/C) for controlling the addresses of memory Ql (7), memory Q2 (8), and memory Q3 (9) and the length of the searched data. 14 is CMI (
10), 0M2 (11), and 0M3 (12), controls the operation of the LC13, and stores predetermined control information in the corresponding record address storage memory ADMI 6 and the corresponding record status storage memory STM17, which will be described later. The search logic circuit control unit IRCT sends out the search logic circuit control unit IRCT. 1
5, according to the output information of MCT4, counts the breaks in the searched data, and creates a series of groups (records) of each data.
As described above, the record address counter RADC, 16, which holds the address as the address and sends it to the ADMI 6 according to the instruction from the IRCT 14, temporarily stores the contents of the RADC 16 and the record address according to the instruction from the IRCT 14, as described above. Memo lJADM.

１７は被検索データの状態（該当の有無や、以前に同一
データが存在した事を表わす複数該当の有無情報等）を
格納するメモリＳＴＭ。１８は本発明の情報検索装置と
上位装置等を接続する為のバスインクフェイスＢＩＦ、
１９は前述した外部記憶装置１からの生情報が行きかう
高速パスラインＭＢＵＳ、２０はＭＬＴ４の制御下で各
メモリの状態及びカウンタ値やＢＩＦ１８への情報が行
きかう５ＢＵＳ０２１は本情報検索装置と上位装置間の
通信手段ＬＢＵＳで、ＢＩＦ１８により任意な通信手段
を構築することが出来る。Reference numeral 17 denotes a memory STM for storing the state of searched data (presence or absence of a match, information on the presence or absence of multiple matches indicating that the same data previously existed, etc.). 18 is a bus ink face BIF for connecting the information retrieval device of the present invention and a host device, etc.;
19 is a high-speed path line MBUS through which raw information from the external storage device 1 mentioned above is exchanged; 20 is a high-speed path line MBUS through which the status of each memory, counter value, and information to BIF 18 are exchanged under the control of the MLT 4; 5BUS021 is between this information retrieval device and the upper layer; An arbitrary communication means can be constructed using the BIF 18 using LBUS as a communication means between devices.

次に本発明の好適な実施例である情報検索装置の動作原
理を図面を参照して詳述する。Next, the principle of operation of an information retrieval device according to a preferred embodiment of the present invention will be explained in detail with reference to the drawings.

第２図は本発明の動作フローチャートである。FIG. 2 is an operational flowchart of the present invention.

第１図のＬＢＵＳ　２１を介し所定フォーマットで本情
報処理装置へインストラクション及び検索すべき被検索
データの格納されている外部記憶装置ｌのアドレス又は
各ファイル単位のファイル名等が上位装置より送出され
、送出された情報は制御部（ＭＣＴ）４にて解読され、
各検索レジスタ及びインクフェイスＢ３を介して外部記
憶装置ｌへの制御等が実行され検索処理が開始となる。Instructions are sent to the information processing device in a predetermined format via the LBUS 21 in FIG. 1, and the address of the external storage device l in which the data to be searched is stored or the file name of each file is sent from the host device. The sent information is decoded by the control unit (MCT) 4,
Control, etc. to the external storage device 1 is executed via each search register and the ink face B3, and the search process is started.

検索レジスタＪＭ、Ｑｌに所定の初期値が設定されると
（ステップ１００，１０１）、外部記憶装置１はデータ
の読み出しサイクルに入る（ステップ１０２）。そして
外部記憶装置ｌが検索をすべきアドレスに到達するまで
待ち時間となり、検索指示アドレスに到達すると（ステ
ップ１０３−Ｙ）、ＭＣＴ４よりＬＣ１３及びＲＡＤＣ
１５に検索開始指令が送出され（ステップ１０４）、外
部記憶装置１の読み出し速度に同期して、ＪＭ６の内容
に従い、Ｑｌ　（７）とインタフェイスＡ２を介し、Ｍ
ＢＵＳ１９上に出力されている外部記憶跡Ｗ１の読み出
しデータとの比較が実行される（ステップ１０５）。こ
の比較は１クロツクサイクルの前後半を利用して、被検
索データに対し上限値（又は下限値）、下限値（又は上
限値）の初期値下ある２値情報を比較し、被検索データ
が初期設定した値の中に含まれるか否かを判別する。次
にＱ１にて該当あり°゛と判断されると、該データが第
一優先順位のデータか否か選択される（ステップ１０６
）。第一優先順位でない場合は次に第二優先順位のデー
タか否か選択される（ステップ１０７）。When predetermined initial values are set in the search registers JM and Ql (steps 100 and 101), the external storage device 1 enters a data read cycle (step 102). There is a waiting time until the external storage device l reaches the address to be searched, and when the search instruction address is reached (step 103-Y), the MCT4 sends the LC13 and RADC.
15, a search start command is sent (step 104), and in synchronization with the read speed of the external storage device 1, according to the contents of JM6, M
A comparison with the read data of the external memory trace W1 output on the BUS 19 is executed (step 105). This comparison uses the first and second half of one clock cycle to compare the upper limit (or lower limit) and the binary information below the initial value of the lower limit (or upper limit) to the searched data. is included in the initialized values. Next, if it is determined in Q1 that the data is applicable, it is selected whether the data has the first priority or not (step 106).
). If the data is not the first priority, then it is selected whether the data is the second priority (step 107).

第一優先順位として選択される条件は （１）検索指示された範囲内で最初に該当があった場合
。The conditions for selection as the first priority are (1) when a match is first found within the range specified for search;

（２）Ｑ２　、Ｑ３に格納されている該当データより、
より極限値に近い場合。(2) From the corresponding data stored in Q2 and Q3,
If it is closer to the limit value.

第二優先順位として選択される条件は、（１）検索指示
された範囲内で、２回目に該当があった場合でかつ１回
目の該当データより極限値から遠いか、もしくは１回目
の該当データと等しい場合。The conditions to be selected as the second priority are: (1) within the specified search range, the second time the match is found and the corresponding data is further from the extreme value than the first time, or the first time matching data If equal to .

（２）Ｑ２　、Ｑ３に格納されている第一優先、第二優
先順位のデータに対し、既築−優先順位データより極限
値から遠く既第二優先順位データより極限値に近い場合
（この場合類データは既第二優先順位データにかわり、
第二優先順位データとなる）。(2) Regarding the first priority and second priority data stored in Q2 and Q3, if the data is closer to the extreme value than the existing priority data and closer to the extreme value than the existing second priority data (in this case Class data will be replaced by second priority data,
second priority data).

もし第一優先順位のデータと判断されると（ステップ１
０６−Ｙ）、Ｑ２　（８）及びＱ３　（９）に格納され
ているデータが同一内容であるが否かのフラッグ、ＦＳ
ＤＢを判断しくステップ１０８）、もしＦＳＤＢｓｌな
らば（同一内容でなければ）検索開始から最初の該当デ
ータが、もしくはＱ２　（８）及びＱ３　（９）に格納
されているデータより優先度の高いデータが被検索デー
タとして入力されたことになる。このため、過去に第一
優先順位データと同一データの被検索データがあったこ
とを示すＦＤＢ　Ｌフラッグがセットされているかを判
断しくステップ１１３）’、　もしセットされていれば
それをリセットする（ステップ１１４）。その後ワーク
領域に格納されている被検索データを第一優先順位のデ
ータとするため被検索データの記録されていたレコード
アドレスカウンタの値をメモリＡＤＭにセットする（ス
テップ１１１）と共に、Ｑ２　（８）、Ｑ３　（９）内
の被検索データに格納されているワーク領域を検索デー
タ領域とし、Ｑ２　（８）、Ｑ３　（９＞内の極限値よ
り遠いデータを削除し、該データ格納場所が新規ワーク
領域となる（ステップ１１２）。If it is determined that the data has the first priority (step 1
06-Y), flag indicating whether the data stored in Q2 (8) and Q3 (9) have the same content, FS
When determining the DB (step 108), if it is FSDBsl (if the content is not the same), the first corresponding data from the start of the search or data with higher priority than the data stored in Q2 (8) and Q3 (9) is input as the searched data. Therefore, it is determined whether the FDBL flag indicating that there was searched data that is the same as the first priority data has been set in the past (Step 113)', and if it has been set, it is reset ( Step 114). After that, in order to make the searched data stored in the work area the first priority data, the value of the record address counter where the searched data was recorded is set in the memory ADM (step 111), and at the same time, Q2 (8) , Q3 (9), the work area stored in the searched data is set as the search data area, Q2 (8), Q3 (9>) deletes the data that is farther than the limit value, and the data storage location is changed to a new work area. It becomes a region (step 112).

又ＦＳＤＢ＝１ならＱ２　（８）、Ｑ３　（９）に格納
されている既該当データは等しく被検索データすなわち
該第−優先データが既該当データより極限値に近い為、
既該当データのうち一方を削除しなければならないが、
過去に既該当データと等しいデータが存在したことを示
すためＦＤＢＬフラッグをセットしくステップ１０９）
、その後読該当データか同一であることを示すＦＳＤＢ
フラッグをリセットする（ステップ１１０）。Also, if FSDB=1, the already applicable data stored in Q2 (8) and Q3 (9) are equally searched data, that is, the first priority data is closer to the limit value than the already applicable data.
One of the existing applicable data must be deleted,
Set the FDBL flag to indicate that data equal to the existing data existed in the past (Step 109)
, FSDB indicating that the corresponding data is the same after reading.
Reset the flag (step 110).

そして前述したＦＳＤＢ＝　１の時と同様レコードアド
レスカウンタの値をメモリＡＤＭにセットし時間的に後
ろの既該当データ（検索指示範囲内アドレスの後方に近
い既該当データをさす。）が削除され（ステップ１１１
）、前述したＱ２もしくはＱ３の削除されたデータ領域
が次レコードの為のワーク領域として確保される（ステ
ップ１１２）。Then, in the same way as when FSDB=1 mentioned above, the value of the record address counter is set in the memory ADM, and the previous applicable data that is later in time (referring to the existing applicable data that is near the end of the address within the search instruction range) is deleted ( Step 111
), the deleted data area of Q2 or Q3 mentioned above is secured as a work area for the next record (step 112).

次に第一優先順位でないと判断されると（ステップ１０
６−Ｎ）、前述した第二優先順位の条件を満足している
か否かを判別しくステップ１０７）、第二優先順位のデ
ータと判断されると、該第二優先順位データが既築−優
先順位データと等しいか判断しくステップ１１５）、等
しければＱ２　（８）、Ｑ３　（９）レジスタに格納さ
れているデータが等しい事を意味し、次に該当データが
第−優先順位データとして上位に割込んできたときに、
前記ＦＤＢＬをセットする為のフラッグ、ＦＳＤＢ　（
Ｑ２　、Ｑ３の既該当データが等しい事を表わす。）を
セットしくステップ１１６）　、　　レコードアドレス
カウンタの値をメモリＡＤＭにセットしくステップ１’
１４）、今まで第二優先順位のデータが格納されていた
領域を新たにワーク領域とし、被検索データの格納され
ていた領域を新たな第二優先順位のデータの検索データ
とする（ステップ１１２）。Next, if it is determined that it is not the first priority (step 10)
Step 107): If it is determined that the second priority data satisfies the second priority condition described above, the second priority data is the existing construction-priority data. If they are equal, it means that the data stored in the Q2 (8) and Q3 (9) registers are equal, and then the corresponding data is assigned to the higher rank as the first priority data. When it gets complicated,
Flag for setting the FDBL, FSDB (
This indicates that the corresponding data of Q2 and Q3 are equal. ) is set in step 116), and the value of the record address counter is set in the memory ADM in step 1'.
14), the area where the second priority data has been stored up until now is set as a new work area, and the area where the searched data has been stored is set as the search data for the new second priority data (step 112). ).

又第二優先順位データが第一優先順位データと異なった
場合 例民ば不順ソート処理で、 第一優先順位データく第二優先順位データの時は、通常
の該当ありデータとして処理され特別なフラッグのセッ
トやリセットを伴わない。すなわちレコードアドレスを
メモリＡＤＭにセットしくステップ１１１）　、削除さ
れたデータ領域が新たなワーク領域として確保される（
ステップ１１２）。Also, if the second priority data is different from the first priority data, for example, in an unordered sort process, if the first priority data is the second priority data, it will be treated as normal applicable data and a special flag will be set. does not involve setting or resetting. In other words, the record address is set in the memory ADM (step 111), and the deleted data area is secured as a new work area (
Step 112).

又ステップ１０７で第二優先順位でないと判断された場
合は、該データが第二優先順位データと等しいか否かを
判断しくステップ１１７）、もし等しいならばＱ２　（
８）、Ｑ３　（９）に格納されている該当データと同じ
データが存在する事を示すＦＤＢＬフラッグをセットす
る（ステップ１１８）。その後「該当なし」として処理
される（ステップ１１９）。If it is determined in step 107 that the data is not the second priority data, it is determined whether the data is equal to the second priority data (step 117), and if they are equal, Q2 (
8), sets the FDBL flag indicating that the same data as the corresponding data stored in Q3 (9) exists (step 118). Thereafter, it is processed as "not applicable" (step 119).

次に、第３図を用いて実際のデータの格納状態及び比較
状態を時間の流れにそって説明する。第３図は任意な数
値情報を５０〜１２５まで不順ソートを実行した時のデ
ータの流れとＱｌ　（７）。Next, the actual data storage state and comparison state will be explained along the flow of time using FIG. Figure 3 shows the data flow and Ql (7) when arbitrary numerical information is sorted in random order from 50 to 125.

Ｑ２　（８）、Ｑ３　（９）のデータの格納状態及びレ
コードアドレスの格納状態を表わす。図において時間は
Ｔｏ−Ｔｌ、Ｔ２．・・・Ｔｎと流れ、被検索データは
ディスク装置等の外部記憶装置からのリード出力、各デ
ータの区別としてレコードＮＯ，ＲＯ，Ｒ１，−＝Ｒｎ
がある。Ｑｌ　（７）にはソートする場合の極限値、下
限と上限が格納され第１図比較器７により被検索データ
が所望の値の中に含まれているかをチェックする。すな
わちフローチャートのステップ１０５であり、Ｔｏでは
５０＜１２３＜１２５ゆえＲＯ＝１２３は「該当あり」
と判別され、Ｑ２　（８）のワーク領地（Ｗ）に格納さ
れる。Ｔ１ではＱｌで５０＜９９く１２５であり同様に
Ｒ１＝９９は「該当あり」と判別されＱ２　（８）で９
９＜１２３が成立するゆえ、Ｒ１＝９９が第一優先順位
データとなりＲＯ＝１２３は第二優先順位データとなる
。又各該当レコードアドレスは第３図のレコードアドレ
スの格納状態に示されており上が第一優先、下が第二優
先順位を表わす。Ｔ２ではＱｌで５０＜１０５＜１２５
ゆえ「該当ありＪであるが、Ｑ２及びＱ３では、９９＜
１０５＜１２３が成立するゆえ、今まで第二優先順位で
あったＲＯ＝１２３が削除される。レコードアドレスも
Ｒ１とＲ２を格納する。Ｔ３ではＱｌの条件はＴ２同様
であるがＱ２　、Ｑ３では９９＝９９＜１０５となるＲ
２＝１０５が削除され、第一、第二優先順位データが等
しい為ＦＳＤＢがセットされる。Ｔ４ではＱｌの条件で
は満足されるが、Ｑ２．Ｑ３での条件９９＝９９＜１０
２となりＲ４のデータは優先順位が低いため「該当なし
」と判別される。Ｉ５でｔｉＱｌはｖ該当ありＪ　Ｑ２
　、　Ｑ３テハ９１＜９９＝９９が成立する為第一優先
順位データとなりＲ３＝９９が削除される。Ｒ３＝９９
とＲ１＝９９は等しい為前述の如＜　ＦＳＤＢ＝　１で
第一優先順位データが存在したゆえ、ＦＤＢＬがセット
され、レジスタに格納されたデータ以外に等しいデータ
の存在の有無を知る事ができる。Ｉ６ではＱｌの条件は
満足するがＱ２　、Ｑ３で９１＜Ｒ６≦９９はＲ６＝ｌ
ＯＯゆえ成立しない為、「該当なしＪとなる。Ｉ７では
Ｑｌの条件は満足、Ｑ２　、Ｑ３ではＲ７（８５）　＜
９１＜９９が成立するゆえ、第一優先順位データとなり
Ｒ７＝８５カ第一で、Ｒ５＝９１が第二優先順位となり
、Ｒ１＝９９が削除される。よってＱ２　、Ｑ３には（
９９）がなくなる為ＦＤＢＬはリセットする。Indicates the data storage state and record address storage state of Q2 (8) and Q3 (9). In the figure, the times are To-Tl, T2. ...Tn, the searched data is read output from an external storage device such as a disk device, and records NO, RO, R1, -=Rn are used to distinguish each data.
There is. The limit value, lower limit and upper limit for sorting are stored in Ql (7), and the comparator 7 in FIG. 1 checks whether the data to be searched is included in the desired values. In other words, it is step 105 of the flowchart, and since To is 50<123<125, RO=123 is "applicable".
is determined and stored in the work area (W) of Q2 (8). In T1, Ql is 50 < 99 × 125, and similarly, R1 = 99 is determined to be "applicable", and Q2 (8) is 9
Since 9<123 holds, R1=99 becomes first priority data and RO=123 becomes second priority data. Further, each corresponding record address is shown in the storage state of record addresses in FIG. 3, with the upper one representing the first priority and the lower one representing the second priority. At T2, Ql is 50<105<125
Therefore, “Applicable J, but in Q2 and Q3, 99<
Since 105<123 holds true, RO=123, which has been the second priority, is deleted. The record address also stores R1 and R2. In T3, the condition of Ql is the same as T2, but in Q2 and Q3, R becomes 99=99<105.
2=105 is deleted, and since the first and second priority data are equal, FSDB is set. For T4, the condition of Ql is satisfied, but for Q2. Condition 99=99<10 in Q3
2, and the data of R4 has a low priority, so it is determined as "not applicable". In I5, tiQl is v applicable J Q2
, Q3Teha91<99=99 holds, so it becomes first priority data and R3=99 is deleted. R3=99
Since and R1=99 are equal, as described above, <FSDB=1 and first priority data exists, so FDBL is set and it is possible to know whether or not equal data exists other than the data stored in the register. In I6, the condition of Ql is satisfied, but in Q2 and Q3, 91<R6≦99 means R6=l
Since it does not hold because it is OO, it becomes "Not applicable J.For I7, the condition of Ql is satisfied, and for Q2 and Q3, R7 (85) <
Since 91<99 holds, the first priority data is R7=85, the second priority is R5=91, and R1=99 is deleted. Therefore, for Q2 and Q3 (
99) disappears, FDBL is reset.

レコードアドレスは毎レコードメモリＡＤＭへ格納され
るが、「該当ありＪと判断されるとレコードアドレスの
先頭に該当有無情報を付加してＡＤＭへ格納される。Ａ
ＤＭはｎ段のスタック構造で、任意な時間（このレコー
ドの読み取りが終了するまでの任意な時間）にＭＣＴが
ＡＤＭのデータがチェックする事により前述した如く１
回のソート処理で複数性のレコード（被検索データ）を
抽出し、そのレコードのアドレスも知る事ができる。物
理的にＱ２　、Ｑ３の大きさを外部記憶装置の大きさに
近づける事により、より多くのデータが１回で抽出可能
となる。すなわちディスク装置等にランダムに記憶（数
値的に大小関係を表わした場合の順不同を表わす。、）
さ−托だ情報をディスクの１回サーチにより不順あるい
は大願にならびかえる事が可能となる。このレコードア
ドレスの構成を第４図に示す。また第５図に各レジスタ
と被検索データとの関係を表わす。ＩＩ。The record address is stored in the record memory ADM for each record, but if it is determined that there is a match, the record address is stored in the ADM with matching information added to the beginning of the record address.
The DM has an n-stage stack structure, and as mentioned above, the MCT checks the data in the ADM at any time (any time until the reading of this record is finished).
It is possible to extract plurality records (searched data) through the multiple sorting process and also know the address of that record. By physically bringing the sizes of Q2 and Q3 closer to the size of the external storage device, more data can be extracted at one time. In other words, it is stored randomly in a disk device, etc. (represents random order when numerically representing the relationship of magnitude.)
By searching the disk once, it is possible to search the disc for information that is out of order or in order to make a wish. The structure of this record address is shown in FIG. Further, FIG. 5 shows the relationship between each register and the data to be searched. II.

Ｉ２．・・・Ｉ５は各レコード゛（ＲＮ　、ＲＮ＋　１
・・・）内のアイテムを表わす。各アイテムは各々が検
索時のキ一対照となりうると共にＩＩ、Ｉ２．Ｉ３の如
く各アイテムの論理積検索及び１１＋Ｉ２＋■３の始論
理和検索が可能な一情報の単位である。この様な検索は
Ｑ２、Ｑ３の大きさにより時分割にて同一被検索データ
に対して複数個の比較検索データを対象として比較する
ことにより高速での検索処理が実現する。I2. ...I5 is each record (RN, RN+1
...) represents the item inside. Each item can serve as a key reference during a search, and II, I2. It is a unit of information that allows a logical product search of each item like I3 and a starting logical OR search of 11+I2+3. In such a search, high-speed search processing is realized by comparing a plurality of comparative search data for the same search target data in a time-sharing manner depending on the sizes of Q2 and Q3.

効果 以上述べた様に本発明によれば磁気ディスク等の実時間
で所望するデータが自由に任意のアドレスで抽出できし
かも情報検索装置への登録及び出力も高速で処理できる
メモリ制御方式が実現した。Effects As described above, according to the present invention, a memory control method has been realized which allows desired data to be extracted from a magnetic disk or the like in real time at any address, and which can also process registration and output to an information retrieval device at high speed. .

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

第１図は本実施例のブロックダイヤグラム、第２図は動
作フローチャート、 第３図は不順ソート実行時のデータの流れを示す図、 第４図はレコードアドレスの構成を示す図、第５図は被
検索データと各レジスタとの対応を示す図である。 図において、ｌ・・・外部記憶装置、２・・・インタフ
ェイスＡ、３・・・インタフェイスＢ、４・・・制御部
、６・・・メモリＪＭ、７・・・メモリＱｌ、８・・・
メモリＱ２．９・・・メモリＱ３．１０・・・比較器Ｃ
ＭＩ、１１・・・比較器ＣＭ２．１２・・・比較器ＣＭ
３．１３・・・しングスカウンタ、１４・・・検索論理
回路制御部、１５・・・レコードアドレスカウンタ、１
６・・・メモリＡＤＭ、１７・・・メモリＳＴＭ、１８
・・・パスインタフェイスである。Fig. 1 is a block diagram of this embodiment, Fig. 2 is an operation flowchart, Fig. 3 is a diagram showing the flow of data when performing unordered sorting, Fig. 4 is a diagram showing the structure of record addresses, and Fig. 5 is a diagram showing the flow of data when performing random sorting. FIG. 3 is a diagram showing the correspondence between search target data and each register. In the figure, l...external storage device, 2...interface A, 3...interface B, 4...control unit, 6...memory JM, 7...memory Ql, 8...・・・
Memory Q2.9...Memory Q3.10...Comparator C
MI, 11...Comparator CM2.12...Comparator CM
3.13...Singing counter, 14...Search logic circuit control unit, 15...Record address counter, 1
6...Memory ADM, 17...Memory STM, 18
...It is a path interface.

Claims (1)

【特許請求の範囲】[Claims] 外部記憶装置を用いた情報処理装置において、前記外部
記憶装置よりの被検索データを格納する第１の格納部と
、少なくとも１件の検索データ及び検索該当データを格
納する第２の格納部と、前記第１の格納部と前記第２の
格納部の内容を比較する比較部と、該比較部へ比較条件
を指示する比較条件格納部と、前記第２の格納部を時分
割に制御しうるアドレス制御部とを備え、前記比較部で
の比較結果に従い前記アドレス制御部の制御により前記
第１の格納部の１回のアクセス中に前記第２の格納部を
時分割にて読み出し又は読み出し書き込みを行い、前記
外部記憶装置の１回のアクセスにて少なくとも１件の検
索データ及び検索該当データを前記第２の格納部に格納
することを特徴とするメモリ制御方式。In an information processing device using an external storage device, a first storage section that stores search target data from the external storage device, a second storage section that stores at least one search data and search applicable data; A comparison section that compares the contents of the first storage section and the second storage section, a comparison condition storage section that instructs the comparison condition to the comparison section, and the second storage section can be controlled in a time-sharing manner. an address control section, and reads or reads/writes the second storage section in a time-sharing manner during one access to the first storage section under the control of the address control section according to the comparison result of the comparison section. A memory control method characterized in that at least one search data and search applicable data are stored in the second storage unit in one access of the external storage device.
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