JP2000330835A

JP2000330835A - 記憶装置及びデータ記憶構造

Info

Publication number: JP2000330835A
Application number: JP11139636A
Authority: JP
Inventors: Yasuo Yamane; 康男山根
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1999-05-20
Filing date: 1999-05-20
Publication date: 2000-11-30
Anticipated expiration: 2019-05-20
Also published as: US6701319B1; JP3859110B2

Abstract

(57)【要約】【課題】オフセット空間に要求される各種の条件を満た
してアクセス効率の良いオフセット空間を実現する。【解決手段】二次記憶のオフセット空間３０を、超立方
体（ハイパー・キューブ）３４のデータ格納構造として
実現する超立方体構成部１８と、超立方体３４のデータ
構造を利用して、要求されたオフセット空間の領域に高
速にアクセスするアクセス処理部２０とを設ける。超立
方体構成部１８は、次元、ノード（頂点）及び辺により
超立方体３４を定義し、オフセット空間を分割構成する
先頭ページ（トップページ）３２−０から最終ページ３
２−ｎまでの各々を、超立方体３４のノードに割り当て
ると共に、先頭ページ３２−０のノードから後続ページ
のノードに向けてページ間をリンクする辺を設定する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ハードディスクド
ライブ等による二次記憶上のアドレス空間を構築するた
めの記憶装置及び記憶構造に関し、特に、二次記憶上の
オフセット空間を超立方体のデータ格納構造で実現する
記憶装置及びデータ記憶構造に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来より計算機のアドレス空間は、主記
憶上に実現されるアドレス空間に加え、ディスクドライ
ブ等の外部記憶装置を用いた二次記憶上で実現されるア
ドレス空間を使用している。

【０００３】以下の説明では、主記憶上のアドレス空間
と区別するために、二次記憶上のアドレス空間のことを
オフセット空間と呼ぶことにする。また、このオフセッ
ト空間上でのアドレスを単にオフセットと呼ぶことにす
る。

【０００４】オフセット空間の例としては、代表的なオ
ペレーティングシステム（ＯＳ）であるＵＮＩＸのファ
イルシステムがあげられる。オフセットは、通常のアド
レス空間やＵＮＩＸファイルと同様、バイト単位で０か
ら順に１，２、３，・・・とふられるものとする。

【０００５】最近のデータベースには、ＣＡＤのデータ
や分子構造など複雑なデータや、画像、文書などのマル
チメディアなどの長大データを格納することが要求され
ている。一方、当然に、従来からの数値や文字データ、
レコードなどの比較的単純なデータや、少量のデータも
扱えることが要求されている。これらの要求は、オフセ
ット空間によって統一的に扱うことができる。このため
オフセット空間は、アクセス効率が良いように実現され
ていることが望ましい。

【０００６】オフセット空間が複雑で長大なデータと同
時に単純で少量のデータを統一的に格納するという要求
を満たす理由をより詳しく説明する。（１）複雑なデータの格納最近のデータベースでは、ＣＡＤデータや分子構造など
の複雑なデータも扱えることが要求されている。複雑な
データは一般に木やネットワーク状の構造をとりうる。

【０００７】これらのデータを二次記憶で実現するため
には、主記憶上のデータ構造のように領域にアドレスが
ふられ、アドレスでデータ構造同士をリンクできること
が望ましい。その際、プログラミングの容易さやスペー
ス効率の観点から、アドレスはなるべく簡略なものが望
ましい。オフセット空間はこの要求を満たす。（２）長大データの格納最近のデータベースでは、画像、文書などの長大データ
を格納することが要求されている。これらのデータはフ
ァイルとして格納されることが多い。オフセット空間は
上記のように概念的にファイルを含んでおり、長大デー
タを格納することができる。

【０００８】具体的には、ｎバイトの長大データがあっ
た時、その長大データをオフセット空間のオフセット０
からｎ−１までに格納することによって、長大データを
格納することができる。オフセット空間はこの要求を満
たす。（３）単純データの格納オフセット空間には、複雑なデータが格納できるので、
当然、従来からの文字列、数値やレコードも格納でき
る。しかし、単純なデータの場合、一般には量も少な
い。データが１ページに収まるような場合、データベー
スでは、当然ながら１ページに格納する。

【０００９】したがって、このような場合、オフセット
空間も１ページ単位で実現できることが望ましい。ま
た、従来からデータベースには、オーバフローをどう解
決するかという問題がある。オフセット空間はこれにも
見通しのよい解を与える。（４）ページを意識させないデータベースでは、ページと呼ばれる固定長、例えば４
ＫＢの領域に分けてデータを格納する。ページは二次記
憶と主記憶間の入出力の単位である。ＯＳにおける入出
力の単位も一般にこのページである。

【００１０】図１６に示すように、ページ１００は、通
常、ヘッダ部１０２とデータ部１０４に分かれる。ユー
ザデータを格納する場合、そのデータとは別にシステム
側の情報が必要である。たとえば、ユーザデータの大き
さとか、空き領域がどれくらいあるかといった情報であ
る。これらの情報を管理情報と呼ぶことにする。

【００１１】データ部１０４には、ユーザデータ及び場
合によっては管理情報が格納される。ヘッダ部１０２に
は管理情報が格納される。

【００１２】図１７は、データベースにおけるデータの
格納の様子の一例を示すものである。この例ではレコー
ドＲ１、レコードＲ２が０ページ１００−０に格納され
ている。次にレコードＲ３を挿入しようとした場合、も
し、０ページ１００−０に入らないのであれば、新しい
１ページ１００−１が獲得され、レコードＲ３は１ペー
ジ１００−１に格納される。

【００１３】データベースのシステムを構築する場合、
一般に、このページを意識してプログラミングが行われ
る。例えば、図１７のレコードＲ１が更新されることを
考える。もしレコードＲ１の長さが増え、しかも０ペー
ジ１００−０に入り切らなくなった場合、解決策の１つ
としては、図１８のように、新たに２ページ１００−２
を確保し、更新後のレコードＲ１のある部分、あるい
は、レコードＲ１全体を移すという手段がある。

【００１４】図１８では、レコードＲ１は更新後に二つ
の部分レコードＲ１１、レコードＲ１２になり、レコー
ドＲ１１は０ページ１００−０に、レコードＲ１２は２
ページ１０４−２に格納された場合を示す。このように
一まとまりのデータが１つのページに収まらなくなる状
態をオーバフローと呼ぶ。

【００１５】このオーバフローはページを意識する一例
である。オフセット空間を用いた場合、一般には、オー
バフローやページを意識することなく、データを扱うこ
とができる。ただし、実現の仕方にもよるが、領域の連
続性の問題があるので、コピーしなければならないなど
の状況は生じる。図１９は、図１８のオーバフローした
レコードがオフセット０〜７９９９のオフセット空間に
格納された様子を示す。

【００１６】

【従来技術】従来、オフセット空間の代表的な例として
はＵＮＩＸ等のＯＳにおけるファイルシステムがある。
ＵＮＩＸのファイルシステムの特徴は以下の通りであ
る。（１）オフセット空間ＵＮＩＸのファイルはオフセット空間と考えられる。Ｕ
ＮＩＸファイルのデータには、各バイトに先頭から０、
１、２、・・・とオフセットがふられている。（２）管理ページを別に管理ＵＮＩＸでは、ユーザデータと管理情報を別々のページ
で管理している。この管理情報を格納するページを管理
ページと呼ぶことにする。（３）管理ページは木構造管理ページはバランスしていない木構造として実現され
ている。（４）領域管理の機能がない主記憶上のアドレス空間では、領域管理の機能が提供さ
れている。具体的には、ＵＮＩＸでは、malloc（），fr
ee（）という関数がサポートされていて、大きさがsize
の領域を確保したい場合、 address ＝ mlloc(area) ；と、この関数を呼ぶことによって、システム側が主記憶
上にある連続領域を確保し、そのアドレスを「address
」として返す。

【００１７】また、 free(address) とすることによって、この領域は開放される。「addres
s 」に対応する領域を開放しない限り、この領域がmall
oc（）で再度渡されることはない。しかし、ＵＮＩＸの
オフセット空間であるファイルには、この主記憶空間の
領域管理機能はない。

【００１８】ＵＮＩＸにあるのは、あるオフセットから
ｎバイトの領域にユーザが指定した主記憶上のｎバイト
の連続領域（これを「ユーザバッファ」と呼ぶ）の内容
を書き込む処理や、逆にあるオフセットからｎバイトの
内容をユーザが指定したｎバイトのユーザバッファに読
み込むといった処理である。ただし、この領域管理はデ
ータベースなどではレコードの領域などに関して行われ
ている。（５）バッファへのコピー二次記憶上にあるページは、システムが管理するバッフ
ァへコピーされるが、更にそこから主記憶上のユーザバ
ッファへコピーされる。これは、ページにまたがった領
域の連続性が保証されないためである。

【００１９】

【発明が解決しようとしている問題点】しかしながら、
このような従来システムにおいてアクセス効率のよいオ
フセット空間を実現するためには次のような課題が残さ
れている。（１）データアクセスの効率性オフセット空間を実現する場合、まず最も単純な方法と
して、オフセット空間を構成するページを線状にリンク
することが考えられる。

【００２０】図２０に、オフセット空間を構成するペー
ジを線状にリンクする例を示す。この例では、最初の０
ページ１００−０にオフセット０〜３９９９のデータが
格納され、次の１ページ１００−１にオフセット４００
０〜７９９９のデータが格納され、最後の２ページ１０
０−２にオフセット８０００〜１１９９９のデータが格
納されている。

【００２１】このように、線状にリンクを張った場合、
後ろのデータにアクセスするには途中のページを辿らな
ければならず、入出力の回数、即ち入出力のコストがか
かる。例えば、図２０において、オフセットが１０００
０の領域にアクセスしようとすると、まず０ページ１０
０−０にアクセスし、次に１ページ１００−１にアクセ
スし、それから２ページ１００−２にアクセスしなけれ
ばならない。即ち、３回の入力が必要になる。

【００２２】図２１は、オフセット空間を構成するペー
ジを木状にリンクする例を示す。この場合、先頭のペー
ジには後ろに存在する全てのベージのリンク情報が入っ
ている。このように木状にリンクすると、オフセット１
００００の領域にアクセスする場合、まず先頭の０ペー
ジ１００−０にアクセスした後に、そのリンク情報Ｌ０
２によって２ページ１００−２にすぐアクセスできるの
で、２回の入力で済む。ＵＮＩＸのファイルシステム
は、バランスしていない木状のリンクでオフセット空間
を実現している。

【００２３】（２）ユーザデータと管理情報の共存ＵＮＩＸのファイルシステムでは、管理情報とユーザデ
ータは別ページに格納されている。このため、あるユー
ザデータにアクセスする場合、まず管理ページにアクセ
スし、そのあとにユーザページにアクセスすることにな
る。即ち、少なくとも２回の入力が必要になる。管理情
報とユーザデータが同じページに格納されていれば、こ
の問題が解決される。

【００２４】図２０及び図２１は、管理情報とユーザデ
ータを同じページに格納した例になっており、これは一
般にデータベースでとられる方式である。

【００２５】（３）拡張できるオフセット空間の実現ユーザデータは最初は少量だが、後で追加、更新されて
より大きくなっていくことが多い。即ち、オフセット空
間は拡張できることが望ましい。また、もしオフセット
空間の大きさの最大値が小さいと、それ以上追加や更新
ができなくなってしまう。

【００２６】したがって、最大値の制限もなるべくゆる
やかなことが望ましい。オフセット空間を大きくする方
法としては、例えば図２１の場合、木が１段だが、この
構造を複数段にすることにより実現できる。ＵＮＩＸで
も段数を増加して拡張する方式がとられている。

【００２７】（４）ユーザデータと管理情報のバランス比較的少量のデータの場合、先頭の０ページになるべく
データを格納することが、アクセス効率の面から望まし
い。管理情報が多いと、ユーザデータが圧迫されて先頭
の０ページに入るべきデータが追い出され、アクセス効
率が悪くなるからである。

【００２８】一方、長大データの場合は、全体の入出力
回数が問題となるため、逆に先頭の０ページや木構造の
上位のページには、なるべく管理情報を入れておくこと
が望ましい。すなわち、データ量によって、ユーザデー
タと管理情報のバランスを調節できることが望ましい。

【００２９】（５）連続領域と不連続領域の実現長大データのような場合、例えば、１００００バイトの
データを格納する場合、図２１で、０ページ１００−０
のオフセット０から２ページ１００−２の９９９９まで
に、このデータを格納すればよい。

【００３０】しかし、逆にオフセット空間に格納したこ
の１００００バイトのデータにアクセスする場合、オフ
セット０から３９９９までは同じ０ページ１００−０に
格納されているので、連続しているが、オフセット４０
００から７９９９まで、及び８０００から９９９９まで
はそれぞれ１ページ１００−１、２ページ１００−２と
いう別ページに格納されるため、連続してはアクセスで
きない。

【００３１】そこで、このようにデータが複数ページに
分かれてオフセット空間に格納されている場合、一般に
１００００バイトのデータが入るユーザが用意したユー
ザバッファの先頭から順に、オフセット０〜３９９９、
オフセット４０００〜７９９９、オフセット８０００〜
９９９９のデータを順次コピーすることによって、連続
した情報としてアクセスできるようにする。

【００３２】長大データを連続してアクセスするため
に、一般に、ユーザバッファにコピーするこの方法がと
られている。しかし、この場合、コピーするコストがか
かる。

【００３３】一方、たとえば１００バイトといった小さ
いデータの場合は、１つのページ上に、１００バイトの
領域を連続した領域としてとることが可能である。この
場合は、ユーザバッファにコピーする必要はなく、連続
した領域として直接アクセスできる。

【００３４】アクセス効率の良いオフセット空間を実現
するためには、この両者が実現できることが望ましい。
また、連続領域の大きさの最大値も大きい方が望まし
い。

【００３５】本発明は、このようなオフセット空間に要
求される各種の条件を満たしてアクセス効率の良いオフ
セット空間を実現するための記憶装置及び記憶構造を提
供することを目的とする。

【００３６】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。（超立方体構造）本発明の記憶装置は、図１（Ａ）のよ
うに、二次記憶のオフセット空間３０を、超立方体（ハ
イパー・キューブ）３４のデータ格納構造として実現す
る超立方体構成部１８と、超立方体３４のデータ構造を
利用して、要求されたオフセット空間３０の領域に高速
にアクセスするアクセス処理部２０とを備えたことを特
徴とする。

【００３７】超立方体構成部１８は、図１（Ｂ）のよう
に、次元ｄ、ノード（頂点）及び辺により超立方体３４
を定義し、オフセット空間を分割構成する先頭ページ
（トップページ）３２−０から最終ページ３２−ｎまで
の各々を、超立方体３４のノードに割り当てると共に、
先頭ページ３２−０のノードから後続ページのノードに
向けてページ間をリンクする辺を設定する。

【００３８】アクセス処理部２０は、要求されたオフセ
ットとサイズ（バイト数）に基づき、超立方体３４の次
元ｄ、ノード及び辺で決まるルートに従って要求ページ
にアクセスする。

【００３９】このように本発明は、オフセット空間を超
立方体状に構成することにより、効率の良いデータアク
セスを実現する。

【００４０】ここで、辺については、超立方体の通常の
辺を全て用いるのではなく、超立方体３４のように、ペ
ージを割り当てた状態で木を構成する部分の辺のみを用
いる。これは、データアクセスのために全ての辺が必要
なわけではなく、ノードを含む木の部分があれば、アク
セス効率を損ねることなく、実現できるためである。

【００４１】図１（Ｂ）の超立方体３４のノードが、オ
フセット空間を１６のページから構成した図１（Ａ）の
０ページ３２−０〜１５ページ３２−１５に対応する。
超立方体の各ノードにふられた番号がページ番号であ
る。データは番号の小さい方から順に格納される。

【００４２】例えば１ページのデータ部４ＫＢ（４０９
６バイト）とすると、オフセット０〜３９９９が０ペー
ジ３２−０に、オフセット４０００〜７９９９が１ペー
ジ３２−１に、オフセット８０００〜１１９９９が２ペ
ージ３２−２に，・・・という具合に格納される。

【００４３】ここでデータが０ページ３２−０に収まる
間は、０ページ３２−０のみが存在する。０ページ３２
−１にデータ収まらなくなると、超立方体構成部１８は
１ページ３２−１を確保し、オフセット空間３０が拡張
される。以降、同様に、２ページ３２−２、３ページ３
２−３，・・・ｎページ３２−ｎの順に拡張されてい
く。

【００４４】超立方体３４には、ノード数が増えても一
つのノードから出る辺の数がそれほど増えないという性
質がある。ここで例えばｎ次元の超立方体の場合、ノー
ドの数は２のｎ乗になるが、１つのノードから出る辺の
数は高々ｎであり、全体の辺の数は、木であることを考
慮すると、ノード数より１つ少ない２のｎ乗マイナス１
（＝２n −１）となる。

【００４５】また、元のノードから最も遠いノードまで
の距離、即ち辿る辺の数がそれほど大きくならないとい
う好ましい性質がある。

【００４６】このため、超立方体の構造は並列計算機な
どでも使われている。並列計算機でも一つのノード、即
ちプロセッサからでる通信線の数は増やしたくないが、
通信コストを少なくするため、ノード間の平均距離も短
くしたいという要求があり、超立方体がバランスがとれ
た構造になっている。本発明は、このような超立方体の
性質を用いて距離と辺の数とのバランスをとり、アクセ
ス効率の良いオフセット空間を実現する。（ユーザデータと管理情報の共存）超立方体構成部１８
は、図１（Ｄ）のように、各ページをヘッダ部３６とデ
ータ部３８で構成し、ヘッダ部３６に超立方体のノード
に割り当てた後続ページへのリンク情報を格納する。こ
のため、アクセス処理部２０は、先頭ページから要求ペ
ージに向けて各ページのリンク情報を参照しながら順次
アクセスする。

【００４７】超立方体構成部１８は、ヘッダ部３６のリ
ンク情報として、リンク先のページ識別子４６、後続す
るページ中の獲得可能な最大領域サイズ４８、及び後続
する部分超立方体の最後のオフセット５０を設定する。

【００４８】このためアクセス処理部２０は、自己のペ
ージ領域に要求オフセットが含まれる場合は、超立方体
のルート探索を終了して該当する領域のデータをアクセ
スする。また自己のページ領域に要求オフセットが含ま
れない場合は、要求オフセットが含まれる相続ルートの
ページを選択してアクセスする。

【００４９】このように本発明は、基本的にユーザデー
タと管理情報を同じページ入れる構造をとっている。こ
れはアクセス効率を考慮してユーザデータと管理情報の
共存を実現するためである。更に本発明は、ユーザデー
タと管理情報の割合をどの程度にするかカスタマイズで
きるようにしている。極端な場合、トップページに関し
ては管理情報だけにすることも可能である。（次元と辺の長さによるカスタマイズ）超立方体構成部
１８は、図１（Ｃ）のように、超立方体３４のノードを
含む辺上に割り当てるページの数を辺の長さｅと定義し
た場合、辺の長さｅを３以上に設定し、一辺に存在する
ページ数を３以上とすることができる。尚、図１（Ｂ）
は辺の長さが２の場合である。

【００５０】超立方体構成部１８は、超立方体３４の次
元ｄ、ノードを含む辺の長さｅを調整することにより、
各種の要求に適応したオフセット空間を実現する。

【００５１】通常言われている超立方体では、１つの辺
には２つのノードがのるが、本発明では、１つの辺に３
つ以上のノードがのる構成を更に考えている。ここで辺
にｅ個のノードがのっている場合、その辺の長さはｅで
あるということにする。

【００５２】図１（Ｃ）のように、辺に３個のページが
並ぶ場合、辺の長さｅは３である。また、図１（Ｂ）の
場合は辺の長さｅは２である。本発明では、次元ｄと辺
の長さｅを調節できるようにしている。

【００５３】ここで、辺に乗っているページは０ページ
に近い方の頂点のノードのページから１回の入力でアク
セスできることを意味している。例えば、図１（Ｂ）の
０ページから、１ページ又は２ページにアクセスするに
は、ともに１回の入力で済む。これは０ページに、同じ
辺にある１ページと２ページへのリンク情報を格納する
ためである。

【００５４】更に詳しく説明すると次のようになる。い
ま図１（Ｂ）のように、辺に２つのノードがのっている
場合、例えばノード４とノード６の間の辺に注目する
と、その辺のノードのうち、ノード０に近いノード４か
らその辺の別のノードであるノード６へアクセスするた
めのリンク情報は１つ必要である。ノード６では、ノー
ド０に戻る方向のノード４に関するリンク情報は必要な
く、ノード７に関するリンク情報だけでよい。

【００５５】１つの辺上にｅ＝３個のっている場合、例
えば図１（Ｃ）のノード１８、１９、２０がのっている
辺に注目すると、その辺のノード０に近い端のノード１
８にノード１９，２０の各々に向かうための（ｅ−１）
個、即ち２個のリンク情報が必要になる。逆にノード１
９、２０に関してはノード１８に戻る方向のリンク情報
は必要ない。

【００５６】このように、辺の長さｅを３以上にできる
ようにし、次元ｄと辺の長さｅを調節できることによ
り、オフセット空間に対するいろいろな要求に対応する
ことができる。例えば、次のような相異なる要求に対応
できる。

【００５７】データ量が１ページに収まることが最初
からわかっており、リンクは必要なく、トップページに
なるべくたくさんのユーザデータを入れたい。

【００５８】将来データ量が多くなる可能性があり、
そのためのリンクも必要だが、最初少量なので、トップ
ページにもデータを入れたい。

【００５９】データ量が多いので、トップページはリ
ンク情報ばかりでよいが、とにかく、リンクを辿る手間
を少なくして、アクセス効率を高めたい。

【００６０】（空間の拡張）超立方体構成部１８は、予
め構成した超立方体３４上にページを割り当てたオフセ
ット空間が一杯になった場合、新たな超立方体をリンク
してオフセット空間を拡張することができる。

【００６１】本発明では、次元ｄ及び辺の長さｅで指定
された超立方体までページを増してオフセット空間を大
きくしていくことがまず可能である。最初からこれらの
ページをとっておく必要はない。例えば、図１（Ｂ）の
例では、０ページから始まり１５ページまで拡張でき
る。しかし、１５ページまでくると満杯の状態になる。

【００６２】もし、これ以上拡張できないとすると、デ
ータ量がどの程度になるかわからないような場合、次元
ｄや辺の長さｅを必要以上に大きく指定しなければなら
ない等の状況が生じ、不便な場合がある。そこで、最初
に構成したオフセット空間が一杯になった場合、新たな
超立方体をリンクしてオフセット空間を拡張できるよう
にする。

【００６３】ただし、初期設定した超立方体のオフセッ
ト空間を越える拡張は、アクセス効率が悪くなるので多
用すべきでなく、データの大きさが予想される時は、き
ちんと次元ｄや辺の長さｅを指定すべきである。（連続領域と不連続領域の実現）超立方体構成部１８
は、超立方体３４に割り当てるページの大きさを異なら
せてもよい。例えば超立方体３４に割り当てるページの
大きさを、最小サイズ及び最小サイズの倍数又はべき乗
の倍数とする。例えば最小サイズを４ＫＢとすると、２
のべき乗の倍数となる８ＫＢ，１６ＫＢ，３２ＫＢ，・
・・のページサイズとする。

【００６４】ページの大きさを例えば４ＫＢと固定して
も、二次記憶上ではデータは一般に不連続になる。しか
し、ユーザがバッファ上に連続領域を用意すれば、ペー
ジからバッファにコピーすることによって連続領域とし
てアクセスできる。しかし、コピーするコストはかか
る。

【００６５】そこで本発明は、８ＫＢ，１６ＫＢ，３２
ＫＢ，・・・といったページサイズを持つことで、４Ｋ
Ｂで収まらないデータを連続領域としてコピーすること
なく、直接アクセスすることが可能である。

【００６６】また本発明は、データ記憶構造そのものを
提供するものであり、外部記憶装置により構築された２
次記憶のオフセット空間と、このオフセット空間を、超
立方体のデータ格納構造として実現する超立方体構成部
１８とを備える。この超立方体構成部１８の詳細は、記
憶装置の場合と同じである。

【００６７】

【発明の実施の形態】＜目次＞１．一辺にページが２個並ぶ超立方体データ格納構造２．一辺にページが３個以上並ぶ超立方体データ格納構
造３．次元と辺の長さによるカスタマイズ４．オフセット空間の拡張と連続領域の実現１．一辺にページが２個並ぶ超立方体データ格納構造図２は、本発明の超立方体データ構造が適用される一般
的な計算機を例にとったハードウェア構成のブロック図
である。

【００６８】図２において、本発明の記憶装置は、中央
処理装置１０、主記憶装置１２、２次記憶装置として使
用するディスク装置１４、更に本発明の超立方体データ
格納構造を実現する超立方体データ構造装置１６を備
え、これらをバス２２で接続する。ディスク装置１４と
しては、ハードディスクドライブ以外に光ディスクドラ
イブ、半導体メモリ装置など適宜の２次記憶装置が使用
できる。

【００６９】超立方体データ構造装置１６には、超立方
体構成部１８とアクセス処理部２０が設けられる。超立
方体構成部１８は、２次記憶のオフセット空間を超立方
体のデータ格納構造として実現する。また、アクセス処
理部２０は、超立方体のデータ構造を利用して、中央処
理装置１０から要求されたオフセット空間の領域に高速
にアクセスする。

【００７０】図３は、図２のハードウェア構成を前提と
した本発明の機能構成のブロック図である。

【００７１】図３において、図２のディスク装置１４で
実現される２次記憶上のオフセット空間３０は、例えば
０ページ３２−０〜１５ページ３２−１５の１６ページ
で構成されている。ここで、オフセット空間３０は、中
央処理装置１０の論理空間を主記憶装置１２の主記憶空
間と共に構成している。

【００７２】具体的には、図４に示すように中央処理装
置１０の論理空間（ＣＰＵ空間２６）の上位アドレス側
に主記憶装置１２の主記憶空間２８が割り当てられ、主
記憶空間２８に続いて２次記憶上のオフセット空間３０
が割り当てられている。

【００７３】超立方体データ構造装置１６に設けた超立
方体構成部１８は、例えば図５のような超立方体３４の
データ格納構造を実現する。この超立方体３４は、図３
のようにオフセット空間１６を１６個のページ３２−０
〜３２−１５で構成する場合に適用される。

【００７４】超立方体３４によるデータ格納構造は、超
立方体の次元ｄと一辺に存在するページ数で定義される
辺の長さｅの指定で構造が決められる。図５の超立方体
３４は、次元ｄが２次元で、辺の長さｅが２、すなわち
一つの辺に２個のページが並ぶ場合である。

【００７５】また、超立方体の頂点となるノードがオフ
セット空間３０のページに対応しており、各ノードに図
３の０ページ３２−０〜１５ページ３２−１５に対応し
たページを示すノード番号０〜１５を割り当てている。

【００７６】図６は、図５の超立方体３４のデータ格納
構造に適用される図３のオフセット空間３０のページの
データ構造であり、０ページとなるトップページ３２−
０を例にとっている。このページのデータ構造は、ヘッ
ダ部３６とデータ部３８で構成される。

【００７７】ヘッダ部３６には、［ｈｅａｄｅｒ０］で
示すヘッダ固定領域４０、「ｎｏＮｅｘｔ」で示される
後続ページ数格納領域４２、更にｎｅｘｔ［０］〜ｎｅ
ｘｔ［３］の配列で示される１ページリンク情報４４−
１，２ページリンク情報４４−２，４ページリンク情報
４４−３及び８ページリンク情報４４−４が格納され
る。尚、「ｎｏＮｅｘｔ」は、「ｎｏ．ｏｆｎｅｘ
ｔ」の略である。

【００７８】データ部３８には、ユーザデータが一回の
アクセス単位に格納され、例えば「ａｒｅａ１」のデー
タ領域５２−１と「ａｒｅａ２」のデータ領域５２−２
が使用されている。

【００７９】次にヘッダ部３６の各管理情報を詳細に説
明する。まずヘッダ部３６のページ毎のリンク情報を説
明する。図６のトップページ３２−０の場合、図５の超
立方体３４から明らかなように、トップページから辿る
ことのできる隣接するページは１ページ、２ページ、４
ページ、８ページの４つがあることから、図６のヘッダ
部３６の配列ｎｅｘｔ［０］〜配列ｎｅｘｔ［３］に
は、それぞれ１ページリンク情報４４−１、２ページリ
ンク情報４４−２、４ページリンク情報４４−３、及び
８ページリンク情報４４−４のそれぞれが格納される。

【００８０】これらの各ページリンク情報４４−１〜４
４−４は、図７にリンク情報４４−ｉとして取り出して
示すデータ構造をもつ。即ち、リンク情報４４−ｉは、
「ｐａｇｅＩｄ」で示されたページＩＤ４６、「ｍａｘ
ＡｒｅａＳｉｚｅ」で示されたマックスエリアサイズ４
８、更に「ｌａｓｔＯｆｆｓｅｔ」で示されたラストオ
フセット５０を格納している。

【００８１】このリンク情報４４−ｉは、現在ページか
らアクセスする別のページに関する情報のことである。
このリンク情報のうち、ページＩＤ４６には、隣接する
ページのページ識別子が格納される。このページ識別子
４６によって、隣接する次のページにアクセスすること
ができる。

【００８２】通常、リンク情報というとページ識別子の
ような情報を指すことが多いが、本発明にあっては、こ
のページ識別子に加え、更にマックスエリアサイズ４８
やラストオフセット５０などを含む広い意味で用いてい
る。

【００８３】次のマックスエリアサイズ４８には、隣接
するページ、及びその配下にあるページの中で獲得でき
る最大の連続領域の大きさが「配下ページ中の獲得可能
な最大領域サイズ」として格納される。ここで配下と
は、例えば図５の超立方体３４において、隣接するペー
ジを４ページとすると、配下のページは５ページ、６ペ
ージ、７ページとなる。また７ページであれば、配下の
ページはない。

【００８４】マックスエリアサイズ４８は、ページ内に
連続領域を実現するために必要な情報であり、長大デー
タのようにページ間に分けられた不連続なデータをつな
ぎ合わせてバッファ上にデータを構成するような場合に
は必要無い。

【００８５】ここで本発明にあっては、部分超立方体と
いう用語を導入する。図５の超立方体３４における４ペ
ージ、５ページ、６ページ、７ページの部分について別
の見方をすると、これらのページにより同様に超立方体
を構成している。この様に超立方体３４の中の部分的な
超立方体を部分超立方体と呼ぶことにする。例えば、４
ページ、５ページ、６ページ、７ページから成る部分超
立方体は４ページをルートとする部分超立方体と呼ぶこ
とにする。

【００８６】このため７ページだけから成る部分超立方
体も考えられる。更に、０ページをルートとする全体的
な超立方体３４も特別な部分超立方体と考えられる。こ
の様な部分超立方体についても次元を考えることができ
る。４ページをルートとする部分超立方体は２次元、ペ
ージ７をルートとする部分超立方体の次元は０次元、０
ページをルートとする部分超立方体の次元は４次元であ
る。

【００８７】また、図５の超立方体３４におけるページ
番号を付けた各ノードの次元を、以下の説明で使うため
に便宜的に定義しておく。即ち、あるノードの次元をそ
のノードをルートとする部分超立方体の次元に等しいも
のとして定義する。例えば、４ページのノードは２次
元、７ページのノードは０次元である。

【００８８】部分超立方体という言葉を使うと、図７の
マックスサイズエリア４８には隣接するページをルート
とする超立方体の中で獲得できる最大の連続領域の大き
さが格納されるということができる。このマックスエリ
アサイズ４８の値を見ることで、後続のページにアクセ
スする前に現在のページのアクセスで新たに領域が獲得
できるかどうかを判定することができる。

【００８９】次のラストオフセット５０には、隣接する
ページをルートとする部分超立方体の最後のオフセット
が格納される。このラストオフセット５０の値によっ
て、あるオフセットをもった領域にアクセスする場合、
どのページにアクセスすれば良いかが分る。

【００９０】このラストオフセット５０の値の別の設定
方式としては、長大データのように不連続な領域をつな
げ合わせる場合、ページの大きさを例えば４ＫＢと固定
し、隣接するページのラストオフセット５０に、その隣
接するノードをルートとする部分超立方体でとれる最大
のオフセットの値を設定することも考えられる。

【００９１】再び図６を参照するに、ヘッダ部３６の
「ｎｏＮｅｘｔ」で示された後続ページ数格納部４２に
は、トップページから辿ることのできるページ数、例え
ば図５の超立方体３４の場合には、「４」が格納され
る。

【００９２】またヘッダ部３６の先頭の「ｈｅａｄｅｒ
０」で示されたヘッダ固定領域４０には、それ以外の管
理情報が格納される。この管理情報としては、例えば０
ページでどれだけのスペースが連続領域のために空きで
残っているかというような管理情報を格納する。

【００９３】ヘッダ部３６に続いて設けられたデータ部
３８には、ユーザデータを格納するためのデータ領域が
上から順にとられる。この例では、「ａｒｅａ１」と
「ａｒｅａ２」で示す２つのデータ領域５２−１，５２
−２がとられている。この場合データ領域５２−１のオ
フセットは０、長さは４Ｂである。またデータ領域５２
−２のオフセットは４、長さは８Ｂである。

【００９４】図６は、図３のトップページ３２−０のデ
ータ構造を例にとるものであったが、残りの１ページ〜
１５ページのデータ構造も基本的には図６のトップペー
ジと同様である。トップページと異なる点は、ヘッダ部
３６の「ｎｏＮｅｘｔ」で示された後続ページ数格納領
域４２が、そのページから更に辿れるページの数を格納
することとなり、トップページより数が少なくなる点で
ある。

【００９５】例えば、後続ページ数格納領域４２には、
１ページや１５ページなどでは「０」が格納され、２ペ
ージや６ページなどでは「１」が格納され、４ページや
１２ページでは「２」が格納され、更に８ページでは
「３」が格納される。

【００９６】図８は、図３のオフセット空間３０のデー
タ構造の内容を図５の超立方体３４に対応したルートの
リンクで表わして、一部を具体的に示している。即ち図
６に示した０ページ３２−０に格納している４つのペー
ジリンク情報に対応して１ページ３２−１、２ページ３
２−２、４ページ３２−４及び８ページ３２−８のそれ
ぞれが配置される。

【００９７】この場合、１ページ３２−１は後続するペ
ージがないことから「ｈｅａｄｅｒ１」のヘッダ固定領
域のみがヘッダ部に設けられ、それ以外はすべてデータ
部となっている。

【００９８】２ページ３２−２、４ページ３２−４及び
８ページ３２−８のそれぞれについては、後続するペー
ジが存在する事から後続ページ数格納領域４２に後続ペ
ージ数「１」「２」「３」がそれぞれ格納され、更に後
続ページ数に対応した数のページリンク情報が配列ｎｅ
ｘｔ［ｉ］により格納されている。

【００９９】更に２ページ３２−２には次の３ページ３
２−３がリンクし、４ページ３２−４には次の５ページ
３２−５及び６ページ３２−６のそれぞれがリンクし、
６ページ３２−６は更に７ページ３２−７にリンクして
いる。

【０１００】また８ページ３２−８は次の９ページ、１
０ページ、１２ページにリンクしている。尚、説明の都
合上ページのデータ構造は８ページ３２−８及び６ペー
ジ３２−６までを示している。

【０１０１】ここで、オフセット空間を使用してデータ
ベースを構築する場合、データベースでは入出力はコス
トがかかるので入出力回数を減らすことが重要である。
本発明にあっては、オフセット空間での入出力を考える
にあたって「距離」という用語を導入する。即ち、オフ
セット空間に於いて、各ページにアクセスするために必
要な入力回数を各ページまでの距離、あるいは各ページ
の距離と呼ぶことにする。

【０１０２】図９は、図５の超立方体３４のデータ格納
構造を用いて０ページから１５ページを格納した場合の
各ページまでの距離、即ち各ページにアクセスするため
に要する入出力回数を各ノードに１〜５の数値で示して
表わしている。

【０１０３】例えば、図５の０ページにアクセスするた
めには、１回の入力が必要であるので、距離は図９のよ
うに「１」である。また図５の１ページにアクセスする
ためには、まず０ページにアクセスし、それから１ペー
ジにアクセスするため２回の入力が必要であるので距離
は図９に示すように「２」である。同様に図５の３ペー
ジでは図９のように距離は「３」、図５の１５ページで
は図９のように距離は「５」となる。

【０１０４】ここで、ノードの距離という言葉で定義し
たのは、入出力回数といっても同じであるが、図９から
分かるように幾何学的にイメージし易くするためであ
る。

【０１０５】この距離という言葉を用いると、オフセッ
ト空間の平均入出力回数は各ページまでの平均距離とし
て求める事ができる。図５の超立方体３４の場合、図９
のような距離をもつ事からこの場合の平均距離は次式で
与えられる。（１×１＋２×４＋３×６＋４×４＋５×１）／１６＝
３一方、図２０の従来構造に示したように各ページを線状
にリンクしてオフセット空間を実現した場合の平均距離
は次式で与えられる。（１＋２＋３＋Ｐ４＋・・・＋１６）／１６＝８．５更に図２１の従来構造のように各ページを一段の木状に
リンクしてオフセット空間を実現した場合の平均距離は
次式で与えられる。（１×１＋２×１５）／１６＝１．９４この場合トップページに格納されるリンク情報の数は１
５となる。

【０１０６】図７に示した本発明の超立方体の場合は、
ページ内に設けるリンク情報の最大数は、トップページ
の４が最大である。このように本発明の超立方体によっ
て、オフセット空間の平均距離とリンク情報の数のバラ
ンスを取ることができる。

【０１０７】図１０は、図３の超立方体データ構造装置
１６に設けているアクセス処理部２０による超立方体デ
ータ格納構造を利用したオフセット空間のアクセス処理
のフローチャートである。

【０１０８】ステップＳ１で中央処理装置１０より論理
アドレス及びサイズをパラメータに含むアクセスコマン
ド、具体的にはリードコマンドやライトコマンドを受領
すると、次のステップＳ２で論理アドレスをオフセット
アドレスに変換する。このオフセットアドレスへの変換
は、図４に示したように論理空間２６に対する主記憶空
間２８が分かっていることから主記憶空間２８のサイズ
アドレスを引く事でオフセット空間３０のアドレスとな
るオフセットを求めることができる。

【０１０９】続いてステップＳ３に進み、超立方体デー
タ構造上の０ページから順番に各ページのヘッダ部に設
けているページリンク情報を参照しながら要求ページに
アクセスする。

【０１１０】最終的にステップＳ４で要求ページのオフ
セットアドレスからサイズ分のデータをアクセスして処
理を終了する。この場合、リードアクセスであれば要求
ページのオフセットアドレスからサイズ分のデータをリ
ードして要求元に転送する。ライトアクセスであれば、
要求ページのオフセットアドレスからサイズ分のデータ
に対する書き込みを行う。

【０１１１】尚、詳細は割愛するが、本発明の自明な適
用実施形態としては、１つのオフセット空間で１つのフ
ァイルを実現することが考えられる。この場合は、２次
記憶上に複数のオフセット空間が実現される。

【０１１２】また、データベースシステムの１つのペー
ジを１つのオフセット空間で実現することも考えられ
る。この場合も２次記憶上に複数のオフセット空間が実
現される。２．１辺にページが３個以上並ぶ超立方体データ格納構
造図１１は、本発明の超立方体データ格納構造の他の実施
形態であり、この実施形態にあっては、図５の１辺に２
個のページが並べる超立方体３４を拡張し、超立方体３
４の１辺に３個以上のページを並べるようにしたことを
特徴とする。

【０１１３】即ち、図１１の超立方体３４にあっては、
次元ｄは４であるが、１辺に並べるページの数を３個、
即ち辺の長さｅを３と指定することで超立方体３４を構
成している。この場合、オフセット空間に格納すること
のできるページ数は最大で８１ページとなる。

【０１１４】このように超立方体３４の辺に３個以上の
ページを乗せることにより、各ページに設けるリンク情
報は増えてしまうが、ページ間の平均距離を減らすこと
ができる。

【０１１５】図１２は、図１１の超立方体３４のデータ
格納構造を実現するためのページデータ構造であり、ト
ップページ６０−０を例にとっている。この場合もペー
ジのデータ構造はヘッダ部３６とデータ部３８で構成さ
れる。ヘッダ部３６には図６と同様、「ｈｅａｄｅｒ
１」で示されるヘッダ固定領域４０、「ｎｏＮｅｘｔ」
で示される後続ページ数格納領域４２が設けられる。

【０１１６】更に０ページにつながる次のページのリン
ク情報が格納されるが、この実施形態にあっては１辺に
３個のページを割り当てているため、図６の場合の４つ
のページリンク情報の２倍となる８つのページ情報が格
納されている。

【０１１７】即ち図１１の超立方体３４の０ページから
辿れる隣接するページは、１ページ、２ページ、３ペー
ジ、６ページ、９ページ、１８ページ、２７ページ、５
４ページの８ページである。この内、同一辺上には１ペ
ージと２ページ、３ページと６ページ、９ページと１８
ページ、２７ページと５４ページのそれぞれが存在す
る。

【０１１８】図１３は、図１１の１辺に３個ページを並
べた場合の超立方体３４における各ページまでの入力回
数となる距離を１〜５の数字で表わしている。この場合
の各ページまでの平均距離は次式で与えられる。（１×１＋２×８＋３×２４＋４×３２＋５×１６）／
８１＝３．６６・・・即ち、各ページにアクセスするための平均入力回数は、
ページが全体で８１ページあるにもかかわらず、約３．
６６回となっている。またページに格納されるリンク情
報の数もトップページの８個が最大である。

【０１１９】これに対し図２０の従来例のように、８１
ページを線状にリンクしてオフセット空間を実現した場
合の平均距離は次式となる。（１＋２＋３＋４＋・・・＋８１）／８１＝４１また図２１のように、８１ページを１段の木状にリンク
してオフセット空間を実現した場合の平均距離は次式で
与えられる。（１×１＋２×８０）／８１＝１．９９ここで図２１の場合の平均距離が約１．９９回と最小に
なるが、この場合にトップページに格納されるリンク情
報の数は８０となり、本発明におけるトップページのリ
ンク情報の数が高々８であるのに比べるとリンク情報の
数が各段に多い。３．次元と辺の長さによるカスタマイズ本発明の超立方体データ格納構造にあっては、オフセッ
ト空間のアクセスにおいて要求されるユーザによる各種
の条件に適合したカスタマイズのための調整が可能であ
る。このカスタマイズを説明する前に、オフセット空間
が何バイトの空間からなるかを示すオフセット空間の大
きさを説明する。

【０１２０】本発明による超立方体データ格納構造を用
いたオフセット空間のスペースサイズは、ページの大き
さが固定であれば、超立方体の次元ｄと辺の長さｅの指
定で決まる。ページの大きさは可変でも構わないが、説
明を簡単にするため、ここではページの大きさは固定で
ｐバイトとする。また次元をｄ、辺の長さをｅ、この場
合のオフセット空間の大きさをＳ（ｄ，ｅ）で表わすこ
とにする。

【０１２１】また図６及び図１２に示した各ページのヘ
ッダ部３６におけるヘッダ固定領域４０の大きさをｈバ
イト、後続ページとなる子供がいる場合に作られる後続
ページ数格納部４２をａバイト、同じく子供がいる場合
に作られる配列ｎｅｘｔ［］のページリンク情報の１つ
の大きさをｂバイトとする。

【０１２２】更に次元ｉのノードの個数をＮＣ（ｉ，
ｄ，ｅ）で表わし、この次元ｉのノードのスペースの大
きさをノードスペースＮＳ（ｉ，ｅ）で表わす。このノ
ードスペースＮＳ（ｉ，ｅ）は、次元ｄには依存しな
い。このように定義した場合、オフセット空間のスペー
スサイズＳ（ｄ，ｅ）は次式で与えられる。 S(d,e)=Sum[i=0,d]NS(i,e)＊NC(i,d,e) （１）但し、S(d,e)：オフセット空間サイズｐ：ページサイズｄ：次元ｅ：辺の長さｈ：ヘッダ固定領域のバイト数ａ：noNextのバイト数ｂ：配列nextのバイト数ここで、（１）式におけるSum[i=0,d]は、その関数をｆ
（ｉ）とすると Sum[i=0,d]f(i)＝f(0)＋f(1)＋・・・＋f(n) を表わしている。また、このスペースサイズＳ（ｄ，
ｅ）をもつオフセット空間を構築する超立方体の次元ｉ
のノード個数ＮＣ（ｉ，ｄ，ｅ）は次式で与えられる。

【０１２３】

【数１】

【０１２４】ここで、（２）式の右辺２段目のｅ＾(d-i
-1) は、ｅの(d-i-1) 乗を意味する。

【０１２５】更に次元ｉのノードスペースＮＳ（ｉ，
ｅ）は次式で与えられる。

【０１２６】

【数２】

【０１２７】本発明にあっては、超立方体についてその
次元ｄと辺の長さｅをユーザが指定できるようにしてお
り、この値をユーザが指定することによって次のような
カスタマイズを行うことができる。（１）格納するデータ量が多い場合次元ｄや辺の長さｅを大きくする。（２）格納するデータ量が比較的少ない場合この場合はユーザデータをたくさん入れ、管理情報を少
なくしたい。このためには次元ｄや辺の長さｅを少なく
することによって実現できる。（３）平均距離と管理情報のバランスを取りたい場合この場合は次元ｄと辺の長さｅとして上記２つの中間的
な値を指定する。（４）平均距離を短くしたい場合この場合は辺の数ｅを多くすることによって実現でき
る。但し、この場合には同じページ内に入るユーザデー
タの量はリンク情報により圧迫され、少なくなる。

【０１２８】このカスタマイズの（４）の平均距離を短
くしたい場合について詳細に説明すると次のようにな
る。

【０１２９】ノードの平均距離を短くしたい場合、即ち
入力回数を少なくして高速アクセスしたい場合の最も極
端な構成は、トップページを全て管理情報で一杯にする
ことである。即ち、オフセット空間のスペースサイズＳ
（ｄ，ｅ）を求める（１）式で示した記号を使用する
と、トップページを管理情報で一杯にした場合の辺の長
さｅは次のように表わされる。ｅ＝floor （（ｐ−ｈ−ａ）／ｂ＊ｄ＋１）（４）但し、floor （）は、括弧内の値以下の最大の整数を意
味する。いまページの大きさｐを４ＫＢ（＝４０９６バ
イト）、ヘッダ部３６の固定領域４０の長さｈを９６バ
イト、後続ページを持つ子供がいる場合に作られる後続
ページ数格納領域４２の大きさａを４バイト、同じく子
供がいる場合に作られるリンク情報４４−ｉの１つの要
素の大きさｂを１２バイトに仮定する。この場合、次
元ｄ、辺の長さｅ、及びそのとき実現できるオフセット
空間の大きさ、即ちスペースサイズＳ（ｄ，ｅ）の関係
は、図１４の表に示すようになる。この図１４の表でオ
フセット空間の大きさ、即ちスペースサイズＳ（ｄ，
ｅ）の計算は前記（１）式を使用している。また計算し
た辺ｅの長さは非常に大きい。

【０１３０】この場合、オフセット空間の大きさは、お
およそ０次元のノードのスペースの大きさの合計で決ま
る。即ち、次式でスペースサイズＳ（ｄ，ｅ）が算出さ
れる。 S(d,e)〜NS(0,d,e) ＊NC(0,d,e) ＝(e-1) ＊ｅ＾(d-1) ＊(p-h) （５）この（５）式で「〜」は、おおよそ等しいことを表わし
ている。図１４は（５）式で算出したオフセット空間の
概算結果であるが、実際のオフセット空間の大きさは図
１４の表の値よりも若干大きくなる。この図１４の結果
から明らかなように、比較的少ない段数即ち次元ｄで非
常に大きなオフセット空間を構築することができる。４．オフセット空間の拡張と連続領域の実現図５及び図１１に示した本発明のデータ格納構造を実現
する超立方体３４にあっては、次元ｄと辺の長さｅで指
定された超立方体のノード数によりオフセット空間の最
大ページ数が決まっており、使用したページ数が最大ペ
ージ数に達してオフセット空間が一杯になった場合、本
発明にあっては更に、超立方体のデータ格納構造を増加
してオフセット空間の拡張機能を備える。

【０１３１】このオフセット空間の拡張は、再帰的拡張方法再構成による拡張方法等を用いる。

【０１３２】図１５は、再帰的方法によるオフセット空
間の拡張である。超立方体３４で決まるオフセット空間
が一杯になった場合、例えば１５ページは通常リンクを
持たないが、ここで拡張のために１５ページの構造を０
ページと同じものにする。即ち、１５ページから０ペー
ジと同じ構造を持つ超立方体６２を追加し、１６ページ
から３１ページまで拡張可能とする。

【０１３３】更に、拡張した超立方体６２において、３
１ページまで一杯になった場合には、同様に３１ページ
から０ページと同じように、０ページからの超立方体を
拡張し、３２ページから４７ページまで拡張可能とす
る。このようにして本発明の超立方体は、基本的にはデ
ィスク装置等の二次記憶の領域が許す限りいくらでも拡
張できるようにすることが可能である。

【０１３４】次に再構成による拡張方法を説明する。再
構成による拡張方法は、最初に指定した次元ｄと辺の長
さｅで構成した超立方体によるオフセット空間が一杯に
なった場合、例えば次元ｄを増加させる方法である。但
し、このように次元ｄを増加させた場合にはページ内の
管理情報を大きくする必要があり、一杯になった際のオ
フセット空間の情報を別の領域に複写した後に次元ｄを
増加させて、もう一度各ページの管理情報を作り直す必
要がある。

【０１３５】次に本発明の超立方体データ格納構造にお
いて、ページの大きさに依存せずに連続領域を実現する
ための実施形態を説明する。連続領域を実現するために
は、より大きなサイズのページを実現すればよい。より
大きなページのサイズを設定する方法としては次のもの
がある。

【０１３６】最小ページ例えば４ＫＢの最小ページの
倍数分のページである８ＫＢ，１２ＫＢ，１６ＫＢ，・
・・のページを用いる。

【０１３７】最小ページ例えば４ＫＢの最小ページの
倍々となる大きさのページ、即ち最小ページに２のべき
乗の倍数を乗じた例えば４ＫＢ，８ＫＢ，１６ＫＢ，・
・・というページを用いる。

【０１３８】このような大きさのページを実現する場
合、ページ開始位置を示すポインタはページを連続な領
域として見えるようにしなければならない。そのために
はシステム側でこれらの大きさのページを乗せる連続し
たバッファを用意する必要がある。

【０１３９】しかしながら、これらの大きさのページは
二次記憶上では必ずしも連続である必要はない。例えば
全て二次記憶上では４ＫＢの大きさに分けられており、
この場合、システムが準備したバッファにコピーするこ
とで例えば８ＫＢ，１２ＫＢ，１６ＫＢ，・・・といっ
た連続領域に見せればよい。

【０１４０】次に図６及び図１２に示した各ページにお
いて、データ部におけるデータの格納状態を管理するた
めのページ管理領域の実現方法を説明する。このページ
内のデータ部３８におけるデータの格納状態を示すペー
ジ領域管理の情報は、ヘッダ部３６の固定格納領域４０
に管理情報を格納している。

【０１４１】ページ内のデータ格納状態を管理するため
のページ領域管理の第１の方法としては、主記憶の領域
管理と同様な方法を使用すればよい。

【０１４２】即ち、ページ内のデータ部３８に格納して
いる例えばデータ領域５２−１，５２−２とアドレスの
対応関係を示すリストを作成し、このリストに従って各
領域を管理し、領域が開放された場合はその領域の再利
用を可能とする。

【０１４３】第２のページ内のデータ格納領域の状態を
管理するページ領域管理の実現方法としては、ヒープに
よる方法がある。このヒープによる方法は、主記憶の領
域管理に比べると、より簡単な方法である。

【０１４４】まずヒープと呼ばれる連続した領域をデー
タ部３８に確保しておき、このヒープ領域の先頭位置
に、最初にあるポインタを設けて示しておく。アクセス
により領域が要求された場合には、ポインタから要求さ
れた長さ分だけの領域を介し、ポインタを要求領域分だ
け進めておく。しかしながら、このヒープによる方法
は、使用済みの領域が途中で開放されても、その開放が
わからないことから、再利用はできない。

【０１４５】尚、本発明は上記の実施形態に限定され
ず、その目的と利点を損なわない適宜の変形を含む。ま
た本発明は上記の実施形態に示した数値による限定は受
けない。

【０１４６】

【発明の効果】以上説明してきたように本発明によれ
ば、次の効果が得られる。

【０１４７】まずデータ格納構造として超立方体の構造
をとっているため、アクセス効率の良いオフセット空間
が実現できる。具体的には、従来からのデータ、複雑な
データ、長大データを効率よくアクセスして格納するこ
とができる。

【０１４８】また、オフセット空間に対する多様な要求
への対応が適切にできる。例えば、超立方体のページま
での入力回数を示す辺の長さを３以上でも可能としたこ
とと、この辺の長さと次元の２つのパラメータによって
管理情報とユーザ情報のバランスをカスタマイズでき、
いろいろなオフセット空間に対する要求に適切に応える
ことができる。

【０１４９】具体的な要求としては、データ量が多い場
合、あるいは多くなる可能性がある場合、更には長大デ
ータの場合、トップページに管理情報を集めるようにす
ることで全体の平均アクセス効率を高めるという要求に
応えることができる。

【０１５０】またデータ量が少ない場合には、トップペ
ージの管理情報を少なくし、なるべくユーザデータの部
分がトップページの管理情報に圧迫されないようにする
ことで、アクセス回数をトップページに集中させること
で効率を高めることができる。

【０１５１】更に両者の中間的な場合について、管理情
報とユーザデータをバランスよく共存させることができ
る。また本発明にあっては、予め指定した次元と辺の長
さで決まる超立方体のデータ格納構造を持つオフセット
空間でページ単位に必要な分だけ拡張でき、更にオフセ
ット空間が一杯になった場合には新たな超立方体のデー
タ構造を持つ拡張空間の追加あるいは次元の増加による
再構成で、最初に指定したオフセット空間より大きな空
間に拡張することができる。

【０１５２】更に、ユーザが用意したシステム上の領域
にコピーすることなく、オフセット空間上のページサイ
ズを変えることにより空間内に連続領域をとり、この連
続領域のデータをユーザにコピーの手間をかけることな
く提供することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図

【図２】本発明のハードウェア構成のブロック図

【図３】本発明の機能構成のブロック図

【図４】本発明における論理空間、主記憶空間及びオフ
セット空間の説明図

【図５】次元ｄを４次元、辺の長さｅを２とした本発明
の超立方体のデータ記憶構造の説明図

【図６】図３の０ページのデータ構造の説明図

【図７】図６のヘッダ部に設けたリンク情報の説明図

【図８】図５の超立方体に従って格納した図３のオフセ
ット空間の説明図

【図９】図５の超立方体の距離を示した説明図

【図１０】図３の超立方体データ構造装置によるオフセ
ット空間アクセス処理のフローチャート

【図１１】次元ｄを４次元、辺の長さｅを３とした本発
明の超立方体のデータ記憶構造の説明図

【図１２】図１１の０ページのデータ構造の説明図

【図１３】図１１の超立方体の距離を示した説明図

【図１４】図１１の超立方体データ構造でトップページ
にのみ管理情報を格納した場合の次元ｄと辺の長さｅに
対するオフセット空間の大きさの対応関係の説明図

【図１５】図５の超立方体のオフセット空間が満杯にな
った場合の拡張構造の説明図

【図１６】オフセット空間におけるページ構造の一般的
な説明図

【図１７】ページによるデータ格納の説明図

【図１８】ページに格納しているデータがオーバフロー
した場合のベージ拡張の説明図

【図１９】オフセット空間でのページ格納状態の説明図

【図２０】ページの線状のリンクで実現されるオフセッ
ト空間の説明図

【図２１】ページの木状のリンクで実現されるオフセッ
ト空間の説明図

【符号の説明】

１０：中央処理装置１２：主記憶装置１４：ディスク装置（二次記憶装置）１６：超立方体データ構造装置１８：超立方体構成部２０：アクセス処理部２２：バス２６：論理空間２８：主記憶空間３０：オフセット空間３２−０：０ページ（トップページ）３２−１〜３２−ｎ：１〜ｎページ３４，６０：超立方体３６：ヘッダ部３８：データ部４０：ｈｅａｄｅｒｉ（ｉペーシ空き領域情報等）４２：ｏｎＮｅｘｔ（トップペーシから辿るページ数）４４−ｉ：配列ｎｅｘｔ［ｉ］（リンク情報）４６：pageId（ページ識別子）４８：maxAreaSize （は以下ページ中の獲得可能な最大
領域サイズ）５０:lastOffset(そのページをルートとする部分超立方
体の最後のオフセット）６２：拡張超立方体

─────────────────────────────────────────────────────

【手続補正書】

【提出日】平成１２年５月１２日（２０００．５．１
２）

【手続補正１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】請求項１３

【補正方法】変更

【補正内容】

【手続補正２】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００１４

【補正方法】変更

【補正内容】

【００１４】図１８では、レコードＲ１は更新後に二つ
の部分レコードＲ１１、レコードＲ１２になり、レコー
ドＲ１１は０ページ１０４−０に、レコードＲ１２は２
ページ１０４−２に格納された場合を示す。このように
一まとまりのデータが１つのページに収まらなくなる状
態をオーバフローと呼ぶ。

【手続補正３】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００１６

【補正方法】変更

【補正内容】

【００１６】

【従来技術】従来、オフセット空間の代表的な例として
はＵＮＩＸ等のＯＳにおけるファイルシステムがある。
ＵＮＩＸのファイルシステムの特徴は以下の通りであ
る。（１）オフセット空間ＵＮＩＸのファイルはオフセット空間と考えられる。Ｕ
ＮＩＸファイルのデータには、各バイトに先頭から０、
１、２、・・・とオフセットがふられている。（２）管理ページを別に管理ＵＮＩＸでは、ユーザデータと管理情報を別々のページ
で管理している。この管理情報を格納するページを管理
ページと呼ぶことにする。（３）管理ページは木構造管理ページはバランスしていない木構造として実現され
ている。（４）領域管理の機能がない主記憶上のアドレス空間では、領域管理の機能が提供さ
れている。具体的には、ＵＮＩＸでは、malloc（），fr
ee（）という関数がサポートされていて、大きさがsize
の領域を確保したい場合、 address ＝ malloc(area) ；と、この関数を呼ぶことによって、システム側が主記憶
上にある連続領域を確保し、そのアドレスを「address
」として返す。

【手続補正４】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００４１

【補正方法】変更

【補正内容】

【００４１】図１（Ｂ）の超立方体３４のノードが、オ
フセット空間１６のページから構成した図１（Ａ）の０
ページ３２−０〜１５ページ３２−１５に対応する。超
立方体の各ノードにふられた番号がページ番号である。
データは番号の小さい方から順に格納される。

【手続補正５】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００４８

【補正方法】変更

【補正内容】

【００４８】このためアクセス処理部２０は、自己のペ
ージ領域に要求オフセットが含まれる場合は、超立方体
のルート探索を終了して該当する領域のデータをアクセ
スする。また自己のページ領域に要求オフセットが含ま
れない場合は、要求オフセットが含まれる後続ルートの
ページを選択してアクセスする。

【手続補正６】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００８８

【補正方法】変更

【補正内容】

【００８８】部分超立方体という言葉を使うと、図７の
マックスエリアサイズ４８には隣接するページをルート
とする超立方体の中で獲得できる最大の連続領域の大き
さが格納されるということができる。このマックスエリ
アサイズ４８の値を見ることで、後続のページにアクセ
スする前に現在のページのアクセスで新たに領域が獲得
できるかどうかを判定することができる。

【手続補正７】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】００９１

【補正方法】変更

【補正内容】

【００９１】再び図６を参照するに、ヘッダ部３６の
「ｎｏＮｅｘｔ」で示された後続ページ数格納領域４２
には、トップページから辿ることのできるページ数、例
えば図５の超立方体３４の場合には、「４」が格納され
る。

【手続補正８】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１１９

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１１９】これに対し図２０の従来例のように、８１
ページを線状にリンクしてオフセット空間を実現した場
合の平均距離は次式となる。（１＋２＋３＋４＋・・・＋８１）／８１＝４１また図２１のように、８１ページを１段の木状にリンク
してオフセット空間を実現した場合の平均距離は次式で
与えられる。（１×１＋２×８０）／８１＝１．９９ここで図２１の場合の平均距離が約１．９９回と最小に
なるが、この場合にトップページに格納されるリンク情
報の数は８０となり、本発明におけるトップページのリ
ンク情報の数が高々８であるのに比べるとリンク情報の
数が格段に多い。３．次元と辺の長さによるカスタマイズ本発明の超立方体データ格納構造にあっては、オフセッ
ト空間のアクセスにおいて要求されるユーザによる各種
の条件に適合したカスタマイズのための調整が可能であ
る。このカスタマイズを説明する前に、オフセット空間
が何バイトの空間からなるかを示すオフセット空間の大
きさを説明する。

【手続補正９】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０１２１

【補正方法】変更

【補正内容】

【０１２１】また図６及び図１２に示した各ページのヘ
ッダ部３６におけるヘッダ固定領域４０の大きさをｈバ
イト、後続ページとなる子供がいる場合に作られる後続
ページ数格納領域４２をａバイト、同じく子供がいる場
合に作られる配列ｎｅｘｔ［］のページリンク情報の１
つの大きさをｂバイトとする。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】二次記憶のオフセット空間を、超立方体の
データ格納構造として実現する超立方体構成部と、前記超立方体のデータ構造を利用して、要求されたオフ
セット空間の領域にアクセスするアクセス処理部と、を
備えたことを特徴とする記憶装置。
【請求項２】請求項１記載の記憶装置に於いて、前記超立方体構成部は、次元、ノード及び辺により超立
方体を定義し、前記オフセット空間を分割構成する先頭
ページから最終ページまでの各々を前記超立方体のノー
ドに割り当てると共に、先頭ページのノードから後続ペ
ージのノードに向けてページ間をリンクする辺を設定
し、前記アクセス処理部は、要求されたオフセットに基づ
き、前記超立方体の次元、ノード及び辺で決まるルート
に従って前記要求ページにアクセスすることを特徴とす
る記憶装置。
【請求項３】請求項２記載の記憶装置に於いて、前記超立方体構成部は、前記各ページをヘッダ部とデー
タ部で構成し、前記ヘッダ部に前記超立方体のノードに
割り当てた後続するページのリンク情報を格納し、前記アクセス処理部は、先頭ページから要求ページに向
けて各ページのリンク情報を参照しながら順次アクセス
することを特徴とする記憶装置。
【請求項４】請求項３記載の記憶装置に於いて、前記超立方体構成部は、前記ヘッダ部のリンク情報とし
て、リンク先のページ識別子、後続するページ中の獲得
可能な最大領域サイズ、及び後続する部分超立方体の最
後のオフセットを設定し、前記アクセス処理部は、自己のページ領域に要求オフセ
ットが含まれる場合は、超立方体構造のルート探索を終
了して該当する領域のデータをアクセスし、自己のペー
ジ領域に要求オフセットが含まれない場合は、要求オフ
セットが含まれる後続ルートのページにアクセスするこ
とを特徴とする記憶装置。
【請求項５】請求項１乃至４記載の記憶装置に於いて、
前記超立方体構成部は、前記超立方体のノードを含む辺
上に割り当てるページの数を辺の長さと定義し、該辺の
長さを２以上に設定し、一辺に存在するページ数を２以
上としたことを特徴とする記憶装置。
【請求項６】請求項１乃至５記載の記憶装置に於いて、
前記超立方体構成部は、予め構成した前記超立方体上に
ページを割り当てたオフセット空間が一杯になった場
合、新たな超立方体をリンクしてオフセット空間を拡張
することを特徴とする記憶装置。
【請求項７】請求項１乃至６記載の記憶装置に於いて、
前記超立方体に割り当てるページの大きさを異ならせた
ことを特徴とする記憶装置。
【請求項８】請求項乃至７記載の記憶装置に於いて、前
記超立方体に割り当てるページの大きさを、最小サイズ
及び最小サイズの倍数又はべき乗の倍数としたことを特
徴とする記憶装置。
【請求項９】請求項１乃至８記載の記憶装置に於いて、
前記超立方体構成部は、前記超立方体の次元ｄ及びノー
ドを含む辺上に割り当てるページ数で定義される辺の長
さｅを調整することにより、各種の要求に適応すること
を特徴とする記憶装置。
【請求項１０】外部記憶装置により構築された２次記憶
のオフセット空間と、前記オフセット空間を、超立方体のデータ格納構造とし
て実現する超立方体構成部と、を備えたことを特徴とす
るデータ記憶構造。
【請求項１１】請求項１０記載のデータ記憶構造に於い
て、前記超立方体構成部は、次元、ノード及び辺により
超立方体を定義し、前記オフセット空間を分割構成する
先頭ページから最終ページまでの各々を前記超立方体の
ノードに割り当てると共に、先頭ページのノードから後
続ページのノードに向けてページ間をリンクする辺を設
定したことを特徴とするデータ記憶構造。
【請求項１２】請求項１１記載のデータ記憶構造に於い
て、前記超立方体構成部は、前記各ページをヘッダ部と
データ部で構成し、前記ヘッダ部に前記超立方体のノー
ドに割り当てた後続するページのリンク情報を格納した
ことを特徴とするデータ記憶構造。
【請求項１３】請求項１２記載のデータ格納装置に於い
て、前記超立方体構成部は、前記ヘッダ部のリンク情報
として、リンク先のページ識別子、後続するページ中の
獲得可能な最大領域サイズ、及び後続する部分超立方体
の最後のオフセットを設定したことを特徴とするデータ
記憶構造。
【請求項１４】請求項１０乃至１３記載のデータ記憶構
造に於いて、前記超立方体構成部は、前記超立方体のノ
ードを含む辺上に割り当てるページの数を辺の長さと定
義し、該辺の長さを２以上に設定し、一辺に存在するペ
ージ数を２以上としたことを特徴とするデータ記憶構
造。
【請求項１５】請求項１０乃至１４記載のデータ記憶構
造に於いて、前記超立方体構成部は、予め構成した前記
超立方体上にページを割り当てたオフセット空間が一杯
になった場合、新たな超立方体をリンクしてオフセット
空間を拡張することを特徴とするデータ記憶構造。
【請求項１６】請求項１０乃至１５記載のデータ記憶構
造に於いて、前記超立方体に割り当てるページの大きさ
を異ならせたことを特徴とするデータ記憶構造。
【請求項１７】請求項１０乃至１６記載のデータ記憶構
造に於いて、前記超立方体に割り当てるページの大きさ
を、最小サイズ及び最小サイズの倍数又はべき乗の倍数
としたことを特徴とするデータ記憶構造。
【請求項１８】請求項１０乃至１７記載のデータ記憶構
造に於いて、前記超立方体構成部は、前記超立方体の次
元ｄ及びノードを含む辺上に割り当てるページ数で定義
される辺の長さｅを調整することにより、各種の要求に
適応することを特徴とする超立方体記憶構造。