JPS61166624A - ロギングレコ−ドの分類方式 - Google Patents
ロギングレコ−ドの分類方式Info
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- JPS61166624A JPS61166624A JP683985A JP683985A JPS61166624A JP S61166624 A JPS61166624 A JP S61166624A JP 683985 A JP683985 A JP 683985A JP 683985 A JP683985 A JP 683985A JP S61166624 A JPS61166624 A JP S61166624A
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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。
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、時系列にロギングされた多数（例えば、１０
’ （ｎ・５〜６）程度）のキー付きレコードを、同−
のキーの値に対応して、時系列に順序付けをしたレコー
ド群に分類するロギングレコードの分類方式に関する。
’ （ｎ・５〜６）程度）のキー付きレコードを、同−
のキーの値に対応して、時系列に順序付けをしたレコー
ド群に分類するロギングレコードの分類方式に関する。
最近の計算機システムの著しい進歩に伴って、各種の分
野において、データを計算機で処理することが多くなり
、キーを持つデータが、例えばファイルメモリに多数ロ
ギングされるようになっている。
野において、データを計算機で処理することが多くなり
、キーを持つデータが、例えばファイルメモリに多数ロ
ギングされるようになっている。
この場合、該キー付きデータは、時系列に格納されては
いるが、該キーについて分類されていない為、例えば、
多数のジョブに関するロギングレコード（各ジョブにつ
いて複数）をジョブ毎に時系列に編集レポートする為に
は、該ロギングデータを、各キーの値（即ち、上記ジョ
ブ名）毎に、且つ時系列に分類する必要がある。
いるが、該キーについて分類されていない為、例えば、
多数のジョブに関するロギングレコード（各ジョブにつ
いて複数）をジョブ毎に時系列に編集レポートする為に
は、該ロギングデータを、各キーの値（即ち、上記ジョ
ブ名）毎に、且つ時系列に分類する必要がある。
従って、効率的なデータ管理を行う為には、上記ロギン
グファイルに格納されている時系列データをキーの値毎
に、高速に分類する方法が要求される。
グファイルに格納されている時系列データをキーの値毎
に、高速に分類する方法が要求される。
第２図は、データ管理を行う、従来のデータ処理装置の
構成をブロック図で示したもので、１は中央処理装置（
ＣＰＵ）、２は主記憶装置（ＭＳＵ）、、３はチャネル
処理装置（ＣＨＰ）、４．５はファイルメモリ（ＦＭ）
である。
構成をブロック図で示したもので、１は中央処理装置（
ＣＰＵ）、２は主記憶装置（ＭＳＵ）、、３はチャネル
処理装置（ＣＨＰ）、４．５はファイルメモリ（ＦＭ）
である。
このようなデータ処理装置で、キーを持つレコードの分
類を行う場合、一般には、次のような方法で行っていた
。
類を行う場合、一般には、次のような方法で行っていた
。
先ず、中央処理装置（以下、ｃｐｕと云う）１からの指
示に基づき、例えばリードコマンドによって、チャネル
処理装置（ＣＨＰ） ３を通して、ファイルメモリ （
以下、ＦＭと云う）４に生成されているロギングファイ
ルから、キー “Ａ′を持つ第１番目のデータ“Ａ１”
（以下、同じ表示は同じ意味を持つものする）を読み出
し、主記憶装置（以下、ＭＳＵと云う）２の特定領域に
格納した後、ライトコマンドで、ＦＭ ５に生成されて
いる分類ファイル■の７” −″′域５２ Ｏ′ｔ１６
定？６９に？、ニア Ｆ Ｌ／Ｘ ’１’ ＆：＝
１．□格納する。
示に基づき、例えばリードコマンドによって、チャネル
処理装置（ＣＨＰ） ３を通して、ファイルメモリ （
以下、ＦＭと云う）４に生成されているロギングファイ
ルから、キー “Ａ′を持つ第１番目のデータ“Ａ１”
（以下、同じ表示は同じ意味を持つものする）を読み出
し、主記憶装置（以下、ＭＳＵと云う）２の特定領域に
格納した後、ライトコマンドで、ＦＭ ５に生成されて
いる分類ファイル■の７” −″′域５２ Ｏ′ｔ１６
定？６９に？、ニア Ｆ Ｌ／Ｘ ’１’ ＆：＝
１．□格納する。
次に、該分類ファイルＩのインデックス域５１に、１つ
のキーの値毎に、インデックステーブルを用意し、該イ
ンデックステーブルのキー値域を、例えばリードコマン
ドで読み出すことを繰り返すことによって走査し、キー
°＾゛を検索して、見つかると、当該キー “Ａ”のレ
コードアドレス域に、上記レコードアドレス°１°を格
納する。上記走査で、目的のキーが検出できない時は、
当該インデックステーブルのキー値域に、該キーを登録
した後、該レコードアドレス “１”を格納する。
のキーの値毎に、インデックステーブルを用意し、該イ
ンデックステーブルのキー値域を、例えばリードコマン
ドで読み出すことを繰り返すことによって走査し、キー
°＾゛を検索して、見つかると、当該キー “Ａ”のレ
コードアドレス域に、上記レコードアドレス°１°を格
納する。上記走査で、目的のキーが検出できない時は、
当該インデックステーブルのキー値域に、該キーを登録
した後、該レコードアドレス “１”を格納する。
このような分類処理を、ＦＭ ４上のロギングファイル
に格納されている総てのレコードについて繰り返し、Ｆ
Ｍ Ｓ上の分類ファイルＩに、インデックステーブルを
生成することにより、該分類処理を完了することができ
る。
に格納されている総てのレコードについて繰り返し、Ｆ
Ｍ Ｓ上の分類ファイルＩに、インデックステーブルを
生成することにより、該分類処理を完了することができ
る。
尚、上記の例においては、ＦＭ Ｓ上の分類ファイル■
にインデックス域５１ とデータ域５２とを設定してい
るが、それぞれを別のファイルメモリに設定する方法も
ある。
にインデックス域５１ とデータ域５２とを設定してい
るが、それぞれを別のファイルメモリに設定する方法も
ある。
従って、従来方式においては、上記インデックステーブ
ルを完成させる為に、インデックス域５１と、データ域
５２の両方に対してアクセスコマンドを発行する必要が
あり、分類すべきレコードの数が多くなるに従って、イ
ンデックステーブルへのアクセス回数が増加し、該分類
処理に多くの時間が必要となる問題があった。
ルを完成させる為に、インデックス域５１と、データ域
５２の両方に対してアクセスコマンドを発行する必要が
あり、分類すべきレコードの数が多くなるに従って、イ
ンデックステーブルへのアクセス回数が増加し、該分類
処理に多くの時間が必要となる問題があった。
該インデックステーブルをアクセスする方法として、キ
ーを群分けして、階層構造をとることにより、アクセス
時間の短縮を図ることは可能であるが、根本的な解決に
はならない。
ーを群分けして、階層構造をとることにより、アクセス
時間の短縮を図ることは可能であるが、根本的な解決に
はならない。
又、該インデックステーブルをＭＳＵ Ｚ上に展開する
方法も考えられるが、レコードの数が増加するにつれて
、アドレス空間が膨大となるので現実的でない。
方法も考えられるが、レコードの数が増加するにつれて
、アドレス空間が膨大となるので現実的でない。
本発明は上記従来の欠点に鑑み、ロギングファイルに格
納されている複数のレコードを、キーの値について、時
系列的に高速に分類できる方法を提供することを目的と
するものである。
納されている複数のレコードを、キーの値について、時
系列的に高速に分類できる方法を提供することを目的と
するものである。
この目的は、キーを持ち時系列的にロギングフアイルに
ロギングされたレコードを分類ファイルに、同じキーの
値を持つ時系列的に管理されたレコード群に分類する方
式であって、該ロギングファイルから読み出したレコー
ドを設定する読み出し領域と、上記分類ファイルの最後
のレコードアドレスを設定した後、１レコードを分類す
る毎にカウントダウンされる、分類ファイル次格納レコ
ードアドレスレポインタと、上記時系列にロギングされ
たレコードを読み出した時に付加するキー値先頭レコー
ドアドレスを、キーの値毎に格納しているキー管理テー
ブルとを設け、上記ロギングファイルの最後のレコード
から逆読みで読み出したレコードを、上記読み出し領域
に設定し、上記キー管理テーブルを走査して、当該キー
の値に対応するテーブルエントリがなければ、当該キー
を登録した後、或いは、上記走査の結果、当該キーの値
に対応するテーブルエントリがあると、当該キーの値に
対応するキー値先頭レコードアドレス域の内容を上記読
み出しレコードに付加して、上記分類ファイル次格納レ
コードアドレスポインタが示すアドレスに格納した後、
上記ポインタの値を、上記キー管理テーブルのキー値先
頭レコードアドレス域にセントすると共に、該分類ファ
イル次格納レコードアドレスポインタをカウントダウン
する一連の分類処理を、上記ロギングファイルに格納さ
れている総てのロギングデータについて操り返し、該分
類処理を終了した時点において、その時点での、上記キ
ー管理テーブルを、上記分類ファイル上に設定するよう
にして、ロギングファイルのロギングレコードを分類す
る本発明のロギングレコード分類方式によって達成され
る。
ロギングされたレコードを分類ファイルに、同じキーの
値を持つ時系列的に管理されたレコード群に分類する方
式であって、該ロギングファイルから読み出したレコー
ドを設定する読み出し領域と、上記分類ファイルの最後
のレコードアドレスを設定した後、１レコードを分類す
る毎にカウントダウンされる、分類ファイル次格納レコ
ードアドレスレポインタと、上記時系列にロギングされ
たレコードを読み出した時に付加するキー値先頭レコー
ドアドレスを、キーの値毎に格納しているキー管理テー
ブルとを設け、上記ロギングファイルの最後のレコード
から逆読みで読み出したレコードを、上記読み出し領域
に設定し、上記キー管理テーブルを走査して、当該キー
の値に対応するテーブルエントリがなければ、当該キー
を登録した後、或いは、上記走査の結果、当該キーの値
に対応するテーブルエントリがあると、当該キーの値に
対応するキー値先頭レコードアドレス域の内容を上記読
み出しレコードに付加して、上記分類ファイル次格納レ
コードアドレスポインタが示すアドレスに格納した後、
上記ポインタの値を、上記キー管理テーブルのキー値先
頭レコードアドレス域にセントすると共に、該分類ファ
イル次格納レコードアドレスポインタをカウントダウン
する一連の分類処理を、上記ロギングファイルに格納さ
れている総てのロギングデータについて操り返し、該分
類処理を終了した時点において、その時点での、上記キ
ー管理テーブルを、上記分類ファイル上に設定するよう
にして、ロギングファイルのロギングレコードを分類す
る本発明のロギングレコード分類方式によって達成され
る。
即ち、本発明によれば、ロギングファイルを、該ロギン
グレコードの発生時間に関して降順に読み出し、該読み
出したレコードのキーでキー管理テーブルを走査し、当
該キーの値に対応して設けられているキー値先頭レコー
ドアドレスを、上記ｏ＃ｙｙ゛ｖ−ｚ−ｖｃ＝１”ｔ＊
ｏｂ、−ｔｏｏ−Ｗ７／）’Ｉｙ″−１・□ドを分類フ
ァイルに書き込むアドレスを、分類ファイル次格納レコ
ードアドレスポインタから読み出して該アドレスに格納
した後、該ポインタ値を該キー管理テーブルのキー値先
頭レコードアドレス情報域にセットし、上記ポインタを
カウントダウンするようにしたものであるので、該分類
処理に伴うファイルアクセスが、１０ギングレコードに
ついて、高々ロギングファイルからの読み出しと、分類
ファイルへの書き込みの計２回程度で済み、該ロギング
レコードの分類処理の高速化と、インデックステーブル
等の余分な作業域が不要となる効果がある。
グレコードの発生時間に関して降順に読み出し、該読み
出したレコードのキーでキー管理テーブルを走査し、当
該キーの値に対応して設けられているキー値先頭レコー
ドアドレスを、上記ｏ＃ｙｙ゛ｖ−ｚ−ｖｃ＝１”ｔ＊
ｏｂ、−ｔｏｏ−Ｗ７／）’Ｉｙ″−１・□ドを分類フ
ァイルに書き込むアドレスを、分類ファイル次格納レコ
ードアドレスポインタから読み出して該アドレスに格納
した後、該ポインタ値を該キー管理テーブルのキー値先
頭レコードアドレス情報域にセットし、上記ポインタを
カウントダウンするようにしたものであるので、該分類
処理に伴うファイルアクセスが、１０ギングレコードに
ついて、高々ロギングファイルからの読み出しと、分類
ファイルへの書き込みの計２回程度で済み、該ロギング
レコードの分類処理の高速化と、インデックステーブル
等の余分な作業域が不要となる効果がある。
以下本発明の実施例を図面によって詳述する。
第１図は本発明の一実施例を模式的に示したもので、第
２図と同じ符号は同じ対象物を示し、例えば主記憶装置
（ＭＳＵ） ２上に設けられている「読み出し領域Ｊ２
１．ｒキー管理テーブルＪ２２．ｒ分類ファイル次格納
レコードアドレスポインタ」２３が、本発明を実施する
のに必要な記憶域である。以下、本分類方式を順を追っ
て説明する。
２図と同じ符号は同じ対象物を示し、例えば主記憶装置
（ＭＳＵ） ２上に設けられている「読み出し領域Ｊ２
１．ｒキー管理テーブルＪ２２．ｒ分類ファイル次格納
レコードアドレスポインタ」２３が、本発明を実施する
のに必要な記憶域である。以下、本分類方式を順を追っ
て説明する。
■ ＦＭ ｄ上に設けられているロギングファイルから
、該ロギングレコードの発生時間に関して降順に、例え
ば“Ｃ３”から逆読みを行い、例えば、ＭＳＵ２上の特
定領域に設けられている読み出し領域２１に設定する。
、該ロギングレコードの発生時間に関して降順に、例え
ば“Ｃ３”から逆読みを行い、例えば、ＭＳＵ２上の特
定領域に設けられている読み出し領域２１に設定する。
■ 該読み出したレコードのキー値で、ＭＳＵ Ｚ上に
設けられているキー管理テーブル２２のキー値域２２０
を走査し、当該キー値“Ｃ゛を検索して見つかると、そ
のキー値先頭レコードアドレス域２２１に格納されてい
るポインタアドレスを、上記読み出し領域２１に格納さ
れているロギングレコード、例えば、’Ｃ３”に付加し
、該ロギングレコードを分類ファイルＩＩ ５３に書き
込む為のファイルアドレス（例えば、’１７’）を、分
類ファイル次格納レコードアドレスポインタ２３から取
り出し、上記分類ファイルｎ ５３の当該アドレスに格
納する。
設けられているキー管理テーブル２２のキー値域２２０
を走査し、当該キー値“Ｃ゛を検索して見つかると、そ
のキー値先頭レコードアドレス域２２１に格納されてい
るポインタアドレスを、上記読み出し領域２１に格納さ
れているロギングレコード、例えば、’Ｃ３”に付加し
、該ロギングレコードを分類ファイルＩＩ ５３に書き
込む為のファイルアドレス（例えば、’１７’）を、分
類ファイル次格納レコードアドレスポインタ２３から取
り出し、上記分類ファイルｎ ５３の当該アドレスに格
納する。
該格納処理の後、該分類ファイル次格納レコードアドレ
スポインタ２３の内容（即ち、ロギングレコード゛Ｃ３
’ を格納したアドレス）を、上記キー管理テーブル２
２のキー値先頭レコードアドレス域２２１にセットする
。
スポインタ２３の内容（即ち、ロギングレコード゛Ｃ３
’ を格納したアドレス）を、上記キー管理テーブル２
２のキー値先頭レコードアドレス域２２１にセットする
。
従って、次に同じキー値゛Ｃ″のロギングレコード“Ｃ
２’ を読み出した時には、該“Ｃ３’ の格納アドレ
スがセットされている、上記キー値先頭レコードアドレ
ス域２２１の内容を、該ロギングレコード゛Ｃ２°に付
加することになり、分類ファイル■５３に格納されてい
る各レコードの付加情報は、該キー値゛Ｃ”のあるロギ
ングレコードの次のロギングレコードの格納アドレスを
ポイントしていることが理解される。
２’ を読み出した時には、該“Ｃ３’ の格納アドレ
スがセットされている、上記キー値先頭レコードアドレ
ス域２２１の内容を、該ロギングレコード゛Ｃ２°に付
加することになり、分類ファイル■５３に格納されてい
る各レコードの付加情報は、該キー値゛Ｃ”のあるロギ
ングレコードの次のロギングレコードの格納アドレスを
ポイントしていることが理解される。
尚、上記キー値域２２０の走査方法として、例えば、公
知の「ハツシュテーブル」を生成することにより、高速
化が可能である。
知の「ハツシュテーブル」を生成することにより、高速
化が可能である。
■ 分類ファイル次格納レコードアドレスポインタ２３
には、初期値として、該分類ファイル３５の最後のアド
レスが設定されているので、上記最初のロギングレコー
ド “Ｃ３° は、該分類ファイル３５の一番最後のフ
ァイルアドレス（本例では。
には、初期値として、該分類ファイル３５の最後のアド
レスが設定されているので、上記最初のロギングレコー
ド “Ｃ３° は、該分類ファイル３５の一番最後のフ
ァイルアドレス（本例では。
１７゛）に格納される。
該格納処理を完了した後、該分類ファイル次格納レコー
ドアドレスポインタ２３の内容はカウントダウン（即ち
、−１）される。
ドアドレスポインタ２３の内容はカウントダウン（即ち
、−１）される。
従って、該カウントダウンされたポインタ値は、次に読
み出したロギングレコードの格納アドレスを与えること
になる。
み出したロギングレコードの格納アドレスを与えること
になる。
■ 上記ロギングファイル内に格納されている総てのロ
ギングレコード、即ち８４．Ｆｌ、Ａ５． ・・・、
ＡＩについて、上記■〜■の処理を繰り返し、該分類処
理を完了した時点において、上記ＭＳＵ ２上に生成さ
れたキー管理テーブル２２を、該分類ファイルｎ ５３
の先頭位置に格納して、当該分類処理を完了する。
ギングレコード、即ち８４．Ｆｌ、Ａ５． ・・・、
ＡＩについて、上記■〜■の処理を繰り返し、該分類処
理を完了した時点において、上記ＭＳＵ ２上に生成さ
れたキー管理テーブル２２を、該分類ファイルｎ ５３
の先頭位置に格納して、当該分類処理を完了する。
以上の説明から明らかな如く、このようにして生成され
た分類ファイルｎ ５３における、キー管理テーブルに
は、各キーの値に関して、当該分類処理の最後に格納し
た分類ファイルｎ ５３のファイルアドレスがポインタ
として格納されており、該ポインタ値によって、各キー
の値、例えば、キー（１°“’（７）ＩＨＪＪ。Ｌ／：
Ｉ−Ｆ’“’ （’）’ｉ［７ｙ −（／Ｌ／
＋ｉ５３上の格納アドレス、本例においては、アドレス
“１゛を知ることができる。
た分類ファイルｎ ５３における、キー管理テーブルに
は、各キーの値に関して、当該分類処理の最後に格納し
た分類ファイルｎ ５３のファイルアドレスがポインタ
として格納されており、該ポインタ値によって、各キー
の値、例えば、キー（１°“’（７）ＩＨＪＪ。Ｌ／：
Ｉ−Ｆ’“’ （’）’ｉ［７ｙ −（／Ｌ／
＋ｉ５３上の格納アドレス、本例においては、アドレス
“１゛を知ることができる。
上記分類ファイルｎ ５３から該°＾１゛ のレコード
を読み出すと、その次のレコード゛＾２゛の格納アドレ
スがポインタとして付加されているので、該アドレスの
レコードを読み出すことにより、該レコード゛Ａ２′を
読み出すことができる。
を読み出すと、その次のレコード゛＾２゛の格納アドレ
スがポインタとして付加されているので、該アドレスの
レコードを読み出すことにより、該レコード゛Ａ２′を
読み出すことができる。
以下、同じようにして、当該キー °Ａ°に関するロギ
ングレコードを、該レコードの発生順に逐次読み出すこ
とができ、上記分類ファイルｎ ５３が、従来方式にお
けるインデックステーブル５１と同じ機能を有すること
が分かる。
ングレコードを、該レコードの発生順に逐次読み出すこ
とができ、上記分類ファイルｎ ５３が、従来方式にお
けるインデックステーブル５１と同じ機能を有すること
が分かる。
このように、本発明においては、時系列的に格納されて
いるロギングレコードを逆時系列的に処理することによ
り、時系列的に各キーの値に対応して各レコード間にポ
イントチェインを張ることができる所に特徴がある。
いるロギングレコードを逆時系列的に処理することによ
り、時系列的に各キーの値に対応して各レコード間にポ
イントチェインを張ることができる所に特徴がある。
以上、詳細に説明したように、本発明のロギングレコー
ド分類方式は、ロギングファイルを、該ロギングレコー
ドの発生時間に関して降順に読み出し、該読み出したレ
コードのキーでキー管理テーブルを走査し、当該キーの
値に対応して設けられているキー値先頭レコードアドレ
スを、上記ロギングレコードに付加し、そのロギングレ
コードを分類ファイルに書き込むアドレスを、分類ファ
イル次格納レコードアドレスポインタから読み出して該
アドレスに格納した後、該ポインタ値を該キー管理テー
ブルのキー値先頭レコードアドレス情報域にセントし、
上記ポインタをカウントダウンするようにしたものであ
るので、該分類処理に伴うファイルアクセスが、１０ギ
ングレコードについて、高々ロギングファイルからの読
み出しと、分類ファイルへの書き込みの計２回程度で済
み、該ロギングレコードの分類処理の高速化と、インデ
ックステーブル等の余分な作業域が不要となる効果があ
る。
ド分類方式は、ロギングファイルを、該ロギングレコー
ドの発生時間に関して降順に読み出し、該読み出したレ
コードのキーでキー管理テーブルを走査し、当該キーの
値に対応して設けられているキー値先頭レコードアドレ
スを、上記ロギングレコードに付加し、そのロギングレ
コードを分類ファイルに書き込むアドレスを、分類ファ
イル次格納レコードアドレスポインタから読み出して該
アドレスに格納した後、該ポインタ値を該キー管理テー
ブルのキー値先頭レコードアドレス情報域にセントし、
上記ポインタをカウントダウンするようにしたものであ
るので、該分類処理に伴うファイルアクセスが、１０ギ
ングレコードについて、高々ロギングファイルからの読
み出しと、分類ファイルへの書き込みの計２回程度で済
み、該ロギングレコードの分類処理の高速化と、インデ
ックステーブル等の余分な作業域が不要となる効果があ
る。
第１図は本発明の一実施例を模式的に示した図。
第２図は従来技術によるロギングレコードの分類方式を
模式的に示した図。 である。 図面において、 １は中央処理−置（ＣＰＵ）。 ２は主記憶装置（ＭＳＬＩ）、 ２１は読み出し領域
。 ２２はキー管理テーブル。 ２３は分類ファイル次格納レコードアドレスポインタ。 ３はチャネル処理装置（ＣＨＰ） 。 ４．５はファイルメモリ（ＦＭ）。 ５１はインデックス域（インデックステーブル）。 ５２はデータ域、５３は分類ファイル。 をそれぞれ示す。
模式的に示した図。 である。 図面において、 １は中央処理−置（ＣＰＵ）。 ２は主記憶装置（ＭＳＬＩ）、 ２１は読み出し領域
。 ２２はキー管理テーブル。 ２３は分類ファイル次格納レコードアドレスポインタ。 ３はチャネル処理装置（ＣＨＰ） 。 ４．５はファイルメモリ（ＦＭ）。 ５１はインデックス域（インデックステーブル）。 ５２はデータ域、５３は分類ファイル。 をそれぞれ示す。
Claims (1)
- ロギングファイルに格納されていて、キーを持ち時系列
的にロギングされたレコードを分類ファイルに、同じキ
ーの値を持つレコード群毎に時系列に分類する方式であ
って、ロギングファイルから読み出したレコードを設定
する読み出し領域と、上記分類ファイルの最後のレコー
ドアドレスを設定した後、１レコードを分類する毎にカ
ウントダウンされる、分類ファイル次格納レコードアド
レスレポインタと、上記時系列にロギングされたレコー
ドを読み出した時に付加するキー値先頭レコードアドレ
スを、キーの値毎に格納しているキー管理テーブルとを
設け、上記ロギングファイルの最後のレコードから逆読
みで読み出したレコードを、上記読み出し領域に設定し
、上記キー管理テーブルを走査して、当該キーの値に対
応するテーブルエントリがなければ、当該キーを登録し
た後、或いは、上記走査の結果、当該キーの値に対応す
るテーブルエントリがあると、当該キーの値に対応する
キー値先頭レコードアドレス域の内容を上記読み出しレ
コードに付加して、上記分類ファイル次格納レコードア
ドレスポインタが示すアドレスに格納した後、上記ポイ
ンタの値を、上記キー管理テーブルのキー値先頭レコー
ドアドレス域にセットすると共に、該分類ファイル次格
納レコードアドレスポインタをカウントダウンする一連
の分類処理を、上記ロギングファイルに格納されている
総てのロギングデータについて繰り返し、該分類処理を
終了した時点において、その時点での、上記キー管理テ
ーブルを、上記分類ファイル上に設定するようにして、
ロギングファイルのロギングレコードを分類することを
特徴とするロギングレコードの分類方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP683985A JPS61166624A (ja) | 1985-01-18 | 1985-01-18 | ロギングレコ−ドの分類方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP683985A JPS61166624A (ja) | 1985-01-18 | 1985-01-18 | ロギングレコ−ドの分類方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS61166624A true JPS61166624A (ja) | 1986-07-28 |
Family
ID=11649407
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP683985A Pending JPS61166624A (ja) | 1985-01-18 | 1985-01-18 | ロギングレコ−ドの分類方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS61166624A (ja) |
-
1985
- 1985-01-18 JP JP683985A patent/JPS61166624A/ja active Pending
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