JP2001142751A - データベース管理方法および装置並びにデータベース管理プログラムを記録した記憶媒体 - Google Patents
データベース管理方法および装置並びにデータベース管理プログラムを記録した記憶媒体Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】データベースを構成するあるデータ項目によっ
て複数のデータベース格納領域に分割する場合、データ
ベース容量の大規模化に伴ってデータベース格納領域を
追加する場合に追加したデータベース格納領域へのデー
タの再配置が必要となる。 【解決手段】複数のキーレンジと記憶装置に設けられた
複数のデータ格納領域とを対応付け、データをデータベ
ースに格納するときは、該データを含むキーレンジに対
応するデータ格納領域に上記データを格納し、上記デー
タ格納領域の追加が必要な場合、複数の上記データ格納
から所定量のデータを上記追加したデータ格納領域へ移
動し、上記移動したデータに対応するキーレンジを上記
データ格納領域に対応付ける。
て複数のデータベース格納領域に分割する場合、データ
ベース容量の大規模化に伴ってデータベース格納領域を
追加する場合に追加したデータベース格納領域へのデー
タの再配置が必要となる。 【解決手段】複数のキーレンジと記憶装置に設けられた
複数のデータ格納領域とを対応付け、データをデータベ
ースに格納するときは、該データを含むキーレンジに対
応するデータ格納領域に上記データを格納し、上記デー
タ格納領域の追加が必要な場合、複数の上記データ格納
から所定量のデータを上記追加したデータ格納領域へ移
動し、上記移動したデータに対応するキーレンジを上記
データ格納領域に対応付ける。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、データを複数の記
憶領域に格納するデータベース管理技術に関する。
憶領域に格納するデータベース管理技術に関する。
【０００２】
【従来の技術】一般的にデータベースを有するデータベ
ースシステムでは、データベースに保有する情報は時々
刻々変化している。その情報は時間経過と共に新たな情
報が追加され、あらかじめ用意したデータベースを格納
するためのデータベース格納領域の容量よりも大きくな
る場合がある。
ースシステムでは、データベースに保有する情報は時々
刻々変化している。その情報は時間経過と共に新たな情
報が追加され、あらかじめ用意したデータベースを格納
するためのデータベース格納領域の容量よりも大きくな
る場合がある。
【０００３】そのため、大規模なデータベースを扱う場
合、あらかじめデータベースを複数のデータベース格納
領域に分割して格納する方法が採用される。複数のデー
タベース格納領域に分割格納する分割手段として、キー
・レンジ分割、ハッシュ分割、均等分割といった手段が
用意される。各々の分割手段によって、分割したパーテ
ィションを指定したデータベース領域と１対１に対応さ
せたり、複数のパーティションをあるデータベース領域
に対応させたりという手法が採られる。時間経過と共に
新たな情報が追加される場合、２つのデータベースの拡
張方法が考えられる。一つは、分割手段としてキーレン
ジ分割が採用されている場合、新たなキーレンジを追加
したり、あるキーレンジを分割するといった方法があ
る。これは、新たにデータベース領域を追加することな
く操作することも可能である。もう一つは、分割手段は
変更しないで新たにデータベース領域を追加または既存
のデータベース領域を拡張する方法がある。これは、容
量の増大に伴ってデータベース格納領域を増分させる方
法である。これに対して、分割手段としてハッシュ分割
を採用すると、分割に対するオーバヘッドが少なく、デ
ータの増加に対する柔軟性が高い。
合、あらかじめデータベースを複数のデータベース格納
領域に分割して格納する方法が採用される。複数のデー
タベース格納領域に分割格納する分割手段として、キー
・レンジ分割、ハッシュ分割、均等分割といった手段が
用意される。各々の分割手段によって、分割したパーテ
ィションを指定したデータベース領域と１対１に対応さ
せたり、複数のパーティションをあるデータベース領域
に対応させたりという手法が採られる。時間経過と共に
新たな情報が追加される場合、２つのデータベースの拡
張方法が考えられる。一つは、分割手段としてキーレン
ジ分割が採用されている場合、新たなキーレンジを追加
したり、あるキーレンジを分割するといった方法があ
る。これは、新たにデータベース領域を追加することな
く操作することも可能である。もう一つは、分割手段は
変更しないで新たにデータベース領域を追加または既存
のデータベース領域を拡張する方法がある。これは、容
量の増大に伴ってデータベース格納領域を増分させる方
法である。これに対して、分割手段としてハッシュ分割
を採用すると、分割に対するオーバヘッドが少なく、デ
ータの増加に対する柔軟性が高い。
【０００４】ただし、あらかじめ用意したデータベース
格納領域は時間と共に新たな情報が追加されるだけでな
く、過去の古いデータを削除する場合もあり、必ずしも
常にデータベース格納領域の容量よりも大きくなるわけ
ではない。このような場合は、データベース再編成を行
うことによって古いデータを削除することによって空き
を作成し、新たに追加される情報を格納するために使用
するようにすることで解決される。
格納領域は時間と共に新たな情報が追加されるだけでな
く、過去の古いデータを削除する場合もあり、必ずしも
常にデータベース格納領域の容量よりも大きくなるわけ
ではない。このような場合は、データベース再編成を行
うことによって古いデータを削除することによって空き
を作成し、新たに追加される情報を格納するために使用
するようにすることで解決される。
【０００５】しかし、過去のデータを延々と蓄積してい
くようなデータベースシステムでは、将来予測されるデ
ータ量を想定し、あらかじめデータベース格納領域を用
意しておくのは資源管理コストがかかるため、当面、予
想されるデータ量まで格納できるデータベース領域を準
備しておき、実際にデータ量の増加に伴って新たなデー
タベース格納領域が必要になった時点でデータベース格
納領域を追加する運用を行う。
くようなデータベースシステムでは、将来予測されるデ
ータ量を想定し、あらかじめデータベース格納領域を用
意しておくのは資源管理コストがかかるため、当面、予
想されるデータ量まで格納できるデータベース領域を準
備しておき、実際にデータ量の増加に伴って新たなデー
タベース格納領域が必要になった時点でデータベース格
納領域を追加する運用を行う。
【０００６】データベースに対するデータベース格納領
域の追加は、データベースの定義変更を伴う。最も単純
な方法としては、データベースの内容を一旦バックアッ
プし、データベース格納領域の追加を行う定義変更処理
を行った後、バックアップしたデータベースを再ローデ
ィングするという方法がある。ただし、この方法では大
規模データベースの場合、バックアップを取得する時間
及びバックアップ媒体等にかかるコストが非常に高く、
再ローディングする処理も膨大な時間を要する。
域の追加は、データベースの定義変更を伴う。最も単純
な方法としては、データベースの内容を一旦バックアッ
プし、データベース格納領域の追加を行う定義変更処理
を行った後、バックアップしたデータベースを再ローデ
ィングするという方法がある。ただし、この方法では大
規模データベースの場合、バックアップを取得する時間
及びバックアップ媒体等にかかるコストが非常に高く、
再ローディングする処理も膨大な時間を要する。
【０００７】第１の公知例として、米国特許４，４１
２，２８５がある。本公知例では、表をハッシュ分割す
るが、あらかじめ複数のバケットに分割し、いくつかの
バケットを仮想プロセッサに対応させて管理する技術が
開示されている。
２，２８５がある。本公知例では、表をハッシュ分割す
るが、あらかじめ複数のバケットに分割し、いくつかの
バケットを仮想プロセッサに対応させて管理する技術が
開示されている。
【０００８】第２の公知例として、特開平６−１３９１
１９号公報には、複数のプロセッサで構成される並列デ
ータベースシステム上にキーレンジ分割されたデータベ
ースをアクセス頻度によってデータを再編成する技術が
開示されている。
１９号公報には、複数のプロセッサで構成される並列デ
ータベースシステム上にキーレンジ分割されたデータベ
ースをアクセス頻度によってデータを再編成する技術が
開示されている。
【０００９】第３の公知例として、特開平６−３１４２
９９号公報には、複数のプロセッサで構成される並列デ
ータベースシステム上に、階層的にデータベースを分割
する技術が開示されている。
９９号公報には、複数のプロセッサで構成される並列デ
ータベースシステム上に、階層的にデータベースを分割
する技術が開示されている。
【００１０】第４の公知例として、特開平７−１４１３
９４号公報には、複数のプロセッサで構成される並列デ
ータベースシステム上に分割されたデータベースに対し
て、第５の公知例として、特開平９−２９３００６号公
報には、ハッシュ関数を使用した分割方法を示し、デー
タベース分割数が変更された場合にデータの再配置を必
要とせず、データを新規追加した格納領域に格納しよう
とする技術が開示されている。ただし、本公知例ではデ
ータの再配置は必要ないが、検索時には分割したすべて
の記憶装置を検索するようになっている。
９４号公報には、複数のプロセッサで構成される並列デ
ータベースシステム上に分割されたデータベースに対し
て、第５の公知例として、特開平９−２９３００６号公
報には、ハッシュ関数を使用した分割方法を示し、デー
タベース分割数が変更された場合にデータの再配置を必
要とせず、データを新規追加した格納領域に格納しよう
とする技術が開示されている。ただし、本公知例ではデ
ータの再配置は必要ないが、検索時には分割したすべて
の記憶装置を検索するようになっている。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】従来技術における前者
の方法の場合、データベースの大規模化についての問題
が生じる。データベースの大規模化によって再配置が必
要になるのは、データベース領域中の表に対するデータ
の追加が行われることによって、あらかじめ与えられた
データベース格納領域の空きがなくなる場合である。
の方法の場合、データベースの大規模化についての問題
が生じる。データベースの大規模化によって再配置が必
要になるのは、データベース領域中の表に対するデータ
の追加が行われることによって、あらかじめ与えられた
データベース格納領域の空きがなくなる場合である。
【００１２】上述したハッシュ分割を採用したデータベ
ースの場合、ハッシング結果は分割数すなわち与えられ
たデータベース格納領域数に依存するため、新たにデー
タベース格納領域を追加する場合、それまで蓄積したデ
ータをすべて新しい分割数の元でハッシングをやりなお
し再格納しなければならない。これは、非常に膨大な時
間と資源を浪費することになり、効率良くシステムを運
用することができない。
ースの場合、ハッシング結果は分割数すなわち与えられ
たデータベース格納領域数に依存するため、新たにデー
タベース格納領域を追加する場合、それまで蓄積したデ
ータをすべて新しい分割数の元でハッシングをやりなお
し再格納しなければならない。これは、非常に膨大な時
間と資源を浪費することになり、効率良くシステムを運
用することができない。
【００１３】また、再格納しないで既存の各データベー
ス格納領域から、再配置処理として再ハッシュした結果
によって他のデータベース格納領域にデータを移動させ
る場合、結局、各データベース格納領域中のすべてのデ
ータを読み込まなければならず、再ハッシュしても同じ
データベース格納領域内に残るデータがある場合でも無
駄なデータの読み込みが生じてしまう。
ス格納領域から、再配置処理として再ハッシュした結果
によって他のデータベース格納領域にデータを移動させ
る場合、結局、各データベース格納領域中のすべてのデ
ータを読み込まなければならず、再ハッシュしても同じ
データベース格納領域内に残るデータがある場合でも無
駄なデータの読み込みが生じてしまう。
【００１４】一方、キーレンジ分割を採用したデータベ
ースの場合、最大値または最小値の方へキーレンジを追
加したり、既存のキーレンジを分割させたり、マージし
たりという手法は採用されているが、新規に追加したデ
ータベース領域に対してデータ量を考慮したデータの再
配置は行われていない。
ースの場合、最大値または最小値の方へキーレンジを追
加したり、既存のキーレンジを分割させたり、マージし
たりという手法は採用されているが、新規に追加したデ
ータベース領域に対してデータ量を考慮したデータの再
配置は行われていない。
【００１５】本発明の目的は、データを複数の格納領域
へ好適に格納するデータベース管理方法および装置を提
供することにある。
へ好適に格納するデータベース管理方法および装置を提
供することにある。
【００１６】
【課題を解決するための手段】前記目的を達成するため
に、本発明では、複数のキーレンジと記憶装置に設けら
れた複数のデータ格納領域とを対応付け、データをデー
タベースに格納するときは、該データを含むキーレンジ
に対応するデータ格納領域に上記データを格納し、上記
データ格納領域の追加が必要な場合、複数の上記データ
格納から所定量のデータを上記追加したデータ格納領域
へ移動し、上記移動したデータに対応するキーレンジを
上記データ格納領域に対応付けるようにした。
に、本発明では、複数のキーレンジと記憶装置に設けら
れた複数のデータ格納領域とを対応付け、データをデー
タベースに格納するときは、該データを含むキーレンジ
に対応するデータ格納領域に上記データを格納し、上記
データ格納領域の追加が必要な場合、複数の上記データ
格納から所定量のデータを上記追加したデータ格納領域
へ移動し、上記移動したデータに対応するキーレンジを
上記データ格納領域に対応付けるようにした。
【００１７】
【発明の実施の形態】以下、本発明の一実施例を添付図
面を用いて具体的に説明する。
面を用いて具体的に説明する。
【００１８】本実施例の目的は、ハッシュ分割したデー
タベースに対してデータベース格納領域を追加する場合
に、既存のデータベース格納領域から新たに追加したデ
ータベース格納領域に対して最も少ないコストでデータ
を再配置することを可能とするデータベース格納管理方
法を提供することにある。
タベースに対してデータベース格納領域を追加する場合
に、既存のデータベース格納領域から新たに追加したデ
ータベース格納領域に対して最も少ないコストでデータ
を再配置することを可能とするデータベース格納管理方
法を提供することにある。
【００１９】本実施例の他の目的は、キーレンジ分割し
たデータベースに対してデータベース格納領域を追加す
る場合に、既存のデータベース格納領域から新たに追加
したデータベース格納領域に対して最も少ないコストで
データを再配置し、再配置したデータの範囲で新たなキ
ーレンジの定義を加えることを可能とするデータベース
格納管理方法を提供することにある。
たデータベースに対してデータベース格納領域を追加す
る場合に、既存のデータベース格納領域から新たに追加
したデータベース格納領域に対して最も少ないコストで
データを再配置し、再配置したデータの範囲で新たなキ
ーレンジの定義を加えることを可能とするデータベース
格納管理方法を提供することにある。
【００２０】図２は本実施形態のコンピュータシステム
の構成例を示す図である。コンピュータシステム１０
は、ＣＰＵ１２、主記憶装置１４、磁気ディスク装置等
の外部記憶装置２０及び多数の端末３０で構成される。
主記憶装置１４上には、データベース管理システム４０
が置かれ、複数の外部記憶装置２０を使用してデータベ
ース管理システム４０が管理するデータベースを格納す
るデータベース領域５０ａ，５０ｂ，５０ｃ，５０ｄ、
データベースの定義情報を管理するデータベース定義情
報格納領域６０およびデータベースに対する更新操作に
関する更新履歴情報を管理するデータベースログ格納領
域７０が構成される。さらに、データベース管理システ
ム４０を実現するプログラム２１００も外部記憶装置２
０上に格納される。また、データベース管理システム４
０は、端末３０からのデータベースアクセス要求を制御
するデータベースアクセス制御部４００、データ挿入処
理部４１０、データ検索処理部４３０、データベースの
データの再配置処理を制御する再配置処理部４５０から
構成される。
の構成例を示す図である。コンピュータシステム１０
は、ＣＰＵ１２、主記憶装置１４、磁気ディスク装置等
の外部記憶装置２０及び多数の端末３０で構成される。
主記憶装置１４上には、データベース管理システム４０
が置かれ、複数の外部記憶装置２０を使用してデータベ
ース管理システム４０が管理するデータベースを格納す
るデータベース領域５０ａ，５０ｂ，５０ｃ，５０ｄ、
データベースの定義情報を管理するデータベース定義情
報格納領域６０およびデータベースに対する更新操作に
関する更新履歴情報を管理するデータベースログ格納領
域７０が構成される。さらに、データベース管理システ
ム４０を実現するプログラム２１００も外部記憶装置２
０上に格納される。また、データベース管理システム４
０は、端末３０からのデータベースアクセス要求を制御
するデータベースアクセス制御部４００、データ挿入処
理部４１０、データ検索処理部４３０、データベースの
データの再配置処理を制御する再配置処理部４５０から
構成される。
【００２１】図１は本発明におけるデータベースの分割
管理の原理を示す。
管理の原理を示す。
【００２２】例として当該データベースで「ＺＡＩＫ
Ｏ」表が定義された場合についての定義文の一例を示
す。
Ｏ」表が定義された場合についての定義文の一例を示
す。
【００２３】 CREATE TABLE ZAIKO ( SCODE CHAR(10), SNAME CHAR(10), COL CHAR(4), TANKA INTEGER, ZSURYO INTEGER) HASH BY SCODE IN(DBAREA1,DBARE2,DBAREA3,DBAREA4) ; 上記定義によって、「ＺＡＩＫＯ」表は４つの列ＳＣＯ
ＤＥ，ＳＮＡＭＥ，ＣＯＬ，ＴＡＮＫＡ，ＺＳＵＲＹＯ
で構成され、各列に対してデータ型が与えられる。ま
た、ＳＣＯＤＥ列をパーティショニングキーとしてハッ
シュ分割し、ハッシュ分割したデータは、４つのデータ
ベース格納領域ＤＢＡＲＥＡ１，ＤＢＡＲＥＡ２，ＤＢ
ＡＲＥＡ３に分割して格納するよう指示されている。
「ＺＡＩＫＯ表」を例にとった場合の表の分割方法の原
理を図１を用いて説明する。図１ではパーティショニン
グキーである「ＳＣＯＤＥ」列のデータがハッシュ関数
によってあるハッシュ値を求め、求めたハッシュ値をも
とにバケットマップ表８０によって、あらかじめ１２個
のバケットに分割し、データベース格納領域が３個与え
られた場合、各データベース格納領域に均等に４個ずつ
のバケットを振り分けるよう初期化される。また、バケ
ットマップ表８０内の各エントリからは対応するデータ
ベース格納領域内のセグメントへのポインタが格納され
る。セグメントは、複数の固定長のページから構成され
る。バケット・エントリ番号０からは、セグメント５０
０ａへのポインタが格納され、セグメント５００ａ，５
００ｂ，５００ｃ，５００ｄ，５００ｅがチェインされ
ていることを示す。バケット・エントリ番号１からは、
セグメント５０１ａへのポインタが格納され、セグメン
ト５０１ａ，５０１ｂ，５０１ｃがチェインされている
ことを示す。バケット・エントリ番号２からは、セグメ
ント５０２ａへのポインタが格納されている。バケット
・エントリ番号３からは、セグメント５０３ａへのポイ
ンタが格納され、セグメント５０３ａ，５０３ｂ，５０
３ｃ，５０３ｄがチェインされていることを示す。同様
に、データベース格納領域ＤＢＡＲＥＡ２には、バケッ
ト・エントリ番号の４から７までのバケットを格納し、
データベース格納領域ＤＢＡＲＥＡ３には、バケット・
エントリ番号の８から１１までのバケットを格納してい
る。
ＤＥ，ＳＮＡＭＥ，ＣＯＬ，ＴＡＮＫＡ，ＺＳＵＲＹＯ
で構成され、各列に対してデータ型が与えられる。ま
た、ＳＣＯＤＥ列をパーティショニングキーとしてハッ
シュ分割し、ハッシュ分割したデータは、４つのデータ
ベース格納領域ＤＢＡＲＥＡ１，ＤＢＡＲＥＡ２，ＤＢ
ＡＲＥＡ３に分割して格納するよう指示されている。
「ＺＡＩＫＯ表」を例にとった場合の表の分割方法の原
理を図１を用いて説明する。図１ではパーティショニン
グキーである「ＳＣＯＤＥ」列のデータがハッシュ関数
によってあるハッシュ値を求め、求めたハッシュ値をも
とにバケットマップ表８０によって、あらかじめ１２個
のバケットに分割し、データベース格納領域が３個与え
られた場合、各データベース格納領域に均等に４個ずつ
のバケットを振り分けるよう初期化される。また、バケ
ットマップ表８０内の各エントリからは対応するデータ
ベース格納領域内のセグメントへのポインタが格納され
る。セグメントは、複数の固定長のページから構成され
る。バケット・エントリ番号０からは、セグメント５０
０ａへのポインタが格納され、セグメント５００ａ，５
００ｂ，５００ｃ，５００ｄ，５００ｅがチェインされ
ていることを示す。バケット・エントリ番号１からは、
セグメント５０１ａへのポインタが格納され、セグメン
ト５０１ａ，５０１ｂ，５０１ｃがチェインされている
ことを示す。バケット・エントリ番号２からは、セグメ
ント５０２ａへのポインタが格納されている。バケット
・エントリ番号３からは、セグメント５０３ａへのポイ
ンタが格納され、セグメント５０３ａ，５０３ｂ，５０
３ｃ，５０３ｄがチェインされていることを示す。同様
に、データベース格納領域ＤＢＡＲＥＡ２には、バケッ
ト・エントリ番号の４から７までのバケットを格納し、
データベース格納領域ＤＢＡＲＥＡ３には、バケット・
エントリ番号の８から１１までのバケットを格納してい
る。
【００２４】「ＺＡＩＫＯ」表を例にとり、データを挿
入する処理の概略処理フローを図３に示す。データベー
スの表に対してデータの挿入処理要求が行われる場合、
「ＺＡＩＫＯ」表を例にとると以下のような要求がデー
タベース管理システムに対して発行される。
入する処理の概略処理フローを図３に示す。データベー
スの表に対してデータの挿入処理要求が行われる場合、
「ＺＡＩＫＯ」表を例にとると以下のような要求がデー
タベース管理システムに対して発行される。
【００２５】INSERT INTO ZAIKO VALUES('101','フ゛ラウ
ス','red',35000,62) 上記、挿入処理要求が図２における端末３０から入力さ
れると、データベース管理システム４０のデータベース
アクセス制御部４００が受け取る。データベースアクセ
ス制御部４００は受け取った処理要求を解析し、データ
挿入処理要求であると判断すると、データの挿入処理を
行うデータ挿入処理部４１０に制御を渡す。データ挿入
処理部４１０では、まず「ＺＡＩＫＯ」表に関する定義
情報を図２におけるデータベース定義情報格納領域６０
から取得する（ステップ４１１）。「ＺＡＩＫＯ」表に
関する定義情報から、「ＺＡＩＫＯ」表は「ＳＣＯＤ
Ｅ」列をパーティショニングキーとし４つのデータベー
ス格納領域に分割していることがわかる。そこで、「Ｓ
ＣＯＤＥ」列に対応するデータ値’１０１’に対してハ
ッシュ関数を適用する。当該ハッシュ関数はできるだけ
シノニムを発生しないような工夫がなされ、最終的には
本実施例に示した最大バケット数１２で割った余りの値
がハッシュ値となる。例えば、本例ではハッシュ値が３
となったとする。その場合、当該行を挿入するデータベ
ース格納領域をバケットマップ表から求め、ＤＢＡＲＥ
Ａ１であることが判明する（ステップ４１３）。さら
に、ＤＢＡＲＥＡ１に格納する場合、当該バケットエン
トリ番号３に対してすでにセグメントが確保されている
か否かをチェックし（ステップ４１４）、まだセグメン
トが確保されていなければ新規にセグメントを確保する
（ステップ４１５）。新規にセグメントを確保した場
合、バケットマップ表の当該バケットエントリに割り当
てたセグメントのポインタを格納する。図１で示したよ
うにすでにセグメント５０２ａが割り当てられている場
合は、セグメント５０２ａ内に当該行を挿入する空きペ
ージが存在するか否かをチェックする。もし、空きペー
ジが存在しない場合は、新規にセグメントを確保し、セ
グメント５０２ａとのチェインを生成する。空きページ
が存在した場合は、当該空きページを行の挿入ページと
して決定する（ステップ４１６）。こうして決定したペ
ージに行を挿入する（ステップ４１７）。行挿入時に
は、当該ページに対する更新ログを図２に示したデータ
ベースログ格納領域に取得する。
ス','red',35000,62) 上記、挿入処理要求が図２における端末３０から入力さ
れると、データベース管理システム４０のデータベース
アクセス制御部４００が受け取る。データベースアクセ
ス制御部４００は受け取った処理要求を解析し、データ
挿入処理要求であると判断すると、データの挿入処理を
行うデータ挿入処理部４１０に制御を渡す。データ挿入
処理部４１０では、まず「ＺＡＩＫＯ」表に関する定義
情報を図２におけるデータベース定義情報格納領域６０
から取得する（ステップ４１１）。「ＺＡＩＫＯ」表に
関する定義情報から、「ＺＡＩＫＯ」表は「ＳＣＯＤ
Ｅ」列をパーティショニングキーとし４つのデータベー
ス格納領域に分割していることがわかる。そこで、「Ｓ
ＣＯＤＥ」列に対応するデータ値’１０１’に対してハ
ッシュ関数を適用する。当該ハッシュ関数はできるだけ
シノニムを発生しないような工夫がなされ、最終的には
本実施例に示した最大バケット数１２で割った余りの値
がハッシュ値となる。例えば、本例ではハッシュ値が３
となったとする。その場合、当該行を挿入するデータベ
ース格納領域をバケットマップ表から求め、ＤＢＡＲＥ
Ａ１であることが判明する（ステップ４１３）。さら
に、ＤＢＡＲＥＡ１に格納する場合、当該バケットエン
トリ番号３に対してすでにセグメントが確保されている
か否かをチェックし（ステップ４１４）、まだセグメン
トが確保されていなければ新規にセグメントを確保する
（ステップ４１５）。新規にセグメントを確保した場
合、バケットマップ表の当該バケットエントリに割り当
てたセグメントのポインタを格納する。図１で示したよ
うにすでにセグメント５０２ａが割り当てられている場
合は、セグメント５０２ａ内に当該行を挿入する空きペ
ージが存在するか否かをチェックする。もし、空きペー
ジが存在しない場合は、新規にセグメントを確保し、セ
グメント５０２ａとのチェインを生成する。空きページ
が存在した場合は、当該空きページを行の挿入ページと
して決定する（ステップ４１６）。こうして決定したペ
ージに行を挿入する（ステップ４１７）。行挿入時に
は、当該ページに対する更新ログを図２に示したデータ
ベースログ格納領域に取得する。
【００２６】次に、「ＺＡＩＫＯ」表を例にとり、デー
タを検索する処理の概略処理フローを図４に示す。デー
タベースの表に対してデータの検索処理要求が行われる
場合、「ＺＡＩＫＯ」表を例にとると以下のような要求
がデータベース管理システムに対して発行される。
タを検索する処理の概略処理フローを図４に示す。デー
タベースの表に対してデータの検索処理要求が行われる
場合、「ＺＡＩＫＯ」表を例にとると以下のような要求
がデータベース管理システムに対して発行される。
【００２７】SELECT SCODE,SNAME,COL,TANKA,ZSURYO FR
OM ZAIKO WHERE SNO='101' 上記、検索処理要求が図２における端末３０から入力さ
れると、データベース管理システム４０のデータベース
アクセス制御部４００が受け取る。データベースアクセ
ス制御部４００は受け取った処理要求を解析し、データ
検索処理要求であると判断すると、データの検索処理を
行うデータ検索処理部４３０に制御を渡す。データ検索
処理部４３０では、まず「ＺＡＩＫＯ」表に関する定義
情報を図２におけるデータベース定義情報格納領域６０
から取得する（ステップ４３１）。取得した情報の中か
ら、「ＺＡＩＫＯ」表はパーティショニングキーＳＣＯ
ＤＥ列でハッシュ分割していることが判明する。次に当
該検索要求の探索条件中にパーティショニングキーであ
るＳＣＯＤＥ列に対する条件指定があるか否かをチェッ
クする（ステップ４３２）。当該問い合わせの場合、Ｓ
ＮＯ列に対する条件が指定されているので、ハッシュ関
数を適用することによってデータベース格納領域を決定
する（ステップ４３３）。ここでは、「ＳＣＯＤＥ」列
に対応するデータ値’１０１’に対してハッシュ関数を
適用する。当該ハッシュ関数はできるだけシノニムを発
生しないような工夫がなされ、最終的には本実施例に示
した最大バケット数１２で割った余りの値がハッシュ値
となる。例えば、本例ではハッシュ値が３となったとす
る。その場合、当該行を挿入するデータベース格納領域
をバケットマップ表から求め、ＤＢＡＲＥＡ１であるこ
とが判明する（ステップ４３４）。データベース格納領
域が決定されたので、さらに当該データベース格納領域
内の当該バケットにセグメントがチェインされているか
否かをバケットマップ表を参照して求める（ステップ４
３５）。当該バケットのセグメントがチェインされてい
る場合は、チェインされているすべてのセグメントに格
納されているデータに対して探索条件の評価を行う（ス
テップ４３６）。もし、当該バケットのセグメントがな
い場合は、検索対象データがないということになり、検
索結果は０件となる。また、ステップ４３２によってパ
ーティショニングキーであるＳＮＯ列に対する条件指定
がない場合は、すべてのデータベース格納領域が検索対
象になる。すべてのデータベース格納領域が検索対象と
なった場合、各データベース格納領域内のバケットマッ
プ表に設定されたセグメント番号が０でないものを対象
に各要素番号のセグメントチェインを辿りながら探索条
件評価を行う（ステップ４３７ないし４３８）。
OM ZAIKO WHERE SNO='101' 上記、検索処理要求が図２における端末３０から入力さ
れると、データベース管理システム４０のデータベース
アクセス制御部４００が受け取る。データベースアクセ
ス制御部４００は受け取った処理要求を解析し、データ
検索処理要求であると判断すると、データの検索処理を
行うデータ検索処理部４３０に制御を渡す。データ検索
処理部４３０では、まず「ＺＡＩＫＯ」表に関する定義
情報を図２におけるデータベース定義情報格納領域６０
から取得する（ステップ４３１）。取得した情報の中か
ら、「ＺＡＩＫＯ」表はパーティショニングキーＳＣＯ
ＤＥ列でハッシュ分割していることが判明する。次に当
該検索要求の探索条件中にパーティショニングキーであ
るＳＣＯＤＥ列に対する条件指定があるか否かをチェッ
クする（ステップ４３２）。当該問い合わせの場合、Ｓ
ＮＯ列に対する条件が指定されているので、ハッシュ関
数を適用することによってデータベース格納領域を決定
する（ステップ４３３）。ここでは、「ＳＣＯＤＥ」列
に対応するデータ値’１０１’に対してハッシュ関数を
適用する。当該ハッシュ関数はできるだけシノニムを発
生しないような工夫がなされ、最終的には本実施例に示
した最大バケット数１２で割った余りの値がハッシュ値
となる。例えば、本例ではハッシュ値が３となったとす
る。その場合、当該行を挿入するデータベース格納領域
をバケットマップ表から求め、ＤＢＡＲＥＡ１であるこ
とが判明する（ステップ４３４）。データベース格納領
域が決定されたので、さらに当該データベース格納領域
内の当該バケットにセグメントがチェインされているか
否かをバケットマップ表を参照して求める（ステップ４
３５）。当該バケットのセグメントがチェインされてい
る場合は、チェインされているすべてのセグメントに格
納されているデータに対して探索条件の評価を行う（ス
テップ４３６）。もし、当該バケットのセグメントがな
い場合は、検索対象データがないということになり、検
索結果は０件となる。また、ステップ４３２によってパ
ーティショニングキーであるＳＮＯ列に対する条件指定
がない場合は、すべてのデータベース格納領域が検索対
象になる。すべてのデータベース格納領域が検索対象と
なった場合、各データベース格納領域内のバケットマッ
プ表に設定されたセグメント番号が０でないものを対象
に各要素番号のセグメントチェインを辿りながら探索条
件評価を行う（ステップ４３７ないし４３８）。
【００２８】本発明によるデータベース分割格納方法を
用い、データの再配置を行う場合の原理を図５及び図６
を用いて説明する。図１で示した３つのデータベース格
納領域への分割に対して図５のように新規に「データベ
ース格納領域４」５０ｄを追加した場合のデータの流れ
を示す。データベース格納領域を１つ追加した場合、バ
ケットマップ表８０ではバケット数１２個で分割してい
るので、バケット数が均等になるよう現在の各データベ
ース格納領域のバケット数から４分の１ずつバケットを
選択し、新規の「データベース格納領域４」５０ｄに移
動させるようにする。「データベース格納領域１」５０
ａからは、バケット０から３までの内、バケット３を対
象として選択する。バケットマップ表８０から当該バケ
ット３のセグメントチェインを参照し、セグメント５０
３ａ，５０３ｂ，５０３ｃ，５０３ｄを入力し、「デー
タベース格納領域４」５０ｄに移動させる。「データベ
ース格納領域２」５０ｂからは、バケット４から７まで
の内、バケット７を選択する。バケットマップ表８０か
ら当該バケット７のセグメントチェインを参照し、セグ
メント５０７ａ，５０７ｂ，５０７ｃを入力し、「デー
タベース格納領域４」５０ｄに移動させる。「データベ
ース格納領域３」５０ｃからは、バケット８から１１ま
での内、バケット１１を選択する。バケットマップ表８
０から当該バケット１１のセグメントチェインを参照
し、セグメント５１１ａ，５１１ｂを入力し、「データ
ベース格納領域４」５０ｄに移動させる。以上のように
して再配置処理が完了すると、図６に示すようなデータ
の分割配置になる。図を見やすくするためにバケットマ
ップ表８０内のバケットエントリ番号の位置を変更して
いるが、当該バケットエントリ番号の配置は昇順に並ん
でいるほうがよい。「データベース格納領域４」５０ｄ
を追加し、データの再配置処理が完了すると、「データ
ベース格納領域１」５０ａでは、バケット０，１，２が
割り当てられ、「データベース格納領域２」５０ｂで
は、バケット４，５，６が割り当てられ、「データベー
ス格納領域３」５０ｃでは、バケット８，９，１０が割
り当てられ、「データベース格納領域４」５０ｄでは、
バケット３，７，１１が割り当てられる。
用い、データの再配置を行う場合の原理を図５及び図６
を用いて説明する。図１で示した３つのデータベース格
納領域への分割に対して図５のように新規に「データベ
ース格納領域４」５０ｄを追加した場合のデータの流れ
を示す。データベース格納領域を１つ追加した場合、バ
ケットマップ表８０ではバケット数１２個で分割してい
るので、バケット数が均等になるよう現在の各データベ
ース格納領域のバケット数から４分の１ずつバケットを
選択し、新規の「データベース格納領域４」５０ｄに移
動させるようにする。「データベース格納領域１」５０
ａからは、バケット０から３までの内、バケット３を対
象として選択する。バケットマップ表８０から当該バケ
ット３のセグメントチェインを参照し、セグメント５０
３ａ，５０３ｂ，５０３ｃ，５０３ｄを入力し、「デー
タベース格納領域４」５０ｄに移動させる。「データベ
ース格納領域２」５０ｂからは、バケット４から７まで
の内、バケット７を選択する。バケットマップ表８０か
ら当該バケット７のセグメントチェインを参照し、セグ
メント５０７ａ，５０７ｂ，５０７ｃを入力し、「デー
タベース格納領域４」５０ｄに移動させる。「データベ
ース格納領域３」５０ｃからは、バケット８から１１ま
での内、バケット１１を選択する。バケットマップ表８
０から当該バケット１１のセグメントチェインを参照
し、セグメント５１１ａ，５１１ｂを入力し、「データ
ベース格納領域４」５０ｄに移動させる。以上のように
して再配置処理が完了すると、図６に示すようなデータ
の分割配置になる。図を見やすくするためにバケットマ
ップ表８０内のバケットエントリ番号の位置を変更して
いるが、当該バケットエントリ番号の配置は昇順に並ん
でいるほうがよい。「データベース格納領域４」５０ｄ
を追加し、データの再配置処理が完了すると、「データ
ベース格納領域１」５０ａでは、バケット０，１，２が
割り当てられ、「データベース格納領域２」５０ｂで
は、バケット４，５，６が割り当てられ、「データベー
ス格納領域３」５０ｃでは、バケット８，９，１０が割
り当てられ、「データベース格納領域４」５０ｄでは、
バケット３，７，１１が割り当てられる。
【００２９】図５、６で示したデータの再配置の原理図
に基づいて、データの再配置処理の処理の流れを図７に
示す。データ再配置処理要求が図２における端末３０か
ら入力されると、データベース管理システム４０のデー
タベースアクセス制御部４００が受け取る。データベー
スアクセス制御部４００は受け取った処理要求を解析
し、データ再配置処理要求であると判断すると、データ
の検索処理を行うデータ再配置処理部４５０に制御を渡
す。データ再配置処理部４５０では、まず表に関する定
義情報を図２におけるデータベース定義情報格納領域６
０から取得する（ステップ４５１）。取得した定義情報
からすべての既存のデータベース格納領域の情報を取り
出す。取り出した核データベース格納領域毎にバケット
マップ表８０を参照し、移動対象となるバケットを選択
する処理を行う（ステップ４５２）。図５のような場
合、既存のデータベース格納領域数は３であり、バケッ
トマップ表が持つ最大バケット数が１２であるので、新
規にデータベース格納領域を１個追加する場合、各デー
タベース格納領域内のバケット数は最大バケット数の４
分の１となるようにする。こうして、各データベース格
納領域から移動対象となるバケットを求める。そして、
バケットマップ表８０を参照し、チェインされているセ
グメント情報を参照しながら移動対象セグメントの抽出
処理を行う（ステップ４５３）。移動対象セグメントの
抽出処理では、セグメントを構成するページ単位にデー
タベース格納領域から入力するか、またはセグメント単
位で入力するかは、確保できるメモリサイズで決定すれ
ばよい。当該セグメント抽出処理によって抽出したセグ
メントを追加するデータベース格納領域への反映処理を
行う（ステップ４５４）。当該反映処理では、抽出した
セグメントを格納するため、追加したデータベース格納
領域内で新規にセグメントを確保し、データベース格納
領域に書き込む処理を行う。抽出したセグメントの反映
処理が完了すると、移動対象となったデータベース格納
領域から当該セグメントを削除する（ステップ４５
５）。そして、バケットマップ表８０のセグメントチェ
インの情報を更新し、かつ、割り当てデータベース格納
領域の情報も更新する（ステップ４５６）。以上のよう
にステップ４５２からステップ４５６までを既存の移動
対象となるすべてのデータベース格納領域に対して行
い、すべてのデータベース格納領域の処理が終了するま
で行う（ステップ４５７）。データの抽出・反映処理が
完了した時点でデータの再配置を簡潔させることがで
き、追加したデータベース格納領域に関する情報をデー
タベース定義情報に反映させることで処理を完了する
（ステップ４５８）。
に基づいて、データの再配置処理の処理の流れを図７に
示す。データ再配置処理要求が図２における端末３０か
ら入力されると、データベース管理システム４０のデー
タベースアクセス制御部４００が受け取る。データベー
スアクセス制御部４００は受け取った処理要求を解析
し、データ再配置処理要求であると判断すると、データ
の検索処理を行うデータ再配置処理部４５０に制御を渡
す。データ再配置処理部４５０では、まず表に関する定
義情報を図２におけるデータベース定義情報格納領域６
０から取得する（ステップ４５１）。取得した定義情報
からすべての既存のデータベース格納領域の情報を取り
出す。取り出した核データベース格納領域毎にバケット
マップ表８０を参照し、移動対象となるバケットを選択
する処理を行う（ステップ４５２）。図５のような場
合、既存のデータベース格納領域数は３であり、バケッ
トマップ表が持つ最大バケット数が１２であるので、新
規にデータベース格納領域を１個追加する場合、各デー
タベース格納領域内のバケット数は最大バケット数の４
分の１となるようにする。こうして、各データベース格
納領域から移動対象となるバケットを求める。そして、
バケットマップ表８０を参照し、チェインされているセ
グメント情報を参照しながら移動対象セグメントの抽出
処理を行う（ステップ４５３）。移動対象セグメントの
抽出処理では、セグメントを構成するページ単位にデー
タベース格納領域から入力するか、またはセグメント単
位で入力するかは、確保できるメモリサイズで決定すれ
ばよい。当該セグメント抽出処理によって抽出したセグ
メントを追加するデータベース格納領域への反映処理を
行う（ステップ４５４）。当該反映処理では、抽出した
セグメントを格納するため、追加したデータベース格納
領域内で新規にセグメントを確保し、データベース格納
領域に書き込む処理を行う。抽出したセグメントの反映
処理が完了すると、移動対象となったデータベース格納
領域から当該セグメントを削除する（ステップ４５
５）。そして、バケットマップ表８０のセグメントチェ
インの情報を更新し、かつ、割り当てデータベース格納
領域の情報も更新する（ステップ４５６）。以上のよう
にステップ４５２からステップ４５６までを既存の移動
対象となるすべてのデータベース格納領域に対して行
い、すべてのデータベース格納領域の処理が終了するま
で行う（ステップ４５７）。データの抽出・反映処理が
完了した時点でデータの再配置を簡潔させることがで
き、追加したデータベース格納領域に関する情報をデー
タベース定義情報に反映させることで処理を完了する
（ステップ４５８）。
【００３０】このようにデータベースの再配置処理で
は、各既存のデータベース格納領域から１レコードずつ
データを読み込む必要がなく、セグメント単位で読み込
み、追加したデータベース格納領域に書きこみを行えば
よい。また、移動対象でないバケットは一切、読み込む
必要がない。
は、各既存のデータベース格納領域から１レコードずつ
データを読み込む必要がなく、セグメント単位で読み込
み、追加したデータベース格納領域に書きこみを行えば
よい。また、移動対象でないバケットは一切、読み込む
必要がない。
【００３１】図８は本発明におけるデータベースの分割
管理の原理をキーレンジ分割されたデータベースの場合
の例として示す。
管理の原理をキーレンジ分割されたデータベースの場合
の例として示す。
【００３２】例として当該データベースで「ＺＡＩＫ
Ｏ」表が定義された場合についての定義文の一例を示
す。
Ｏ」表が定義された場合についての定義文の一例を示
す。
【００３３】 CREATE TABLE ZAIKO ( SCODE CHAR(10), SNAME CHAR(10), COL CHAR(4), TANKA INTEGER, ZSURYO INTEGER) IN((DBAREA1) SCODE >v0,(DBARE2) SCODE>v4,(DBAREA3) SCODE>v8) ; 上記定義によって、「ＺＡＩＫＯ」表は４つの列ＳＣＯ
ＤＥ，ＳＮＡＭＥ，ＣＯＬ，ＴＡＮＫＡ，ＺＳＵＲＹＯ
で構成され、各列に対してデータ型が与えられる。ま
た、ＳＣＯＤＥ列をパーティショニングキーとしてキー
レンジ分割し、キーレンジ分割したデータは、３つのデ
ータベース格納領域ＤＢＡＲＥＡ１，ＤＢＡＲＥＡ２，
ＤＢＡＲＥＡ３に分割して格納するよう指示されてい
る。「ＺＡＩＫＯ表」を例にとった場合の表の分割方法
の原理を図８を用いて説明する。図８ではパーティショ
ニングキーである「ＳＣＯＤＥ」列のデータをキーレン
ジ分割定義によってデータベース格納領域を求め、求め
たデータベース格納領域内をさらに４個のバケットに分
割する。各バケットは、一つのキーレンジをさらに細か
なキーレンジに分割したものである。各バケットへの分
割方法は、キーレンジを単純に分割する方法や、実際に
含まれるデータの分布を取得してデータ量が均等になる
ようなデータ区間すなわちキーレンジに分割する方法が
挙げられる。
ＤＥ，ＳＮＡＭＥ，ＣＯＬ，ＴＡＮＫＡ，ＺＳＵＲＹＯ
で構成され、各列に対してデータ型が与えられる。ま
た、ＳＣＯＤＥ列をパーティショニングキーとしてキー
レンジ分割し、キーレンジ分割したデータは、３つのデ
ータベース格納領域ＤＢＡＲＥＡ１，ＤＢＡＲＥＡ２，
ＤＢＡＲＥＡ３に分割して格納するよう指示されてい
る。「ＺＡＩＫＯ表」を例にとった場合の表の分割方法
の原理を図８を用いて説明する。図８ではパーティショ
ニングキーである「ＳＣＯＤＥ」列のデータをキーレン
ジ分割定義によってデータベース格納領域を求め、求め
たデータベース格納領域内をさらに４個のバケットに分
割する。各バケットは、一つのキーレンジをさらに細か
なキーレンジに分割したものである。各バケットへの分
割方法は、キーレンジを単純に分割する方法や、実際に
含まれるデータの分布を取得してデータ量が均等になる
ようなデータ区間すなわちキーレンジに分割する方法が
挙げられる。
【００３４】データベース格納領域が３個与えられた場
合、各データベース格納領域に均等に４個ずつのバケッ
トを振り分けるよう初期化する。また、バケットマップ
表８０内の各エントリからは対応するデータベース格納
領域内のセグメントへのポインタが格納される。セグメ
ントは、複数の固定長のページから構成される。まず、
データベース格納領域１は、ＳＣＯＤＥ列の値がｖ０よ
り大きくｖ４以下の値を持つレコードが割り当てられ、
バケット・エントリ番号０には、さらにＳＣＯＤＥ列の
値がｖ０より大きくｖ１以下の値を持つレコードが割り
当てられ、セグメント５００ａへのポインタが格納さ
れ、セグメント５００ａ，５００ｂ，５００ｃ，５００
ｄ，５００ｅがチェインされていることを示す。バケッ
ト・エントリ番号１には、ＳＣＯＤＥ列の値がｖ１より
大きくｖ２以下の値を持つレコードが割り当てられ、セ
グメント５０１ａへのポインタが格納され、セグメント
５０１ａ，５０１ｂ，５０１ｃがチェインされているこ
とを示す。バケット・エントリ番号２には、ＳＣＯＤＥ
列の値がｖ２より大きくｖ３以下の値を持つレコードが
割り当てられ、セグメント５０２ａへのポインタが格納
されている。バケット・エントリ番号３には、ＳＣＯＤ
Ｅ列の値がｖ３より大きくｖ４以下の値を持つレコード
が割り当てられ、セグメント５０３ａへのポインタが格
納され、セグメント５０３ａ，５０３ｂ，５０３ｃ，５
０３ｄがチェインされていることを示す。同様に、デー
タベース格納領域ＤＢＡＲＥＡ２には、バケット・エン
トリ番号の４から７までのバケットを格納し、データベ
ース格納領域ＤＢＡＲＥＡ３には、バケット・エントリ
番号の８から１１までのバケットを格納している。
合、各データベース格納領域に均等に４個ずつのバケッ
トを振り分けるよう初期化する。また、バケットマップ
表８０内の各エントリからは対応するデータベース格納
領域内のセグメントへのポインタが格納される。セグメ
ントは、複数の固定長のページから構成される。まず、
データベース格納領域１は、ＳＣＯＤＥ列の値がｖ０よ
り大きくｖ４以下の値を持つレコードが割り当てられ、
バケット・エントリ番号０には、さらにＳＣＯＤＥ列の
値がｖ０より大きくｖ１以下の値を持つレコードが割り
当てられ、セグメント５００ａへのポインタが格納さ
れ、セグメント５００ａ，５００ｂ，５００ｃ，５００
ｄ，５００ｅがチェインされていることを示す。バケッ
ト・エントリ番号１には、ＳＣＯＤＥ列の値がｖ１より
大きくｖ２以下の値を持つレコードが割り当てられ、セ
グメント５０１ａへのポインタが格納され、セグメント
５０１ａ，５０１ｂ，５０１ｃがチェインされているこ
とを示す。バケット・エントリ番号２には、ＳＣＯＤＥ
列の値がｖ２より大きくｖ３以下の値を持つレコードが
割り当てられ、セグメント５０２ａへのポインタが格納
されている。バケット・エントリ番号３には、ＳＣＯＤ
Ｅ列の値がｖ３より大きくｖ４以下の値を持つレコード
が割り当てられ、セグメント５０３ａへのポインタが格
納され、セグメント５０３ａ，５０３ｂ，５０３ｃ，５
０３ｄがチェインされていることを示す。同様に、デー
タベース格納領域ＤＢＡＲＥＡ２には、バケット・エン
トリ番号の４から７までのバケットを格納し、データベ
ース格納領域ＤＢＡＲＥＡ３には、バケット・エントリ
番号の８から１１までのバケットを格納している。
【００３５】本発明によるデータベース分割格納方法を
用い、キーレンジ分割されたデータベースのデータの再
配置を行う場合の原理を図９及び図１０を用いて説明す
る。図８で示した３つのデータベース格納領域への分割
に対して図９のように新規に「データベース格納領域
４」５０ｄを追加した場合のデータの流れを示す。デー
タベース格納領域を１つ追加した場合、バケットマップ
表８０ではバケット数１２個で分割しているので、バケ
ット数が均等になるよう現在の各データベース格納領域
のバケット数から４分の１ずつバケットを選択し、新規
の「データベース格納領域４」５０ｄに移動させるよう
にする。「データベース格納領域１」５０ａからは、バ
ケット０から３までの内、バケット３を対象として選択
する。バケットマップ表８０から当該バケット３のセグ
メントチェインを参照し、セグメント５０３ａ，５０３
ｂ，５０３ｃ，５０３ｄを入力し、「データベース格納
領域４」５０ｄに移動させる。「データベース格納領域
２」５０ｂからは、バケット４から７までの内、バケッ
ト７を選択する。バケットマップ表８０から当該バケッ
ト７のセグメントチェインを参照し、セグメント５０７
ａ，５０７ｂ，５０７ｃを入力し、「データベース格納
領域４」５０ｄに移動させる。「データベース格納領域
３」５０ｃからは、バケット８から１１までの内、バケ
ット１１を選択する。バケットマップ表８０から当該バ
ケット１１のセグメントチェインを参照し、セグメント
５１１ａ，５１１ｂを入力し、「データベース格納領域
４」５０ｄに移動させる。以上のようにして再配置処理
が完了すると、図１０に示すようなデータの分割配置に
なる。図を見やすくするためにバケットマップ表８０内
のバケットエントリ番号の位置を変更しているが、当該
バケットエントリ番号の配置は昇順に並んでいるほうが
よい。「データベース格納領域４」５０ｄを追加し、デ
ータの再配置処理が完了すると、「データベース格納領
域１」５０ａでは、バケット０，１，２が割り当てら
れ、「データベース格納領域２」５０ｂでは、バケット
４，５，６が割り当てられ、「データベース格納領域
３」５０ｃでは、バケット８，９，１０が割り当てら
れ、「データベース格納領域４」５０ｄでは、バケット
３，７，１１が割り当てられる。本実施例で示したキー
レンジ分割したデータベースの場合、再配置後にデータ
ベースの定義を変更する必要がある。本実施例では再配
置前に３つのキーレンジに分割するように定義されてい
たが、再配置後は各キーレンジからデータを移動したた
め６つのキーレンジに分割された定義となるよう変更さ
れる。
用い、キーレンジ分割されたデータベースのデータの再
配置を行う場合の原理を図９及び図１０を用いて説明す
る。図８で示した３つのデータベース格納領域への分割
に対して図９のように新規に「データベース格納領域
４」５０ｄを追加した場合のデータの流れを示す。デー
タベース格納領域を１つ追加した場合、バケットマップ
表８０ではバケット数１２個で分割しているので、バケ
ット数が均等になるよう現在の各データベース格納領域
のバケット数から４分の１ずつバケットを選択し、新規
の「データベース格納領域４」５０ｄに移動させるよう
にする。「データベース格納領域１」５０ａからは、バ
ケット０から３までの内、バケット３を対象として選択
する。バケットマップ表８０から当該バケット３のセグ
メントチェインを参照し、セグメント５０３ａ，５０３
ｂ，５０３ｃ，５０３ｄを入力し、「データベース格納
領域４」５０ｄに移動させる。「データベース格納領域
２」５０ｂからは、バケット４から７までの内、バケッ
ト７を選択する。バケットマップ表８０から当該バケッ
ト７のセグメントチェインを参照し、セグメント５０７
ａ，５０７ｂ，５０７ｃを入力し、「データベース格納
領域４」５０ｄに移動させる。「データベース格納領域
３」５０ｃからは、バケット８から１１までの内、バケ
ット１１を選択する。バケットマップ表８０から当該バ
ケット１１のセグメントチェインを参照し、セグメント
５１１ａ，５１１ｂを入力し、「データベース格納領域
４」５０ｄに移動させる。以上のようにして再配置処理
が完了すると、図１０に示すようなデータの分割配置に
なる。図を見やすくするためにバケットマップ表８０内
のバケットエントリ番号の位置を変更しているが、当該
バケットエントリ番号の配置は昇順に並んでいるほうが
よい。「データベース格納領域４」５０ｄを追加し、デ
ータの再配置処理が完了すると、「データベース格納領
域１」５０ａでは、バケット０，１，２が割り当てら
れ、「データベース格納領域２」５０ｂでは、バケット
４，５，６が割り当てられ、「データベース格納領域
３」５０ｃでは、バケット８，９，１０が割り当てら
れ、「データベース格納領域４」５０ｄでは、バケット
３，７，１１が割り当てられる。本実施例で示したキー
レンジ分割したデータベースの場合、再配置後にデータ
ベースの定義を変更する必要がある。本実施例では再配
置前に３つのキーレンジに分割するように定義されてい
たが、再配置後は各キーレンジからデータを移動したた
め６つのキーレンジに分割された定義となるよう変更さ
れる。
【００３６】以上、説明したように、データベースのデ
ータをあらかじめ固定された複数のバケットに分割し、
かつ、データベース格納領域内で物理的に独立したセグ
メントにバケットを格納するので、新規に追加したデー
タベース格納領域に対するデータの再配置処理時に移動
対象のバケットのデータのみを再配置対象とすることが
できる。
ータをあらかじめ固定された複数のバケットに分割し、
かつ、データベース格納領域内で物理的に独立したセグ
メントにバケットを格納するので、新規に追加したデー
タベース格納領域に対するデータの再配置処理時に移動
対象のバケットのデータのみを再配置対象とすることが
できる。
【００３７】また、再配置処理によって移動したセグメ
ントは開放されるので、他のバケットの格納セグメント
として再利用が可能となり、データベース格納領域の空
きに無駄がない。
ントは開放されるので、他のバケットの格納セグメント
として再利用が可能となり、データベース格納領域の空
きに無駄がない。
【００３８】
【発明の効果】本発明によれば、データを複数の格納領
域へ、好適に格納することができる。
域へ、好適に格納することができる。
【図１】本発明の特長となるデータベース分割格納の原
理を示す。
理を示す。
【図２】本発明を実施するためのデータベース管理シス
テムの構成図を示す。
テムの構成図を示す。
【図３】本実施例に係る表へのデータの挿入処理の概略
フローを示す。
フローを示す。
【図４】本実施例に係る表の検索処理の概略処理フロー
を示す。
を示す。
【図５】本発明の特長となるデータ再配置のデータの流
れを示す。
れを示す。
【図６】図５によるデータ再配置後のデータベース分割
格納状態を示す。
格納状態を示す。
【図７】本発明によるデータベース再配置処理の概略処
理フローを示す。
理フローを示す。
【図８】本発明の特長となるキーレンジ分割したデータ
ベース分割格納の原理を示す。
ベース分割格納の原理を示す。
【図９】本発明の特長となるキーレンジ分割表のデータ
再配置のデータの流れを示す。
再配置のデータの流れを示す。
【図１０】図５によるデータ再配置後のキーレンジ分割
したデータベース分割格納状態を示す。
したデータベース分割格納状態を示す。
【符号の説明】 １０：コンピュータシステム １２：ＣＰＵ １４：主記憶装置 ２０：外部記憶装置 ３０：端末 ４０：データベース管理システム ５０：データベース格納領域 ５４：セグメント ６０：データベース定義情報格納領域 ７０：データベースログ格納領域 ８０：バケットマップ表 ４００：データベースアクセス制御部 ４１０：データ挿入処理部 ４３０：データ検索処理部 ４５０：再配置処理部
Claims (5)
- 【請求項１】一つ又は複数の外部記憶装置から構成され
るデータベース格納領域を管理し、前記データベース格
納領域は物理的に固定長の複数のページから構成される
複数のセグメントを管理するデータベース管理方法にお
いて、 データベースの格納領域としてｍ個のデータベース格納
領域が与えられた場合、 前記データベースの一つ又は複数のデータ項目をパーテ
ィショニングキーとし、前記データベースを前記パーテ
ィショニングキーに対して任意の分割方法を適用し、ｎ
（ｍ≦ｎ）個の論理的な単位であるバケットに分割し、 前記バケットと前記与えられたデータベース格納領域の
対応と、前記バケットと前記セグメントの対応を管理す
るバケットマップ表によって、データベースを格納する
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記載のデータベース管理方法にお
いて、 データベース格納領域の追加が要求された場合、 前記追加するデータベース格納領域も含め、すべてのデ
ータベース格納領域内のバケット数が均等になるよう
に、 既存の各データベース格納領域から前記均等にした場合
のバケット数よりも多い数分のバケットを選択し、前記
選択したバケットを前記バケットマップ表を参照し、セ
グメント単位で追加したデータベース格納領域に移動
し、 前記追加したデータベース領域へのデータ移動の完了に
伴って、ハッシュバケット表の前記バケットと前記追加
したデータベース格納領域の対応と、前記バケットと前
記セグメントの対応を更新することを特徴とするデータ
ベース管理方法。 - 【請求項３】複数のキーレンジと記憶装置に設けられた
複数のデータ格納領域とを対応付け、 データをデータベースに格納するときは、該データを含
むキーレンジに対応するデータ格納領域に上記データを
格納し、 上記データ格納領域の追加が必要な場合、複数の上記デ
ータ格納から所定量のデータを上記追加したデータ格納
領域へ移動し、上記移動したデータに対応するキーレン
ジを上記データ格納領域に対応付けることを特徴とする
データベース管理方法。 - 【請求項４】複数のキーレンジと記憶装置に設けられた
複数のデータ格納領域とを対応付ける対応付け手段と、 データをデータベースに格納するときは、該データを含
むキーレンジに対応するデータ格納領域に上記データを
格納する格納手段と、 上記データ格納領域の追加が必要な場合、複数の上記デ
ータ格納から所定量のデータを上記追加したデータ格納
領域へ移動し、上記移動したデータに対応するキーレン
ジを上記データ格納領域に対応付けるデータ移動手段と
を備えたことを特徴とするデータベース管理装置。 - 【請求項５】複数のキーレンジと記憶装置に設けられた
複数のデータ格納領域とを対応付ける対応付け機能と、 データをデータベースに格納するときは、該データを含
むキーレンジに対応するデータ格納領域に上記データを
格納する格納機能と、 上記データ格納領域の追加が必要な場合、複数の上記デ
ータ格納から所定量のデータを上記追加したデータ格納
領域へ移動し、上記移動したデータに対応するキーレン
ジを上記データ格納領域に対応付けるデータ移動機能と
を備えたデータベース管理プログラムを格納した計算機
読み取り可能な記憶媒体。
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