ساختار فایل ها (ذخیره و بازیابی اطلاعات)

صفحه 1:
SS ‏ساخط(م ال ها‎ : جعفر ببورااميني 7 عنيج: سيستم و ساختار ليل _~— = هکس تتعدالد ‎Spazlby‏ wwrwdaragel wel, gigfa.com 

صفحه 2:
\ فصل اول آشنایی با طراحی و مشخصات ساختار فایل ها 9 

صفحه 3:
‎a‏ يافتن راههليى براى به حداقل رساندن دستيابى به ديسكء برای فایل هایی است که اندازه و محتویات آنها تغییر می کند. ‏" ساختار فلیل ترکیبی از نحوه نملیش داده ها در فلیل ها و عملیات لازم برای دستیابی به داده ها است ‏3 در حالت ايده آل» کسب اطلاعات مورد نظر با یک دسترسی 2 در صورتی که امکان پذیر نیست با حداقل دسترسی 3 به حداکثر رساندن احتمال وجود اطلاعات مورد نظر در حافظه 

صفحه 4:
عوامل موثر در طراحی ساختار فایل * شرایط خاص دیسک ها این الزام را به وجود می آورد که ساختارهای ویژه ای برای ذخیره و بازیابی داده در آنها توسعه دهیم تا در حد امکان مشکل های کار با دیسک را کاهش دهیم * زمان دستیابی نسبتا کم دیسک ها * ظرفیت بالای آنها * حفظ اطلاعات پس از قطع جریان برق 

صفحه 5:
> +s 4+ x تاریخچه مختصری درباره طراحی ساختار فایل دستیابی ترتیبی (فایل ها بر روی نوار) (مرتبه زمانی 0) درخت دودویی :۸۷ (مرتبه زمانی ‎dog d‏ B ‏درخت‎ درخت 19+:تركيب درخت 13 و لیست پیوندی دستیابی مستقیم 9 

صفحه 6:
كيت ابزار مفهومى: موآذ ساختار.فايل 3 ابزارهايى كه براى حل مشكلات مشابه بكار كرفته مى شوند 3 بافرهاء بلوكها و باكتها: كاهش تعداد دستيابى به دیسک 9 

صفحه 7:
فصل دوم عملیات مهم پردازش فایل 

صفحه 8:
فابلهای فیزیکی و منطقی فایلها همان مجموعه ای از بلیت ها هستند که در یک دیسک به صورت فیزیکی در کنار یکدیگر قرار گرفته اند. از دیدگاه برنامه کاربردی . فلیل تعریف دیگری دارد . استفاده از فایلهای منطقی به برنامه این امکان را می دهد تا اعمال اجرا شده روی یک فلیل را توصیف کند؛ بدون اينکه بدلند چه فایل فیزیکی را مورد استفاده قرار می دهد. سپس میتوان برنامه را برای پردازش هر یک از چند فایل متفاوت که دارای ساختاری یکسان هستند به کار برد. 

صفحه 9:
باز كردن فايل ها معرفی تابع 0۳۴12 ‎FD=OPEN(FILENAME,FLAGS[,PMODE])‏ al 2, 3 A (۳71:وصیفک ننده فایل ۲ ات11۳ ۳ کرشته کارلکتری‌حاوینام فایلفیزیکی )1 عملکرد تابع ۳12( را کنترل‌ک رده وتععیینمیک ند که فایلموجود را برلىخولندزيا نوشتنباز مىكند يا خير. 20105 :حا لتمحافظتفايلرا بر مىكرطلند 

صفحه 10:
مقدار 1805 با اجرای یک عمل 0۳ بیتی روی مقادیر زیر تعیین می شود . ‎APEEND‏ 0 | احاقعمل وشتریبه انتهایف ایل ‏"71 «)لیجاد یبکفایل رلی‌نسوشتن ‏مشخص شده باشد و فایل موجود باشد خطائی را باز می ‎wlss .O_CREAT : 510 ECLE‏ ‎bs edo, 5 1 O RDONLY‏ ولی‌خولندن _)باز کرد فایلرلی‌خولندنو نوشتن ۵.۷ باز ک ردر ف ای( ف قط ب ولینوشتن ‏گر فایلوجود باشد مقدار لن‌ا از بسیزمی 60 0 برد ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ 

صفحه 11:
بستن فایل ها * هنگامی که برنامه ای به صورت عادی پایان می یابد. فایل ها معمولا به طور خودکار بسته می شوند. * در نتیجه اجرای یک دستور بستن در داخل برنامه فقط برای محافظت آن در برابر اتلاف داده ها در صورت توقف برنامه و آزاد کردن نام فایل های منطقی برای استفاده مجدد می باشد. 

صفحه 12:
خواندن و نوشتن ‎READ(SOURCE_FILE,DESTINATION ADDR,SIZE)‏ WRITE(DESTINATION_FILE,SOURCE_ADDR, SIZE) ‎saightseLs :DESTINATION ۶‏ * "8 90: نام فایل‌منبع ‎oles SIZE ۴‏ بایتهایی‌که باید خونده یا نوشته شود 

صفحه 13:
پیگرد: عمل انتقال مستقیم به یک موقعیت معین در فایل را پیگرد می گویند. SEEK(SOURCE_FILE,OFFSET) ]۳1 _ 0۵178 نام فایلمنطقیکه در آن‌جستجو صورتمی‌گیرد "1 ۳۳():مبزلن‌حرک لشاره گر فایلرا مشخص‌میک ند 

صفحه 14:
پیگرد با جریان های 2) ‎POS=FSEEK(FILE,BYTE_OFFSET,ORIGIN)‏ ‎POS‏ ی کمقتار صحیح بزرگکه توسط ۴917131 بر گردلندم می شود كه برلبر باموقعيتف على إشايه كرلست ‏5آ11: توصیفک ننده فایلی‌که ۳91211 باید در آرلعمل(شود. ‏"1 ۲۳ ۳: تعداد بایتهاییکه بایداز مبا حرکتدادهم شود. 

صفحه 15:
برنامه نمايش محتویات با استفاده از جریان #INCLUDE<STDIO.H> Main( ) { Char ch ; FILE *file ; Char filename [20] ; Printf (" enter the name of the file") ; //step 1 Gets (filename); ۱ ۰2 File = fopen (filename, "r") ; //step 3 While (fread(&ch, 1, 1, file)! = 0); //step 4a Fwrite (&ch, 1, 1, student); //step 4b Fclose (file) ; //step 5 

صفحه 16:
0 ++ ‏برنامه نمایش محتویات با استفاده از کلاسهای جریان‎ #include <fsream.h> main () { char ch ; fstream file ; char file name [20] ; cout << “enter the name of the file: "; /istep 1 cin >> filename; //step 2 file . open (filename, ios::in); listep 3 file . unsetf(ios::skipws); while (1) { file >> ch; Iistep 4a if (file. fail ()) break; cout << ch; I/step 4b 1 file . close 0: /istep 5 t 

صفحه 17:
ساختار فهرست ها در یونیکس چون هر نام فایل در سیستم یونیکس بخشی از سیستم فایلی است که با ريشه آغاز می شود هر فایل را مى توان انحصارا با دادن نام مسیر آن شناسایی کرد. هنگامی که فرمانهایی برای سیستم یونیکس صادر می شود این کار در داخل فهرستی انجام می شود که فهرست جاری نامیده می شود. 

صفحه 18:
نمونه ای از فهرست ها در یونیکس BIN | | ۱ \ ADDBCC yacc BIN UB ‏ون رمو‎ consoue KBD TAPE 

صفحه 19:
دستگاههای فیزیکی و فایل های * در یونیکس, فایل مجموعهای از بایتها است * در یونیکس چگونگی و محل ذخیره فایل ها مهم نیست * در یونیکس مهم نیست که فایل ها از کجا می آیند * در یونیکس شکل فیزیکی فایل مهم نیست زیرا نمای منطقی فایل در یونیکس یکی است. 

صفحه 20:
فصل سوم حافظه جانبی و نرم افزار سیستم 9 

صفحه 21:
تعریف حافظه ؟ هر دستگاهی که بتوان اطلاعات را در آن ذخیره نموده به نحوی که کاربرد در هر لحظه بتواند به اطلاعات مورد نظرش دستیابی پیدا کند حافظه نامیده می شود. 

صفحه 22:
حافظه انواع دستگاه ها از نظر نوع دستیابی - دستیابی مستقیم (12512): از طریق آدرس می‌توان به طور مستقیم به اطلاعات دسترسی داشت. زمان دسترسی در این حالت برای تمام اطلاعات تقریبا برابر است. مانند هارد دیسک‌ها 7 دستیابی سری: دستگاه‌هایی که دستیابی ترتیبی را پشتیبانی می‌کنند. در این حالت برای خواندن یا نوشتن یک قطعه داده‌ی خاص:» باید از تمام داده‌های پیش از آن گذر کرد 

صفحه 23:
دیسکها * دیسک های مغناطیسی در اشکال مختلف وجود دارند * دیسک های سخت ظرفیتی بالا با هزینه پایین به ازای هر بیت ارائه می دهند. * دیسک های فلاپی ارزان هستند ولی سرعت آنها کم است و داده های نسبتا کمی را نگهداری می کنند. 

صفحه 24:
انواع حافظه های برون ماشینی از نظر تکنولوژی ساخت * چهار تکنولوژی وجود دارد: * تکنولوژی الکترومکانیک * الکترو مفناطیس * تکنولوژی الکترو یتیک * تکنولوژی الکترومننپتیک 9 

صفحه 25:
سازمان دیسک ها © یکت:دیننک گزدان معمولااز چندسفجه تقکیل نقده ‎Sal‏ هر صفحه دو سطح دارد * هر صفحه شامل تعدادى ‎cau! (TRACK) jus‏ * اطلاعات در شيارهاى ديسك نكهدارى مى شود * هر شيار غالبا به جند سكتور (51801018) تقسيم مى شود * سكتور كوجكترين بخشى از ديسك است كه قابل آدرس دهى است. 

صفحه 26:
سازمان دیسک ها * شیارهایی که مستقیما در بالا و پایین یکدیگر قرار دارند یک سیلندر را تشکیل می‌دهند. بودن حرکت بازو می‌توان به همه‌ی اطلاعات روی یک سیلندر دسترسی داشت حرکت بازو معمولا کندترین بخش خواندن اطلاعات از روی دیسک است. 

صفحه 27:
© ACCESS ARMS 10 READ 7 WRITE CYLINDER 25 RECORD 1 A. CYLINDER METHOD 

صفحه 28:
برآورد نیازهای سرعت و ظرفیت ها * ظرفیت شیار-تعداد سکتورها #طول هر سکتور بر حسب بایت * ظرفیت سیلندر-تعداد شیار ها در هر سیلندر#ظرفیت شیار 9 * ظرفیت دیسک-تعداد سیلندرها#ظرفیت سیلندر 

صفحه 29:
سازماندهی شیارها به وسیله سکتورها ‎p eile 1‏ انتاین ميكثور ۲ سازماندهی بر اساس بلوک‌های سازماندهی شده توسط کاربر ‎9 

صفحه 30:
روش های سازمان دهی داده ها بر روی ‎Saad‏ 3. بر اساس سکتور ۲_ بر اساس بلوک های تعریف شده توسط کار بر 9 

صفحه 31:
“A سازمان دهی سکتور ها بر روی یک شیار سکتور ها بخش ‎cle‏ مجاور و با اندازه ثابت از یک شیار باشند(این روش راه خوبی برای در نظر گرفتن فایل به طور منطقی است اما راه خوبی برای نگه داشتن فیزیکی سکتور ها نیست.) فاصله گذاری میان سکتورها(یعنی بین سکتور هایی که از نظر منطقی مجاورند چند سکتور فاصله می گذارند.) 

صفحه 32:
شیار سکتوروگپ 53 52 

صفحه 33:
*؟ کلاستر عبارت از تعداد ثابتی از سکتور های پیوسته است * کلاستر های بزرگ تعداد زیادی از سکتور ها را بدون پیگرد می خوانند. ؟ استفاده از کلاستر های بزرگ در هنگام پردازش ترتیبی فايل به کارایی بیشتر منجر می شود. 

صفحه 34:
پراکند ‎ss‏ ‏طول تمام سکتور های موجود در یک دیسک باید یکسان باشد اما هميشه این تناسب بر قرار نیست .دو شیوه برای مقابله با این روش وجود دارد: ‎.١‏ نگهداری یک رکورد در هر سکتور. ۲ قرار دادن رکورد ها به طور متوللی به طوری که بخشی از رکورد در یک سکتور و بخش دیگر آن در سکتور دیگر قرار گیرد. 

صفحه 35:
سازمان دهی شیار ها به کمک بلوک * گاهی شیار ها به سکتور تقسیم نمی شوند بلکه به تعدادی از بلوک ها تقسیم می شوند. * همانند سکتور ها بلوکها را غالبا رکورد های فیزیکی می دانند. * سازمان دهی بلوکها مشکلات پوشایی سکتورها و پراکندگی را ندارد. 

صفحه 36:
زمان دستیابی به دیسک دستیابی به دیسک را می توان به سه عمل فیزیکی متمایز تقسیم کرد: ۱. زمان پیگرد ۲ _ تاخیر چرخش ۳ زمان انتقال 9 

صفحه 37:
شکل ۶-۴ مهمترین پارامترهای زمانی 

صفحه 38:
زمان پیگرد * زمان لازم برای انتقال بازوی دستیابی به سیلندر مناسب را زمان پیگرد می گویند 

صفحه 39:
تاخیر چرخشی * زمان لازم برای چرخش دیسک تا سکتور مورد نظر زیر هد خواندن و نوشتن قرار گیرد. 9 

صفحه 40:
زمان انتقال زمان انتقال از فرمول زیر بدست می آید: زمان انتقال-(تعداد بایت های انتقال یافته‌اتعداد بایت های روی شیار)#زمان چرخش 

صفحه 41:
تنگنای دیسک راههای مقابله با تنگنای دیسک: qmultiprogramming) gl ab »x2> .) ۲ نوار بندی ‎(Striping)‏ (arallelism).215 jlo ۴۳ 

صفحه 42:
سازمان دهی داده ها در نوار ها * چون دستیابی به نوار ها به صورت ترتیبی است برای تشخیص موقعیت داده ها نیازی به آدرس نیست 

صفحه 43:
مقایسه ای از برخی سیستمهای نواری ‎MB/sec 1‏ 9 خطى ‎200MB‏ خودكار | ریل یک 9شیار اینجی ‎MBisec 5‏ 36خطى 3568 ‎ols‏ | كارتريج توارخطی ‎DLT‏ ديجيتال ‏م0 ماریج 1668 دستى | كارتريع ‎hp‏ ‎colorad | 4/1‏ ‎200 ‎we MB/sec 10‏ 5068 سيلوى | كارتريج | ‎strong‏ ‏روز نیم ‎tek‏ ‏ی نی | ‎Redwoo‏ ‎a ‎Sun | 755en | oye 500GB we MB/sec 120 ‘T1000 ‏آینجی‎ ‎0 ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ ‎ 

صفحه 44:
SEVEN-TRACK MAGNETIC TAPE (VIEW A) NINE-TRACK MAGNETIC TAPE (VIEW B) (B Jojlud% (A ‏نوار ۷شیاره(‎ 

صفحه 45:
بيت توازن بيت توازن بخشی از داده ها نیست. بلکه برای بررسی اعتبار داده ها په کار می رود. اگر از توازن فرد استفاده شود این بیت در کادرهای فرد برابر ۱ قرار داده می شود. توازن روج نیز به همین صورت عمل می کند. ولی در نوارها به بدرت از آن استفاده می شود. 

صفحه 46:
در نوار دو نوع بيت توازن وجود دارد: * بيت ياريتى عرضى يا كاراكترى * بيت ياريتى طولى * بيت ياريتى عرضى براى هركاراكتر و بيت ياريتى ‎dob‏ براى تعدادى كاراكتر ايجاد مى شود. 

صفحه 47:
نوار گردان ها اختلاف کارایی در میان نوار گردان ها را بر حسب سه کمیت می توان سنجید: ‎١‏ تراکم نوار ۲ سرعت نوار ۳ اندازه شکاف بین بلاک ها 

صفحه 48:
براورد طول نوار مورد نیاز طول فيزيكى یک بلوک از داده ها- طول شكاف بین بلا ک ها-9 تعداد بلاک های داده ها-1 9 

صفحه 49:
فصای لازم برای نگهداری فایل :5 S=n*(b+g) 

صفحه 50:
اندازه پلوک / تراکم نوار- طول بلوک-9 

صفحه 51:
تراکم ضبط موثر: مقدار داده هاى واقعى را كه به ازاى هر اينج از نوار می توان ذخيره كرد: تراكم ضبط موثر-تعداد بایتها در هر بلوک/تعداد اینچهای مورد نیاز برای هر بلوک 

صفحه 52:
برآورد زمان انتقال داده ها ۴ عوامل موثر در سرعت انتقال داده ها: ‎.١‏ اندازه شکاف های بین بلاکی ۲ اندازه بلاک های داده ‏سرعت اسمی -تراکم نوار#سرعت نوار 

صفحه 53:
* نوار برای پردازش ترتیبی و دیسک برای پردازش تصادفی است. * نوار ها به یک فرایند اختصاص دارند در حالی که دیسک ها معمولا چند فرایند را سرویس دهی می کنند. * نوار ها ارزانتر از دیسک ها هستند. * سرعت پردازش دیسک ها بالاتر است. 

صفحه 54:
CD ROM * نقطه قوت:ظرفیت ذخیره سازی بالا-بهای کم و دوام زیاد © نقطه ضعف:جستجو در آن بسیار کند است 9 

صفحه 55:
کارایی در جستجو * در واقع ضعف اصلی ]۳1۷_لمآم) در دستیابی مستقیم است زیرا بسیار زمان بر است 9 

صفحه 56:
سرعت انتقال داده ها ؟ سرعت انتقال داده ها بالا است چون نحوه ذخیره سازی به صورت بلاکی است. 9 

صفحه 57:
ظرفیت ذخیره سازی * 7 دآن) بیشاز ۶۰۰ مگا باینداده را نكهدايئومى کند, پس‌ظرفیتفخیرد سازینب ا للست 9 

صفحه 58:
فقط خواندنی دستیابی فقط خو tes foal Mail adlag Sy CD_ROM ° 9 

صفحه 59:


صفحه 60:
نوشتن و خواندن نا متقارن * به اين معنی که ما فقط یک بار روی آن می نویسیم ولی هزاران بار آن را می خوانيم. 9 

صفحه 61:
DVD (Digital versatile Disk ) * در سال ۱۹۹۷ چند شرکت بزرگ تجهیزات الکترونیکی سازمانی بنام ‎Forum‏ - (]12۷ تاسیس کردند که هدفش تولید استاندارد جدید برای ‎CD‏ بود که پس از کشمکشهای زیاد (01516 ‎t DVD (Digital video‏ ۸ نوع متفاوت ساخته شدند. * در ابتدا (12*1 ها فقط برای ویدئوها طراحی شدند. بنابراین ‎(Digital video Disk) pb cas‏ .3,2 شدند. 9 

صفحه 62:
* اولین تفاوت ‎DVD‏ هابا (01) ها بخاطر ظرفيت ‎DVD 3b‏ هاست بطور مثال در حال حاضر ظرفیت بعضی ‎Ye ls DVD‏ برابر لآن)هاست. که یک عامل مهم ن دو لایه بودن ‎DVD‏ ‏است بطوریکه یک طرف دیسک دو لایه می تولند شامل دو لایه داده باشد در حين خواندن ابتدا لاليه اوّل و سيس لانه دوم جوائله مى ‎DVD janes etl oy‏ ها دو لايه از (7/1آ(1آهاى تى لایه آسان است چون ‎DVD‏ در لایه 0 طلایی رنگ است. 

صفحه 63:
انواع (1 از نظر ظرفیت * ۳ ها بر لساس‌ظرفیت‌در هشتفرم تم ختلفی۱۸- ۵ 10 ۵00 1۷1 و ‎٩‏ 2۷1۲ و ه- ۲۷۲ و ۴ 2۷۲۵ و ۲ 1۳۷1۲ و ؟- 1۲۷۲ و ‎-١‏ 7۷1۲ که هر شمره مقدار تقریبی‌هر ظرفیت(1 12۷ به گیگابایتوا نشان‌می‌دهد وجود دایند 

صفحه 64:
دوتکنو لوژی لیزری برای 0171ها New generation HD DVD HO EVD Fic Up ad (PUR) — ‏اس‎ ‎0 405 nm Blue-violet laser Conventional DVD-9 as 2 50 01/0 ۲ ‏عم‎ 650 nm Red laser 

صفحه 65:
* کاربرد (۷آها متنوع است: 121۷10 -۷1060 که برای نمایش فیلم ‎cl» Data- DVD‏ كاربردهاى 95 ‎Audio- «lj!‏ (1 برای گوش کردن موسیقی ها بکار می روند. ‎Duta - DVD *‏ همان28014 - (01) با ظرفيتبالامى باشد و مانند (21)هایمعمولی‌لستفاده می‌شود لما بارلندمان باه 12۷1 -۷1060 ها بسیر رلیج تر از -1(618 (۷(آهاهستند و در مقایسه با ۷15ها آیندم ی پربارتری ‏دایند 

صفحه 66:
آشنایی با بافر و بافرینگ بافر ناحیه ای است واسط در عملیات ورودی و خروجی و در لین ناحیه اقلا یک رکورد در حالت فایل بلاک بندی شده با یک بلاک در حالت بلاک بندی ‎le odd‏ ذاده متی شوة و اساسا برای ایجاد هماهنگی بین عملیات پردازنده ورودیاخروجی و واحد پردازش مرکزی و در شراپطی سریع لین عملیات به کار می رود. در سیستم فلیل. بافر معمولا از منطقه ای از حافظه اصلی به برنامه قایل پرداز تخصیص داده می شود که به آن منطقه بافرها می گویند. 

صفحه 67:
نحوه ایجاد بافرها * خود برنامه ساز بافر را ایجاد می کند: با ایجاد ناحیه ای در حافظه * با اجراى يك ماكروء که از سیستم عامل درخواست ایجاد بافر می کند. خود سیستم عامل وقتی که فلیل باز می شود. اقدام به ایجاد بافرما می کند و پس از بسته شدن فایل بافرها را باز پس می گیرد. 

صفحه 68:
بافر دهی چند گانه به اين معنى كه [01”]1) مى تواند در حين ارسال يك بافر به ديسك , بافر ديكرى را ير كند. 9 

صفحه 69:
حالت تعیین محل در بافر دهی ۱. بافر مستقیما بین داده ها و حافظه باشد. ۲ _ بافر های سیستم همه بافر ها را کنترل کنداما اشاره گری برای محل بافر ها در اختیار برنامه باشد. 

صفحه 70:
فد اعوافن بدا رنده ولا برنامه برد ازنده ولا write (textfile,ch,1) 

صفحه 71:
پراکنش ورودی * با پراکنش ورودی با یکبار خواندن , نه یک بافر , بلکه مجموعه ای از بافر هایی که داده های یک بلوک باید در آن پخش شود شناسایی می شود. 

صفحه 72:
* چند بافر را می توان گرد هم آورد و یکباره بر روی همه آنها نوشت‌بدین ترتیب لازم نیست آنها را در یک بافر خروجی کپی کرد. 9 

صفحه 73:
\ فصل چهارم مقاهيم اساسى ساختار قايل 9 

صفحه 74:
سازمان دهی فیلد ها و رکورد ها واحد اصلی داده ها فیلد است. آرایه مجموعه ای از فیلد های مثل هم است. * رکورد مجموعه ای از فیلد های متفاوت است. * رکوردی که در حافظه نگهداری می شود را یک شی گویند فیلد های رکورد را اعضای آن می نامند. 

صفحه 75:
ساختار های فیلد قرار دادن فیلدها در طول هایی قابل پیش بینی شروع کردن هر فیلدی با نشانگر طول فیلد قرار دادن یک فاصل در انتهای هر فیلد برای جدا کردن آن از فیلد بعدی استفاده از یک عبارت کلیدی برای شناسایی هر فیلد و محتویات آن 

صفحه 76:
روش ‎:١‏ ثابت كردن طول هر فيلد * مؤيت:اين روش ذر اين اسث کهبا محاسباتی ساذه‌می توان داده ها را از فيلد هاى اوليه باز يابى كرد ‎oe 9‏ اين روش اين است که افزودن فضاهای خالی مورد نياز براى رساندن فيلد ها به طولى ثابت باعث مى شود ‏فايل ها بسيار بزر كتر شوند. ‎ 

صفحه 77:
روش ۲: قرار دادن نشانگر طول فیلد در ابتدای هر فیلد اگر فیلد ها بیش از حد طولانی نباشند «کمتر از ۲۵۶بایت) می توان طول آنها را تنها با یک بایت در آغاز هر فیلد نگهداری کرد. اين فيا لدها را مبتنى بر طول مى نامند. 9 

صفحه 78:
روش ۳: جدا کردن فیلد ها با فاصل در این روش کافی است یک کاراکتر خاص يا ترتیبی از کاراکتر ها را که در فیلد ظاهر نمی شود انتخاب کنیم و آن فاصل راپس از نوشتن هر فیلد در فایل وارد کنیم. در بسیاری از موارد از کاراکتر فضای خالی استفاده می شود. 

صفحه 79:
روش ۴ : استفاده از عبارت کلیدی برای شناسایی فیلد ها اين روش دارای مزیتی است که بقیه ندارند و نخستین ساختاری است که در آن فیلد اطلا عاتی در باره خودش فراهم می آورد. اما عیب این روش فضای زیادی است که تلف می کند. 

صفحه 80:
ساختار های رکورد رکورد مجموعه ای از فیلد ها است. مجموعه ای از رکورد ها فایل را تشکیل می دهند. برای مراجعه به داده های مقیم در حافظه از کلمه شی و برای مراجعه به داده های مقیم در فایل از کلمه رکورد استفاده می شود. 

صفحه 81:
روش های سازمان دهی رکورد های فايل * قابل بيش بينى كردن طول ركورد ها بر حسب بايت. * قابل پیش بینی کردن طول رکورد ها بر حسب فیلد ها. * شروع هر رکورد با یک نشانگر طول که تعداد بایتهای رکورد را نشان می دهد. * استفاده از فایل دیگری برای نگهداری آدرس شروع هر رکورد. * قرار دادن فاصل در انتهای هر رکورد برای جدا کردن آن از رکورد 

صفحه 82:
روش ۱ : قابل پیش بينى كردن طول ركورد ها بر حسب بايت * فايلى با طول ثابت , فايلى است كه در آن تعداد بايتهاى همه ركورد ها يكسان است. * ركورد هاى با طول ثابت , غالبا به عنوان محلى براى نكهدارى تعداد متغيرى از فيا مى روند. لد ها , با طول متغير به كار 9 

صفحه 83:
روش ۲ : قابل پیش بینی کردن طول رکورد ها بر حسب فیلد ها * در این روش به جای آنکه مشخص کنیم هر رکورد در فایل حاوی تعداد ثابتی از بایتهاست , می توان مشخص کرد که حاوی تعداد ثابتی از فیلد هاست. 9 

صفحه 84:
ش ۲۳: شروع هر رکورد با یک نشانگر طول که تعداد بایتهای رکورد را نشان می دهد. ؟ در این روش فیلدی در ابتدای هر رکورد در نظر گرفته می شود و طول رکورد در آنجا ذخیره می گردد. * از این روش معمولا برای کار با رکورد هایی با طول متغییر استفاده می شود. 9 

صفحه 85:
ش ۴ : استفاده از فایل دیگری برای نگهداری أدرس شروع هر رکورد. برای نگهداری آفست بایت مربوط به رکورد های موجود در فايل 5-5-6 توان از اندیس استفاده کرد.با آفست بايت مى توان ابتداى هر ركورد را يافت و طول ركورد را محاسبه كرد 

صفحه 86:
۵ : قرار دادن فاصل در انتهای هر رکورد برای جدا کردن آن از رکورد بعدی. * این حالت در سطح رکورد ها , دقیقا مشابه راه حلی است که برای متمایز ساختن فیلد ها در برنامه ها به کار می رود. 

صفحه 87:
سیستم 1610 سه سطحی درمقابل ۲۵10 یک سطحى RAID 3 RAID 1 CD ‏هع‎ ao ‎far) Gad‏ فج لها ‎Se i‏ لس ‎EEL‏ ‎9 ‎ ‎ ‎ ‎۹4 ‎۹4 ‎ 

صفحه 88:
أ سید مدیریت فایل هایی از رکورد ها 9 

صفحه 89:
کلید های رکورد براى جستجو بين ركورد ها بايد یک شکل استاندارد براى كليد ها تعريف كنيم . اين شكل استاندارد را شكل كانونيك كليد مى نامند. 

صفحه 90:
جستجوی ترتیبی در این روش فایل رکورد به رکورد خوانده می شود تا رکوردی با یک کلید خاص پیدا شود. 9 

صفحه 91:
ارزیابی جستجوی ترتیبی به طور کلی کار مورد نیاز برای جستجوی ترتیبی در فایلی با یکورد با 1 متناسبلست حداکثر 11 مقایسه و به طور میانگین 12/2 مقایسه مورد نیاز ۳ 

صفحه 92:
د کارایی جستجوی ترتیبی با بلوک بندی رکورد ها * در این روش با خواندن بلوکی از چند رکورد به یکباره و سپس پردازش آن بلوک از رکورد ها در حافظه , کارایی جستجو را بهبود می بخشیم. 

صفحه 93:
* گرچه بلوک بندی می تواند منجر به بهبود چشمگیر کارایی شود , مرتبه عملکرد جستجوی ترتیبی را ؟ زمان جستجو هنوز ()0 است و با اندازه فایل نسبت مستقیم دارد. 

صفحه 94:
* بلوک سازی , اختلاف میان سرعت دستیابی در حافظه و زمان دستیابی در حافظه انویه را نشان می دهد. * بلوک سازی تعداد مقایسه هایی را که باید در حافظه انجام شود تغییر نمی دهدو احتمالا مقدار داده های انتقال پلفته میان حافظه و دیسک را افزایش می دهد. 

صفحه 95:
* با بلوک سازی در زمان صرفه جویی می شود زیرا مقدار جستجو کاهش می پابد. * بدین ترتیب تفاضل میان زمان جستجو و زمان عملیات دیگر , نظیر انتقال داده ها با دستیابی به حافظه , نیروی محرکه طراحی ساختار فایل است. 

صفحه 96:
ابزار های یونیکس برای پردازش ترتیبی متداول ترین ساختار فایل که در یونیکس وجود دارد یک فایل اسکی با کاراکتر خط جدید به عنوان فاصل رکورد ها و در صورت امکان , فضای خالی به عنوان فاصل فیلد هاست. 

صفحه 97:
* هنگامی که بتوانیم مستقیما به ابتدای یک رکورد برویم و لن را به حافظه وارد کنیم به أن ركورد دستیابی مستقیم داریم. 

صفحه 98:
رکورد های سرایند هر فایل دارای یک رکورد سرایند است که حاوی سه مقدار است: ۱ _ اندازه سرایند ۲ _ تعداد رکورد ها ۴ اندازه هر رکورد 

صفحه 99:
دستیابی به فایل و سازمان دهی فایل * رکورد های طول متغییر و رکورد های طول ثابت مربوط به بحث سازمان دهی فایل و دستیابی مستقیم و دستیابی ترتیبی مربوط به مبحث دستیابی به فایل می باشد. * تعامل میان ساز مان دهی فایل و دستیابی به فایل , بسیار سودمند است. 

صفحه 100:
داده های انتزاعی برای دستیابی به فایل این مفهوم که نیازی نیست داده ها را به صورتی که در یک رسانه خاص ظاهر شده اند در نظر بگیریم , در عملیات مدل دادهای انتزاعی مستتر است. 

صفحه 101:
سرآیند ها و فایل های خود توصیف گر به فایلی که در رکورد سرایند آن اطلاعات بیشتری در باره ساختار فایل وجود داشته باشد فایل خود توصیف گر می گویند. 9 

صفحه 102:
اطلاعاتی که میتوان در سرآرنتد. نوشت ‎.١‏ نامی برای هر فیلد ؟. طول هر فیلد ۳ تعداد فیلد های هر رکورد 9 

صفحه 103:
عوامل موثر بر قابلیت حمل ‎.١‏ اختلاف میان سیستم های عامل ۲ اختلاف میان زبان ها ۳_ اختلاف در معماری ماشین 9 

صفحه 104:
توافق بر سر رمز گذاری دودوبی * 18115 مشخصاتفرمتتستاندارد را برلعلعداد ممیز شنور ۲ بسیتی ۴بیتیو ۱۲۸ بیتیو برلیلعداد صحیح ۸ بیتی ۱۶ بیتوو ۳۲ بیتووضع کردم لست 9 

صفحه 105:
پونیکس و قابلیت حمل یونیکس ابزاری به نام 10 فراهم آورده است. گرچه 00 اساسا برای کپی کردن داده ها از روی سیستم های یونیکس بر روی نوار و بالععکس در نظر گرفته شده است, می توان آن را برای تبدیل از منبع فیزیکی دیگری به کار برد. 

صفحه 106:
مواردی که ابزار 00 در اختیار قرار می دهد: * تبدیل از یک اندازه بلوک به دیگری * تبدیل رکورد های طول ابت به طول متغییر و بالعکس * تبدیل اسکی به ابسدیک و بالعکس * تبدیل همه کاراکتر ها به حروف کوچک یا حروف بزرگ * تبادل هر جفت دلخواه از بايتها 

صفحه 107:
سازمان دهی فایل ها برای کارایی 9 

صفحه 108:
دلایل فشرده سازی فایل ها * فایل های کوچکتر نیاز به حافظه کمتری دارند که باعث صرفه جویی می شود. * سریعتر انتقال داده می شوند که زمان دسترسی را کوتاهتر مى كند يا به جای آن می توان با همان زمان دسترسی از پهنای باند کمتر و ارزانتر استفاده کرد. * به صورت ترتیبی سریعتر قابل پردازش هستند. 

صفحه 109:
تکنیک های فشرده سازی * استفاده از یک نماد گذاری جدید * حذف دنباله های تکراری ؟ تخصیص کد های با طول متغییر 

صفحه 110:
استفاده از یک نماد گذاری جدید معایب فشرده سازی با رمز ۱ با استفاده از رمز گذاری دودویی فایل به وسیله اشخاص ۲ زمانی که بخواهیم نامی را به فایلمان اضافه کنیم زمانی را براى رمز گذاری از دست خواهیم داد. ۴ بايد مازول هاى رمز كذارى و رمز كشايى را در تمام نرم افزار هايى كه فايل را 

صفحه 111:
‎Gis‏ دنباله های تکراری ‏بر خلاف فشرده سازی نمادی رمز گزاری طول رانش مقدار معینی از صرفه جویی در فضا را 

صفحه 112:
تخصيص كد هاى با طول متغيير كد هاى با طول متغيير عموما بر اساس اين اصل به وجود آمده اند كه بعضى مقادير بيش از بقيه به كار مى روند بنابراين كد اين مقادير بايد فضاى كمترى اشغال كند. كد هاى با طول متغيير فرم ديكرى از كاهش زوايد است. 9 

صفحه 113:
روش های فشرده سازی بر گشت ناپذیر * نوع دیگری از فشرده سازی به نام فشرده سازی بر گشت ناپذیر بر اساس این اصل عمل می کند که مقداری از اطلا عات را می توان نادیده گرفت. 

صفحه 114:
فشرده سازی در یونیکس * هم پونیکس برکلی و هم ۷ 5751611 روال های فشرده سازی فراهم می کنند که بسیار مورد استفاده قرار مى كيرد ۰ 5375617 روالهایی دارد به ‎unpack ,pack pb‏ که از کد های هافمن به صورت بایت به بایت استفاده می 8 ts 

صفحه 115:
باز یابی فضای داخل فایلها * با داده های اضافی چه باید کرد؟ . آنها را در انتهای فایل قرار داد و اشاره گری ایجاد کرد تا از مکان اولیه رکورد به بقیه آن اشاره کند. ۲ _ کل رکورد را در انتهای فایل دوباره نوشت. 

صفحه 116:
انواع تغییرات در فایل * اضافه کردن رکورد * بهنگام سازی رکورد * حذف رکورد 

صفحه 117:
حذف رکورد و متراکم کردن فایل هر راهبرد حذف رکورد باید راهی را فراهم کند تا رکورد های حذف شده شناخته شوند.یک روش ساده قرار دادن یک 9 علامت خاص در هر رکورد حذف شده است. 

صفحه 118:
حذف رکورد های با طول ابت برای بازیابی پویای فضا متراکم کردن فایل آسان ترین و رایج ترین روش های بازیابی فضا است.برای حذف رکورد ها و استفاده دوباره از فضای آزاد شده باید بتوانیم دو مسئله را تضمین کنیم ‎ .۱‏ رکورد های حذف شده به طور خاصی علامت گذاری شوند. ‏۲ بتوانيم محلی را که توسط رکورد های حذف شده اشغال شده بود را پیدا کنیم. 

صفحه 119:
مواردی که برای باز یابی سریع فضا به آنها نياز داریم: ‎.١‏ راهى كه بلا فاصله بدانيم حفره هاى خالى در فايل وجود دارد يا نه؟ ‏۲ راهى كه اكر جنين حفرهاى وجود دارد سريع به آن 

صفحه 120:
راه حل: * استفاده از ليست های پیوند برای پیوند دادن تمام رکورد ها هر دو نياز فوق را بر أورده مى كند. * ليست ييوندى ساختمان داده اى است كه هر كره آن به كره بعدى اشاره مى كند. 

صفحه 121:
آ سان ترین راه برای کار کردن با لیست استفاده از آن به صورت پشته است. پشته لیستی است که در آن اضافه و حذف گرهها از یک انتهای لیست انجام می شود. 

صفحه 122:
برای حل دو مسئله مر بوط به دسترسی سریع به فضای قابل بازیابی رکورد های حذف شده نیاز است ‎aS‏ بدانیم که آیا حفره های خالی در فایل وجود دارد. ؟ اگر چنین حفره ای وجود دارد مستقیما به آن پرش کنیم. 

صفحه 123:
برای باز یابی رکورد ها از طریق لیست پیوندی به موارد زیر نیاز داریم: * راهی برای پیوند دادن رکورد های حذف شده و تبدیل آنها به * الگوریتمی برای اضافه کردن رکورد های حذف شده به لیست. ؟ الگوریتمی برای پیدا کردن و خارج کردن یک رکورد از لیست, هنگامی که می خواهیم از آن رکورد استفاده کنیم. 9 

صفحه 124:
پراکندگی حافظه ‎clad ©‏ تلف شده در داخل یک رکورد پراکندگی داخلی نامیده می شود. ‏* اگر با رکورد های طول ثابت کار کنیم برای به حداقل رساندن پراکندگی داخلی باید حداقل طول رکورد را ‏انتخاب کنیم. 

صفحه 125:
راهبرد های انتخاب جا * اولین جای مناسب(1؟ تأ6175) * مناسب ترین ‎best fitye‏ * نامناسب ترین جااألگ ‎worst‏ 

صفحه 126:
اشکال روش 111 12651 * زمان پردازش اضافی * وجود پراکندگی خارجی 

صفحه 127:
worst fit ‏اشکال روش‎ در این روش پراکندگی داخلی زیاد است. 9 

صفحه 128:
جستجوی دو دویی در برابر جستجوی * جستجوی دودو بی فایلی با 0 ركورد حد اكثر به 1 ۱+00 مقایسه نیاز دارد . * اما جستجوی ترتیبی فایلی مشابه حداکثر به 11 مقایسه و به طور متوسط به 1/2 مقایسه نیاز دارد 9 

صفحه 129:
محدودیت های جستجوی دودویی و مرتب سازی داخلی * جستجوی دودویی نیاز به بیش از یک پا دو دسترسی به دیسک دارد. * نگهداری یک فایل به صورت مرتب شده خیلی گران تمام می شود. * مرتب سازی داخلی تنها در مورد فایل های کوچک عملی است. 9 

صفحه 130:
مرتب سازی کلیدی مرتب سازی کلیدی که گاهی به آن مرتب سازی با بر چسب می گویند بر اين ایده استوار است که وقتی فایلی را در حافظه مرتب می کنیم , تنها چیزی که به آن نیاز داریم کلید رکورد ها است. 

صفحه 131:


صفحه 132:
منظور از شاخص مجموعه ای از عناصر شاخص است که به صورت جفت های(0 , 16) از داده هایی با طول ثابت است که به طور فیزیکی کنار هم قرار دارند ‎ .‏ نشانگر کلید و ۵ نشانگر اطلاعات همراه با کلید است . 

صفحه 133:
* فرض می کنیم خود شاخص انقدر بزرگ است که تنها بخش کوچکی از آن را مى توان در یک لحظه در حافظه اصلى نكه داشت . بنا بر اين شاخص بايد در يك حافظه جانبى ذخيره شود . نوع حافظه جانبى دستكاه هايى با دستيابى شبه تصادفى است كه زمان دستيابى يا انتظار آنها نسبتا طولانى است . 

صفحه 134:
هدف , پیدا کردن روش کلی برای ذخیره و بازیابی داده ها در سیستم های فایل بزرگ بود که امکان دسترسی با حداقل زمان را فراهم سازد . مک کرایت در سال ۱۹۷۲ اولین مقاله خود را در رابطه با درخت ‎Sys Ol lee SS LB‏ 8به قدری گسترش یافت که کومر اینگونه نوشت : « درخت , به طور غیر رسمی ساختار استانداردی برای شاخص بندی در بانکهای اطلاعاتی به شمار می رود» . 

صفحه 135:


صفحه 136:
مزیت شاخص ها ؟ بدون دستکاری محتویات فایل ,به فايل نظم و تر تیب می بخشند. 9 

صفحه 137:
*؟ لازمه استفاده از الگوریتم جستجوی دودویی این است که بلاک های داده ای به طور پیوسته ذخیره شده باشند . اگر بلاک ها به طور ناپیوسته ذخیره و به هم پیوند شده باشند , یافتن آدرس بلاک میانی نا ممکن است . 

صفحه 138:
* با استفاده از تکنیکهای ابتدایی ساختمان داده ها به آسانی می توانیم گره هایی را درست کنیم که شامل فیلد های پیوندی چپ و راست باشند و به این ترتیب درخت جستجوی دودویی را به صورت یک ساختار پیوندی ایجاد 

صفحه 139:


صفحه 140:
مشکل درخت جستجوی دودویی این است که برای شاخص بندی روی دیسک سرعت لازم را ندارد . اما مشکل مهم دیگر درخت جستجوی دودویی , وجود نداشتن یک راهبرد موثر برای موازینه کردن درخت است برای حل لین مشکلات درختهای ,۸۸۷ و در ختهای دودیی صفحه صفحه به ميان امدند 

صفحه 141:
کاتالوگ کارتی چیست؟ مجموعه ای از سه شاخص است که هر کدام از یک فیلد کلید متفاوت استفاده می کنند وهمه آنها از یک شماره کاتالوگ یکسان به عنوان فیلد آدرس بهره می گيرند. 

صفحه 142:
شاخص باعث می شود تا رکورد ها را به وسیله کلید آنها با سرعت زیادی خیدا کنیم .سرعت این کار در مقایسه با حالتی که جستجوی دودویی در یک فایل مرتب موجود در حافظه انجام می شود بیشتر است. 

صفحه 143:
عملیات مورد نیاز برای نگهداری فایل شاخص بندی شده ایجاد فایل داده ها و شاخص خالی اولیه * باز كردن فايل شاخص در حافظه ,قبل از به کار گیری آن نوشتن فايل شاخص بر روی دیسک , پس از به کار گیری آن * افزودن رکورد هایی به فایل داده ها حذف رکورد ها از فایل داده ها بهنگام کردن رکورد ها در فایل داده ها بهنگام کردن شاخص برای انعکاس تغییرات به عمل آمده در فایل داده ها 

صفحه 144:
ایجاد فایل داده ها و شاخص خالی اولیه دو فایل باید ایجاد شود: ۱ فایل داده ها برای نگهداری اشیای داده ای ۲ فایل شاخص برای نگهداری کلید اولیه 9 

صفحه 145:
باز کردن فایل شاخص در حافظه ,قبل از به کار گیری آن بازیابی و ذخیره اشیاء توسط کلاس 01 10 انجام می شود. 

صفحه 146:
نوشتن فایل شاخص بر روی دیسک , پس از به کار گیری آن یکی از خطرات مربوط به خواندن شاخص و نوشتن آن در پایان برنامه آن است که اگر برنامه متوقف شود کپی شاخص که بر روی دیسک است اعتبار ندارد. 

صفحه 147:
برنامه باید حداقل دو مکانیسم زير را برای محافظت از خطا داشته باشد * باید مکانیسمی باشد که به برنامه اطلاع دهد که شاخص در چه زمانی از رده خارج است * اگر برنامه تشخیص دهد که شاخص از رده خارج است باید به روالی دستیابی داشته باشد که شاخص را از فایل داده ها بازسازی کند. 

صفحه 148:
افزودن رکورد هایی به فایل داده ها برای افزودن رکورد ها باید همه ورودی هایی را که کلید آنها پس از کلید ورودی جدید است , جابجا کنیم تا پس از این ورودی قرار گيرند. 

صفحه 149:
حذف رکورد ها از فایل داده ها پرخلاف یک افایل داده ای سرب بای حفظ ات رتیب. رکوزد:ها نیاز به جابجایی آنها نیست.به وسیله کلید بدون اختلال در جای رکورد ها می توانیم با سرعت زیادی به رکورد ها دسترسی بيدا كنيم. 

صفحه 150:
\ بهنگام کردن رکورد ها در فایل داده ها سازی به دو صورت انجام می شود: ۱ بهنگام سازی تعداد فیلد و کلید را تغییر می دهد ۲ _ بهنگام سازی بر فیلد کلید تا ثیر نمی گذارد. 

صفحه 151:
بهینه سازی شیوه استاندارد برای انجام این کار افزودن نشانگری به شی شاخص استتا نشان دهد که چه زمانی تغییر کرده است. هنگامی که رکورد به حاففظه منتقل می شود به این نشانگر ارزش ‎false‏ داده می شود.و هرگاه رکورد شاخص توسط متد های ۲61120۷76 و 111561۳ تغغییر داده شد به آن ارزش 17116 داده می شود. 

صفحه 152:
اگر شاخص بیش از حد بزرگ باشد در آن صورت دستیابی به شاخص و دستکاری آن باید در حافظه ثانویه صورت گیرد. 

صفحه 153:
5 جستجوی دودویی شاخص به جای آنکه با سرعت حافظه صورت يذيرد نياز به جندين ييكرد دارد. * ترتيب مجدد شاخص كه از حذف يا افزودن ركورد ناشى مى شود نياز به جابجا كردن يا مرتب سازى ركورد ها در حافظه ثانويه دارد كه اين كار بسيار كرانتر از اجراى اين عمليات در حافظه است. 

صفحه 154:
هرگاه شاخص در حافظه جا نشود باید از موارد زير استفاده کرد: ؟ در صورتی که سرعت دستیابی در اولویت قرار داشته باشد از درهم سازی استفاده شود * در صورتی که به هر دو نوع دستیابی کلیدی و ترتیبی ‎SES‏ باشد از یک شاخص چند سطحی با ساختار درختی نظیر درخت 3 استفاده می شود. 

صفحه 155:
نکته ۱: *؟ شاخص ساده استفاده از جستجوی دودویی را برای دستیابی کلیدی به یک رکورد در فایلی که طول رکورد های آن متغییر است امکان پذیر می سازد. 

صفحه 156:
نکته ۲: * اگر ورودی های شاخص بسیار کوچکتر از رکورد های فایل داده ها باشد مرتب سازی و نگهداری شاخص نسبت به مرتب سازی و نگهداری فایل داده ها زمان کمتری می برد. 

صفحه 157:
نکته ۲: * اگر در فایل داده ها رکورد هایی وجود دارند که در جای خود مستقر هستند با استفاده از شاخص می توان ترتیب کلید ها را بدون جابجایی رکورد های داده ها عوض کرد. 

صفحه 158:
افزودن رکورد * هنگامی که شاخص نویه ای موجود باشد , افزودن یک رکورد به فلیل به معنای افزودن یک ورودی شاخص ثانویه است. 

صفحه 159:
* اختلاف مهم شاخص اولیه با انویه آن است که شاخص ثانويه مى تواند حاوی کلید های دوگانه باشد. 

صفحه 160:
حذف رکورد ها حذف یک رکورد به معنای حذف تمامی آدرس های آن رکورد در سیستم فایل است. 

صفحه 161:
بهنگام سازی رکورد ها *؟ بهنگام سازی فایل داده ها فقط هنگامی شاخص ثانویه را تحت تا ثیر قرار می دهد که کلید اولیه يا انویه تغییر یابند 9 

صفحه 162:
در بهنگام سازی سه وضعیت پیش می أيد: * بهنگام سازی با عث تغییر کلید انویه می شود * بهنگام سازی باعث تغییر کلید اولیه می شود ؟ بهنگام سازی محدود به فیلد های دیگر 

صفحه 163:
ساختار های شاخص ثانویه دو مشکل دارند * هر بار که رکورد جدیدی به فایل افزوده مى شود بايد فايل شاخص را دوباره مرتب کنیم. * اگر کلید های انویه وجود داشته باشد فیلد کلید ثانویه برای هر ورودی تکرار می شود. 

صفحه 164:
انقیاد منظور از انقیاد این است که کلید در چه نقطه ای به آدرس فیزیکی رکورد مربوط به خود می پیوندد 

صفحه 165:
* در کل این فصل انقیاد کلید های اولیه به آدرس در زمان ایجاد شدن فایلها رخ می دهد.ولی کلید های ثانوبه در زمان استفاده به آدرس خود پیوند می یابند. 

صفحه 166:
؟ عیب انقیاد مستقیم در فایل آن است که سازمان دهی دوباره فایل داده ها باید منجر به اصلاح همه فایل های 

صفحه 167:
انقیاد درون داده ها هنگامی بهترین نتیجه را می دهد ‎aS‏ * فایل داده ها ایستا پا تقریبا ایستا باشد و نیاز کمی به حذف , اضافه یا بهنگام سازی داده ها داشته باشد. * کارایی سریع طی بازیابی واقعی , از اولویت بالایی بر خوردار است. 

صفحه 168:
فصل هشتم پردازش کمک ترتیبی و مرتب سازی فایل های بزرگ 9 

صفحه 169:
عملیات ؟ عملیات کمک ترتیبی شامل پردازش هماهنگ دو یا چند لیست ترتیبی برای ایجاد یک لیست خروجی است. * روال زير تطابق بین دو لیست را نشان می‌دهد. 9 

صفحه 170:
In +match (char * List1 Name, ch. List2 name, char * outpute listName) { Int More items; Initialize List (1, List Name) Initialize List (2, List Name) Initialize output (Output List Name) More items; = next ItemINList (1)86 Next ItemInList (2) 9 

صفحه 171:
While (More items) 1 If (Item (1) < Item (2)) More items= next Item List (1); Else If Item (1) = Item (2) { Process item (1) ; // Match found More items= next ItemInList; ۷ Else More items = next ItemInList(2) t finishup(); eturn 1; 

صفحه 172:
ترتیب روال همخوانی * آماده سازی © دستیابی به عضو بعدی لیست * همزمان سازی * کنترل شرایط پایان فایل * تشخیص خطا ها 

صفحه 173:
الگوریتمی برای ادغام 16 طرفه تصمیم گیری در این باره که کدامیک از دو عضو ورودی دارای مقدار کمینه است , قرار دادن آن عضو در خروجی و سپس حرکت به طرف جلو 9 

صفحه 174:
الگوریتمی که می توان برای ادغام »1 طرفه در نظر گرفت بدینگونه است : Int minitem = minindex (item , k ) * ,Process item ( minitem) * For (i=0 ; i<k; i++) ° If (item (minitem) = = item(i) * More items[i] = ۰ ‏()اوتاصتطماتا عمط‎ 9 

صفحه 175:
مراحل مرتب سازی در حافظه خواندن فایل از روی دیسک به حافظه مرتب سازی رکورد ها با استفاده از يك روال مرقب:سادى استائداز نوشتن دوباره فايل روى ديسك 

صفحه 176:
هرم درختی دودویی با ویژگی های زیر است: * هر گره دارای کلیدی است که آن کلید بزرگتر یا مساوی کلید واقع در گره پدرش است. * یک درخت دودویی کامل است. * بخاطر ویژگی های ۱و۲ در نگهداری درخت می توان آرایه ای اختصاص داد که در آن گره ريشه اندیس ۱ و اندیس های فرزندان چپ و راست گره 1 به ترتیب براپر با 1 21,21 باشند . 

صفحه 177:
\ درخت دودویی صفحه ای الل ا ‎SN‏ 00 ‎A /\ {\ {\‏ ‎AN AA‏ ۸۸ ۸۸ AAMM ANN — ALMNANMS ی 

صفحه 178:
بازیابی ترتیبی کلید ها به صورت زیر انجام مى تعیین مقدار کلید موجود در اولین موقعیت هرم * انتقال بزركترين مقدار هرم به اواين محل آن و كم كردن يك واحد از تعداد عناصر * ترتيب دوباره هرم 

صفحه 179:
char * Heap::Remove () ¥/ remove uebahanetrabiment, reorder the Heap // put the smallest value into ‘val’ for use in return char * val = HeapArray [1]; /| put largest value into root HeapArray [1] = HeapArray [NumElements]; // decrease the number of elements NumElements - - ; // reorder the heap by exchanging and moving down int k = 1 ; //node of heap that contains the largest value int newK ; // node to exchange with largest value while (2 * K <= NumElements ) //K has at least one child { // set nemK to the index of smallest child of K if Compare (2 *k ,2*K + 1) <0) newK = 2*K; else newK = 2*K +1; if (Compar (K newK) < 0) break ; // in order Exchange (K,newK ); // K and newK out of order K = NEWk; // continue down the tree 1 } :781 تمد 

صفحه 180:
فایل با ساختار درخت 1-12 * لین فلیل گونه ای از ساختار درخت جستجوی دودویی است . اما تفاوت فایل با ساختار درخت [->1 با فایل با ساختار درخت جستجوی دودویی دراین است که فیلد کلید در سطوح مختلف * به طوركلى ‎٠‏ تعداد درخت هاى (1-1 براى یک مجموعه از رکوردها می تواند بیش از یک باشد .انتخاب یک درخت از درختهای ممکن بستگی به نظمی دارد که براساس لن می خواهیم رکوردها را درج کنیم . 

صفحه 181:
17 مثالی از درخت 16-0 X<3 3 x26 

صفحه 182:
مرتب سازی کلیدی دو نارسایی دارد: ؟ هنگامی که کلید ها مرتب سازی می شوند باید زمان زیادی صرف این موارد شود ,پیگرد هر رکورد در رکورد های مرتب شده,خواندن هر رکورد به حافظه و سپس نوشتن آن روی فایل 2-9 * در مرتب سازى كليدى اندازه فايلى كه قابل مرتب سازى است به تعداد جفت کلید/اشاره گری که در حافظه جا شود محدود می شود. 

صفحه 183:
مراحل مرتب سازی * خواندن همه رکورد ها به حافظه برای مرتب سازی و تشکیل رانش ها * نوشتن رانش های مرتب شده روی دیسک 

صفحه 184:
مراحل ادغام * خواندن رانش های مرتب شده به حافظه برای ادغام * نوشتن فایل مرتب شده بر روی دیسک 

صفحه 185:
راهکارهای کاهش زما * تخصیص سخت افزار بیشتر نظیر دیسک گردان و حافظه * اجراى ادغام در بیش از یک مرحله * افزایش طول رانش های مرتب شده از لحاظ الگوریتمی * یافتن راههایی برای همپوشانی عملیات 1/0 

صفحه 186:
به کمک سخت افزار ۴ افزایش مقدار حافظه * افزايش تعداد دیسک گردان ها * افزايش تعداد کانال های 1/0 

صفحه 187:
ابزار هایی برای بهبود کارایی مرتب سازی خارجی برای مرتب سازی درون حافظه ای از مرتب سازی هرمی در یک رانش استفاده می کنیم * استفاده از حد اکثر حافظه ممکن * اگر تعداد رانش های اولیه بزرگ باشد از ادغام چند مرحله ای استفاده می کنیم * استفاده از گزینش جایگزینی برای تشکیل رانش های اولیه * از بیش از یک دیسک گردان و کانال 10 استفاده کنیم 

صفحه 188:
مراحل مرتب سازی روی نوار * تقسیم فایل مرتب نشده به رانش های مرتب شده * ادغام رانش ها به یک فایل مرتب شده 

صفحه 189:
راهکارهای کاهش زمانهای تاخیر چرخشی و پیگرد * با اجرای ادغام در بیش از یک مر حله * افزايش اندازه رانش های مرتب شده اولیه 

صفحه 190:
۳ ۳۸ wt 9۳ ادعام به کار رفته Vee lis lies Ns ort 19۰ نو Yorrs تعداد رکوردها به ازای هر بگرد برای تشکیل رانشها 

صفحه 191:
۱۳۷۳۰ ۱۳۹۹۳۸ و مرتب سازی حافظه ۱۷ a. ee بیس یگ ادغام ۲۵ چاه ۲۸ ‏ادغام‎ ٩ reas ‏سپس یک‎ ۱۹ ‏ادغام‎ ‏چاه‎ ۱ ‏ادغام‎ ۰ ae ‏سپس یک‎ Ye pal 0 ort, نیاز برای مرتب سازی ۸۰ میلیون ر ای و گزینش جایگزینی و یک ادغام دو جانبه پس از هریک. و کورد با استفاده از Yorrs Yorrs ۰ مرتب سازی حافظه ای 

صفحه 192:
سب شاخص بندی چند سطحي و درختهای 1 9 

صفحه 193:
‎lew!‏ حصل ‏سعه ی درخت های 3 برای حل مسأله هایی که برای آن ها طراحی شده اند. نگاهی به سایر ساختارهای درختی که ممکن است در حافظه های جانبی مورد استفاده قرار گيرند. مثل درخت ,۸۰۷ صفحه بندی شده (08060). معرفی شاخص های چند رکوردی و چند سطحی و ارزیابی سرعت عمل جستجو. درک ویژگی های مهمی که توسط درخت های 13 پردازش می شوندو بررسی اهمیت آن ها در حافظه های جانبی. طراحی شیء كراى درخت هاى 18 تعریف کلاس 1۳661006 . نمایش گره های درخت های 3 در حافظه. تعریف کلاس ۰1۳66 نمایش کامل درخت های 33 و تمام اعمال آن ها. تشریح پیاده سازی اصول عملیات درخت های 13 معرفی بافردهی صفحه ای و درخت ‎cle‏ 1 مجازی. توصیف الگوریتم های اصلی درخت ‎B‏ مثل آن هليى كه براى ساختن درخت 8* و درخت 8 با ركوردهاى طول متغير به كار كرفته شده اند. 

صفحه 194:
* دستگاهها با دستیابی تصادفی واقعی:حافظه کر * دستگاهها با دستیابی شبه تصادفی:دیسک ‎ae chlo cle‏ ثابت و متحرک, طبله ها و سلول های داده ها 

صفحه 195:
* مشکل اصلی نگه داشتن شاخص در حافظه جانبی این است که دسترسی به حافظه جانبی کند است 

صفحه 196:
\ مشکل قبل به دو مشکل تقسیم می شود: * جستجو بر حسب شاخص باید سریع تراز جستجوی دودویی ‎atl,‏ * درج و حذف باید با سرعت جستجو کردن انجام شود. 

صفحه 197:
؟ استفاده از درخت ‎alee, sels‏ در درخت دودویی صفحه ای سعی می کند با قرار دادن چندین گره دودویی در یک صفحه دیسک مشکل را حل کند . به این ترتیب که با یک دستیابی به دیسک بخش بزرگی از درخت را می توان به دست آورد . ب شاخص های صفحه ای می توان در بین تعداد زیادی کلید , با تعداد کمی دستیابی به دیسک کلیدی را جستجو کنیم . 

صفحه 198:
3 نمونه ای از درخت دودویی صفحه ای را نشان می دهد. ۸۸۱ ۸۸ A ۸ AL 9 i ARM, 

صفحه 199:
راهکار مشکل دوم ؟ استفاده از درخت موازنه شده 

صفحه 200:
دو مزیت درختهای :]۸۷ * با تعیین کردن حداکثر تفاوت مجاز در ارتفاع هر دو زیر درخت این درخت ها حداقل کارایی را در جستجو تضمین * براى اينكه هنكام درج در درخت ‎Sip AVL‏ خود را حفظ كند مستلزم جهار نوع جرخش است. 

صفحه 201:
تاریخچه درخت ‎B‏ داگلاس کومر. در مقاله ی تحقیقاتی عالی خود. تحت عنوان درخت ظ درهمه جا "از رقلبت میان صاحبان صنایع کامپیوتر و گروه های تحقیقاتی مستقل در اواخر دهه ی ۱۹۶۰ صحبت می کند. هدف. پیدا کردن روشی کلی برای ذخیره و بازیلبی داده ها در فایل بزرگ بود. که امکان دسترسی سریع با حداقل زمان را فراهم كند. در ميان رقباء بایر و پ. مک کرایت بودند که برای شرکت بویینگ کار می کردند. در سال ۱۹۷۲ ن ها مقلله ای به نام " سازمان دهی و نگهداری شاخص های مرتب شده ی بزرگ * منتشر کردند که درخت 8 را به جهان معرفی کرد. 

صفحه 202:
درخت 8 هر گره درخت 83 یک رکورد شاخص است .هر کدام از این رکورد ها تعداد یکسانی از جفتهای کلید - آدرس دارند که مرتبه درخت نام دارد. 

صفحه 203:
متد جستجو در درخت ظ * به صورت تکراری عمل می کنند. * در دو مر حله عمل می کنند : به صورت یک در ميان روى كل صفحات. 

صفحه 204:
مراحل درج كردن * جستجو تا سطح برگ با استفاده از متد ۳11,۳۳ قبل از تکرار. درج تشخيص سرريز و تقسيم كردن در مسير رو به بالا * ايجاد يك ريشه جديد , در صورتى كه ريشه فعلى تقسيم شده 9 است. 

صفحه 205:
© هر صفحه حد اکثر 7 فرزند دارد. هر صفحه بجز ريشه ها و برگها حداقل [120/2آفرزند دارد. * ريشه حد اقل دو فرزند دارد. * تمام بركها در يك سطح قرار دارند. * سطح برگها, یک شاخص کامل و مرتب شده از داده های مر بوط به درخت را ایجاد می کند. 

صفحه 206:
خواص درختهای <[:: ۴ هر صفحه حد اکثر 0 فرزند دارد. * هر صفحه بجز ريشه حداقل [(۳/)212-1] فرزند دارد. 9 * ريشه حداقل دو فرزند دارد. * تمام برگها در یک سطح قرار دارند. 

صفحه 207:
LRU <3, * اين روش زمانی کارساز است که احتمال در خواست صفحاتی که در بافر است از درخواست احتمال صفحاتی که در بافر وجود ندارند بیشتر باشد. 

صفحه 208:
ارزیابی سرعت درخت 8 درخت 3 امکان بازیلبی. درج و حذف کردن کلیدها را درزمان متناسب با آ ر 10یا بهتر از آن فراهم می کند 1 اندازه ی شاخص را نشان می دهد و > یک عدد طبیعی وابسته به دستگاه است که اندازه ی صفحه را نشان می دهد به طوری که نگهداری و دستیابی. نزدیک به حالت بهینه باشد. 

صفحه 209:
PAGE FAULT * فرایند دستیابی به دیسک برای خواندن صفحه ای که در بافر وجود ندارد. 9 

صفحه 210:
دو علت برای نقص صفحه وجود دارد: ؟ هیچگاه تا کنون از آن صفحه استفاده نکرده ایم. ۴ آن صفحه قبلا در بافر بوده است اما صفحه جدیدی جایگزین آن شده است. 

صفحه 211:
فصل دهم دستیابی به فایل های ترتیبی شاخص دار و درختهای + 9 

صفحه 212:
نایی با فایل های ترتیبی شاخص دار. شرح عملیات روی مجموعه ای ترتیبی از بلوک ها که رکوردها رابه ترتیب توسط کلید ذخیره می کنند. * چگینه می توان یک مجموعه شاخص را روی یک مجموعه ی ترتیبی ایجاد و یک ساختار فایل ترتیبی شاخص دار ایجاد نمود. آشنایی با کاربرد درخت 3 برای حفظ مجموعه شاخص و در نتیجه آشنایی با خت ‎+B‏ و درخت + پیشوندی ساده ‎«prefix B+ tree)‏ چگونه مجموعه شاخص درخت 3 در یک درخت 1+ پیشوندی ساده. می تواند از مرتبه ی متفاوتی بوده. تعداد متغیری از جدا کننده ها (660871016) را نگهداری می کند. * مقایسه نقاط ضعف و قوت درخت های ۳+ درخت های + پیشوندی ساده و درخت هاى 8 

صفحه 213:
فایل با ساختار پایل یا برهم : ؟ این فایل دارای ساختاری فاقد هر گونه نظم است . یعنی رکوردها بر اساس مقادیر هیچ نوع کلیدی مرتب نشده اند و در بهترین حالت نظم بین رکوردها , نظمی زمانی است . 9 

صفحه 214:
* فایل ترتیبی که بر دو نوع فایل ترتیبی کلیدی و فایل ترتیبی زمانی است . در فایل ترتیبی زمانی + رکوردها به ترتیب ورود به سیستم ذخیره می شوند و در فایل ترتیبی » لود اولیه تمام نمونه رکوردها بر اساس مقادیر صفت ‎BS‏ ‏خشیره قنده انست یه طوزیکه تام نموه ر کورد‌هاقالب از پیش طراحی شده ای دارند . 

صفحه 215:
فایل ترتیبی شاخص دار : ° اين ساختار برای تسریع واکشی تک رکورد از یک فایل ترتیبی طراحی و ایجاد می شود . از شاخص برای تسریع واکشی اطلاعات استفاده می شود . 9 

صفحه 216:
* اين ساختار جنان است که پدیده عدم تقارن در آن وجود ندارد » زیرا روی تعدادی و حتی تمام صفات کلید می توان شاخص ایجاد کرد . 

صفحه 217:
ساختار فایل مستقیم : * در این ساختار درج و واکشی رکوردها با استراتژی خاصی صورت می گیرد . به طوریکه یکی از صفات خاصه به عنوان کلید در نظر گرفته شده . سیستم فایل آن را پردازش می کند و حاصل آدرسی است که رکورد باید در آن جای گیرد 

صفحه 218:
ساختار فایل چند حلقه ای : در این ساختار, رکوردهای مختلف در حلقه هایی تعویه می شوند به طوریکه هر عنصر حلقه . با شروع از سرآیند » به عنصر بعدی و آخرین عنصر به سرآیند نشانه می رود . این ساختار حجم بالایی از نشانه روها را دارد که مدیریت آن مهم ترین مسئله به نظر می رسد . 

صفحه 219:
فایل ترتیبی با ساختار مستقیم * در این ساختار با استفاده از نشانوند جستجو می توان از یک نوع تابع درهم ساز برای دستیابی به فایل استفاده کرد . تابع درهم ساز . پس از اعمال روی مقادیر نشانوند جستجو ‏ برای هر رکورد عددی را به دست می دهد که نشان دهنده موقعیت نسبی رکورد در فایل است که همان آدرس نسبی رکورد ((۳) است . سیستم فایل با داشتن 57 و طول رکورد و نیز آدرس شروع فایل (”801) آدرس محل درج ركورد را به دست می دهد .نشانوند جستجوتابع درهم ساز 118 است * آدرس رکورد با استفاده از فرمول زیر حاصل می شود : 82 *( 1 - 8۳۲ ) + آدرس رکورد - آدرس شروع فایل * 

صفحه 220:
* آدرس رکورد با استفاده از فرمول زیر حاصل می شود : *(1 - 8 ) + آدرس رکورد - آدرس شروع فایل * 9 

صفحه 221:
دستیابی شاخص دار * فایل را می توان ‎a‏ عنوان مجمو عه ای از کلید ها در نظر كرفت که توسط کلید شاخص بندی شده اند. 9 

صفحه 222:
دستیابی ترتیبی به فایل می توان دستیابی ترتیبی داشت (برای رکورد های پیوسته - بدون پیگرد) و رکورد ها را به ترتیب توسط کلید باز گرداند. 

صفحه 223:
مجموعه ترتیبی * مجموعه ای از رکورد ها که به طور فیزیکی توسط کلید ها مرتب شده اند و رکورد هایی به آن اضافه يا از آن حذف هى شولد. 

صفحه 224:
ريز شدن در درخت 8 می تواند منجر به دو راه حل زیر ۵ * اگر یک گره مجاور نیز نیمه پر باشد می توان دو گره را در هم ادغام کرد و یکی از آنها را برای استفاده دوباره آزاد ساخت. * اگر گره های مجاور بیش از نیمه پر باشند می توان رکورد ها را دو باره ميان كره ها توزیع کرد تا توزیع تقریبا متعادل گردد. 

صفحه 225:
اهمیت قرار دادن شاخص در حافظه * چون لین شاخص از نوع ساده ای است رکورد های مشخص را با جستجوی دودویی اندیس می یابیم .اگر این جستجو در حافظة صوزت پذیزد خوب:عمل .می کنق: * با تغيير بلوکها در مجموعه ترتیبی , در اثر شکستن بلوکها , ادغام و تو زیع دوباره , شاخص بليد بهنگام شود بهنگام سازی یک شاخص ساده برای رکورد های طول ثلبت , در صورتی که نسبتا کوچک باشد و در حافظه نگنجد خوب عمل می کند. 

صفحه 226:
درخت ‎+B‏ پیشوندی ساده یک درخت ‎+B‏ که مجموعه شاخص آنن , حاوی کوچکتر جداكننده يا ييشوندى كليدها باشد ايجاد مى شود درخت 8 پیشوندی نام دارد. مجموعه اندیس یک درخت ۶ است . تغییرات صورت گرفته در مجموعه اندیس , تغییرات ثانوبه را جانبی حاصل از ترتیبی است. د ر همه عملیات درج و حذف , عمل اصلی در مجموعه ترتیبی صورت می گیرد. چون رکوردها در آن قرار دارند . فقط وقتی جدا کننده جدیدی به مجموعه شاخص می افزاییم که بلوک جدیدی به مجموعه ترتیبی اضافه می شود . 

صفحه 227:
درخت ۸+ * درختی متشکل از یک مجموعه ترتیبی از ركوردها كه به طور ترتیبی بر حسب کلید وبه همراه یک مجموعه شاخص که دستیابی شاخص شده به رکوردها را فراهم می آورد , مرتب شده اند. * همه این رکوردها د ر مجموعه ترتیبی نگهداری می شوند. درج و حذف رکوردها از طریق شکافتن , پیوند دادن و توزیع دوباره بلوک ها در مجموعه ترتیبی صورت می پذیرد. 

صفحه 228:
* تفاوت ميان درخت ۳+ یشوندی ساده و درخت ‎+B‏ رن است كه 8+از ييشوندهايى به عنوان جداكننده استفاده نمی کند . در عوض جدا كننده ها د ر مجموعه اندیس , صرفا یک کپی از نمونه های واقعی اند. 

صفحه 229:
* اکر با 08 * اكر با نكات لوکها در مجموعه ترتیبی شکافته شوند , یک خط جدا ه جديد بايد در مجموعه شاخص درج كردد. لوكها در مجموعه ترتیبی ادغام شوند یک جدا کننده باید از مجموعه شاخص حذف گردد. ysl" کورد ها بین بلوکها در مجموعه ترتیبی دوباره توزیع شوند , مقدار یک جداکننده در مجموعه شاخص باید تغییر يابد. 

صفحه 230:
بلوک اندازه فیزیکی یک گره برای مجموعه اندیس , معمولا برابر با اندازه یک بلوک در مجموعه ترتیبی است.در چنین موردی به جای گره از لفظ بلوک برای مجموعه شاخص استفاده می کنیم . 

صفحه 231:
دلایل استفاده از اندازه بلوک مشترک میان مجموعه های ترتیبی و اندیسی: معمولا از آن رو برای مجموعه شاخص از اندازه بلوک مجموعه ترتیبی استفاده می شود که تطابق خوبی میان انذازه پلوک:, ویاگیهای دیشک گرذان و مقذار حافظة ذر دسترس وجود دارد.بنا بر اين , اندازه بلوکی که برای مجموعه ترتیبی بهترین باشد , برای مجمو عه شاخص نیز بهترین خواهد بود. 

صفحه 232:
۲ با اندازهبلوکهای مشترک , پیاده سازی یک الگوی بافر دهی برای ایجاد درخت ‎+B‏ پیشوندی ساده مجازی مشابه درختهاى 8 مجازی آسانتر می گردد. 

صفحه 233:
۲. بلوکهای مجموعه ترتیبی و بلوکهای مجموعه شاخص غالبا در یک فلیل قرار داده می شوند تا از جستجو میان دو فایل جداگلنه در هنگام دستیابی به درخت + پیشوندی ساده پرهیز شود.استفاده از یک فیل برای هر دو نوع بلوک , در صورت هم اندازه بودن آنها آسانتر صورت می پذیرد. 

صفحه 234:
ختار درونی بلوکهای مجموعه ترتیبی : یک درخت 3 از * اين ساختار بلوک شامل موارد زیر می شود: ‎.١‏ تعداد جداکننده ها ؟. طول کل جدا کننده ها 

صفحه 235:
نکته ۱: *؟ بلوک صرفا یک دسته برش داده شده از یک فایل همگن نیست , بلکه چیزی بیش از یک مجموعه رکورد است.بلوک خود می تواند دارای یک ساختار درونی پیچیده باشد , كه شامل شاخص داخلی آن , مجموعه ای از رکورد های طول متغییر , مجموعه های جداگانه ای از رکورد ‎cle‏ طول متغییر و غیره باشد. 

صفحه 236:
نکته ۲: * هر كره در مجموعه انديس درخت 8 از درخت 8+ ييشوندى ساده داراى مرتبه متغيير است.زيرا هر بلوك از مجموعه شاخص حاوى تعداد متغيرى از جداكننده ها است. 

صفحه 237:
® دلیل استفاده از کوتاه ترین جدا کننده ها فشرده سازی هر چه بیشتر آنها در یک بلوک از مجموعه شاخص است.این بدان معنا است که , در بلوکهای مجموعه شاخص از فیلد هایی با طول متغییر استفاده می کنیم. 

صفحه 238:
خصوصیات مشترک درختهای 3 و + و + پیشوندی ساده ۱.همگی ساختار های شاخص صفحه ای هستند.یعنی کل اطلا عات موجود در بلوک را یکباره به حافظه منتقل می کنند.در نتیجه می توان از میان حالتهای مختلف تنها با چند پیگرد , حالتی خاص را در دیسک یافت.شکل اين درختها پهن و تو خالی است. 

صفحه 239:
۲ در هر سه روش درختهایی نگهداری می شود که ارتفاع آنها موازنه است .درختها به شیوه ای غیر عادی که منجر به جستجو های طولانی برای کلید های معین می شود رشد نمی کنند. 

صفحه 240:
۳.در همه موارد درختها از پایین به بالا رشد می کنند و موازنه از ظريق شكستن بلوك : اذهام رواتوزيع:قوبارهحفظ مى شود. ۴با هر سه ساختار مى توان از طريق استفاده از شكافتكى دو به سه و در صورت امكان توزيع دوباره به جاى شكستن بلوک , بازدهی را بالا برد. 

صفحه 241:
۵هر سه روش را می توان به عنوان ساختار های درختی مجازی پیاده سازی کرد که در آن آخرین بلوکهای استفاده شده در حافظه نگهداری می شوند. هر یک از این سه روش را می توان با استفاده از ساختار های موجود در بلوک با رکورد های طول متغییر به کار برد. 

صفحه 242:
تفاوت ميان ل درخت ‎+B, B‏ تفاوت مهم ميان درخت ظ و ظ+ در آن است کهدر درخت ‎+B‏ ‏همه اطلاعات مربوط به کلید ها و رکورد ها در یک مجموعه پیوند یافته از بلوکها موسوم به مجموعه ترتیبی قرار دارند. 

صفحه 243:
دو مزیت مهم ساختار درخت ‎+B‏ نسبت به درخت 8 * مجموعه ترتیبی را می توان به شیوه ای واقعا ترتیبی و خطی پردازش کرد و در نتیجه به ترتیب کلید ها به رکورد ها شا از دستيابى مو ثرى داشت. شاخص با يك كليد منفرد يا جدا كننده به ازاى هر بلوك ركورد هاى داده ها , به جاى يك كليد به ازاى هر ركورد سا 

صفحه 244: