JPH113260A - データベース管理方法 - Google Patents
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- JPH113260A JPH113260A JP9156364A JP15636497A JPH113260A JP H113260 A JPH113260 A JP H113260A JP 9156364 A JP9156364 A JP 9156364A JP 15636497 A JP15636497 A JP 15636497A JP H113260 A JPH113260 A JP H113260A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】ソート用一時領域を利用せずに複数のトランザ
クション間でページ内のソート状態を共用する。 【解決手段】問い合わせ要求が発行された段階でその問
い合わせを処理するトランザクションが該当ブロックに
対してレコードの順序を意識した処理を行う場合、前記
順序識別子を判定し、自トランザクションが再利用可能
なソート状態であるか否かを判断する。自トランザクシ
ョンが処理不可能または処理コストが大きいと判断した
場合、そのブロックを占有し、ブロック内のレコードを
ソート、ソートした時の順序識別子を書き換え、ブロッ
クのソート状態を変更後、ブロックを解放する。
クション間でページ内のソート状態を共用する。 【解決手段】問い合わせ要求が発行された段階でその問
い合わせを処理するトランザクションが該当ブロックに
対してレコードの順序を意識した処理を行う場合、前記
順序識別子を判定し、自トランザクションが再利用可能
なソート状態であるか否かを判断する。自トランザクシ
ョンが処理不可能または処理コストが大きいと判断した
場合、そのブロックを占有し、ブロック内のレコードを
ソート、ソートした時の順序識別子を書き換え、ブロッ
クのソート状態を変更後、ブロックを解放する。
Description
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、データベース管理
システムに係り、集約計算、順序化等の処理に伴い行わ
れるソート処理方法に関する。
システムに係り、集約計算、順序化等の処理に伴い行わ
れるソート処理方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】一般的なデータベース管理システムやオ
ペレーティングシステムではディスク装置等の低速記憶
装置に対する高速アクセス手段の手法としてデータのバ
ッファリングが行われる。データのバッファリングは一
度アクセスした低速記憶装置上のデータをより高速なア
クセスが可能な記憶装置、例えば半導体記憶装置に保持
することで高速アクセスすることを行う手法である。
ペレーティングシステムではディスク装置等の低速記憶
装置に対する高速アクセス手段の手法としてデータのバ
ッファリングが行われる。データのバッファリングは一
度アクセスした低速記憶装置上のデータをより高速なア
クセスが可能な記憶装置、例えば半導体記憶装置に保持
することで高速アクセスすることを行う手法である。
【０００３】データベース管理システムやファイルシス
テムにおけるバッファリング方法はJim Gray,Andreas R
euter,TRANSACTION PROCESSING:CONCEPTS AND TECHNIQU
ES,p688-708に解説されている。
テムにおけるバッファリング方法はJim Gray,Andreas R
euter,TRANSACTION PROCESSING:CONCEPTS AND TECHNIQU
ES,p688-708に解説されている。
【０００４】上記バッファリング方法ではページｉｄと
呼ばれるディスク装置上の記憶位置を一意に識別する識
別子に基づいてそのハッシュ値からハッシュ管理テーブ
ルを介してバッファ領域上のページを参照する。
呼ばれるディスク装置上の記憶位置を一意に識別する識
別子に基づいてそのハッシュ値からハッシュ管理テーブ
ルを介してバッファ領域上のページを参照する。
【０００５】従来のデータベース管理システムでは集約
計算やある順序に基づいて結果取得を行う場合、対象表
のレコードをデータベースから読出し、処理対象となる
一連のレコードが連続した並びとなるよう任意ソート
し、ソートしたレコードに対し逐次、集約計算を行う。
計算やある順序に基づいて結果取得を行う場合、対象表
のレコードをデータベースから読出し、処理対象となる
一連のレコードが連続した並びとなるよう任意ソート
し、ソートしたレコードに対し逐次、集約計算を行う。
【０００６】関係型データベースモデルを実装したＳＱ
Ｌに基づく関係型データベース管理システムでは、ＧＲ
ＯＵＰ ＢＹ句やＯＲＤＥＲ ＢＹ句を実現するためにＷ
ＨＥＲＥ条件で絞り込んだデータを一時的な記憶領域に
記憶し、その結果に対してＧＲＯＵＰ ＢＹ句やＯＲＤ
ＥＲ ＢＹ句で指定されたキーによるソートを行う。
Ｌに基づく関係型データベース管理システムでは、ＧＲ
ＯＵＰ ＢＹ句やＯＲＤＥＲ ＢＹ句を実現するためにＷ
ＨＥＲＥ条件で絞り込んだデータを一時的な記憶領域に
記憶し、その結果に対してＧＲＯＵＰ ＢＹ句やＯＲＤ
ＥＲ ＢＹ句で指定されたキーによるソートを行う。
【０００７】例えば、「正井一夫他 更新処理を並列実
行するＵＮＩＸ向けＤＢＭＳを開発p101-114 日経エレ
クトロニクス 1995年2月27日」においてはＳＱＬにおけ
る結合演算において突き合わせ処理を実現するためにソ
ート処理を行う。
行するＵＮＩＸ向けＤＢＭＳを開発p101-114 日経エレ
クトロニクス 1995年2月27日」においてはＳＱＬにおけ
る結合演算において突き合わせ処理を実現するためにソ
ート処理を行う。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】従来のデータベース管
理システムでは検索対象に対する全件検索等の集約計算
や任意順序への並べ替えにおいてソート処理を行う。例
えばＳＱＬでＯＲＤＥＲＢＹ句、ＧＲＯＵＰ ＢＹ句を
指定した場合、その問い合わせに指定された条件式もし
くはＯＲＤＥＲ ＢＹ句、ＧＲＯＵＰ ＢＹ句で指定され
たキー値の並びと同じキー値で構成されるインデックス
が存在しないと、表全体に対する全件検索処理を行い、
条件に適合するデータを表から検索し、その結果または
ＯＲＤＥＲＢＹ句、ＧＲＯＵＰ ＢＹ句で指定された対
象フィールドとそのレコードへのポインタを一時的な記
憶領域に出力する。全件検索が完了すると一時的な記憶
領域上でソート処理を行い、その結果を取得する。
理システムでは検索対象に対する全件検索等の集約計算
や任意順序への並べ替えにおいてソート処理を行う。例
えばＳＱＬでＯＲＤＥＲＢＹ句、ＧＲＯＵＰ ＢＹ句を
指定した場合、その問い合わせに指定された条件式もし
くはＯＲＤＥＲ ＢＹ句、ＧＲＯＵＰ ＢＹ句で指定され
たキー値の並びと同じキー値で構成されるインデックス
が存在しないと、表全体に対する全件検索処理を行い、
条件に適合するデータを表から検索し、その結果または
ＯＲＤＥＲＢＹ句、ＧＲＯＵＰ ＢＹ句で指定された対
象フィールドとそのレコードへのポインタを一時的な記
憶領域に出力する。全件検索が完了すると一時的な記憶
領域上でソート処理を行い、その結果を取得する。
【０００９】上記処理の課題は以下である。
【００１０】（１）ソート一時領域を持つことによるシ
ステム資源の増加 ソートを行う為の一時的な領域をあらかじめ用意しなけ
ればならない。一般に高速な記憶装置である半導体記憶
装置の持つ記憶容量を越えた記憶領域を一時的な領域と
して大容量な低速記憶装置に用意する必要がある。条件
により対象が絞り込まれる場合は上記でも問題は発生し
ないが、集約計算のような全件対象処理の場合、実デー
タベースと同じ程度の記憶領域を必要とする。
ステム資源の増加 ソートを行う為の一時的な領域をあらかじめ用意しなけ
ればならない。一般に高速な記憶装置である半導体記憶
装置の持つ記憶容量を越えた記憶領域を一時的な領域と
して大容量な低速記憶装置に用意する必要がある。条件
により対象が絞り込まれる場合は上記でも問題は発生し
ないが、集約計算のような全件対象処理の場合、実デー
タベースと同じ程度の記憶領域を必要とする。
【００１１】（２）複数のトランザクション間での依存
関係 複数の独立した集約計算を独立したトランザクションに
よって計算する場合、複数の集約計算でその処理結果ま
たは中間結果を互いに利用することが可能な場合があ
る。例えばソート処理結果がそれに該当する。にもかか
わらず事前にトランザクション間の依存関係（結果の再
利用可能性）を検知することが一般的に困難であるた
め、利用可能な結果が破棄されている。
関係 複数の独立した集約計算を独立したトランザクションに
よって計算する場合、複数の集約計算でその処理結果ま
たは中間結果を互いに利用することが可能な場合があ
る。例えばソート処理結果がそれに該当する。にもかか
わらず事前にトランザクション間の依存関係（結果の再
利用可能性）を検知することが一般的に困難であるた
め、利用可能な結果が破棄されている。
【００１２】（３）記憶順序の固定化 従来のデータベース管理システムは表単位もしくはイン
デックス単位に記憶領域のレコードの記憶順序が規定さ
れかつ動的な記憶順序の変更は（１）で示すようなソー
ト用の一時領域を利用することによる。
デックス単位に記憶領域のレコードの記憶順序が規定さ
れかつ動的な記憶順序の変更は（１）で示すようなソー
ト用の一時領域を利用することによる。
【００１３】特に多次元分析等で多用される集約計算で
は全てまたは任意の列の組み合わせに対して上記の集約
計算を行う。列の組み合わせによっては集約計算の結果
を再利用可能であるにもかかわらず、（１）（２）によ
るソート用の一時的な記憶資源とその処理時間が無駄と
なる。
は全てまたは任意の列の組み合わせに対して上記の集約
計算を行う。列の組み合わせによっては集約計算の結果
を再利用可能であるにもかかわらず、（１）（２）によ
るソート用の一時的な記憶資源とその処理時間が無駄と
なる。
【００１４】
【課題を解決するための手段】課題を解決するための手
段は、 （１）記憶領域を複数のブロック領域に分割し、同ブロ
ック領域に複数のフィールドで構成する複数のレコード
を記憶する記憶装置と記憶装置上のデータを参照するデ
ータベース管理方法において、前記ブロック毎にレコー
ドのソート状態を示す順序識別子を持つ。
段は、 （１）記憶領域を複数のブロック領域に分割し、同ブロ
ック領域に複数のフィールドで構成する複数のレコード
を記憶する記憶装置と記憶装置上のデータを参照するデ
ータベース管理方法において、前記ブロック毎にレコー
ドのソート状態を示す順序識別子を持つ。
【００１５】（２）（１）おけるデータベース管理方法
であって、任意の処理単位がブロックを処理する場合、
ブロックに記録された順序識別子を参照し、その順序識
別子の状態によりソートの実行を決定する。
であって、任意の処理単位がブロックを処理する場合、
ブロックに記録された順序識別子を参照し、その順序識
別子の状態によりソートの実行を決定する。
【００１６】（３）（１）におけるデータベース管理方
法であって、任意の処理単位がブロックを処理する場
合、ブロックに記録された順序識別子を参照し、参照処
理単位が処理可能な順序識別子に変更されるまで処理保
留し、処理可能な順序識別子になった場合処理再開す
る。
法であって、任意の処理単位がブロックを処理する場
合、ブロックに記録された順序識別子を参照し、参照処
理単位が処理可能な順序識別子に変更されるまで処理保
留し、処理可能な順序識別子になった場合処理再開す
る。
【００１７】（４）記憶領域を複数のブロック領域に分
割し、同ブロック領域に複数のフィールドで構成する複
数のレコードを記憶する記憶装置と記憶装置上のデータ
を参照するデータベース管理方法において、前記ブロッ
ク毎にブロックのソート状態を更新した処理単位識別子
とソート状態を示す順序識別子を持つ。（５）（４）に
おけるデータベース管理方法であって、任意の処理単位
がブロックを処理する場合、ブロックに記録された処理
単位識別子と順序識別子を参照し、その処理単位識別子
と順序識別子の状態によりソートの実行を決定する。
割し、同ブロック領域に複数のフィールドで構成する複
数のレコードを記憶する記憶装置と記憶装置上のデータ
を参照するデータベース管理方法において、前記ブロッ
ク毎にブロックのソート状態を更新した処理単位識別子
とソート状態を示す順序識別子を持つ。（５）（４）に
おけるデータベース管理方法であって、任意の処理単位
がブロックを処理する場合、ブロックに記録された処理
単位識別子と順序識別子を参照し、その処理単位識別子
と順序識別子の状態によりソートの実行を決定する。
【００１８】（６）記憶領域を複数のブロック領域に分
割し、同ブロック領域に複数のフィールドで構成する複
数のレコードを記憶する記憶装置と記憶装置上のデータ
を参照するデータベース管理方法において、前記ブロッ
クを管理する管理情報毎にレコードのソート状態を示す
順序識別子を持つ。
割し、同ブロック領域に複数のフィールドで構成する複
数のレコードを記憶する記憶装置と記憶装置上のデータ
を参照するデータベース管理方法において、前記ブロッ
クを管理する管理情報毎にレコードのソート状態を示す
順序識別子を持つ。
【００１９】（７）（６）におけるデータベース管理方
法であって、任意の処理単位がブロックを処理する場
合、前記ブロックを管理する管理情報に記録された順序
識別子を参照し、その順序識別子の状態によりソートの
実行を決定する。
法であって、任意の処理単位がブロックを処理する場
合、前記ブロックを管理する管理情報に記録された順序
識別子を参照し、その順序識別子の状態によりソートの
実行を決定する。
【００２０】（８）（６）におけるデータベース管理方
法であって、任意の処理単位がブロックを処理する場
合、前記ブロックを管理する管理情報に記録された順序
識別子を参照し、参照トランザクションが処理可能な順
序識別子に変更されるまで処理保留し、処理可能な順序
識別子になった場合処理再開する。
法であって、任意の処理単位がブロックを処理する場
合、前記ブロックを管理する管理情報に記録された順序
識別子を参照し、参照トランザクションが処理可能な順
序識別子に変更されるまで処理保留し、処理可能な順序
識別子になった場合処理再開する。
【００２１】
【発明の実施の形態】図１は、本発明の一実施例である
データベース管理システムのデータベースバッファ管理
構造を示す図である。
データベース管理システムのデータベースバッファ管理
構造を示す図である。
【００２２】ページ管理ブロック１１０は、１つのデー
タベースページを管理するための情報を持つ。以後ＰＣ
Ｂと略す。次ＰＣＢポインタ１１１が次ページを管理す
るＰＣＢへのポインタであり、ページｉｄ１１２はデー
タベースページを一意に識別するための識別子である。
バッファアドレス１１３は、ページに格納される形式の
データベースバッファ１５０内に存在するページ１２０
の先頭アドレスを持つ。順序ｉｄ１１４は、当該ページ
がどの順番にソートされているかを示す識別子である。
トランザクションｉｄ１１５は、そのページに対してソ
ートを実施したトランザクションのトランザクション識
別子である。
タベースページを管理するための情報を持つ。以後ＰＣ
Ｂと略す。次ＰＣＢポインタ１１１が次ページを管理す
るＰＣＢへのポインタであり、ページｉｄ１１２はデー
タベースページを一意に識別するための識別子である。
バッファアドレス１１３は、ページに格納される形式の
データベースバッファ１５０内に存在するページ１２０
の先頭アドレスを持つ。順序ｉｄ１１４は、当該ページ
がどの順番にソートされているかを示す識別子である。
トランザクションｉｄ１１５は、そのページに対してソ
ートを実施したトランザクションのトランザクション識
別子である。
【００２３】データベースバッファ１５０内のページ１
２０の先頭にあるページヘッダ１４０は、ページ内の区
画数１４１と、次のページのｉｄ１４２を持つ。区画数
１４１は、同ページ内に存在する多次元データの集まり
を更に分解した時の区画数である。次ページｉｄ１４２
は、１ページ内に格納できない場合のオーバフローセル
データを格納するページである。
２０の先頭にあるページヘッダ１４０は、ページ内の区
画数１４１と、次のページのｉｄ１４２を持つ。区画数
１４１は、同ページ内に存在する多次元データの集まり
を更に分解した時の区画数である。次ページｉｄ１４２
は、１ページ内に格納できない場合のオーバフローセル
データを格納するページである。
【００２４】区画ヘッダ１２１は、ページ内に存在する
多次元データの集まりを分割した区画毎の制御ヘッダで
ある。セルｉｄ１２２は当該区画に配置される先頭セル
ｉｄを示す。順序ｉｄ１２３は、当該ページのある区画
において、その区画がどの順番にソートされているかを
示す識別子である。トランザクションｉｄ１２４は、当
該区画を過去にソートしたトランザクションのトランザ
クション識別子である。ロック状態情報１２５は、当該
区画を占有または共用しているトランザクションの存在
に関する情報を保持する。ページ内オフセット１２６
は、当該区画の区画情報１３０領域の先頭をポイントす
る。区画サイズ１２７は、当該区画の区画情報領域のサ
イズを保持する。尚、区画ヘッダ１２１は、ページの後
に配置しても良い。
多次元データの集まりを分割した区画毎の制御ヘッダで
ある。セルｉｄ１２２は当該区画に配置される先頭セル
ｉｄを示す。順序ｉｄ１２３は、当該ページのある区画
において、その区画がどの順番にソートされているかを
示す識別子である。トランザクションｉｄ１２４は、当
該区画を過去にソートしたトランザクションのトランザ
クション識別子である。ロック状態情報１２５は、当該
区画を占有または共用しているトランザクションの存在
に関する情報を保持する。ページ内オフセット１２６
は、当該区画の区画情報１３０領域の先頭をポイントす
る。区画サイズ１２７は、当該区画の区画情報領域のサ
イズを保持する。尚、区画ヘッダ１２１は、ページの後
に配置しても良い。
【００２５】ＰＣＢ１１０上の順序ｉｄ１１４、トラン
ザクションｉｄ１１５、ロック状態情報１１６と、区画
ヘッダ１２１上の順序ｉｄ１２３、トランザクションｉ
ｄ１２４、ロック状態情報１２５は、基本的に同一の役
割を果たす。相違は、区画ヘッダ上に存在する前記情報
が、１つのページ内に複数の区画が存在する場合に、区
画単位に排他の占有を確保したり、ソートを行ったりす
ることが可能な点である。またＰＣＢは揮発的な半導体
に記憶されるのに対して、区画ヘッダは不揮発なディス
ク装置に記録される。尚、区画に分割されない場合に、
ＰＣＢのみで本発明を実現することも可能である。
ザクションｉｄ１１５、ロック状態情報１１６と、区画
ヘッダ１２１上の順序ｉｄ１２３、トランザクションｉ
ｄ１２４、ロック状態情報１２５は、基本的に同一の役
割を果たす。相違は、区画ヘッダ上に存在する前記情報
が、１つのページ内に複数の区画が存在する場合に、区
画単位に排他の占有を確保したり、ソートを行ったりす
ることが可能な点である。またＰＣＢは揮発的な半導体
に記憶されるのに対して、区画ヘッダは不揮発なディス
ク装置に記録される。尚、区画に分割されない場合に、
ＰＣＢのみで本発明を実現することも可能である。
【００２６】区画情報１３０は、多次元データベース管
理システムの実データであるセルｉｄ１２８とセル１２
９の組が格納される。セルｉｄ１２８は、多次元空間上
の座標を示す。セルデータ１２９は、セルｉｄに対応す
る値である。
理システムの実データであるセルｉｄ１２８とセル１２
９の組が格納される。セルｉｄ１２８は、多次元空間上
の座標を示す。セルデータ１２９は、セルｉｄに対応す
る値である。
【００２７】図２はデータベース問合せ要求処理手順を
示す図である。
示す図である。
【００２８】問合せ要求２２０はクライアント２１０か
ら送信され、サーバ２１１内のデータベース管理システ
ム２１２が受信した後、問合せプロセッサ２３０に渡さ
れる。問合せプロセッサは問合せ要求２２０を処理して
データベースエンジン２３１へページ取得要求２２１を
出し、問合せ結果２２４をクライアントに返却する。
ら送信され、サーバ２１１内のデータベース管理システ
ム２１２が受信した後、問合せプロセッサ２３０に渡さ
れる。問合せプロセッサは問合せ要求２２０を処理して
データベースエンジン２３１へページ取得要求２２１を
出し、問合せ結果２２４をクライアントに返却する。
【００２９】データベースエンジン２３１内部では、デ
ータベースバッファ１５０へページ取得要求を出す事に
より、データベースバッファ１５０に対応する実ページ
取得要求２２３をデータベース２１３に渡し、ページを
取得して問合せプロセッサへ返す。
ータベースバッファ１５０へページ取得要求を出す事に
より、データベースバッファ１５０に対応する実ページ
取得要求２２３をデータベース２１３に渡し、ページを
取得して問合せプロセッサへ返す。
【００３０】図３は、多次元ブロックインデックスを設
けた多次元データベース構造を示す図である。
けた多次元データベース構造を示す図である。
【００３１】データベース２１３内に範囲テーブル３１
０、多次元ブロックインデックス３２０とキューブデー
タ３３０が存在する。キューブデータは、多次元ブロッ
クインデックスで分割された任意範囲のブロックデータ
を格納するファイルである。
０、多次元ブロックインデックス３２０とキューブデー
タ３３０が存在する。キューブデータは、多次元ブロッ
クインデックスで分割された任意範囲のブロックデータ
を格納するファイルである。
【００３２】範囲テーブル３１０は、各次元のブロック
範囲を保持する。ブロック範囲とは、ある次元Ｘのメン
バｉｄがｘ１、ｘ２、ｘ３と存在するとき、メンバｉｄ
を（ｘ１、ｘ２）、（ ｘ３）とブロッキングすること
によって次元ＸのブロックＸｂ１、Ｘｂ２に分割するこ
とである。
範囲を保持する。ブロック範囲とは、ある次元Ｘのメン
バｉｄがｘ１、ｘ２、ｘ３と存在するとき、メンバｉｄ
を（ｘ１、ｘ２）、（ ｘ３）とブロッキングすること
によって次元ＸのブロックＸｂ１、Ｘｂ２に分割するこ
とである。
【００３３】多次元ブロックインデックス３２０は、範
囲テーブルで決まる各次元のブロック範囲を座標化をす
る多次元配列構造である。
囲テーブルで決まる各次元のブロック範囲を座標化をす
る多次元配列構造である。
【００３４】例えば、図３では、次元Ｘが（Ｘ１、Ｘ
２）、Ｘ３がＸｂ１、Ｘｂ２のブロック範囲上の値を持
つ。Ｙ、Ｚも同様である。これにより構成される多次元
配列は以下の様になる。
２）、Ｘ３がＸｂ１、Ｘｂ２のブロック範囲上の値を持
つ。Ｙ、Ｚも同様である。これにより構成される多次元
配列は以下の様になる。
【００３５】 （Ｘｂ１、Ｙｂ１、Ｚｂ１）， （Ｘｂ１，Ｙｂ１，Ｚｂ２）， ： （Ｘｂ２，Ｙｂ２，Ｚｂ２） …３２３ 上記において、Ｘｂ１、Ｙｂ１、Ｚｂ１の多次元ブロッ
ク範囲には、（Ｘ１，Ｘ２）、（Ｙ１，Ｙ２）、（Ｚ
１，Ｚ２）の値の組合わせのデータが存在できる。
ク範囲には、（Ｘ１，Ｘ２）、（Ｙ１，Ｙ２）、（Ｚ
１，Ｚ２）の値の組合わせのデータが存在できる。
【００３６】多次元配列の１つのエントリは、キューブ
データへのページｉｄ３２１と連続ページ数３２２から
構成される。
データへのページｉｄ３２１と連続ページ数３２２から
構成される。
【００３７】ページｉｄ３２１は、キューブデータへの
ポインタである。連続ページ数３２２は、多次元ブロッ
ク範囲に存在するデータを実際に記録しているページ数
である。
ポインタである。連続ページ数３２２は、多次元ブロッ
ク範囲に存在するデータを実際に記録しているページ数
である。
【００３８】キューブデータ３３０は、ページヘッダ３
１０とデータベースページ１２０を持つ。
１０とデータベースページ１２０を持つ。
【００３９】図４はデータベースバッファ管理構造を示
す図である。
す図である。
【００４０】データベースバッファ管理構造は以下から
構成される。
構成される。
【００４１】ハッシュテーブル４１０は、データベース
ページを一意に識別するページｉｄをハッシュして得ら
れるＰＣＢへのポインタを持つ。ページ制御情報４２０
は、複数ＰＣＢ群によって構成される。未使用ＰＣＢプ
ール４３０は、ハッシュテーブルにチェインされていな
い、未使用なＰＣＢをチェインする構造である。
ページを一意に識別するページｉｄをハッシュして得ら
れるＰＣＢへのポインタを持つ。ページ制御情報４２０
は、複数ＰＣＢ群によって構成される。未使用ＰＣＢプ
ール４３０は、ハッシュテーブルにチェインされていな
い、未使用なＰＣＢをチェインする構造である。
【００４２】データベースバッファ管理構造に対する操
作は、一般にデータベースページのページｉｄをハッシ
ュし、そのハッシュ値からハッシュテーブルを参照し、
対応するＰＣＢを検索する。対応するＰＣＢが無い場
合、データベースから対応するページを取得し、データ
ベースバッファへ記憶する。
作は、一般にデータベースページのページｉｄをハッシ
ュし、そのハッシュ値からハッシュテーブルを参照し、
対応するＰＣＢを検索する。対応するＰＣＢが無い場
合、データベースから対応するページを取得し、データ
ベースバッファへ記憶する。
【００４３】図５は問合せを解析した問い合わせテーブ
ルを示す図である。
ルを示す図である。
【００４４】問合せテーブル５１０は問合せ解析結果を
示すテーブルである。問合せテーブル５１０は、対象デ
ータベース５１１、オーダテーブルへのポインタ５１
２、オーダテーブルの最終次元へのポインタ５１３、セ
ル条件テーブルへのポインタ５１４から成る。対象デー
タベース５１１は、問合せの対象となる表を示す。オー
ダテーブルへのポインタ５１２はオーダテーブル５２０
の先頭へのポインタである。オーダテーブルの最終次元
へのポインタ５１３は、オーダテーブル５２０の最終の
次元データへのポインタを示す。セル条件テーブルへの
ポインタ５１４は、セル条件テーブル５３０へのポイン
タを示す。
示すテーブルである。問合せテーブル５１０は、対象デ
ータベース５１１、オーダテーブルへのポインタ５１
２、オーダテーブルの最終次元へのポインタ５１３、セ
ル条件テーブルへのポインタ５１４から成る。対象デー
タベース５１１は、問合せの対象となる表を示す。オー
ダテーブルへのポインタ５１２はオーダテーブル５２０
の先頭へのポインタである。オーダテーブルの最終次元
へのポインタ５１３は、オーダテーブル５２０の最終の
次元データへのポインタを示す。セル条件テーブルへの
ポインタ５１４は、セル条件テーブル５３０へのポイン
タを示す。
【００４５】オーダテーブル５２０は、順序ポインタ５
２１、次元ｉｄ５２２、現参照位置５２３、範囲条件テ
ーブルへのポインタ５２４の情報から成る。順序ポイン
タ５２１は問合せの結果をどの次元の順番に出力するか
を示す。例えば、図５の場合、Ｃ、Ｂ、Ａの順序でソー
トされたセルをクライアントへ返却する。次元ｉｄ５２
２は、対象となる多次元データベースに定義されている
次元を一意に識別する識別子を示す。次元とは、表を構
成するフィールド、もしくは列のことである。多次元デ
ータベースを扱う場合、フィールドもしくは列のことを
次元と呼ぶ。
２１、次元ｉｄ５２２、現参照位置５２３、範囲条件テ
ーブルへのポインタ５２４の情報から成る。順序ポイン
タ５２１は問合せの結果をどの次元の順番に出力するか
を示す。例えば、図５の場合、Ｃ、Ｂ、Ａの順序でソー
トされたセルをクライアントへ返却する。次元ｉｄ５２
２は、対象となる多次元データベースに定義されている
次元を一意に識別する識別子を示す。次元とは、表を構
成するフィールド、もしくは列のことである。多次元デ
ータベースを扱う場合、フィールドもしくは列のことを
次元と呼ぶ。
【００４６】現参照位置５２３は、各次元に対応するメ
ンバｉｄを保持する。ここで、メンバとは、次元の定義
域のある定義域値である。メンバに、次元内一意の識別
子を付与した値がメンバｉｄである。メンバｉｄは、定
義域値の定義順に付与される。（定義域値の昇降順に付
与されてもよい。）尚、以下において、多次元空間と呼
称する場合、各次元の定義域値の個数の直積によって表
現される多次元配列である。また、座標とは、その空間
上の１つの組を示す。
ンバｉｄを保持する。ここで、メンバとは、次元の定義
域のある定義域値である。メンバに、次元内一意の識別
子を付与した値がメンバｉｄである。メンバｉｄは、定
義域値の定義順に付与される。（定義域値の昇降順に付
与されてもよい。）尚、以下において、多次元空間と呼
称する場合、各次元の定義域値の個数の直積によって表
現される多次元配列である。また、座標とは、その空間
上の１つの組を示す。
【００４７】本参照位置情報は、多次元データベースを
参照している時、どのメンバｉｄまで参照したかの位置
情報を保持する。範囲条件テーブルへのポインタ５２４
は各次元の参照範囲を表す範囲条件テーブルへのポイン
タである。
参照している時、どのメンバｉｄまで参照したかの位置
情報を保持する。範囲条件テーブルへのポインタ５２４
は各次元の参照範囲を表す範囲条件テーブルへのポイン
タである。
【００４８】セル条件テーブル５３０、範囲条件テーブ
ル５４０はノード構造体５５０の組合せによって構成さ
れる。ノード構造体はノード種別５５１、右ノードへの
ポインタまたはセルｉｄ（５５２）、左ノードへのポイ
ンタまたは値（５５３）より成る。
ル５４０はノード構造体５５０の組合せによって構成さ
れる。ノード構造体はノード種別５５１、右ノードへの
ポインタまたはセルｉｄ（５５２）、左ノードへのポイ
ンタまたは値（５５３）より成る。
【００４９】セル条件テーブル５３０は、問合せに対応
するセルデータの値の条件を表すテーブルである。範囲
条件テーブル５４０は問合せに対応する次元の参照範囲
を表すテーブルである。
するセルデータの値の条件を表すテーブルである。範囲
条件テーブル５４０は問合せに対応する次元の参照範囲
を表すテーブルである。
【００５０】図５に示す問合せテーブルはＳＱＬ文の場
合、以下の様に表現される。
合、以下の様に表現される。
【００５１】ＳＥＬＥＣＴ ＊ ＦＲＯＭ 対象データ
ベース ＷＨＥＲＥ （Ａ≧メンバｉｄ ＡＮＤ Ａ≦メンバｉ
ｄ） ＡＮＤ （Ｂ＝メンバｉｄ１ ＯＲ Ｂ＝メンバｉｄ２ ＯＲ Ｂ＝メンバｉｄ３） …（１） ＡＮＤ （セル＝値１ ＯＲ（（セル≧値２） ＡＮＤ （セル≦値３））） …（２） ＧＲＯＵＰ ＢＹ Ｃ，Ｂ，Ａ ＯＲＤＥＲ ＢＹ Ｃ，Ｂ，Ａ； （１）の部分は多次元データベース上の多次元空間上の
参照範囲を示す条件であり、（２）はその多次元データ
のセルの値に対する条件式である。
ベース ＷＨＥＲＥ （Ａ≧メンバｉｄ ＡＮＤ Ａ≦メンバｉ
ｄ） ＡＮＤ （Ｂ＝メンバｉｄ１ ＯＲ Ｂ＝メンバｉｄ２ ＯＲ Ｂ＝メンバｉｄ３） …（１） ＡＮＤ （セル＝値１ ＯＲ（（セル≧値２） ＡＮＤ （セル≦値３））） …（２） ＧＲＯＵＰ ＢＹ Ｃ，Ｂ，Ａ ＯＲＤＥＲ ＢＹ Ｃ，Ｂ，Ａ； （１）の部分は多次元データベース上の多次元空間上の
参照範囲を示す条件であり、（２）はその多次元データ
のセルの値に対する条件式である。
【００５２】図６は多次元データベース問合せ要求処理
手順を示すフローチャートである。
手順を示すフローチャートである。
【００５３】データベース管理システムへデータベース
への上記したＳＱＬ相当の問合せ要求２２０が入力され
ると、多次元データベース問合せ処理６００が、クライ
アント２１０の問合せ要求の延長で呼び出される。
への上記したＳＱＬ相当の問合せ要求２２０が入力され
ると、多次元データベース問合せ処理６００が、クライ
アント２１０の問合せ要求の延長で呼び出される。
【００５４】問合せの解析６０１では問合せの構文解
析、意味解析等の解析処理を行い、次の多次元データ検
索に必要な問合せテーブル５１０を生成する。問合せの
解析終了後、多次元データ検索６０２が行われる。
析、意味解析等の解析処理を行い、次の多次元データ検
索に必要な問合せテーブル５１０を生成する。問合せの
解析終了後、多次元データ検索６０２が行われる。
【００５５】多次元データ検索６０２が完了すると、そ
の問合せ検索結果をクライアントへ返却する。（６０
３）図７は、多次元データベースにおける多次元データ
検索の処理フローである。
の問合せ検索結果をクライアントへ返却する。（６０
３）図７は、多次元データベースにおける多次元データ
検索の処理フローである。
【００５６】多次元データ検索６０２はデータベースエ
ンジン２３１内で行われる多次元データベースに関する
データベース検索処理を行う。
ンジン２３１内で行われる多次元データベースに関する
データベース検索処理を行う。
【００５７】多次元データ検索は問い合わせテーブル５
１０を入力とし、最終的な処理結果として問い合わせテ
ーブルの範囲条件テーブル５４０で特定される次元空間
内のセル群内で、セル条件テーブル５３０で特定化され
るセル値を保持するセルを返却するための処理を行う。
１０を入力とし、最終的な処理結果として問い合わせテ
ーブルの範囲条件テーブル５４０で特定される次元空間
内のセル群内で、セル条件テーブル５３０で特定化され
るセル値を保持するセルを返却するための処理を行う。
【００５８】セルデータ転送用記憶領域の初期化７０１
は範囲条件テーブルとセル条件テーブルを満足するセル
データを、問い合わせプロセッサ２３０またはクライア
ント２１０へ返却するために一時的に結果を保持する領
域であり、問い合わせプロセッサがその領域を用意して
もよい。
は範囲条件テーブルとセル条件テーブルを満足するセル
データを、問い合わせプロセッサ２３０またはクライア
ント２１０へ返却するために一時的に結果を保持する領
域であり、問い合わせプロセッサがその領域を用意して
もよい。
【００５９】範囲テーブル取得７０２はデータベース２
１３に保持されている範囲テーブル３１０をデータベー
スから取得する。
１３に保持されている範囲テーブル３１０をデータベー
スから取得する。
【００６０】問合せテーブルの現参照位置初期化７０７
では、問合せテーブル５１０内の現参照位置５２３に、
範囲条件テーブル５３０で決まる、検索メンバの初期メ
ンバｉｄを設定する。同現参照位置５２３は、多次元配
列参照における、各次元のカウンタに相当する。
では、問合せテーブル５１０内の現参照位置５２３に、
範囲条件テーブル５３０で決まる、検索メンバの初期メ
ンバｉｄを設定する。同現参照位置５２３は、多次元配
列参照における、各次元のカウンタに相当する。
【００６１】検索範囲判定７０３は、問い合わせテーブ
ル５１０のオーダテーブルの次元ｉｄ５２２毎に指定さ
れている範囲条件テーブル５４０と同オーダテーブル中
の現参照位置５２３、並びに範囲テーブル３１０に基づ
いて検索範囲を全て検索したか否かを判定する処理であ
る。各次元の現参照位置から次に参照すべきメンバｉｄ
を決定する。これは各次元の現参照位置の次のメンバを
決め、それを範囲条件テーブル範囲か否か判定すること
で可能である。もし範囲条件テーブルを評価した結果、
範囲外であることがわかると、オーダテーブルの順序ポ
インタ５２１により、上位の次元を評価する。上位次元
の評価結果が範囲条件テーブルの範囲であれば、再度、
その下位の次元が評価される。
ル５１０のオーダテーブルの次元ｉｄ５２２毎に指定さ
れている範囲条件テーブル５４０と同オーダテーブル中
の現参照位置５２３、並びに範囲テーブル３１０に基づ
いて検索範囲を全て検索したか否かを判定する処理であ
る。各次元の現参照位置から次に参照すべきメンバｉｄ
を決定する。これは各次元の現参照位置の次のメンバを
決め、それを範囲条件テーブル範囲か否か判定すること
で可能である。もし範囲条件テーブルを評価した結果、
範囲外であることがわかると、オーダテーブルの順序ポ
インタ５２１により、上位の次元を評価する。上位次元
の評価結果が範囲条件テーブルの範囲であれば、再度、
その下位の次元が評価される。
【００６２】全検索範囲判定７０３で全検索範囲を検索
したと判断すると、データベースの検索は完了する。検
索が完了していない場合、以下を行う。
したと判断すると、データベースの検索は完了する。検
索が完了していない場合、以下を行う。
【００６３】多次元ブロックページｉｄ取得７０４はキ
ューブデータ３３０を検索する為に、オーダテーブルの
各次元の現参照メンバｉｄと範囲テーブルから多次元ブ
ロックインデックスの該当位置を取得してそのページｉ
ｄを取得する。
ューブデータ３３０を検索する為に、オーダテーブルの
各次元の現参照メンバｉｄと範囲テーブルから多次元ブ
ロックインデックスの該当位置を取得してそのページｉ
ｄを取得する。
【００６４】セル取得７０５は多次元ブロックインデッ
クスのページｉｄ３２１で決定されるキューブデータ上
のページｉｄから参照対象のページを参照して、そのペ
ージに保持されているセルに対して範囲条件テーブル、
セル条件テーブルを適用し、条件を満足するセルを取得
する処理である。セル取得では１つのブロック範囲のみ
を処理する。
クスのページｉｄ３２１で決定されるキューブデータ上
のページｉｄから参照対象のページを参照して、そのペ
ージに保持されているセルに対して範囲条件テーブル、
セル条件テーブルを適用し、条件を満足するセルを取得
する処理である。セル取得では１つのブロック範囲のみ
を処理する。
【００６５】ステップ７０５が完了すると次の検索対象
を判断する為に、次検索メンバ決定７０６を行う。次検
索メンバ決定７０６は、現在参照している検索範囲のあ
る次元の次のメンバを決定する。
を判断する為に、次検索メンバ決定７０６を行う。次検
索メンバ決定７０６は、現在参照している検索範囲のあ
る次元の次のメンバを決定する。
【００６６】図８を用いてセル取得処理を説明する。
【００６７】セル取得処理７０５はページ内に存在する
セル群に対して問い合わせテーブル５１０の各次元の範
囲条件テーブル５４０とセル条件テーブル５３０を適用
し、その条件を満足するセルを返却する処理である。
セル群に対して問い合わせテーブル５１０の各次元の範
囲条件テーブル５４０とセル条件テーブル５３０を適用
し、その条件を満足するセルを返却する処理である。
【００６８】セル取得処理７０５には多次元ブロックペ
ージｉｄ取得７０４で取得された多次元ブロックインデ
ックスのページｉｄ３２１と問い合わせテーブル５１０
が入力される。
ージｉｄ取得７０４で取得された多次元ブロックインデ
ックスのページｉｄ３２１と問い合わせテーブル５１０
が入力される。
【００６９】バッファサーチ８０１は入力された多次元
ブロックインデックスのページｉｄ３２１から当該ペー
ジがデータベースバッファ１５０上に存在するか否か検
索する。バッファ上の検索は、ページｉｄ３２１をハッ
シュしてハッシュテーブル４１０上の位置を決定し、そ
のハッシュテーブルに格納されているポインタを手繰
り、同一ハッシュ値を持つ各ＰＣＢのページｉｄ１１２
がページｉｄ３２１と同一か否か判定する。
ブロックインデックスのページｉｄ３２１から当該ペー
ジがデータベースバッファ１５０上に存在するか否か検
索する。バッファ上の検索は、ページｉｄ３２１をハッ
シュしてハッシュテーブル４１０上の位置を決定し、そ
のハッシュテーブルに格納されているポインタを手繰
り、同一ハッシュ値を持つ各ＰＣＢのページｉｄ１１２
がページｉｄ３２１と同一か否か判定する。
【００７０】データベースバッファ上に当該ページｉｄ
が存在しない場合、使用されていないバッファ管理情報
であるＰＣＢ１１０を未使用ＰＣＢプール４３０から取
得する。もし、未使用プールに未使用ＰＣＢが存在しな
い場合、バッファ管理で一般に利用されるＬＲＵ管理の
手法により最古ページを破棄し、未使用のＰＣＢを確保
する。
が存在しない場合、使用されていないバッファ管理情報
であるＰＣＢ１１０を未使用ＰＣＢプール４３０から取
得する。もし、未使用プールに未使用ＰＣＢが存在しな
い場合、バッファ管理で一般に利用されるＬＲＵ管理の
手法により最古ページを破棄し、未使用のＰＣＢを確保
する。
【００７１】他のトランザクションにＰＣＢを利用され
ないようにするため当該ＰＣＢを占有状態にして、ＰＣ
Ｂの各フィールドを設定する。（８０３） 入力されたページｉｄ３２１で一意に決定されるページ
をキューブデータからデータベースバッファへ読み込
む。（８０５） ＰＣＢに現在処理中のトランザクションｉｄを保持す
る。（８０６） データベースバッファ上に当該ページが存在する場合、
当該ＰＣＢを占有する。（８０７） 現在処理中のトランザクションとＰＣＢのトランザクシ
ョンｉｄ１１５、処理中トランザクションが処理する順
序ｉｄ（問い合わせテーブルのオーダテーブルの次元の
並び）とＰＣＢ上の順序ｉｄが一致するか否か判定す
る。（８０８） ステップ８０８で一致する場合、問い合わせテーブル５
１０のオーダテーブル５２０の現参照位置５２３に従
い、再開セル位置を設定する。
ないようにするため当該ＰＣＢを占有状態にして、ＰＣ
Ｂの各フィールドを設定する。（８０３） 入力されたページｉｄ３２１で一意に決定されるページ
をキューブデータからデータベースバッファへ読み込
む。（８０５） ＰＣＢに現在処理中のトランザクションｉｄを保持す
る。（８０６） データベースバッファ上に当該ページが存在する場合、
当該ＰＣＢを占有する。（８０７） 現在処理中のトランザクションとＰＣＢのトランザクシ
ョンｉｄ１１５、処理中トランザクションが処理する順
序ｉｄ（問い合わせテーブルのオーダテーブルの次元の
並び）とＰＣＢ上の順序ｉｄが一致するか否か判定す
る。（８０８） ステップ８０８で一致する場合、問い合わせテーブル５
１０のオーダテーブル５２０の現参照位置５２３に従
い、再開セル位置を設定する。
【００７２】ステップ８０８で一致しない場合、ステッ
プ８１０を行う。
プ８１０を行う。
【００７３】ステップ８０８は問い合わせテーブル５１
０のオーダテーブル５２０で記述される次元の順序に従
い、ページ内を問い合わせテーブル５２０で定義したソ
ート状態に従い、ソートし、そのオーダｉｄをＰＣＢに
保持する。
０のオーダテーブル５２０で記述される次元の順序に従
い、ページ内を問い合わせテーブル５２０で定義したソ
ート状態に従い、ソートし、そのオーダｉｄをＰＣＢに
保持する。
【００７４】現セル位置初期化８１１は上記ステップ８
０８でソートしたページに対してセル参照位置の初期化
を行う。
０８でソートしたページに対してセル参照位置の初期化
を行う。
【００７５】ステップ８１２はセル位置に対応するセル
のメンバ値を復元する。（８１２） 復元した各次元のセルｉｄに従い当該セルが範囲条件テ
ーブル５４０の範囲内か否か判定する。もし範囲条件テ
ーブルの範囲内でなければ検索の完了となる。
のメンバ値を復元する。（８１２） 復元した各次元のセルｉｄに従い当該セルが範囲条件テ
ーブル５４０の範囲内か否か判定する。もし範囲条件テ
ーブルの範囲内でなければ検索の完了となる。
【００７６】上記で範囲条件テーブルの範囲内であれ
ば、セル条件テーブルを評価し、そのセルが検索対象で
あるか否か判定する。（８１４） 検索対象であればセルデータをセルデータ転送用記憶領
域へ複写する。（８１５） セル位置に従い、次のセルが存在するか否か判定する。
（８１６） もし存在すればステップ８１２を行う。
ば、セル条件テーブルを評価し、そのセルが検索対象で
あるか否か判定する。（８１４） 検索対象であればセルデータをセルデータ転送用記憶領
域へ複写する。（８１５） セル位置に従い、次のセルが存在するか否か判定する。
（８１６） もし存在すればステップ８１２を行う。
【００７７】もし存在しなければ、次のページの有無判
定を行う。
定を行う。
【００７８】次のページの有無判定（８１７）はページ
の有無を判定する処理である。
の有無を判定する処理である。
【００７９】次のページが存在する場合、現在参照して
いるＰＣＢを解放（８１８）し、次のページの検索を行
う。次のページがない場合、終了する。
いるＰＣＢを解放（８１８）し、次のページの検索を行
う。次のページがない場合、終了する。
【００８０】
【発明の効果】本発明によれば、データベース管理シス
テムにおいて発生するソート処理を高速化し資源を最小
化する。
テムにおいて発生するソート処理を高速化し資源を最小
化する。
【図１】本発明によるデータベース管理システムのオー
ダソート対応データベースバッファ管理構造を示す図で
ある。
ダソート対応データベースバッファ管理構造を示す図で
ある。
【図２】データベース問合せ要求処理手順を示す図であ
る。
る。
【図３】多次元ブロックインデックスを設けた多次元デ
ータベース構造を示す図である。
ータベース構造を示す図である。
【図４】データベースバッファ管理構造を示す図であ
る。
る。
【図５】第５図は問合せを解析した問い合わせテーブル
を示す図である。
を示す図である。
【図６】多次元データベース問合せ要求処理手順を示す
フローチャートである。
フローチャートである。
【図７】多次元データベースにおける多次元データ検索
処理のフローチャートである。
処理のフローチャートである。
【図８】多次元データベースにおける多次元データセル
取得処理のフローチャートである。
取得処理のフローチャートである。
１１０…ＰＣＢ、 １２０…データベースページ、
１３０…区画情報、１４０…ページヘッダ、２１０…ク
ライアント、 ２１１…サーバ、２１２…データベ
ース管理システム、２１３…データベース、３１０…範
囲テーブル、 ３２０…多次元ブロックインデック
ス、３３０…キューブデータ、 ４１０…ハッシュテー
ブル、４２０…ページ制御情報、 ５１０…問合せテー
ブル、５２０…オーダテーブル、 ５３０…セル条件テ
ーブル、５４０…範囲条件テーブル、５５０…ノード構
造体。
１３０…区画情報、１４０…ページヘッダ、２１０…ク
ライアント、 ２１１…サーバ、２１２…データベ
ース管理システム、２１３…データベース、３１０…範
囲テーブル、 ３２０…多次元ブロックインデック
ス、３３０…キューブデータ、 ４１０…ハッシュテー
ブル、４２０…ページ制御情報、 ５１０…問合せテー
ブル、５２０…オーダテーブル、 ５３０…セル条件テ
ーブル、５４０…範囲条件テーブル、５５０…ノード構
造体。
Claims (8)
- 【請求項１】記憶領域を複数のブロック領域に分割し、
同ブロック領域に複数のフィールドで構成する複数のレ
コードを記憶する記憶装置と記憶装置上のデータを参照
するデータベース管理方法において、前記ブロック毎に
レコードのソート状態を示す順序識別子を持つ、ことを
特徴とするデータベース管理方法。 - 【請求項２】請求項１におけるデータベース管理方法で
あって、任意の処理単位がブロックを処理する場合、ブ
ロックに記録された順序識別子を参照し、その順序識別
子の状態によりソートの実行を決定する、ことを特徴と
するデータベース管理方法。 - 【請求項３】請求項１におけるデータベース管理方法で
あって、任意の処理単位がブロックを処理する場合、ブ
ロックに記録された順序識別子を参照し、参照処理単位
が処理可能な順序識別子に変更されるまで処理保留し、
処理可能な順序識別子になった場合処理再開する、こと
を特徴とするデータベース管理方法。 - 【請求項４】記憶領域を複数のブロック領域に分割し、
同ブロック領域に複数のフィールドで構成する複数のレ
コードを記憶する記憶装置と記憶装置上のデータを参照
するデータベース管理方法において、前記ブロック毎に
ブロックのソート状態を更新した処理単位識別子とソー
ト状態を示す順序識別子を持つ、ことを特徴とするデー
タベース管理方法。 - 【請求項５】請求項４におけるデータベース管理方法で
あって、任意の処理単位がブロックを処理する場合、ブ
ロックに記録された処理単位識別子と順序識別子を参照
し、その処理単位識別子と順序識別子の状態によりソー
トの実行を決定する、ことを特徴とするデータベース管
理方法。 - 【請求項６】記憶領域を複数のブロック領域に分割し、
同ブロック領域に複数のフィールドで構成する複数のレ
コードを記憶する記憶装置と記憶装置上のデータを参照
するデータベース管理方法において、前記ブロックを管
理する管理情報毎にレコードのソート状態を示す順序識
別子を持つ、ことを特徴とするデータベース管理方法。 - 【請求項７】請求項６におけるデータベース管理方法で
あって、任意の処理単位がブロックを処理する場合、前
記ブロックを管理する管理情報に記録された順序識別子
を参照し、その順序識別子の状態によりソートの実行を
決定する、ことを特徴とするデータベース管理方法。 - 【請求項８】請求項６におけるデータベース管理方法で
あって、任意の処理単位がブロックを処理する場合、前
記ブロックを管理する管理情報に記録された順序識別子
を参照し、参照トランザクションが処理可能な順序識別
子に変更されるまで処理保留し、処理可能な順序識別子
になった場合処理再開する、ことを特徴とするデータベ
ース管理方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9156364A JPH113260A (ja) | 1997-06-13 | 1997-06-13 | データベース管理方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9156364A JPH113260A (ja) | 1997-06-13 | 1997-06-13 | データベース管理方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH113260A true JPH113260A (ja) | 1999-01-06 |
Family
ID=15626147
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP9156364A Pending JPH113260A (ja) | 1997-06-13 | 1997-06-13 | データベース管理方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH113260A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2012008725A (ja) * | 2010-06-23 | 2012-01-12 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | データをソートする装置及び方法 |
| JP2020528607A (ja) * | 2017-07-24 | 2020-09-24 | エヌチェーン ホールディングス リミテッドＮｃｈａｉｎ Ｈｏｌｄｉｎｇｓ Ｌｉｍｉｔｅｄ | ブロックチェーンネットワークにおいて大規模分散メモリプールを管理するためのコンピュータ実装されたシステム及び方法 |
-
1997
- 1997-06-13 JP JP9156364A patent/JPH113260A/ja active Pending
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2012008725A (ja) * | 2010-06-23 | 2012-01-12 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | データをソートする装置及び方法 |
| US8725734B2 (en) | 2010-06-23 | 2014-05-13 | International Business Machines Corporation | Sorting multiple records of data using ranges of key values |
| US9213782B2 (en) | 2010-06-23 | 2015-12-15 | International Business Machines Corporation | Sorting multiple records of data using ranges of key values |
| US9658826B2 (en) | 2010-06-23 | 2017-05-23 | International Business Machines Corporation | Sorting multiple records of data using ranges of key values |
| US9727308B2 (en) | 2010-06-23 | 2017-08-08 | International Business Machines Corporation | Sorting multiple records of data using ranges of key values |
| JP2020528607A (ja) * | 2017-07-24 | 2020-09-24 | エヌチェーン ホールディングス リミテッドＮｃｈａｉｎ Ｈｏｌｄｉｎｇｓ Ｌｉｍｉｔｅｄ | ブロックチェーンネットワークにおいて大規模分散メモリプールを管理するためのコンピュータ実装されたシステム及び方法 |
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