JP2002007365A - データベース分割管理方法および並列データベースシステム - Google Patents
データベース分割管理方法および並列データベースシステムInfo
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- JP2002007365A JP2002007365A JP2001130602A JP2001130602A JP2002007365A JP 2002007365 A JP2002007365 A JP 2002007365A JP 2001130602 A JP2001130602 A JP 2001130602A JP 2001130602 A JP2001130602 A JP 2001130602A JP 2002007365 A JP2002007365 A JP 2002007365A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 データベースを分割格納する記憶領域の割り
付けを操作することで負荷の不均衡を軽減する。 【解決手段】 設定された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、データ格納領域とキーレンジの割り当て要求を受
け付けたとき、該データ格納領域と該キーレンジとを対
応付ける。 【効果】 データが多い、あるいは、少なく割り付けら
れているキーレンジに、データ格納領域を対応付けるこ
とができるため、各データ格納領域に対する負荷の不均
衡を軽減することができる。
付けを操作することで負荷の不均衡を軽減する。 【解決手段】 設定された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、データ格納領域とキーレンジの割り当て要求を受
け付けたとき、該データ格納領域と該キーレンジとを対
応付ける。 【効果】 データが多い、あるいは、少なく割り付けら
れているキーレンジに、データ格納領域を対応付けるこ
とができるため、各データ格納領域に対する負荷の不均
衡を軽減することができる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、データベース分割
管理方法および並列データベースシステムに関し、さら
に詳しくは、データベース処理を行うプロセッサ数また
はディスク数を負荷に合わせて最適にするデータベース
分割管理方法および並列データベースシステムに関す
る。
管理方法および並列データベースシステムに関し、さら
に詳しくは、データベース処理を行うプロセッサ数また
はディスク数を負荷に合わせて最適にするデータベース
分割管理方法および並列データベースシステムに関す
る。
【０００２】
【従来の技術】例えば、「Ｄevid DeWitt and Jim Gra
y：Ｐarallel Database Systems：TheFuture of High P
erformance Database Systems，CACM，Vol.35，No.6，1
992 」において、並列データベースシステムが提案され
ている。この並列データベースシステムでは、密結合あ
るいは疎結合に複数のプロセッサを接続し、それら複数
のプロセッサに対して、データベース処理を配分してい
る。
y：Ｐarallel Database Systems：TheFuture of High P
erformance Database Systems，CACM，Vol.35，No.6，1
992 」において、並列データベースシステムが提案され
ている。この並列データベースシステムでは、密結合あ
るいは疎結合に複数のプロセッサを接続し、それら複数
のプロセッサに対して、データベース処理を配分してい
る。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】従来の並列データベー
スシステムのシステム構成はユーザに任されており、且
つ、固定的であった。このため、システム構成が初めか
ら負荷に不適合であったり、途中から不適合になる場合
があり、期待する並列度が得られなかったり、高速な問
い合せが実現できない問題点があった。そこで、本発明
の目的は、期待する並列度を得ることが出来ると共に、
高速な問い合せを実現することが出来るデータベース分
割管理方法および並列データベースシステムを提供する
ことにある。
スシステムのシステム構成はユーザに任されており、且
つ、固定的であった。このため、システム構成が初めか
ら負荷に不適合であったり、途中から不適合になる場合
があり、期待する並列度が得られなかったり、高速な問
い合せが実現できない問題点があった。そこで、本発明
の目的は、期待する並列度を得ることが出来ると共に、
高速な問い合せを実現することが出来るデータベース分
割管理方法および並列データベースシステムを提供する
ことにある。
【０００４】
【課題を解決するための手段】第１の観点では、本発明
は、ユーザからの問合せの解析，最適化，処理手順作成
を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノ
ードで作成された処理手順を基にしてデータベースをア
クセスする機能を持つＢＥＳノードと、ディスクを備え
且つそのディスクにデータベースを格納し管理する機能
を持つＩＯＳノードとをネットワークで接続してなる並
列データベースシステムにおいて、データベース処理の
負荷パターンに応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセ
ッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、Ｉ
ＯＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードの
ディスク数と、ディスクの分割数とを決定することを特
徴とするデータベース分割管理方法を提供する。
は、ユーザからの問合せの解析，最適化，処理手順作成
を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノ
ードで作成された処理手順を基にしてデータベースをア
クセスする機能を持つＢＥＳノードと、ディスクを備え
且つそのディスクにデータベースを格納し管理する機能
を持つＩＯＳノードとをネットワークで接続してなる並
列データベースシステムにおいて、データベース処理の
負荷パターンに応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセ
ッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、Ｉ
ＯＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードの
ディスク数と、ディスクの分割数とを決定することを特
徴とするデータベース分割管理方法を提供する。
【０００５】また、ユーザからの問合せの解析，最適
化，処理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノード
と、そのＦＥＳノードで作成された処理手順を基にして
データベースをアクセスする機能およびディスクを備え
且つそのディスクにデータベースを格納し管理する機能
を持つＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並
列データベースシステムにおいて、データベース処理の
負荷パターンに応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセ
ッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、Ｂ
ＥＳノードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定
することを特徴とするデータベース分割管理方法を提供
する。
化，処理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノード
と、そのＦＥＳノードで作成された処理手順を基にして
データベースをアクセスする機能およびディスクを備え
且つそのディスクにデータベースを格納し管理する機能
を持つＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並
列データベースシステムにおいて、データベース処理の
負荷パターンに応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセ
ッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、Ｂ
ＥＳノードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定
することを特徴とするデータベース分割管理方法を提供
する。
【０００６】上記第１の観点によるデータベース分割管
理方法では、データベース処理の負荷パターン（一件検
索処理，一件更新処理，データ取り出し処理など）に応
じて、各ノードに割当てるプロセッサ数とディスク数と
ディスクの分割数とを決定する。そこで、システム構成
が負荷に適合したものとなり、期待する並列度が得られ
ると共に、高速な問い合せを実現できるようになる。
理方法では、データベース処理の負荷パターン（一件検
索処理，一件更新処理，データ取り出し処理など）に応
じて、各ノードに割当てるプロセッサ数とディスク数と
ディスクの分割数とを決定する。そこで、システム構成
が負荷に適合したものとなり、期待する並列度が得られ
ると共に、高速な問い合せを実現できるようになる。
【０００７】第２の観点では、本発明は、ユーザからの
問合せの解析，最適化，処理手順作成を実行する機能を
有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノードで作成された
処理手順を基にしてデータベースをアクセスする機能を
持つＢＥＳノードと、ディスクを備え且つそのディスク
にデータベースを格納し管理する機能を持つＩＯＳノー
ドとをネットワークで接続してなる並列データベースシ
ステムにおいて、データベースのスキャンに必要な時間
を一定とする並列アクセス可能なページ数の上限を決
め、そのページ数の上限に応じて、ＦＥＳノードに割当
てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッ
サ数と、ＩＯＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯ
Ｓノードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。
問合せの解析，最適化，処理手順作成を実行する機能を
有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノードで作成された
処理手順を基にしてデータベースをアクセスする機能を
持つＢＥＳノードと、ディスクを備え且つそのディスク
にデータベースを格納し管理する機能を持つＩＯＳノー
ドとをネットワークで接続してなる並列データベースシ
ステムにおいて、データベースのスキャンに必要な時間
を一定とする並列アクセス可能なページ数の上限を決
め、そのページ数の上限に応じて、ＦＥＳノードに割当
てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッ
サ数と、ＩＯＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯ
Ｓノードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。
【０００８】また、ユーザからの問合せの解析，最適
化，処理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノード
と、そのＦＥＳノードで作成された処理手順を基にして
データベースをアクセスする機能およびディスクを備え
且つそのディスクにデータベースを格納し管理する機能
を持つＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並
列データベースシステムにおいて、データベースのスキ
ャンに必要な時間を一定とする並列アクセス可能なペー
ジ数の上限を決め、そのページ数の上限に応じて、ＦＥ
Ｓノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割
当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数と、
ディスクの分割数とを決定することを特徴とするデータ
ベース分割管理方法を提供する。
化，処理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノード
と、そのＦＥＳノードで作成された処理手順を基にして
データベースをアクセスする機能およびディスクを備え
且つそのディスクにデータベースを格納し管理する機能
を持つＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並
列データベースシステムにおいて、データベースのスキ
ャンに必要な時間を一定とする並列アクセス可能なペー
ジ数の上限を決め、そのページ数の上限に応じて、ＦＥ
Ｓノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割
当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数と、
ディスクの分割数とを決定することを特徴とするデータ
ベース分割管理方法を提供する。
【０００９】上記第２の観点によるデータベース分割管
理方法では、データベースのスキャンに必要な時間を一
定とする並列アクセス可能なページ数の上限に応じて、
各ノードに割当てるプロセッサ数とディスク数とディス
クの分割数とを決定する。そこで、高速な問い合せを実
現できるようになる。
理方法では、データベースのスキャンに必要な時間を一
定とする並列アクセス可能なページ数の上限に応じて、
各ノードに割当てるプロセッサ数とディスク数とディス
クの分割数とを決定する。そこで、高速な問い合せを実
現できるようになる。
【００１０】第３の観点では、本発明は、ユーザからの
問合せの解析，最適化，処理手順作成を実行する機能を
有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノードで作成された
処理手順を基にしてデータベースをアクセスする機能を
持つＢＥＳノードと、ディスクを備え且つそのディスク
にデータベースを格納し管理する機能を持つＩＯＳノー
ドとをネットワークで接続してなる並列データベースシ
ステムにおいて、負荷パターンにより期待並列度ｐを算
出し、その期待並列度ｐに応じて、ＦＥＳノードに割当
てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッ
サ数と、ＩＯＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯ
Ｓノードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。
問合せの解析，最適化，処理手順作成を実行する機能を
有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノードで作成された
処理手順を基にしてデータベースをアクセスする機能を
持つＢＥＳノードと、ディスクを備え且つそのディスク
にデータベースを格納し管理する機能を持つＩＯＳノー
ドとをネットワークで接続してなる並列データベースシ
ステムにおいて、負荷パターンにより期待並列度ｐを算
出し、その期待並列度ｐに応じて、ＦＥＳノードに割当
てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッ
サ数と、ＩＯＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯ
Ｓノードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。
【００１１】また、ユーザからの問合せの解析，最適
化，処理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノード
と、そのＦＥＳノードで作成された処理手順を基にして
データベースをアクセスする機能およびディスクを備え
且つそのディスクにデータベースを格納し管理する機能
を持つＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並
列データベースシステムにおいて、負荷パターンにより
期待並列度ｐを算出し、その期待並列度ｐに応じて、Ｆ
ＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに
割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数
と、ディスクの分割数とを決定することを特徴とするデ
ータベース分割管理方法を提供する。
化，処理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノード
と、そのＦＥＳノードで作成された処理手順を基にして
データベースをアクセスする機能およびディスクを備え
且つそのディスクにデータベースを格納し管理する機能
を持つＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並
列データベースシステムにおいて、負荷パターンにより
期待並列度ｐを算出し、その期待並列度ｐに応じて、Ｆ
ＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに
割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数
と、ディスクの分割数とを決定することを特徴とするデ
ータベース分割管理方法を提供する。
【００１２】上記第３の観点によるデータベース分割管
理方法では、負荷パターンにより算出した期待並列度ｐ
に応じて、各ノードに割当てるプロセッサ数とディスク
数とディスクの分割数とを決定する。そこで、期待する
並列度が得られるようになる。
理方法では、負荷パターンにより算出した期待並列度ｐ
に応じて、各ノードに割当てるプロセッサ数とディスク
数とディスクの分割数とを決定する。そこで、期待する
並列度が得られるようになる。
【００１３】第４の観点では、本発明は、上記構成のデ
ータベース分割管理方法において、最適ページアクセス
数ｍを算出し、キーレンジ分割がある場合には、サブキ
ーレンジ単位の格納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）を算出し、
ｓページ単位でサブキーレンジ分割し、ディスクへデー
タ挿入を行うことを特徴とするデータベース分割管理方
法を提供する。上記第４の観点によるデータベース分割
管理方法では、期待並列度ｐと最適ページアクセス数ｍ
とから算出したサブキーレンジ単位の格納ページ数ｓ
（＝ｍ／ｐ）でサブキーレンジ分割して、ディスクへデ
ータ挿入を行う。そこで、データを略均等に分割管理で
きるようになる。
ータベース分割管理方法において、最適ページアクセス
数ｍを算出し、キーレンジ分割がある場合には、サブキ
ーレンジ単位の格納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）を算出し、
ｓページ単位でサブキーレンジ分割し、ディスクへデー
タ挿入を行うことを特徴とするデータベース分割管理方
法を提供する。上記第４の観点によるデータベース分割
管理方法では、期待並列度ｐと最適ページアクセス数ｍ
とから算出したサブキーレンジ単位の格納ページ数ｓ
（＝ｍ／ｐ）でサブキーレンジ分割して、ディスクへデ
ータ挿入を行う。そこで、データを略均等に分割管理で
きるようになる。
【００１４】第５の観点では、本発明は、ユーザからの
問合せの解析，最適化，処理手順作成を実行する機能を
有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノードで作成された
処理手順を基にしてデータベースをアクセスする機能を
持つＢＥＳノードと、ディスクを備え且つそのディスク
にデータベースを格納し管理する機能を持つＩＯＳノー
ドとをネットワークで接続してなる並列データベースシ
ステムにおいて、問合せ実行処理中に取得したアクセス
ページ数，ヒットロウ数，通信回数などの負荷情報を基
にして負荷アンバランスを検出し、負荷アンバランスを
解消する方向に、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノ
ードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードのディス
ク数とを変更することを特徴とするデータベース分割管
理方法を提供する。
問合せの解析，最適化，処理手順作成を実行する機能を
有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノードで作成された
処理手順を基にしてデータベースをアクセスする機能を
持つＢＥＳノードと、ディスクを備え且つそのディスク
にデータベースを格納し管理する機能を持つＩＯＳノー
ドとをネットワークで接続してなる並列データベースシ
ステムにおいて、問合せ実行処理中に取得したアクセス
ページ数，ヒットロウ数，通信回数などの負荷情報を基
にして負荷アンバランスを検出し、負荷アンバランスを
解消する方向に、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノ
ードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードのディス
ク数とを変更することを特徴とするデータベース分割管
理方法を提供する。
【００１５】また、ユーザからの問合せの解析，最適
化，処理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノード
と、そのＦＥＳノードで作成された処理手順を基にして
データベースをアクセスする機能およびディスクを備え
且つそのディスクにデータベースを格納し管理する機能
を持つＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並
列データベースシステムにおいて、問合せ実行処理中に
取得したアクセスページ数，ヒットロウ数，通信回数な
どの負荷情報を基にして負荷アンバランスを検出し、負
荷アンバランスを解消する方向に、ＦＥＳノードに割当
てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッ
サ数と、ＢＥＳノードのディスク数とを変更することを
特徴とするデータベース分割管理方法を提供する。
化，処理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノード
と、そのＦＥＳノードで作成された処理手順を基にして
データベースをアクセスする機能およびディスクを備え
且つそのディスクにデータベースを格納し管理する機能
を持つＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並
列データベースシステムにおいて、問合せ実行処理中に
取得したアクセスページ数，ヒットロウ数，通信回数な
どの負荷情報を基にして負荷アンバランスを検出し、負
荷アンバランスを解消する方向に、ＦＥＳノードに割当
てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッ
サ数と、ＢＥＳノードのディスク数とを変更することを
特徴とするデータベース分割管理方法を提供する。
【００１６】上記第５の観点によるデータベース分割管
理方法では、問合せ実行処理中に負荷アンバランスを検
出し、その負荷アンバランスを解消する方向に、各ノー
ドのプロセッサ数またはディスク数を変更する。そこ
で、負荷変動があってもシステム構成が常に負荷に適合
したものとなり、期待する並列度が得られると共に、高
速な問い合せを実現できるようになる。
理方法では、問合せ実行処理中に負荷アンバランスを検
出し、その負荷アンバランスを解消する方向に、各ノー
ドのプロセッサ数またはディスク数を変更する。そこ
で、負荷変動があってもシステム構成が常に負荷に適合
したものとなり、期待する並列度が得られると共に、高
速な問い合せを実現できるようになる。
【００１７】第６の観点では、本発明は、上記構成のデ
ータベース分割管理方法において、ＢＥＳノードに割当
てるプロセッサ数またはＩＯＳノードに割当てるプロセ
ッサ数またはディスク数を追加する場合、オンライン中
であれば、追加対象となるプロセッサまたはディスクで
管理されるデータベースの表のキーレンジ範囲を閉塞
し、新たにプロセッサあるいはディスクを割り当て、ロ
ック情報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード
振り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えを
行い、その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除
することを特徴とするデータベース分割管理方法を提供
する。また、上記構成のデータベース分割管理方法にお
いて、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数またはディ
スク数を追加する場合、オンライン中であれば、追加対
象となるプロセッサまたはディスクで管理されるデータ
ベースの表のキーレンジ範囲を閉塞し、新たにプロセッ
サあるいはディスクを割り当て、ロック情報，ディレク
トリ情報の引き継ぎを行い、ノード振り分け制御に必要
なディクショナリ情報の書き換えを行い、追加対象とな
るディスク群から新たなディスク群へデータを移動し、
その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除するこ
とを特徴とするデータベース分割管理方法を提供する。
ータベース分割管理方法において、ＢＥＳノードに割当
てるプロセッサ数またはＩＯＳノードに割当てるプロセ
ッサ数またはディスク数を追加する場合、オンライン中
であれば、追加対象となるプロセッサまたはディスクで
管理されるデータベースの表のキーレンジ範囲を閉塞
し、新たにプロセッサあるいはディスクを割り当て、ロ
ック情報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード
振り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えを
行い、その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除
することを特徴とするデータベース分割管理方法を提供
する。また、上記構成のデータベース分割管理方法にお
いて、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数またはディ
スク数を追加する場合、オンライン中であれば、追加対
象となるプロセッサまたはディスクで管理されるデータ
ベースの表のキーレンジ範囲を閉塞し、新たにプロセッ
サあるいはディスクを割り当て、ロック情報，ディレク
トリ情報の引き継ぎを行い、ノード振り分け制御に必要
なディクショナリ情報の書き換えを行い、追加対象とな
るディスク群から新たなディスク群へデータを移動し、
その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除するこ
とを特徴とするデータベース分割管理方法を提供する。
【００１８】上記第６の観点によるデータベース分割管
理方法では、プロセッサ数またはディスク数を追加，削
除する場合、オンライン中であれば、表のキーレンジ範
囲を閉塞した後、引き継ぎ処理を行い、その後、前記閉
塞を解除する。そこで、オーバヘッドを最小限にでき
る。また、ＩＯＳノードがあるシステム構成では、デー
タを移動せずに引き継ぎできるようになる。
理方法では、プロセッサ数またはディスク数を追加，削
除する場合、オンライン中であれば、表のキーレンジ範
囲を閉塞した後、引き継ぎ処理を行い、その後、前記閉
塞を解除する。そこで、オーバヘッドを最小限にでき
る。また、ＩＯＳノードがあるシステム構成では、デー
タを移動せずに引き継ぎできるようになる。
【００１９】第７の観点では、本発明は、上記構成のデ
ータベース分割管理方法において、ＢＥＳノードに割当
てるプロセッサ数またはＩＯＳノードに割当てるプロセ
ッサ数またはディスク数を削除する場合、オンライン中
であれば、削除対象となるプロセッサまたはディスクで
管理されるデータベースの表のキーレンジ範囲を閉塞
し、削除するプロセッサまたはディスクを決定し、ロッ
ク情報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード振
り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えを行
い、その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。
ータベース分割管理方法において、ＢＥＳノードに割当
てるプロセッサ数またはＩＯＳノードに割当てるプロセ
ッサ数またはディスク数を削除する場合、オンライン中
であれば、削除対象となるプロセッサまたはディスクで
管理されるデータベースの表のキーレンジ範囲を閉塞
し、削除するプロセッサまたはディスクを決定し、ロッ
ク情報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード振
り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えを行
い、その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。
【００２０】また、上記構成のデータベース分割管理方
法において、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数また
はディスク数を削除する場合、オンライン中であれば、
削除対象となるプロセッサまたはディスクで管理される
データベースの表のキーレンジ範囲を閉塞し、削除する
プロセッサまたはディスクを決定し、ロック情報，ディ
レクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード振り分け制御に
必要なディクショナリ情報の書き換えを行い、削除対象
となるディスク群から引継ぐディスク群へデータを移動
し、その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。
法において、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数また
はディスク数を削除する場合、オンライン中であれば、
削除対象となるプロセッサまたはディスクで管理される
データベースの表のキーレンジ範囲を閉塞し、削除する
プロセッサまたはディスクを決定し、ロック情報，ディ
レクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード振り分け制御に
必要なディクショナリ情報の書き換えを行い、削除対象
となるディスク群から引継ぐディスク群へデータを移動
し、その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。
【００２１】上記第７の観点によるデータベース分割管
理方法では、プロセッサ数またはディスク数を追加，削
除する場合、オンライン中であれば、表のキーレンジ範
囲を閉塞した後、引き継ぎ処理を行い、その後、前記閉
塞を解除する。そこで、オーバヘッドを最小限にでき
る。また、ＩＯＳノードがあるシステム構成では、デー
タを移動せずに引き継ぎできるようになる。
理方法では、プロセッサ数またはディスク数を追加，削
除する場合、オンライン中であれば、表のキーレンジ範
囲を閉塞した後、引き継ぎ処理を行い、その後、前記閉
塞を解除する。そこで、オーバヘッドを最小限にでき
る。また、ＩＯＳノードがあるシステム構成では、デー
タを移動せずに引き継ぎできるようになる。
【００２２】第８の観点では、本発明は、上記構成のデ
ータベース分割管理方法により、データベース処理を行
うプロセッサ数またはディスク数を動的に変更すること
を特徴とする並列データベースシステムを提供する。上
記第８の観点による並列データベースシステムでは、上
記第５の観点から第７の観点の作用により、スケーラブ
ルな並列データベースシステムとなる。
ータベース分割管理方法により、データベース処理を行
うプロセッサ数またはディスク数を動的に変更すること
を特徴とする並列データベースシステムを提供する。上
記第８の観点による並列データベースシステムでは、上
記第５の観点から第７の観点の作用により、スケーラブ
ルな並列データベースシステムとなる。
【００２３】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施形態を図面に
基づいて詳細に説明する。なお、これにより本発明が限
定されるものではない。図１は、本発明の一実施形態の
並列データベースシステム１を示す構成図である。この
並列データベースシステム１は、ＦＥＳ（フロントエン
ドサーバ）ノード，ＢＥＳ（バックエンドサーバ）ノー
ド，ＩＯＳ（インプットアウトプットサーバ）ノード，
ＤＳ（ディクショナリサーバ）ノードおよびＪＳ（ジャ
ーナルサーバ）ノードを、ネットワーク９０により接続
した構成である。各ノードは、他のシステムとも接続さ
れている。ＦＥＳノードは、ディスクを持たない少なく
とも１台のプロセッサから構成されたＦＥＳ７５からな
るノードであり、ユーザからの問合せの解析，最適化，
処理手順作成を実行するフロントエンドサーバの機能を
持っている。ＢＥＳノードは、ディスクを持たない少な
くとも１台のプロセッサから構成されたＢＥＳ７３から
なるノードであり、前記ＦＥＳ７５で作成された処理手
順を基にしてデータベースをアクセスする機能を持って
いる。ＩＯＳノードは、少なくとも１台のプロセッサか
ら構成されたＩＯＳ７０および少なくとも１台のディス
ク８０からなるノードであり、ディスク８０にデータベ
ースを格納し管理する機能を持っている。なお、ＩＯＳ
ノードの機能をＢＥＳノードに持たせれば、ＩＯＳノー
ドを省略できる。この場合、ＢＥＳ７３にディスクを接
続すると共に、ＢＥＳ７３がディスク８０にデータベー
スを格納し管理する機能を持つ。
基づいて詳細に説明する。なお、これにより本発明が限
定されるものではない。図１は、本発明の一実施形態の
並列データベースシステム１を示す構成図である。この
並列データベースシステム１は、ＦＥＳ（フロントエン
ドサーバ）ノード，ＢＥＳ（バックエンドサーバ）ノー
ド，ＩＯＳ（インプットアウトプットサーバ）ノード，
ＤＳ（ディクショナリサーバ）ノードおよびＪＳ（ジャ
ーナルサーバ）ノードを、ネットワーク９０により接続
した構成である。各ノードは、他のシステムとも接続さ
れている。ＦＥＳノードは、ディスクを持たない少なく
とも１台のプロセッサから構成されたＦＥＳ７５からな
るノードであり、ユーザからの問合せの解析，最適化，
処理手順作成を実行するフロントエンドサーバの機能を
持っている。ＢＥＳノードは、ディスクを持たない少な
くとも１台のプロセッサから構成されたＢＥＳ７３から
なるノードであり、前記ＦＥＳ７５で作成された処理手
順を基にしてデータベースをアクセスする機能を持って
いる。ＩＯＳノードは、少なくとも１台のプロセッサか
ら構成されたＩＯＳ７０および少なくとも１台のディス
ク８０からなるノードであり、ディスク８０にデータベ
ースを格納し管理する機能を持っている。なお、ＩＯＳ
ノードの機能をＢＥＳノードに持たせれば、ＩＯＳノー
ドを省略できる。この場合、ＢＥＳ７３にディスクを接
続すると共に、ＢＥＳ７３がディスク８０にデータベー
スを格納し管理する機能を持つ。
【００２４】データベースは、複数の表からなる。表
は、２次元のテーブル形式であり、複数のロウ（行）か
らなる。１つのロウは、１つ以上のカラム（属性）から
なる。この表は、所定数のロウからなる固定長のページ
単位で物理的に分割されて、ディスク８０上に格納され
る。各ページのディスク８０上の格納位置は、ディレク
トリ情報を用いて知ることが出来る。ＤＳノードは、少
なくとも１台のプロセッサから構成されたＤＳ７１およ
び少なくとも１台のディスク８１からなるノードであ
り、データベースの定義情報を一括管理する機能を持っ
ている。ＪＳノードは、少なくとも１台のプロセッサか
ら構成されたＪＳ７２および少なくとも１台のディスク
８２からなるノードであり、各ノードで実行されるデー
タベース更新履歴情報を格納し、管理する機能を持って
いる。
は、２次元のテーブル形式であり、複数のロウ（行）か
らなる。１つのロウは、１つ以上のカラム（属性）から
なる。この表は、所定数のロウからなる固定長のページ
単位で物理的に分割されて、ディスク８０上に格納され
る。各ページのディスク８０上の格納位置は、ディレク
トリ情報を用いて知ることが出来る。ＤＳノードは、少
なくとも１台のプロセッサから構成されたＤＳ７１およ
び少なくとも１台のディスク８１からなるノードであ
り、データベースの定義情報を一括管理する機能を持っ
ている。ＪＳノードは、少なくとも１台のプロセッサか
ら構成されたＪＳ７２および少なくとも１台のディスク
８２からなるノードであり、各ノードで実行されるデー
タベース更新履歴情報を格納し、管理する機能を持って
いる。
【００２５】図２は、上記並列データベースシステム１
におけるＦＥＳ７５，ＢＥＳ７３，ＩＯＳ７０のプロセ
ッサ数およびディスク数およびディスクの分割数を決め
る本発明のデータベース分割管理方法の概念図である。
まず、ユーザが指定するワークロードでデータベース処
理の負荷パターンを決める。負荷パターンには、一件検
索処理、一件更新処理、データ取り出し処理などがあ
る。その負荷パターンに応じて、ＩＯＳ７０でディスク
８０を何分割して管理するか決定する（ＩＯＳノードの
機能をＢＥＳが持つ場合は、ＢＥＳ７３でディスクを何
分割して管理するか決定する）。
におけるＦＥＳ７５，ＢＥＳ７３，ＩＯＳ７０のプロセ
ッサ数およびディスク数およびディスクの分割数を決め
る本発明のデータベース分割管理方法の概念図である。
まず、ユーザが指定するワークロードでデータベース処
理の負荷パターンを決める。負荷パターンには、一件検
索処理、一件更新処理、データ取り出し処理などがあ
る。その負荷パターンに応じて、ＩＯＳ７０でディスク
８０を何分割して管理するか決定する（ＩＯＳノードの
機能をＢＥＳが持つ場合は、ＢＥＳ７３でディスクを何
分割して管理するか決定する）。
【００２６】すなわち、スキーマ定義時、表の分割方法
（キー値範囲，範囲毎ロウ数（ページ数を換算）など）
から、格納に必要なディスク数が判明し、閉塞および再
編成の単位が決まれば、ＢＥＳ７３およびＩＯＳ７０の
組み合わせ（閉塞あるいは再編成の単位がディスク，Ｉ
ＯＳ，ＢＥＳに依存する）が決まる。これにより、ＢＥ
Ｓ７３，ＩＯＳ７０，ディスク８０の構成台数が決ま
る。即ち、次のようになる。 既分割数...全ＢＥＳで管理する並列アクセス可能なデ
ータベース分割単位（動的なＢＥＳ追加，削除は、この
分割単位で行う） 各分割毎ディスク数...各分割で割り当てられるディス
ク数 図２は、ディスク数が"８"、既分割数が"４"、各分割毎
ディスク数が"２"の場合である。なお、プロセッサ性能
がｎ倍となれば、分割数を変えずに、各分割で利用する
ボリューム数をｎ倍とする（ただし、ＩＯＳ７０とディ
スク８０の間の総データ転送レートの制限があるため、
ディスク数にも制限がある）。また、ここでディスクと
は、ディスク装置１台に対応させている。本発明では、
必ずしも「ディスク」はディスク装置１台と１対１に対
応させる必要はない。例えば、１ディスク装置に複数の
ディスク装置を含む場合（ディスクアレイ装置）、並列
アクセス可能な入出力単位の数を「ディスク装置」とし
て適用すればよい。
（キー値範囲，範囲毎ロウ数（ページ数を換算）など）
から、格納に必要なディスク数が判明し、閉塞および再
編成の単位が決まれば、ＢＥＳ７３およびＩＯＳ７０の
組み合わせ（閉塞あるいは再編成の単位がディスク，Ｉ
ＯＳ，ＢＥＳに依存する）が決まる。これにより、ＢＥ
Ｓ７３，ＩＯＳ７０，ディスク８０の構成台数が決ま
る。即ち、次のようになる。 既分割数...全ＢＥＳで管理する並列アクセス可能なデ
ータベース分割単位（動的なＢＥＳ追加，削除は、この
分割単位で行う） 各分割毎ディスク数...各分割で割り当てられるディス
ク数 図２は、ディスク数が"８"、既分割数が"４"、各分割毎
ディスク数が"２"の場合である。なお、プロセッサ性能
がｎ倍となれば、分割数を変えずに、各分割で利用する
ボリューム数をｎ倍とする（ただし、ＩＯＳ７０とディ
スク８０の間の総データ転送レートの制限があるため、
ディスク数にも制限がある）。また、ここでディスクと
は、ディスク装置１台に対応させている。本発明では、
必ずしも「ディスク」はディスク装置１台と１対１に対
応させる必要はない。例えば、１ディスク装置に複数の
ディスク装置を含む場合（ディスクアレイ装置）、並列
アクセス可能な入出力単位の数を「ディスク装置」とし
て適用すればよい。
【００２７】図２のようにＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：デ
ィスク＝１：４：１：８であるが、初期データロード時
には、ＦＥＳ，ＢＥＳは１台あればよく、ＦＥＳ：ＢＥ
Ｓ：ＩＯＳ：ディスク＝１：１：１：８となっている。
そのため、ＢＥＳ７３１には、既分割＃１〜＃４のディ
スク８１１〜８４２に格納されるデータベースのディレ
クトリ情報を持つ。ＢＥＳ７３の負荷が軽くて、ＢＥＳ
７３１の１台だけでＩＯＳ７０および８台のディスク８
１１〜８４２を処理可能な場合、ＢＥＳ７３１の１台だ
けで８台のディスク８１１〜８４２に格納されるデータ
ベースをアクセスする。従って、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯ
Ｓ：ディスク＝１：１：１：８のままである。ＢＥＳ７
３１の負荷が増加して利用率１００％の状態が続き負荷
アンバランスが検出されると、ＢＥＳ７３２が追加され
る。既分割数が"４"であるので、２つのＢＥＳ７３１，
７３２にそれぞれ２つの分割が対応付けられる。そのた
め、ＢＥＳ７３１には、既分割＃１〜＃２のディスク８
１１〜８２２に格納されるデータベースのディレクトリ
情報を持つ。また、ＢＥＳ７３２には、既分割＃３〜＃
４のディスク８３１〜８４２に格納されるデータベース
のディレクトリ情報を持つ。ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：
ディスク＝１：２：１：８となる。
ィスク＝１：４：１：８であるが、初期データロード時
には、ＦＥＳ，ＢＥＳは１台あればよく、ＦＥＳ：ＢＥ
Ｓ：ＩＯＳ：ディスク＝１：１：１：８となっている。
そのため、ＢＥＳ７３１には、既分割＃１〜＃４のディ
スク８１１〜８４２に格納されるデータベースのディレ
クトリ情報を持つ。ＢＥＳ７３の負荷が軽くて、ＢＥＳ
７３１の１台だけでＩＯＳ７０および８台のディスク８
１１〜８４２を処理可能な場合、ＢＥＳ７３１の１台だ
けで８台のディスク８１１〜８４２に格納されるデータ
ベースをアクセスする。従って、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯ
Ｓ：ディスク＝１：１：１：８のままである。ＢＥＳ７
３１の負荷が増加して利用率１００％の状態が続き負荷
アンバランスが検出されると、ＢＥＳ７３２が追加され
る。既分割数が"４"であるので、２つのＢＥＳ７３１，
７３２にそれぞれ２つの分割が対応付けられる。そのた
め、ＢＥＳ７３１には、既分割＃１〜＃２のディスク８
１１〜８２２に格納されるデータベースのディレクトリ
情報を持つ。また、ＢＥＳ７３２には、既分割＃３〜＃
４のディスク８３１〜８４２に格納されるデータベース
のディレクトリ情報を持つ。ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：
ディスク＝１：２：１：８となる。
【００２８】さらに、ＢＥＳ７３１，７３２の負荷が増
加して利用率１００％の状態が続き負荷アンバランスが
検出されると、ＢＥＳ７３１，７３２にそれぞれＢＥＳ
７３３，７３４が追加される。既分割数が"４"であるの
で、４つのＢＥＳ７３１，７３２，７３３，７３４にそ
れぞれ１つの分割が対応付けられる。そのため、ＢＥＳ
７３１には、既分割＃１のディスク８１１〜８１２に格
納されるデータベースのディレクトリ情報を持つ。ま
た、ＢＥＳ７３２には、既分割＃２のディスク８２１〜
８２２に格納されるデータベースのディレクトリ情報を
持つ。また、ＢＥＳ７３３には、既分割＃３のディスク
８３１〜８３２に格納されるデータベースのディレクト
リ情報を持つ。また、ＢＥＳ７３４には、既分割＃４の
ディスク８４１〜８４２に格納されるデータベースのデ
ィレクトリ情報を持つ。ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディ
スク＝１：４：１：８となる。
加して利用率１００％の状態が続き負荷アンバランスが
検出されると、ＢＥＳ７３１，７３２にそれぞれＢＥＳ
７３３，７３４が追加される。既分割数が"４"であるの
で、４つのＢＥＳ７３１，７３２，７３３，７３４にそ
れぞれ１つの分割が対応付けられる。そのため、ＢＥＳ
７３１には、既分割＃１のディスク８１１〜８１２に格
納されるデータベースのディレクトリ情報を持つ。ま
た、ＢＥＳ７３２には、既分割＃２のディスク８２１〜
８２２に格納されるデータベースのディレクトリ情報を
持つ。また、ＢＥＳ７３３には、既分割＃３のディスク
８３１〜８３２に格納されるデータベースのディレクト
リ情報を持つ。また、ＢＥＳ７３４には、既分割＃４の
ディスク８４１〜８４２に格納されるデータベースのデ
ィレクトリ情報を持つ。ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディ
スク＝１：４：１：８となる。
【００２９】負荷が軽くなり、ＢＥＳ７３３，７３４の
利用率が例えば５０％未満の状態が続くと、ＢＥＳ７３
３，７３４に割り当ててあるノードを他の処理のために
利用する方が有効である。そこで、利用率が５０％未満
のＢＥＳ７３３，７３４を合わせる。すると、ＦＥＳ：
ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：２：１：８に縮退す
る。
利用率が例えば５０％未満の状態が続くと、ＢＥＳ７３
３，７３４に割り当ててあるノードを他の処理のために
利用する方が有効である。そこで、利用率が５０％未満
のＢＥＳ７３３，７３４を合わせる。すると、ＦＥＳ：
ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：２：１：８に縮退す
る。
【００３０】以上のように、負荷に応じてＢＥＳを増減
すれば、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：１：
１：８〜１：４：１：８の間でスケーラブルなシステム
を実現できる。ＩＯＳ７０は、ＢＥＳ７３とディスク８
０の対応関係に依らず、並列にアクセス可能なディスク
数分の並列なタスクが存在すればよい。このため、デー
タの移動を行わず、ディレクトリ情報をＢＥＳ間で移動
することで、ＢＥＳ７３とディスク８０の対応関係を変
更でき、アクセスの分離および統合が容易に可能とな
る。次に、負荷パターンが一件更新処理の場合とデータ
取り出し処理の場合について、プロセッサ数，ディスク
数，ディスクの分割数を、数値例で説明する。前提条件
は、以下のように仮定する。 ＦＥＳ処理（受取処理） ... ３０［Kステッフ゜］ ＢＥＳ処理（一件更新処理） ... ６０［Kステッフ゜］ （データ取り出し処理）... ２２０［Kステッフ゜］ 送信処理 ... ６［Kステッフ゜］ 受信処理 ...６＋４＊ページ数［Kステッフ゜］ 入出力発行処理 ...４＋４＊ページ数［Kステッフ゜］ プロセッサ性能 ... １０［Mステッフ゜／秒］ 入出力性能（１ヘ゜ーシ゛アクセス） ... ２０［ｍ秒］ （10ヘ゜ーシ゛アクセス） ... ３０［ｍ秒］ Ａ．一件更新処理（１ヘ゜ーシ゛アクセス）の場合 (１)ＩＯＳノードがあるシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。
すれば、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：１：
１：８〜１：４：１：８の間でスケーラブルなシステム
を実現できる。ＩＯＳ７０は、ＢＥＳ７３とディスク８
０の対応関係に依らず、並列にアクセス可能なディスク
数分の並列なタスクが存在すればよい。このため、デー
タの移動を行わず、ディレクトリ情報をＢＥＳ間で移動
することで、ＢＥＳ７３とディスク８０の対応関係を変
更でき、アクセスの分離および統合が容易に可能とな
る。次に、負荷パターンが一件更新処理の場合とデータ
取り出し処理の場合について、プロセッサ数，ディスク
数，ディスクの分割数を、数値例で説明する。前提条件
は、以下のように仮定する。 ＦＥＳ処理（受取処理） ... ３０［Kステッフ゜］ ＢＥＳ処理（一件更新処理） ... ６０［Kステッフ゜］ （データ取り出し処理）... ２２０［Kステッフ゜］ 送信処理 ... ６［Kステッフ゜］ 受信処理 ...６＋４＊ページ数［Kステッフ゜］ 入出力発行処理 ...４＋４＊ページ数［Kステッフ゜］ プロセッサ性能 ... １０［Mステッフ゜／秒］ 入出力性能（１ヘ゜ーシ゛アクセス） ... ２０［ｍ秒］ （10ヘ゜ーシ゛アクセス） ... ３０［ｍ秒］ Ａ．一件更新処理（１ヘ゜ーシ゛アクセス）の場合 (１)ＩＯＳノードがあるシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。
【００３１】また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６
［Kステッフ゜］＋ＢＥＳからのデータ取り出し要求の送信処
理６［Kステッフ゜］＋ＩＯＳからのデータ取り出し結果の受
信処理１０［Kステッフ゜］＋一件更新処理６０［Kステッフ゜］＋
ＦＥＳへの実行要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］＝８８
［Kステッフ゜］がＢＥＳでの一件更新処理で必要であるか
ら、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割る
と、１１４回／秒まで一件更新処理が可能である。さら
に、ＢＥＳからの入出力要求の受信処理６［Kステッフ゜］＋
入出力発行処理８［Kステッフ゜］＋ＢＥＳへの入出力要求結
果の送信処理６［Kステッフ゜］＝２０［Kステッフ゜］がＩＯＳの
ディスクへのアクセスに必要であるから、これでプロセ
ッサ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、５００回／秒ま
でディスクへのアクセスが可能である。
［Kステッフ゜］＋ＢＥＳからのデータ取り出し要求の送信処
理６［Kステッフ゜］＋ＩＯＳからのデータ取り出し結果の受
信処理１０［Kステッフ゜］＋一件更新処理６０［Kステッフ゜］＋
ＦＥＳへの実行要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］＝８８
［Kステッフ゜］がＢＥＳでの一件更新処理で必要であるか
ら、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割る
と、１１４回／秒まで一件更新処理が可能である。さら
に、ＢＥＳからの入出力要求の受信処理６［Kステッフ゜］＋
入出力発行処理８［Kステッフ゜］＋ＢＥＳへの入出力要求結
果の送信処理６［Kステッフ゜］＝２０［Kステッフ゜］がＩＯＳの
ディスクへのアクセスに必要であるから、これでプロセ
ッサ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、５００回／秒ま
でディスクへのアクセスが可能である。
【００３２】また、１ページのランダム入出力で２０
［ｍ秒］を要するので、１台のディスクには５０回／秒
までアクセス可能となる。これで前記ＩＯＳでのディス
クへのアクセス可能回数５００回／秒を割ると、ＩＯＳ
には１０台までのディスクを実装可能である。また、前
記ＢＥＳでの一件更新処理可能回数１１４回／秒で前記
ＩＯＳでのディスクへのアクセス可能回数５００回／秒
を割ると、１台のＩＯＳで４．３台のＢＥＳに対応可能
である。
［ｍ秒］を要するので、１台のディスクには５０回／秒
までアクセス可能となる。これで前記ＩＯＳでのディス
クへのアクセス可能回数５００回／秒を割ると、ＩＯＳ
には１０台までのディスクを実装可能である。また、前
記ＢＥＳでの一件更新処理可能回数１１４回／秒で前記
ＩＯＳでのディスクへのアクセス可能回数５００回／秒
を割ると、１台のＩＯＳで４．３台のＢＥＳに対応可能
である。
【００３３】さらに、前記ＢＥＳでの一件更新処理可能
回数１１４回／秒で前記ＦＥＳでの受取処理可能３３３
回／秒を割ると、１台のＦＥＳで３台のＢＥＳに対応可
能である。以上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：３、ＢＥ
Ｓ：ＩＯＳ＝４．３：１、ＩＯＳ：ディスク＝１：１０
となる。そこで、総合的には、図３に示すように、ＦＥ
Ｓ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：４：１：８とする
と、ほぼバランスがとれた実装になる（ＦＥＳとディス
クに多少のアンバランスが生じる）。
回数１１４回／秒で前記ＦＥＳでの受取処理可能３３３
回／秒を割ると、１台のＦＥＳで３台のＢＥＳに対応可
能である。以上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：３、ＢＥ
Ｓ：ＩＯＳ＝４．３：１、ＩＯＳ：ディスク＝１：１０
となる。そこで、総合的には、図３に示すように、ＦＥ
Ｓ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：４：１：８とする
と、ほぼバランスがとれた実装になる（ＦＥＳとディス
クに多少のアンバランスが生じる）。
【００３４】(２)ＩＯＳノードの機能をＢＥＳノードに
持たせたシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋入出力発行処理８［Kステッフ゜］＋一件更新処理６
０［Kステッフ゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送信処理６
［Kステッフ゜］＝８０［Kステッフ゜］がＢＥＳでの一件更新処理
で必要であるから、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜
／秒］を割ると、１２５回／秒まで一件更新処理が可能
である。また、１ページのランダム入出力で２０［ｍ
秒］を要するので、１台のディスクには５０回／秒まで
アクセス可能となる。これで前記ＢＥＳでの一件更新処
理可能回数１２５回／秒を割ると、ＢＥＳには２．５台
までのディスクを実装可能である。さらに、前記ＢＥＳ
での一件更新処理可能回数１２５回／秒で前記ＦＥＳで
の受取処理可能３３３回／秒を割ると、１台のＦＥＳで
２．６台のＢＥＳに対応可能である。
持たせたシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋入出力発行処理８［Kステッフ゜］＋一件更新処理６
０［Kステッフ゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送信処理６
［Kステッフ゜］＝８０［Kステッフ゜］がＢＥＳでの一件更新処理
で必要であるから、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜
／秒］を割ると、１２５回／秒まで一件更新処理が可能
である。また、１ページのランダム入出力で２０［ｍ
秒］を要するので、１台のディスクには５０回／秒まで
アクセス可能となる。これで前記ＢＥＳでの一件更新処
理可能回数１２５回／秒を割ると、ＢＥＳには２．５台
までのディスクを実装可能である。さらに、前記ＢＥＳ
での一件更新処理可能回数１２５回／秒で前記ＦＥＳで
の受取処理可能３３３回／秒を割ると、１台のＦＥＳで
２．６台のＢＥＳに対応可能である。
【００３５】以上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：２．６、
ＢＥＳ：ディスク＝１：２．５となる。そこで、総合的
には、図４に示すように、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ディスク＝
１：４：８とすると、ほぼバランスがとれた実装になる
（ＦＥＳに多少のアンバランスが生じる）。 Ｂ．データ取り出し処理（10ヘ゜ーシ゛アクセス）の場合 (１)ＩＯＳノードがあるシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋ＢＥＳからのデータ取り出し要求の送信処理６
［Kステッフ゜］＋ＩＯＳからのデータ取り出し結果の受信処
理４６［Kステッフ゜］＋データ取り出し処理２２０［Kステッフ
゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］
＝２８４［Kステッフ゜］がＢＥＳでのデータ取り出し処理で
必要であるから、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／
秒］を割ると、３５回／秒までデータ取り出し処理が可
能である。さらに、ＢＥＳからの入出力要求の受信処理
６［Kステッフ゜］＋入出力発行処理４４［Kステッフ゜］＋ＢＥＳ
への入出力要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］＝５６［Kス
テッフ゜］がＩＯＳのディスクへのアクセスに必要であるか
ら、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割る
と、１７９回／秒までディスクへのアクセスが可能であ
る。
ＢＥＳ：ディスク＝１：２．５となる。そこで、総合的
には、図４に示すように、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ディスク＝
１：４：８とすると、ほぼバランスがとれた実装になる
（ＦＥＳに多少のアンバランスが生じる）。 Ｂ．データ取り出し処理（10ヘ゜ーシ゛アクセス）の場合 (１)ＩＯＳノードがあるシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋ＢＥＳからのデータ取り出し要求の送信処理６
［Kステッフ゜］＋ＩＯＳからのデータ取り出し結果の受信処
理４６［Kステッフ゜］＋データ取り出し処理２２０［Kステッフ
゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］
＝２８４［Kステッフ゜］がＢＥＳでのデータ取り出し処理で
必要であるから、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／
秒］を割ると、３５回／秒までデータ取り出し処理が可
能である。さらに、ＢＥＳからの入出力要求の受信処理
６［Kステッフ゜］＋入出力発行処理４４［Kステッフ゜］＋ＢＥＳ
への入出力要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］＝５６［Kス
テッフ゜］がＩＯＳのディスクへのアクセスに必要であるか
ら、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割る
と、１７９回／秒までディスクへのアクセスが可能であ
る。
【００３６】また、１０ページの一括入出力で３０［ｍ
秒］を要するので、１台のディスクには３３回／秒まで
アクセス可能である。これで前記ＩＯＳでのディスクへ
のアクセス可能回数１７９回／秒を割ると、５．４台ま
でのディスクを実装可能である。また、前記ＢＥＳでの
データ取り出し処理可能回数３５回／秒で前記ＩＯＳで
のディスクへのアクセス可能回数１７９回／秒を割る
と、１台のＩＯＳで５．１台のＢＥＳに対応可能であ
る。さらに、前記ＢＥＳでのデータ取り出し処理可能回
数３５回／秒で前記ＦＥＳでの受取処理可能３３３回／
秒を割ると、１台のＦＥＳで９．５台のＢＥＳに対応可
能である。以上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：９．５、Ｂ
ＥＳ：ＩＯＳ＝５．１：１、ＩＯＳ：ディスク＝１：
５．４となる。そこで、総合的には、ＦＥＳ：ＢＥＳ：
ＩＯＳ：ディスク＝１：１０：２：１０とすると、ほぼ
バランスがとれた実装になる（ディスクに多少のアンバ
ランスが生じる）。
秒］を要するので、１台のディスクには３３回／秒まで
アクセス可能である。これで前記ＩＯＳでのディスクへ
のアクセス可能回数１７９回／秒を割ると、５．４台ま
でのディスクを実装可能である。また、前記ＢＥＳでの
データ取り出し処理可能回数３５回／秒で前記ＩＯＳで
のディスクへのアクセス可能回数１７９回／秒を割る
と、１台のＩＯＳで５．１台のＢＥＳに対応可能であ
る。さらに、前記ＢＥＳでのデータ取り出し処理可能回
数３５回／秒で前記ＦＥＳでの受取処理可能３３３回／
秒を割ると、１台のＦＥＳで９．５台のＢＥＳに対応可
能である。以上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：９．５、Ｂ
ＥＳ：ＩＯＳ＝５．１：１、ＩＯＳ：ディスク＝１：
５．４となる。そこで、総合的には、ＦＥＳ：ＢＥＳ：
ＩＯＳ：ディスク＝１：１０：２：１０とすると、ほぼ
バランスがとれた実装になる（ディスクに多少のアンバ
ランスが生じる）。
【００３７】(２)ＩＯＳノードの機能をＢＥＳノードに
持たせたシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋入出力発行処理４４［Kステッフ゜］＋データ取り出
し処理２２０［Kステッフ゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送
信処理６［Kステッフ゜］＝２７６［Kステッフ゜］がＢＥＳでのデ
ータ取り出し処理で必要であるから、これでプロセッサ
性能１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、３６回／秒までデー
タ取り出し処理が可能である。また、１０ページの一括
入出力で３０［ｍ秒］を要するので、１台のディスクに
は３３回／秒までアクセス可能である。これで前記ＢＥ
Ｓでのデータ取り出し処理可能回数３６回／秒を割る
と、１台だけのディスクを実装可能である。
持たせたシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋入出力発行処理４４［Kステッフ゜］＋データ取り出
し処理２２０［Kステッフ゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送
信処理６［Kステッフ゜］＝２７６［Kステッフ゜］がＢＥＳでのデ
ータ取り出し処理で必要であるから、これでプロセッサ
性能１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、３６回／秒までデー
タ取り出し処理が可能である。また、１０ページの一括
入出力で３０［ｍ秒］を要するので、１台のディスクに
は３３回／秒までアクセス可能である。これで前記ＢＥ
Ｓでのデータ取り出し処理可能回数３６回／秒を割る
と、１台だけのディスクを実装可能である。
【００３８】さらに、前記ＢＥＳでのデータ取り出し処
理可能回数３６回／秒で前記ＦＥＳでの受取処理可能３
３３回／秒を割ると、１台のＦＥＳで９．２台のＢＥＳ
に対応可能である。以上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：
９．２、ＢＥＳ：ディスク＝１：１となる。そこで、総
合的には、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ディスク＝１：１０：１０
とすると、ほぼバランスがとれた実装になる。
理可能回数３６回／秒で前記ＦＥＳでの受取処理可能３
３３回／秒を割ると、１台のＦＥＳで９．２台のＢＥＳ
に対応可能である。以上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：
９．２、ＢＥＳ：ディスク＝１：１となる。そこで、総
合的には、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ディスク＝１：１０：１０
とすると、ほぼバランスがとれた実装になる。
【００３９】図５は、ＦＥＳ７５の構成図である。ＦＥ
Ｓ７５は、ユーザが作成したアプリケーションプログラ
ム１０〜１１と、問合せ処理やリソース管理などのデー
タベースシステム全体の管理を行う並列データベース管
理システム２０と、データの読み書きなどの計算機シス
テム全体の管理を受け持つオペレーティングシステム３
０とを具備している。
Ｓ７５は、ユーザが作成したアプリケーションプログラ
ム１０〜１１と、問合せ処理やリソース管理などのデー
タベースシステム全体の管理を行う並列データベース管
理システム２０と、データの読み書きなどの計算機シス
テム全体の管理を受け持つオペレーティングシステム３
０とを具備している。
【００４０】上記並列データベース管理システム２０
は、システム制御部２１と、論理処理部２２と、物理処
理部２３と、処理対象となるデータを一時的に格納する
データベース／ディクショナリ２４とを具備している。
また、上記並列データベース管理システム２０は、ネッ
トワーク９０および他のシステムと接続されている。
は、システム制御部２１と、論理処理部２２と、物理処
理部２３と、処理対象となるデータを一時的に格納する
データベース／ディクショナリ２４とを具備している。
また、上記並列データベース管理システム２０は、ネッ
トワーク９０および他のシステムと接続されている。
【００４１】上記システム制御部２１は、入出力の管理
等を行う。また、データロード処理２１０と、動的負荷
制御処理２１１とを具備している。上記論理処理部２２
は、問合せの構文解析や意味解析を行う問合せ解析２２
０と、適切な処理手順候補を生成する静的最適化処理２
２１と、処理手順候補に対応したコードの生成を行なう
コード生成２２２とを具備している。また、処理手順候
補から最適なものを選択する動的最適化処理２２３と、
選択された処理手順候補のコードの解釈実行を行うコー
ド解釈実行２２４とを具備している。
等を行う。また、データロード処理２１０と、動的負荷
制御処理２１１とを具備している。上記論理処理部２２
は、問合せの構文解析や意味解析を行う問合せ解析２２
０と、適切な処理手順候補を生成する静的最適化処理２
２１と、処理手順候補に対応したコードの生成を行なう
コード生成２２２とを具備している。また、処理手順候
補から最適なものを選択する動的最適化処理２２３と、
選択された処理手順候補のコードの解釈実行を行うコー
ド解釈実行２２４とを具備している。
【００４２】上記物理処理部２３は、アクセスしたデー
タの条件判定や編集やレコード追加などを実現するデー
タアクセス処理２３０と、データベースレコードの読み
書き等を制御するデータベース／ディクショナリバッフ
ァ制御２３１と、システムで共用するリソースの排他制
御を実現する排他制御２３３とを具備している。
タの条件判定や編集やレコード追加などを実現するデー
タアクセス処理２３０と、データベースレコードの読み
書き等を制御するデータベース／ディクショナリバッフ
ァ制御２３１と、システムで共用するリソースの排他制
御を実現する排他制御２３３とを具備している。
【００４３】図６は、ＢＥＳ７３の構成図である。ＢＥ
Ｓ７３は、データベースシステム全体の管理を行う並列
データベース管理システム２０と、計算機システム全体
の管理を受け持つオペレーティングシステム３０とを具
備して構成されている。なお、ＩＯＳノードの機能を持
つときは、ディスクを有し、そのディスクにデータベー
ス４０を格納し、管理する。
Ｓ７３は、データベースシステム全体の管理を行う並列
データベース管理システム２０と、計算機システム全体
の管理を受け持つオペレーティングシステム３０とを具
備して構成されている。なお、ＩＯＳノードの機能を持
つときは、ディスクを有し、そのディスクにデータベー
ス４０を格納し、管理する。
【００４４】上記並列データベース管理システム２０
は、システム制御部２１と、論理処理部２２と、物理処
理部２３と、処理対象となるデータを一時的に格納する
データベースバッファ２４とを具備している。また、上
記並列データベース管理システム２０は、ネットワーク
９０および他のシステムと接続されている。
は、システム制御部２１と、論理処理部２２と、物理処
理部２３と、処理対象となるデータを一時的に格納する
データベースバッファ２４とを具備している。また、上
記並列データベース管理システム２０は、ネットワーク
９０および他のシステムと接続されている。
【００４５】上記システム制御部２１は、入出力の管理
等を行う。また、負荷配分を考慮したデータロードを行
うためのデータロード処理２１０を具備している。上記
論理処理部２２は、コードの解釈実行を行うコード解釈
実行２２４を具備している。上記物理処理部２３は、ア
クセスしたデータの条件判定や編集やレコード追加など
を実現するデータアクセス処理２３０と、データベース
レコードの読み書き等を制御するデータベースバッファ
制御２３１と、入出力対象となるデータの格納位置を管
理するマッピング処理２３２と、システムで共用するリ
ソースの排他制御を実現する排他制御２３３とを具備し
ている。
等を行う。また、負荷配分を考慮したデータロードを行
うためのデータロード処理２１０を具備している。上記
論理処理部２２は、コードの解釈実行を行うコード解釈
実行２２４を具備している。上記物理処理部２３は、ア
クセスしたデータの条件判定や編集やレコード追加など
を実現するデータアクセス処理２３０と、データベース
レコードの読み書き等を制御するデータベースバッファ
制御２３１と、入出力対象となるデータの格納位置を管
理するマッピング処理２３２と、システムで共用するリ
ソースの排他制御を実現する排他制御２３３とを具備し
ている。
【００４６】図７は、ＩＯＳ７０とディスク８０の構成
図である。ＩＯＳ７０は、データベースシステム全体の
管理を行う並列データベース管理システム２０と、計算
機システム全体の管理を受け持つオペレーティングシス
テム３０とを具備して構成されている。ディスク８０に
は、データベース４０が格納されている。上記並列デー
タベース管理システム２０は、システム制御部２１と、
物理処理部２３と、処理対象となるデータを一時的に格
納する入出力バッファ２４とを具備している。また、上
記並列データベース管理システム２０は、ネットワーク
９０および他のシステムと接続されている。
図である。ＩＯＳ７０は、データベースシステム全体の
管理を行う並列データベース管理システム２０と、計算
機システム全体の管理を受け持つオペレーティングシス
テム３０とを具備して構成されている。ディスク８０に
は、データベース４０が格納されている。上記並列デー
タベース管理システム２０は、システム制御部２１と、
物理処理部２３と、処理対象となるデータを一時的に格
納する入出力バッファ２４とを具備している。また、上
記並列データベース管理システム２０は、ネットワーク
９０および他のシステムと接続されている。
【００４７】上記システム制御部２１は、入出力の管理
等を行う。また、負荷配分を考慮したデータロードを行
うためのデータロード処理２１０を具備している。上記
物理処理部２３は、アクセスしたデータの条件判定や編
集やレコード追加などを実現するデータアクセス処理２
３０と、データベースレコードの読み書き等を制御する
入出力バッファ制御２３１とを具備している。
等を行う。また、負荷配分を考慮したデータロードを行
うためのデータロード処理２１０を具備している。上記
物理処理部２３は、アクセスしたデータの条件判定や編
集やレコード追加などを実現するデータアクセス処理２
３０と、データベースレコードの読み書き等を制御する
入出力バッファ制御２３１とを具備している。
【００４８】図８は、ＤＳ７１およびディスク８１の構
成図である。ＤＳ７１は、データベースシステム全体の
管理を行う並列データベース管理システム２０と、計算
機システム全体の管理を受け持つオペレーティングシス
テム３０とを具備して構成されている。ディスク８１に
は、ディクショナリ５０が格納されている。上記並列デ
ータベース管理システム２０は、システム制御部２１
と、論理処理部２２と、物理処理部２３と、ディクショ
ナリバッファ２４とを具備している。また、上記並列デ
ータベース管理システム２０は、ネットワーク９０およ
び他のシステムと接続されている。上記論理処理部２２
は、コードの解釈実行を行うコード解釈実行２２４を具
備している。上記物理処理部２３は、アクセスしたデー
タの条件判定や編集やレコード追加などを実現するデー
タアクセス処理２３０と、ディクショナリレコードの読
み書き等を制御するディクショナリバッファ制御２３１
と、システムで共用するリソースの排他制御を実現する
排他制御２３３とを具備している。
成図である。ＤＳ７１は、データベースシステム全体の
管理を行う並列データベース管理システム２０と、計算
機システム全体の管理を受け持つオペレーティングシス
テム３０とを具備して構成されている。ディスク８１に
は、ディクショナリ５０が格納されている。上記並列デ
ータベース管理システム２０は、システム制御部２１
と、論理処理部２２と、物理処理部２３と、ディクショ
ナリバッファ２４とを具備している。また、上記並列デ
ータベース管理システム２０は、ネットワーク９０およ
び他のシステムと接続されている。上記論理処理部２２
は、コードの解釈実行を行うコード解釈実行２２４を具
備している。上記物理処理部２３は、アクセスしたデー
タの条件判定や編集やレコード追加などを実現するデー
タアクセス処理２３０と、ディクショナリレコードの読
み書き等を制御するディクショナリバッファ制御２３１
と、システムで共用するリソースの排他制御を実現する
排他制御２３３とを具備している。
【００４９】図９は、ＪＳ７２とディスク８２の構成図
である。ＪＳ７２は、データベースシステム全体の管理
を行う並列データベース管理システム２０と、計算機シ
ステム全体の管理を受け持つオペレーティングシステム
３０とを具備して構成されている。ディスク８２には、
ジャーナル６０が格納されている。上記並列データベー
ス管理システム２０は、システム制御部２１と、物理処
理部２３と、ジャーナルバッファ２４とを具備してい
る。また、上記並列データベース管理システム２０は、
ネットワーク９０および他のシステムと接続されてい
る。上記物理処理部２３は、アクセスしたデータの条件
判定や編集やレコード追加などを実現するデータアクセ
ス処理２３０と、ジャーナルレコードの読み書き等を制
御するジャーナルバッファ制御２３１とを具備してい
る。
である。ＪＳ７２は、データベースシステム全体の管理
を行う並列データベース管理システム２０と、計算機シ
ステム全体の管理を受け持つオペレーティングシステム
３０とを具備して構成されている。ディスク８２には、
ジャーナル６０が格納されている。上記並列データベー
ス管理システム２０は、システム制御部２１と、物理処
理部２３と、ジャーナルバッファ２４とを具備してい
る。また、上記並列データベース管理システム２０は、
ネットワーク９０および他のシステムと接続されてい
る。上記物理処理部２３は、アクセスしたデータの条件
判定や編集やレコード追加などを実現するデータアクセ
ス処理２３０と、ジャーナルレコードの読み書き等を制
御するジャーナルバッファ制御２３１とを具備してい
る。
【００５０】図１０は、ＦＥＳ７５におけるデータベー
ス管理システム２０の処理を示すフローチャートであ
る。システム制御部２１は、問合せ分析処理か否かチェ
ックする（２１２）。問合せ分析処理であれば、問合せ
分析処理４００を呼び出し、それを実行した後、終了す
る。問合せ分析処理でなければ、問合せ実行処理か否か
チェックする（２１３）。問合せ実行処理であれば、問
合せ実行処理４１０を呼び出し、それを実行した後、終
了する。問合せ実行処理でなければ、データロード処理
か否かチェックする（２１４）。データロード処理であ
れば、データロード処理２１０を呼び出し、それを実行
した後、終了する。データロード処理でなければ、動的
負荷制御処理か否かチェックする（２１４）。動的負荷
制御処理であれば、動的負荷制御処理２１０を呼び出
し、それを実行した後、終了する。動的負荷制御処理で
なければ、終了する。
ス管理システム２０の処理を示すフローチャートであ
る。システム制御部２１は、問合せ分析処理か否かチェ
ックする（２１２）。問合せ分析処理であれば、問合せ
分析処理４００を呼び出し、それを実行した後、終了す
る。問合せ分析処理でなければ、問合せ実行処理か否か
チェックする（２１３）。問合せ実行処理であれば、問
合せ実行処理４１０を呼び出し、それを実行した後、終
了する。問合せ実行処理でなければ、データロード処理
か否かチェックする（２１４）。データロード処理であ
れば、データロード処理２１０を呼び出し、それを実行
した後、終了する。データロード処理でなければ、動的
負荷制御処理か否かチェックする（２１４）。動的負荷
制御処理であれば、動的負荷制御処理２１０を呼び出
し、それを実行した後、終了する。動的負荷制御処理で
なければ、終了する。
【００５１】なお、ＢＥＳ７３におけるデータベース管
理システム２０の処理のフローチャートは、図１０から
ステップ２１２，２１５，４００，２１１を省いたもの
となる。また、ＩＯＳ７０におけるデータベース管理シ
ステム２０の処理のフローチャートは、図１０からステ
ップ２１２，２１３，２１５，４００，４１０，２１１
を省いたものとなる。
理システム２０の処理のフローチャートは、図１０から
ステップ２１２，２１５，４００，２１１を省いたもの
となる。また、ＩＯＳ７０におけるデータベース管理シ
ステム２０の処理のフローチャートは、図１０からステ
ップ２１２，２１３，２１５，４００，４１０，２１１
を省いたものとなる。
【００５２】図１１は、問合せ分析処理４００のフロー
チャートである。まず、問合せ解析２２０により、入力
された問合せ文の構文解析，意味解析を実行する。次
に、静的最適化処理２２１により、問合せで出現する条
件式から条件を満足するデータの割合を推定し、予め設
定している規則を基に、有効なアクセスパス候補（特に
インデクスを選出する）を作成し、処理手順の候補を作
成する。次に、コード生成２２２により、処理手順の候
補を実行形式のコードに展開する。そして、処理を終了
する。
チャートである。まず、問合せ解析２２０により、入力
された問合せ文の構文解析，意味解析を実行する。次
に、静的最適化処理２２１により、問合せで出現する条
件式から条件を満足するデータの割合を推定し、予め設
定している規則を基に、有効なアクセスパス候補（特に
インデクスを選出する）を作成し、処理手順の候補を作
成する。次に、コード生成２２２により、処理手順の候
補を実行形式のコードに展開する。そして、処理を終了
する。
【００５３】図１２は、問合せ解析２２０のフローチャ
ートである。ステップ２２００では、入力された問合せ
文の構文解析，意味解析を実行する。そして、処理を終
了する。
ートである。ステップ２２００では、入力された問合せ
文の構文解析，意味解析を実行する。そして、処理を終
了する。
【００５４】図１３は、静的最適化処理２２１のフロー
チャートである。まず、述語選択率推定２２１０によ
り、問い合せに出現する条件式の述語の選択率を推定す
る。次に、アクセスパス剪定２２１２により、インデク
ス等からなるアクセスパスを剪定する。次に、処理手順
候補生成２２１３により、アクセスパスを組み合わせた
処理手順候補を生成する。そして、処理を終了する。
チャートである。まず、述語選択率推定２２１０によ
り、問い合せに出現する条件式の述語の選択率を推定す
る。次に、アクセスパス剪定２２１２により、インデク
ス等からなるアクセスパスを剪定する。次に、処理手順
候補生成２２１３により、アクセスパスを組み合わせた
処理手順候補を生成する。そして、処理を終了する。
【００５５】図１４は、述語選択率推定２２１０のフロ
ーチャートである。ステップ２２１０１では、問合せ条
件式に変数が出現するか否かチェックする（２２１０
１）。変数が出現しなければステップ２２１０２に進
み、変数が出現すればステップ２２１０４に進む。ステ
ップ２２１０２では、当条件式にカラム値分布情報があ
るか否かチェックする。カラム値分布情報があればステ
ップ２２１０３に進み、カラム値分布情報がなければス
テップ２２１０５に進む。ステップ２２１０３では、カ
ラム値分布情報を用いて選択率を算出し、終了する。ス
テップ２２１０４では、当条件式にカラム値分布情報が
あるか否かチェックする。カラム値分布情報があれば終
了し、カラム値分布情報がなければ、ステップ２２１０
５に進む。ステップ２２１０５では、条件式の種別に応
じてディフォルト値を設定し（２２１０５）、終了す
る。
ーチャートである。ステップ２２１０１では、問合せ条
件式に変数が出現するか否かチェックする（２２１０
１）。変数が出現しなければステップ２２１０２に進
み、変数が出現すればステップ２２１０４に進む。ステ
ップ２２１０２では、当条件式にカラム値分布情報があ
るか否かチェックする。カラム値分布情報があればステ
ップ２２１０３に進み、カラム値分布情報がなければス
テップ２２１０５に進む。ステップ２２１０３では、カ
ラム値分布情報を用いて選択率を算出し、終了する。ス
テップ２２１０４では、当条件式にカラム値分布情報が
あるか否かチェックする。カラム値分布情報があれば終
了し、カラム値分布情報がなければ、ステップ２２１０
５に進む。ステップ２２１０５では、条件式の種別に応
じてディフォルト値を設定し（２２１０５）、終了す
る。
【００５６】図１５は、アクセスパス剪定２２１２のフ
ローチャートである。ステップ２２１２０では、問合せ
条件式で出現するカラムのインデクスをアクセスパス候
補として登録する。ステップ２２１２１では、問合せで
アクセス対象となる表が複数ノードに分割格納されてい
るかチェックする。分割格納されていなければステップ
２２１２２に進み、分割格納されていればステップ２２
１２３に進む。ステップ２２１２２では、シーケンシャ
ルスキャンをアクセスパス候補として登録する。ステッ
プ２２１２３では、パラレルスキャンをアクセスパス候
補として登録する。ステップ２２１２４では、各条件式
の選択率が既に設定済みか否かチェックする。設定済み
であればステップ２２１２５に進み、設定済みでなけれ
ばステップ２２１２６に進む。ステップ２２１２５で
は、各表に関して選択率が最小となる条件式のインデク
スをアクセスパスの最優先度とする。ステップ２２１２
６では、各条件式の選択率の最大値および最小値を取得
する。ステップ２２１２７では、プロセッサ性能，ＩＯ
性能等システム特性より各アクセスパスの選択基準を算
出する。ステップ２２１２８では、単一あるいは複数の
インデクスを組合せたアクセスパスでの選択率が上記選
択基準を下回るものだけアクセスパス候補として登録す
る。
ローチャートである。ステップ２２１２０では、問合せ
条件式で出現するカラムのインデクスをアクセスパス候
補として登録する。ステップ２２１２１では、問合せで
アクセス対象となる表が複数ノードに分割格納されてい
るかチェックする。分割格納されていなければステップ
２２１２２に進み、分割格納されていればステップ２２
１２３に進む。ステップ２２１２２では、シーケンシャ
ルスキャンをアクセスパス候補として登録する。ステッ
プ２２１２３では、パラレルスキャンをアクセスパス候
補として登録する。ステップ２２１２４では、各条件式
の選択率が既に設定済みか否かチェックする。設定済み
であればステップ２２１２５に進み、設定済みでなけれ
ばステップ２２１２６に進む。ステップ２２１２５で
は、各表に関して選択率が最小となる条件式のインデク
スをアクセスパスの最優先度とする。ステップ２２１２
６では、各条件式の選択率の最大値および最小値を取得
する。ステップ２２１２７では、プロセッサ性能，ＩＯ
性能等システム特性より各アクセスパスの選択基準を算
出する。ステップ２２１２８では、単一あるいは複数の
インデクスを組合せたアクセスパスでの選択率が上記選
択基準を下回るものだけアクセスパス候補として登録す
る。
【００５７】図１６は、処理手順候補生成２２１３のフ
ローチャートである。ステップ２２１３０では、問合せ
でアクセス対象となる表が複数ノードに分割格納されて
いるかチェックする。分割格納されていなければステッ
プ２２１３１へ進み、分割格納されていればステップ２
２１３５へ進む。ステップ２２１３１では、処理手順候
補にソート処理が含まれているか否かをチェックする。
含まれていなければステップ２２１３２へ進み、含まれ
ていればステップ２２１３５へ進む。ステップ２２１３
２では、問合せでアクセス対象となる表のアクセスパス
が唯一であるかチェックする。唯一であればステップ２
２１３３へ進み、唯一でなければステップ２２１３４へ
進む。ステップ２２１３３では、単一の処理手順を作成
し、終了する。ステップ２２１３４では、複数の処理手
順を作成し、終了する。ステップ２２１３５では、結合
可能な２ウェイ結合へ問合せを分解する。ステップ２２
１３６では、分割格納される表の格納ノード群に対応し
て、データ読みだし／データ分配処理手順とスロットソ
ート処理手順を候補として登録する。ステップ２２１３
７では、結合処理ノード群に対応して、スロットソート
処理手順、Ｎウェイマージ処理手順および突き合わせ処
理手順を候補として登録する。なお、スロットソート処
理とは、ページ内の各ロウがページ先頭からのオフセッ
トで位置付けされるスロットで管理され、データが格納
されるページを対象とするページ内のソート処理を指
し、スロット順に読みだせば昇順にロウがアクセス可能
とする。また、Ｎウェイマージ処理とは、Ｎウェイのバ
ッファを用いて、各マージ段でＮ本のソート連を入力に
してトーナメント法で最終的に１本のソート連を作成す
る処理をいう。ステップ２２１３８では、要求データ出
力ノードに要求データ出力処理手順を登録する。ステッ
プ２２１３９では、分解結果に対して評価がすべて終了
したかチェックする。評価がすべて終了していなければ
前記ステップ２２１３６に戻り、評価がすべて終了して
いれば処理を終了する。
ローチャートである。ステップ２２１３０では、問合せ
でアクセス対象となる表が複数ノードに分割格納されて
いるかチェックする。分割格納されていなければステッ
プ２２１３１へ進み、分割格納されていればステップ２
２１３５へ進む。ステップ２２１３１では、処理手順候
補にソート処理が含まれているか否かをチェックする。
含まれていなければステップ２２１３２へ進み、含まれ
ていればステップ２２１３５へ進む。ステップ２２１３
２では、問合せでアクセス対象となる表のアクセスパス
が唯一であるかチェックする。唯一であればステップ２
２１３３へ進み、唯一でなければステップ２２１３４へ
進む。ステップ２２１３３では、単一の処理手順を作成
し、終了する。ステップ２２１３４では、複数の処理手
順を作成し、終了する。ステップ２２１３５では、結合
可能な２ウェイ結合へ問合せを分解する。ステップ２２
１３６では、分割格納される表の格納ノード群に対応し
て、データ読みだし／データ分配処理手順とスロットソ
ート処理手順を候補として登録する。ステップ２２１３
７では、結合処理ノード群に対応して、スロットソート
処理手順、Ｎウェイマージ処理手順および突き合わせ処
理手順を候補として登録する。なお、スロットソート処
理とは、ページ内の各ロウがページ先頭からのオフセッ
トで位置付けされるスロットで管理され、データが格納
されるページを対象とするページ内のソート処理を指
し、スロット順に読みだせば昇順にロウがアクセス可能
とする。また、Ｎウェイマージ処理とは、Ｎウェイのバ
ッファを用いて、各マージ段でＮ本のソート連を入力に
してトーナメント法で最終的に１本のソート連を作成す
る処理をいう。ステップ２２１３８では、要求データ出
力ノードに要求データ出力処理手順を登録する。ステッ
プ２２１３９では、分解結果に対して評価がすべて終了
したかチェックする。評価がすべて終了していなければ
前記ステップ２２１３６に戻り、評価がすべて終了して
いれば処理を終了する。
【００５８】図１７は、コード生成２２２のフローチャ
ートである。ステップ２２２０では、処理手順候補が唯
一か否かをチェックする。唯一でなければステップ２２
２１へ進み、唯一であればステップ２２２３へ進む。ス
テップ２２２１では、カラム値分布情報等からなる最適
化情報を処理手順に埋込む。ステップ２２２２では、問
合せ実行時に代入された定数に基づいて処理手順を選択
するデータ構造を作成する。ステップ２２２３では、処
理手順を実行形式へ展開する。そして、処理を終了す
る。
ートである。ステップ２２２０では、処理手順候補が唯
一か否かをチェックする。唯一でなければステップ２２
２１へ進み、唯一であればステップ２２２３へ進む。ス
テップ２２２１では、カラム値分布情報等からなる最適
化情報を処理手順に埋込む。ステップ２２２２では、問
合せ実行時に代入された定数に基づいて処理手順を選択
するデータ構造を作成する。ステップ２２２３では、処
理手順を実行形式へ展開する。そして、処理を終了す
る。
【００５９】図１８は、問合せ実行処理４１０のフロー
チャートである。まず、動的実行時最適化２２３によ
り、代入された定数に基づき、各ノード群で実行する処
理手順を決定する。次に、コード解釈実行２２４によ
り、当処理手順を解釈し、実行する。そして、処理を終
了する。
チャートである。まず、動的実行時最適化２２３によ
り、代入された定数に基づき、各ノード群で実行する処
理手順を決定する。次に、コード解釈実行２２４によ
り、当処理手順を解釈し、実行する。そして、処理を終
了する。
【００６０】図１９は、動的最適化処理２２３のフロー
チャートである。ステップ２２３００では、動的負荷制
御処理を実行する（２２３００）。ステップ２２３０１
では、作成されている処理手順が単一か否かをチェック
する。単一であれば、処理を終了する。単一でなけれ
ば、ステップ２２３０２へ進む。ステップ２２３０２で
は、代入された定数を基に選択率を算出する。ステップ
２２３０３では、処理手順候補に並列な処理手順が含ま
れるか否かチェックする。含まれていればステップ２２
３０４に進み、含まれていなければステップ２２３０８
に進む。ステップ２２３０４では、ディクショナリから
最適化情報（結合カラムのカラム値分布情報，アクセス
対象となる表のロウ数，ページ数等）を入力する。ステ
ップ２２３０５では、データ取り出し／データ分配のた
めの処理時間を各システム特性を考慮し、算出する。ス
テップ２２３０６では、当処理時間から結合処理に割当
てるノード数ｐを決定する。ステップ２２３０７では、
データ分配情報を最適化情報を基に作成する。ステップ
２２３０８では、アクセスパスの選択基準に従って処理
手順を選択し、終了する。
チャートである。ステップ２２３００では、動的負荷制
御処理を実行する（２２３００）。ステップ２２３０１
では、作成されている処理手順が単一か否かをチェック
する。単一であれば、処理を終了する。単一でなけれ
ば、ステップ２２３０２へ進む。ステップ２２３０２で
は、代入された定数を基に選択率を算出する。ステップ
２２３０３では、処理手順候補に並列な処理手順が含ま
れるか否かチェックする。含まれていればステップ２２
３０４に進み、含まれていなければステップ２２３０８
に進む。ステップ２２３０４では、ディクショナリから
最適化情報（結合カラムのカラム値分布情報，アクセス
対象となる表のロウ数，ページ数等）を入力する。ステ
ップ２２３０５では、データ取り出し／データ分配のた
めの処理時間を各システム特性を考慮し、算出する。ス
テップ２２３０６では、当処理時間から結合処理に割当
てるノード数ｐを決定する。ステップ２２３０７では、
データ分配情報を最適化情報を基に作成する。ステップ
２２３０８では、アクセスパスの選択基準に従って処理
手順を選択し、終了する。
【００６１】図２０は、コード解釈実行２２４のフロー
チャートである。ステップ２２４００では、データ取り
出し／データ分配処理か否かチェックする。データ取り
出し／データ分配処理であればステップ２２４０１に進
み、データ取り出し／データ分配処理でなければステッ
プ２２４０５に進む。ステップ２２４０１では、データ
ベースをアクセスし条件式を評価する。ステップ２２４
０２では、データ分配情報を基に、各ノード毎のバッフ
ァへデータを設定する。ステップ２２４０３では、当該
ノードのバッファが満杯か否かチェックする。満杯であ
ればステップ２２４０４へ進み、満杯でなければステッ
プ２２４２０へ進む。ステップ２２４０４では、ページ
形式で対応するノードへデータを転送し、ステップ２２
４２０へ進む。ステップ２２４０５では、スロットソー
ト処理か否かチェックする。スロットソート処理であれ
ばステップ２２４０６へ進み、スロットソート処理でな
ければステップ２２４０９へ進む。ステップ２２４０６
では、他ノードからのページ形式データの受け取りを行
う。ステップ２２４０７では、スロットソート処理を実
行する。ステップ２２４０８では、スロットソート処理
結果を一時的に保存し、ステップ２２４２０へ進む。ス
テップ２２４０９では、Ｎウェイマージ処理か否かチェ
ックする。Ｎウェイマージ処理であればステップ２２４
１０へ進み、Ｎウェイマージ処理でなければステップ２
２４１２へ進む。
チャートである。ステップ２２４００では、データ取り
出し／データ分配処理か否かチェックする。データ取り
出し／データ分配処理であればステップ２２４０１に進
み、データ取り出し／データ分配処理でなければステッ
プ２２４０５に進む。ステップ２２４０１では、データ
ベースをアクセスし条件式を評価する。ステップ２２４
０２では、データ分配情報を基に、各ノード毎のバッフ
ァへデータを設定する。ステップ２２４０３では、当該
ノードのバッファが満杯か否かチェックする。満杯であ
ればステップ２２４０４へ進み、満杯でなければステッ
プ２２４２０へ進む。ステップ２２４０４では、ページ
形式で対応するノードへデータを転送し、ステップ２２
４２０へ進む。ステップ２２４０５では、スロットソー
ト処理か否かチェックする。スロットソート処理であれ
ばステップ２２４０６へ進み、スロットソート処理でな
ければステップ２２４０９へ進む。ステップ２２４０６
では、他ノードからのページ形式データの受け取りを行
う。ステップ２２４０７では、スロットソート処理を実
行する。ステップ２２４０８では、スロットソート処理
結果を一時的に保存し、ステップ２２４２０へ進む。ス
テップ２２４０９では、Ｎウェイマージ処理か否かチェ
ックする。Ｎウェイマージ処理であればステップ２２４
１０へ進み、Ｎウェイマージ処理でなければステップ２
２４１２へ進む。
【００６２】ステップ２２４１０では、Ｎウェイマージ
処理を実行する。ステップ２２４１１では、Ｎウェイマ
ージ処理結果を一時的に保存し、ステップ２２４２０へ
進む。ステップ２２４１２では、突き合わせ処理か否か
チェックする。突き合わせ処理であればステップ２２４
１３へ進み、突き合わせ処理でなければステップ２２４
１６へ進む。ステップ２２４１３では、両ソートリスト
を突き合わせ、出力用バッファへデータを設定する。ス
テップ２２４１４では、出力用バッファが満杯か否かチ
ェックする。満杯であれば、ステップ２２４１５へ進
む。満杯でなければ、ステップ２２４２０へ進む。ステ
ップ２２４１５では、ページ形式で要求データ出力ノー
ドへデータを転送し、ステップ２２４２０へ進む。ステ
ップ２２４１６では、要求データ出力処理か否かチェッ
クする。要求データ出力処理であればステップ２２４１
７へ進み、要求データ出力処理でなければステップ２２
４２０へ進む。ステップ２２４１７では、他ノードから
ページ形式データの転送があるか否かチェックする。転
送があればステップ２２４１８へ進み、転送がなければ
ステップ２２４１９へ進む。ステップ２２４１８では、
他ノードからページ形式データを受け取る。ステップ２
２４１９では、アプリケーションプログラムへ問合せ処
理結果を出力する。ステップ２２４２０では、ＢＥＳで
実行中か否かチェックする。ＢＥＳで実行中ならステッ
プ２２４２１へ進み、ＢＥＳで実行中でないなら終了す
る。ステップ２２４２１では、アクセスページ数，ヒッ
トロウ数，通信回数等の処理負荷を推定するための情報
をＦＥＳへ通知し、終了する。
処理を実行する。ステップ２２４１１では、Ｎウェイマ
ージ処理結果を一時的に保存し、ステップ２２４２０へ
進む。ステップ２２４１２では、突き合わせ処理か否か
チェックする。突き合わせ処理であればステップ２２４
１３へ進み、突き合わせ処理でなければステップ２２４
１６へ進む。ステップ２２４１３では、両ソートリスト
を突き合わせ、出力用バッファへデータを設定する。ス
テップ２２４１４では、出力用バッファが満杯か否かチ
ェックする。満杯であれば、ステップ２２４１５へ進
む。満杯でなければ、ステップ２２４２０へ進む。ステ
ップ２２４１５では、ページ形式で要求データ出力ノー
ドへデータを転送し、ステップ２２４２０へ進む。ステ
ップ２２４１６では、要求データ出力処理か否かチェッ
クする。要求データ出力処理であればステップ２２４１
７へ進み、要求データ出力処理でなければステップ２２
４２０へ進む。ステップ２２４１７では、他ノードから
ページ形式データの転送があるか否かチェックする。転
送があればステップ２２４１８へ進み、転送がなければ
ステップ２２４１９へ進む。ステップ２２４１８では、
他ノードからページ形式データを受け取る。ステップ２
２４１９では、アプリケーションプログラムへ問合せ処
理結果を出力する。ステップ２２４２０では、ＢＥＳで
実行中か否かチェックする。ＢＥＳで実行中ならステッ
プ２２４２１へ進み、ＢＥＳで実行中でないなら終了す
る。ステップ２２４２１では、アクセスページ数，ヒッ
トロウ数，通信回数等の処理負荷を推定するための情報
をＦＥＳへ通知し、終了する。
【００６３】図２１は、データロード処理２１０のフロ
ーチャートである。各ステップを説明する前に概念を説
明する。データロード方法には、表全体のスキャンに必
要な時間を一定時間内に抑える目標応答時間重視データ
配置と、ｍページアクセスに最適化した期待並列度重視
データ配置と、ボリューム分割を完全にユーザが指定し
たユーザ制御によるユーザ指定データ配置とがある。目
標応答時間重視データ配置では、まず、表全体のロウを
格納するのに必要なページ数を求める。次に、並列アク
セス可能な各分割のディスクに格納するページ数の上限
を決める。アクセスには、必要となれば一括入力（例え
ば、１０ページ）を前提にする。ディスク台数，ＩＯＳ
台数，ＢＥＳ台数の組み合わせに応じて負荷配分を決め
る。キーレンジ分割がある場合、上限ページ数でキーレ
ンジ分割区間を再分割し、各分割のディスクへ各々格納
する。このキーレンジ分割については、図２３を参照し
て後で詳述する。期待並列度重視データ配置では、ｍの
サイズに依存するが、かなり大であることな望ましい。
キーレンジ分割がある場合、ｍのサイズと期待並列度ｐ
から各キーレンジ分割単位のサブキーレンジ格納ページ
数ｓ（＝ｍ／ｐ）を決定し、ｓページ単位で各分割のデ
ィスクへ各々格納する。
ーチャートである。各ステップを説明する前に概念を説
明する。データロード方法には、表全体のスキャンに必
要な時間を一定時間内に抑える目標応答時間重視データ
配置と、ｍページアクセスに最適化した期待並列度重視
データ配置と、ボリューム分割を完全にユーザが指定し
たユーザ制御によるユーザ指定データ配置とがある。目
標応答時間重視データ配置では、まず、表全体のロウを
格納するのに必要なページ数を求める。次に、並列アク
セス可能な各分割のディスクに格納するページ数の上限
を決める。アクセスには、必要となれば一括入力（例え
ば、１０ページ）を前提にする。ディスク台数，ＩＯＳ
台数，ＢＥＳ台数の組み合わせに応じて負荷配分を決め
る。キーレンジ分割がある場合、上限ページ数でキーレ
ンジ分割区間を再分割し、各分割のディスクへ各々格納
する。このキーレンジ分割については、図２３を参照し
て後で詳述する。期待並列度重視データ配置では、ｍの
サイズに依存するが、かなり大であることな望ましい。
キーレンジ分割がある場合、ｍのサイズと期待並列度ｐ
から各キーレンジ分割単位のサブキーレンジ格納ページ
数ｓ（＝ｍ／ｐ）を決定し、ｓページ単位で各分割のデ
ィスクへ各々格納する。
【００６４】期待並列度ｐの算出方法は、応答時間をノ
ード毎のオーバヘッドで割った比の平方根で算出する。
この比が、１０で期待並列度３、１００で期待並列度１
０、１０００で期待並列度３２、１００００で期待並列
度１００となる。算出された期待並列度ｐが、既分割数
を上回る場合、既分割数を採用する（既分割数で処理で
きる最大ディスク数が決まるため）。逆の場合は、既分
割数を上限に期待並列度ｐを分割数として採用する。具
体的に、１００ページアクセスに最適化したデータ配置
を試算する。前提として、一括入力は１０ページとす
る。１回のＩ／Ｏ時間（１０ページアクセス）に３００
ｍ秒、１回のＩ／Ｏオーバヘッドに５．６ｍ秒（１０Ｍ
ＩＰＳ性能で５６ｋｓが必要）であるので、期待並列度
ｐが約７（＝√｛３００／５．６｝）となる。従って、
ｓ＝１４（＝１００／７）ページ毎にサブキーレンジ分
割を行う。ユーザ指定データ配置は、従来のデータベー
ス管理システムと同様のデータ配置であり、設定パラメ
タ通りに管理する。
ード毎のオーバヘッドで割った比の平方根で算出する。
この比が、１０で期待並列度３、１００で期待並列度１
０、１０００で期待並列度３２、１００００で期待並列
度１００となる。算出された期待並列度ｐが、既分割数
を上回る場合、既分割数を採用する（既分割数で処理で
きる最大ディスク数が決まるため）。逆の場合は、既分
割数を上限に期待並列度ｐを分割数として採用する。具
体的に、１００ページアクセスに最適化したデータ配置
を試算する。前提として、一括入力は１０ページとす
る。１回のＩ／Ｏ時間（１０ページアクセス）に３００
ｍ秒、１回のＩ／Ｏオーバヘッドに５．６ｍ秒（１０Ｍ
ＩＰＳ性能で５６ｋｓが必要）であるので、期待並列度
ｐが約７（＝√｛３００／５．６｝）となる。従って、
ｓ＝１４（＝１００／７）ページ毎にサブキーレンジ分
割を行う。ユーザ指定データ配置は、従来のデータベー
ス管理システムと同様のデータ配置であり、設定パラメ
タ通りに管理する。
【００６５】さて、ステップ２１０００では、目標応答
時間重視データ配置か否かをチェックする。目標応答時
間重視データ配置でなければステップ２１００１に進
み、目標応答時間重視データ配置であればステップ２１
００３に進む。ステップ２１００１では、期待並列度重
視データ配置か否かチェックする。期待並列度重視デー
タ配置でなければステップ２１００２に進み、期待並列
度重視データ配置であればステップ２１０１０に進む。
ステップ２１００２では、ユーザ指定があるか否かをチ
ェックする。ユーザ指定があればステップ２１０１６に
進み、ユーザ指定がなければ終了する。ステップ２１０
０３では、表全体のロウを格納するのに必要なページ数
を求める。ステップ２１００４では、表のスキャンに必
要な時間を一定とする並列アクセス可能なディスクに格
納するページ数の上限を決める。ステップ２１００５で
は、上記要件を満たすＢＥＳ，ＩＯＳ，ディスク群を決
定する。ステップ２１００６では、キーレンジ分割があ
るか否かチェックする。キーレンジ分割があるならステ
ップ２１００７へ進み、キーレンジ分割がないならステ
ップ２１００９へ進む。ステップ２１００７では、ある
上限ページ数でキーレンジ分割区間を再分割しする。ス
テップ２１００８では、キーレンジ分割区間に対応して
データ挿入を行い、終了する。ステップ２１００９で
は、上限ページ数で区切ってデータ挿入を行い、終了す
る。ステップ２１０１０では、推定ワークロードにより
最適ページアクセス数ｍを算出する。ステップ２１０１
１では、期待並列度ｐを算出し、その期待並列度ｐに応
じて、ＢＥＳ，ＩＯＳ，ディスク群を決定する。ステッ
プ２１０１２では、キーレンジ分割があるか否かチェッ
クする。キーレンジ分割があるならステップ２１０１３
へ進み、キーレンジ分割がないならステップ２１０１５
へ進む。ステップ２１０１３では、サブキーレンジ単位
の格納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）を算出する。ステップ２
１０１４では、ｓページ単位でサブキーレンジ分割し、
各ディスクへデータ挿入を行い、終了する。ステップ２
１０１５では、ｓページ数で区切ってデータ挿入を行
い、終了する。ステップ２１０１６では、ユーザ指定の
ＩＯＳの管理するディスクへデータ挿入を行い、終了す
る。
時間重視データ配置か否かをチェックする。目標応答時
間重視データ配置でなければステップ２１００１に進
み、目標応答時間重視データ配置であればステップ２１
００３に進む。ステップ２１００１では、期待並列度重
視データ配置か否かチェックする。期待並列度重視デー
タ配置でなければステップ２１００２に進み、期待並列
度重視データ配置であればステップ２１０１０に進む。
ステップ２１００２では、ユーザ指定があるか否かをチ
ェックする。ユーザ指定があればステップ２１０１６に
進み、ユーザ指定がなければ終了する。ステップ２１０
０３では、表全体のロウを格納するのに必要なページ数
を求める。ステップ２１００４では、表のスキャンに必
要な時間を一定とする並列アクセス可能なディスクに格
納するページ数の上限を決める。ステップ２１００５で
は、上記要件を満たすＢＥＳ，ＩＯＳ，ディスク群を決
定する。ステップ２１００６では、キーレンジ分割があ
るか否かチェックする。キーレンジ分割があるならステ
ップ２１００７へ進み、キーレンジ分割がないならステ
ップ２１００９へ進む。ステップ２１００７では、ある
上限ページ数でキーレンジ分割区間を再分割しする。ス
テップ２１００８では、キーレンジ分割区間に対応して
データ挿入を行い、終了する。ステップ２１００９で
は、上限ページ数で区切ってデータ挿入を行い、終了す
る。ステップ２１０１０では、推定ワークロードにより
最適ページアクセス数ｍを算出する。ステップ２１０１
１では、期待並列度ｐを算出し、その期待並列度ｐに応
じて、ＢＥＳ，ＩＯＳ，ディスク群を決定する。ステッ
プ２１０１２では、キーレンジ分割があるか否かチェッ
クする。キーレンジ分割があるならステップ２１０１３
へ進み、キーレンジ分割がないならステップ２１０１５
へ進む。ステップ２１０１３では、サブキーレンジ単位
の格納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）を算出する。ステップ２
１０１４では、ｓページ単位でサブキーレンジ分割し、
各ディスクへデータ挿入を行い、終了する。ステップ２
１０１５では、ｓページ数で区切ってデータ挿入を行
い、終了する。ステップ２１０１６では、ユーザ指定の
ＩＯＳの管理するディスクへデータ挿入を行い、終了す
る。
【００６６】図２２は、動的負荷制御処理２１１のフロ
ーチャートである。ステップ２１１００では、負荷アン
バランス（アクセス集中化／離散化）の有無を検出す
る。すなわち、ノード毎単位時間当たりに実行されたＤ
Ｂ処理負荷（処理ステップ数（ＤＢ処理分，Ｉ／Ｏ処理
分，通信処理分）、プロセッサ性能（処理時間に換算す
る）、Ｉ／Ｏ回数（入出力時間に換算する））の分布か
らネックとなる資源（プロセッサ（ＢＥＳ，ＩＯＳ）、
ディスク）を検出し、ＤＢ処理をＳＱＬ文に展開し、各
資源へのアクセス状況を表単位に分類する。負荷アンバ
ランスが検出されたらステップ２１１０１へ進み、負荷
アンバランスが検出されなかったら処理を終了する。
ーチャートである。ステップ２１１００では、負荷アン
バランス（アクセス集中化／離散化）の有無を検出す
る。すなわち、ノード毎単位時間当たりに実行されたＤ
Ｂ処理負荷（処理ステップ数（ＤＢ処理分，Ｉ／Ｏ処理
分，通信処理分）、プロセッサ性能（処理時間に換算す
る）、Ｉ／Ｏ回数（入出力時間に換算する））の分布か
らネックとなる資源（プロセッサ（ＢＥＳ，ＩＯＳ）、
ディスク）を検出し、ＤＢ処理をＳＱＬ文に展開し、各
資源へのアクセス状況を表単位に分類する。負荷アンバ
ランスが検出されたらステップ２１１０１へ進み、負荷
アンバランスが検出されなかったら処理を終了する。
【００６７】ステップ２１１０１では、アクセス分布情
報から、ＢＥＳを追加あるいは削除するか、ＩＯＳ，デ
ィスク対を追加あるいは削除するかを判断する。追加ま
たは削除が必要ならステップ２１１０２に進み、必要な
いなら終了する。ステップ２１１０２では、追加か否か
をチェックする。追加ならステップ２１１０３へ進み、
追加でないならステップ２１１２へ進む。ステップ２１
１０３では、オンライン中かチェックする。オンライン
中なら、ステップ２１１０４へ進む。オンライン中でな
いなら、ステップ２１１０５へ進む。ステップ２１１０
４では、対象となるＢＥＳ群で管理される表のキーレン
ジ範囲を閉塞する。ステップ２１１０５では、新たにＢ
ＥＳを割り当る。ステップ２１１０６では、ロック情報
およびディレクトリ情報の引き継ぎを行う。ステップ２
１１０７では、ノード振り分け制御に必要なディクショ
ナリ情報の書き換えをＤＳ７１に指示する。ステップ２
１１０８では、ＩＯＳが存在するか否かをチェックす
る。存在しなければステップ２１１０９へ進み、存在す
ればステップ２１１１０へ進む。なお、このステップ
は、ＩＯＳが存在するシステム構成とＩＯＳが存在しな
いシステム構成の両方に同じソフトウエアで対応するた
めに挿入されている。ステップ２１１０９では、対象と
なるＢＥＳ群から新たなＢＥＳ群へデータを移動する。
ステップ２１１１０では、オンライン中かチェックす
る。オンライン中なら、ステップ２１１１１へ進む。オ
ンライン中でないなら、処理を終了する。ステップ２１
１１１では、対象となるＢＥＳ群で管理される表のキー
レンジ範囲の閉塞を解除し、終了する。ステップ２１１
１２では、オンライン中かチェックする。オンライン中
なら、ステップ２１１１３へ進む。オンライン中でない
なら、ステップ２１１１４へ進む。ステップ２１１１３
では、対象となるＢＥＳ群で管理される表のキーレンジ
範囲を閉塞する。ステップ２１１１４では、縮退するＢ
ＥＳを決定する。ステップ２１１１５では、ロック情報
およびディレクトリ情報の引き継ぎを行う。ステップ２
１１１６では、ノード振り分け制御に必要なディクショ
ナリ情報の書き換えをＤＳ７１に指示する。ステップ２
１１１７では、ＩＯＳが存在するか否かをチェックす
る。存在しなければステップ２１１１８へ進み、存在す
ればステップ２１１１９へ進む。ステップ２１１１８で
は、縮退するＢＥＳ群からデータを追い出す。ステップ
２１１１９では、オンライン中かチェックする。オンラ
イン中なら、ステップ２１１２０へ進む。オンライン中
でないなら、処理を終了する。ステップ２１１２０で
は、対象となるＢＥＳ群で管理される表のキーレンジ範
囲の閉塞を解除し、終了する。
報から、ＢＥＳを追加あるいは削除するか、ＩＯＳ，デ
ィスク対を追加あるいは削除するかを判断する。追加ま
たは削除が必要ならステップ２１１０２に進み、必要な
いなら終了する。ステップ２１１０２では、追加か否か
をチェックする。追加ならステップ２１１０３へ進み、
追加でないならステップ２１１２へ進む。ステップ２１
１０３では、オンライン中かチェックする。オンライン
中なら、ステップ２１１０４へ進む。オンライン中でな
いなら、ステップ２１１０５へ進む。ステップ２１１０
４では、対象となるＢＥＳ群で管理される表のキーレン
ジ範囲を閉塞する。ステップ２１１０５では、新たにＢ
ＥＳを割り当る。ステップ２１１０６では、ロック情報
およびディレクトリ情報の引き継ぎを行う。ステップ２
１１０７では、ノード振り分け制御に必要なディクショ
ナリ情報の書き換えをＤＳ７１に指示する。ステップ２
１１０８では、ＩＯＳが存在するか否かをチェックす
る。存在しなければステップ２１１０９へ進み、存在す
ればステップ２１１１０へ進む。なお、このステップ
は、ＩＯＳが存在するシステム構成とＩＯＳが存在しな
いシステム構成の両方に同じソフトウエアで対応するた
めに挿入されている。ステップ２１１０９では、対象と
なるＢＥＳ群から新たなＢＥＳ群へデータを移動する。
ステップ２１１１０では、オンライン中かチェックす
る。オンライン中なら、ステップ２１１１１へ進む。オ
ンライン中でないなら、処理を終了する。ステップ２１
１１１では、対象となるＢＥＳ群で管理される表のキー
レンジ範囲の閉塞を解除し、終了する。ステップ２１１
１２では、オンライン中かチェックする。オンライン中
なら、ステップ２１１１３へ進む。オンライン中でない
なら、ステップ２１１１４へ進む。ステップ２１１１３
では、対象となるＢＥＳ群で管理される表のキーレンジ
範囲を閉塞する。ステップ２１１１４では、縮退するＢ
ＥＳを決定する。ステップ２１１１５では、ロック情報
およびディレクトリ情報の引き継ぎを行う。ステップ２
１１１６では、ノード振り分け制御に必要なディクショ
ナリ情報の書き換えをＤＳ７１に指示する。ステップ２
１１１７では、ＩＯＳが存在するか否かをチェックす
る。存在しなければステップ２１１１８へ進み、存在す
ればステップ２１１１９へ進む。ステップ２１１１８で
は、縮退するＢＥＳ群からデータを追い出す。ステップ
２１１１９では、オンライン中かチェックする。オンラ
イン中なら、ステップ２１１２０へ進む。オンライン中
でないなら、処理を終了する。ステップ２１１２０で
は、対象となるＢＥＳ群で管理される表のキーレンジ範
囲の閉塞を解除し、終了する。
【００６８】図２３は、キーレンジ分割を用いたデータ
ロード処理の概念図である。既分割数は"４"とする。ま
た、データベースのカラム値ｖ１〜ｖ６は、図１１のよ
うな出現頻度を取るものとする。初期データロード時、
必要なＢＥＳは、７３１の１台でよい。格納するべきペ
ージ数を各分割８１０〜８４０のディスクにそれぞれペ
ージ数の上限まで対応付けると、カラム値ｖ１〜ｖ２は
分割８１０のディスクに格納され、カラム値ｖ２〜ｖ３
は分割８２０および８３０のディスクに格納され、カラ
ム値ｖ３〜ｖ５は分割８４０のディスクに格納され、カ
ラム値ｖ５〜ｖ６は他のディスク群に格納される。初期
データロード時には、各ディスクに格納されたページの
管理を行うために、ディスク毎のディレクトリ情報を作
成する。データベースアクセス時には、負荷に応じてＢ
ＥＳ７３２〜７３４を用いる場合、各ＢＥＳに対応する
ディスク毎のディレクトリ情報を利用し、データベース
をアクセスする。上記各処理の実装に当たって、次の実
施形態と組合せてもよい。
ロード処理の概念図である。既分割数は"４"とする。ま
た、データベースのカラム値ｖ１〜ｖ６は、図１１のよ
うな出現頻度を取るものとする。初期データロード時、
必要なＢＥＳは、７３１の１台でよい。格納するべきペ
ージ数を各分割８１０〜８４０のディスクにそれぞれペ
ージ数の上限まで対応付けると、カラム値ｖ１〜ｖ２は
分割８１０のディスクに格納され、カラム値ｖ２〜ｖ３
は分割８２０および８３０のディスクに格納され、カラ
ム値ｖ３〜ｖ５は分割８４０のディスクに格納され、カ
ラム値ｖ５〜ｖ６は他のディスク群に格納される。初期
データロード時には、各ディスクに格納されたページの
管理を行うために、ディスク毎のディレクトリ情報を作
成する。データベースアクセス時には、負荷に応じてＢ
ＥＳ７３２〜７３４を用いる場合、各ＢＥＳに対応する
ディスク毎のディレクトリ情報を利用し、データベース
をアクセスする。上記各処理の実装に当たって、次の実
施形態と組合せてもよい。
【００６９】ロウのノード間移動を容易にするために、
ロウ識別子にＢＥＳ等の位置情報を含めない。ＢＥＳで
は、表の分割位置を特定するためのディレクトリ情報と
ロウ識別子とを組み合わせて、ロウの物理位置を特定す
る。ロウ移動に関しては、ディレクトリ情報の書き換え
で対応する。再編成あるいはロウ移動に対応した構造に
しておき、ＢＥＳが動的に追加されても、ディレクトリ
情報およびロック情報の引き継ぎで処理の分割を可能と
する。また、データベースをレプリカ管理する場合、２
倍の格納領域が必要となる。１次コピーとバックアップ
コピーが同一ＩＯＳ、ＢＥＳで管理されるか否かにかか
わらず、ディスクへのアクセス負荷はほぼ２倍となるた
め、既分割数で管理する各分割毎ボリューム数を１／２
とすればよい。
ロウ識別子にＢＥＳ等の位置情報を含めない。ＢＥＳで
は、表の分割位置を特定するためのディレクトリ情報と
ロウ識別子とを組み合わせて、ロウの物理位置を特定す
る。ロウ移動に関しては、ディレクトリ情報の書き換え
で対応する。再編成あるいはロウ移動に対応した構造に
しておき、ＢＥＳが動的に追加されても、ディレクトリ
情報およびロック情報の引き継ぎで処理の分割を可能と
する。また、データベースをレプリカ管理する場合、２
倍の格納領域が必要となる。１次コピーとバックアップ
コピーが同一ＩＯＳ、ＢＥＳで管理されるか否かにかか
わらず、ディスクへのアクセス負荷はほぼ２倍となるた
め、既分割数で管理する各分割毎ボリューム数を１／２
とすればよい。
【００７０】さらに、ディスク、ＩＯＳ、ＢＥＳ等の障
害時、オンライン処理から切り離し、復旧後オンライン
と接続する。各ノードに応じて閉塞管理方式が異なる。
ディスク障害時、このディスクに格納されるキーレンジ
範囲を閉塞する。バックアップコピーが存在すれば（同
一ＩＯＳ（ミラーディスク）、別ＩＯＳ（データレプリ
カ）の管理下でバックアップコピーを取得する必要あ
り）、処理を振り分ける。ＩＯＳ障害時、このＩＯＳに
格納されるキーレンジ範囲を閉塞する。バックアップコ
ピーが存在すれば（別ＩＯＳ（データレプリカ）の管理
下でバックアップコピーを取得する必要あり）、処理を
振り分ける。ＢＥＳ障害時、このＢＥＳで管理されるキ
ーレンジ範囲を閉塞する。ＩＯＳが存在すれば、新たに
ＢＥＳを割り当て、ロック情報引き継ぎ、ノード振り分
け制御に必要なディクショナリ情報の書き換え後、処理
を続行する。
害時、オンライン処理から切り離し、復旧後オンライン
と接続する。各ノードに応じて閉塞管理方式が異なる。
ディスク障害時、このディスクに格納されるキーレンジ
範囲を閉塞する。バックアップコピーが存在すれば（同
一ＩＯＳ（ミラーディスク）、別ＩＯＳ（データレプリ
カ）の管理下でバックアップコピーを取得する必要あ
り）、処理を振り分ける。ＩＯＳ障害時、このＩＯＳに
格納されるキーレンジ範囲を閉塞する。バックアップコ
ピーが存在すれば（別ＩＯＳ（データレプリカ）の管理
下でバックアップコピーを取得する必要あり）、処理を
振り分ける。ＢＥＳ障害時、このＢＥＳで管理されるキ
ーレンジ範囲を閉塞する。ＩＯＳが存在すれば、新たに
ＢＥＳを割り当て、ロック情報引き継ぎ、ノード振り分
け制御に必要なディクショナリ情報の書き換え後、処理
を続行する。
【００７１】本発明は、統計情報を用いた規則とコスト
評価との併用に限らず、適当なデータベース参照特性情
報を与える処理手順が得られるものであれば、例えばコ
スト評価のみ、規則利用のみ、コスト評価と規則利用の
併用等の最適化処理を行うデータベース管理システムに
も適用できる。本発明は、密結合／疎結合マルチプロセ
ッサシステム大型計算機のソフトウェアシステムを介し
て実現することも、また各処理部のために専用プロセッ
サが用意された密結合／疎結合複合プロセッサシステム
を介して実現することも可能である。また、単一プロセ
ッサシステムでも、各処理手順のために並列なプロセス
を割当てていれば、適用可能である。また、複数プロセ
ッサが各々複数のディスクを互いに共用する構成にも適
用可能である。
評価との併用に限らず、適当なデータベース参照特性情
報を与える処理手順が得られるものであれば、例えばコ
スト評価のみ、規則利用のみ、コスト評価と規則利用の
併用等の最適化処理を行うデータベース管理システムに
も適用できる。本発明は、密結合／疎結合マルチプロセ
ッサシステム大型計算機のソフトウェアシステムを介し
て実現することも、また各処理部のために専用プロセッ
サが用意された密結合／疎結合複合プロセッサシステム
を介して実現することも可能である。また、単一プロセ
ッサシステムでも、各処理手順のために並列なプロセス
を割当てていれば、適用可能である。また、複数プロセ
ッサが各々複数のディスクを互いに共用する構成にも適
用可能である。
【００７２】
【発明の効果】本発明のデータベース分割管理方法によ
れば、システム構成が負荷に適合したものとなり、期待
する並列度が得られると共に、高速な問い合せを実現で
きるようになる。本発明の並列データベースシステムに
よれば、負荷変動があってもシステム構成を常に負荷に
適合したものに変更するスケーラブルな並列データベー
スシステムが得られる。
れば、システム構成が負荷に適合したものとなり、期待
する並列度が得られると共に、高速な問い合せを実現で
きるようになる。本発明の並列データベースシステムに
よれば、負荷変動があってもシステム構成を常に負荷に
適合したものに変更するスケーラブルな並列データベー
スシステムが得られる。
【図１】本発明の一実施形態の並列データベースシステ
ムを示す構成図である。
ムを示す構成図である。
【図２】本発明のデータベース分割管理方法を示す概念
図である。
図である。
【図３】本発明のデータベース分割管理方法による最適
ノード配分（ＩＯＳがある場合）の概念図である。
ノード配分（ＩＯＳがある場合）の概念図である。
【図４】本発明のデータベース分割管理方法による最適
ノード配分（ＩＯＳがない場合）の概念図である。
ノード配分（ＩＯＳがない場合）の概念図である。
【図５】ＦＥＳの構成図である。
【図６】ＢＥＳの構成図である。
【図７】ＩＯＳの構成図である。
【図８】ＤＳの構成図である。
【図９】ＪＳの構成図である。
【図１０】システム制御部の処理のフローチャートであ
る。
る。
【図１１】問合せ分析処理のフローチャートである。
【図１２】問合せ解析の処理のフローチャートである。
【図１３】静的最適化処理のフローチャートである。
【図１４】述語選択率推定の処理のフローチャートであ
る。
る。
【図１５】アクセスパス剪定の処理のフローチャートで
ある。
ある。
【図１６】処理手順候補生成の処理のフローチャートで
ある。
ある。
【図１７】コード生成の処理のフローチャートである。
【図１８】問合せ実行処理のフローチャートである。
【図１９】動的最適化の処理のフローチャートである。
【図２０】コード解釈実行の処理のフローチャートであ
る。
る。
【図２１】データロード処理のフローチャートである。
【図２２】動的負荷制御処理のフローチャートである。
【図２３】動的負荷制御の概念図である。
１...並列データベースシステム １０、１１...アプリケーションプログラム、２０...デ
ータベース管理システム ２１...システム制御部、２１０...データロード処理、
２１０...動的負荷制御処理 ２２...論理処理部、２２０...問合せ解析、２２１...
静的最適化処理、２２２...コード生成、２２３...動的
最適化処理、２２４...コード解釈実行 ３０...オペレーティングシステム、 ４０...データベ
ース ７０...ＩＯＳ、 ７１...ＪＳ ７２...ＤＳ ７３...ＢＥＳ ７５...ＦＥＳ、 ８０、８１、８２...ディスク ９０...相互結合ネットワーク
ータベース管理システム ２１...システム制御部、２１０...データロード処理、
２１０...動的負荷制御処理 ２２...論理処理部、２２０...問合せ解析、２２１...
静的最適化処理、２２２...コード生成、２２３...動的
最適化処理、２２４...コード解釈実行 ３０...オペレーティングシステム、 ４０...データベ
ース ７０...ＩＯＳ、 ７１...ＪＳ ７２...ＤＳ ７３...ＢＥＳ ７５...ＦＥＳ、 ８０、８１、８２...ディスク ９０...相互結合ネットワーク
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 鳥居 俊一 神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地 株 式会社日立製作所システム開発研究所内 Ｆターム(参考） 5B045 DD16 GG04 GG06 5B082 BA09 CA20
Claims (14)
- 【請求項１】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能を持つＢＥＳノードと、ディ
スクを備え且つそのディスクにデータベースを格納し管
理する機能を持つＩＯＳノードとをネットワークで接続
してなる並列データベースシステムにおいて、 データベース処理の負荷パターンに応じて、ＦＥＳノー
ドに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てる
プロセッサ数と、ＩＯＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＩＯＳノードのディスク数と、ディスクの分割数と
を決定することを特徴とするデータベース分割管理方
法。 - 【請求項２】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能およびディスクを備え且つそ
のディスクにデータベースを格納し管理する機能を持つ
ＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並列デー
タベースシステムにおいて、 データベース処理の負荷パターンに応じて、ＦＥＳノー
ドに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てる
プロセッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数と、ディス
クの分割数とを決定することを特徴とするデータベース
分割管理方法。 - 【請求項３】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能を持つＢＥＳノードと、ディ
スクを備え且つそのディスクにデータベースを格納し管
理する機能を持つＩＯＳノードとをネットワークで接続
してなる並列データベースシステムにおいて、 データベースのスキャンに必要な時間を一定とする並列
アクセス可能なページ数の上限を決め、そのページ数の
上限に応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノ
ードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードのディス
ク数と、ディスクの分割数とを決定することを特徴とす
るデータベース分割管理方法。 - 【請求項４】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能およびディスクを備え且つそ
のディスクにデータベースを格納し管理する機能を持つ
ＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並列デー
タベースシステムにおいて、 データベースのスキャンに必要な時間を一定とする並列
アクセス可能なページ数の上限を決め、そのページ数の
上限に応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノ
ードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定するこ
とを特徴とするデータベース分割管理方法。 - 【請求項５】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能を持つＢＥＳノードと、ディ
スクを備え且つそのディスクにデータベースを格納し管
理する機能を持つＩＯＳノードとをネットワークで接続
してなる並列データベースシステムにおいて、 負荷パターンにより期待並列度ｐを算出し、その期待並
列度ｐに応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノ
ードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードのディス
ク数と、ディスクの分割数とを決定することを特徴とす
るデータベース分割管理方法。 - 【請求項６】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能およびディスクを備え且つそ
のディスクにデータベースを格納し管理する機能を持つ
ＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並列デー
タベースシステムにおいて、 負荷パターンにより期待並列度ｐを算出し、その期待並
列度ｐに応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノ
ードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定するこ
とを特徴とするデータベース分割管理方法。 - 【請求項７】 請求項１から請求項６のいずれかに記載
のデータベース分割管理方法において、最適ページアク
セス数ｍを算出し、キーレンジ分割がある場合には、サ
ブキーレンジ単位の格納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）を算出
し、ｓページ単位でサブキーレンジ分割し、ディスクへ
データ挿入を行うことを特徴とするデータベース分割管
理方法。 - 【請求項８】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能を持つＢＥＳノードと、ディ
スクを備え且つそのディスクにデータベースを格納し管
理する機能を持つＩＯＳノードとをネットワークで接続
してなる並列データベースシステムにおいて、 問合せ実行処理中に取得したアクセスページ数，ヒット
ロウ数，通信回数などの負荷情報を基にして負荷アンバ
ランスを検出し、負荷アンバランスを解消する方向に、
ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノード
に割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードに割当てるプ
ロセッサ数と、ＩＯＳノードのディスク数とを変更する
ことを特徴とするデータベース分割管理方法。 - 【請求項９】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能およびディスクを備え且つそ
のディスクにデータベースを格納し管理する機能を持つ
ＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並列デー
タベースシステムにおいて、 問合せ実行処理中に取得したアクセスページ数，ヒット
ロウ数，通信回数などの負荷情報を基にして負荷アンバ
ランスを検出し、負荷アンバランスを解消する方向に、
ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノード
に割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数
とを変更することを特徴とするデータベース分割管理方
法。 - 【請求項１０】 請求項８に記載のデータベース分割管
理方法において、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数
またはＩＯＳノードに割当てるプロセッサ数またはディ
スク数を追加する場合、オンライン中であれば、追加対
象となるプロセッサまたはディスクで管理されるデータ
ベースの表のキーレンジ範囲を閉塞し、新たにプロセッ
サあるいはディスクを割り当て、ロック情報，ディレク
トリ情報の引き継ぎを行い、ノード振り分け制御に必要
なディクショナリ情報の書き換えを行い、その後、オン
ライン中であれば、前記閉塞を解除することを特徴とす
るデータベース分割管理方法。 - 【請求項１１】 請求項９に記載のデータベース分割管
理方法において、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数
またはディスク数を追加する場合、オンライン中であれ
ば、追加対象となるプロセッサまたはディスクで管理さ
れるデータベースの表のキーレンジ範囲を閉塞し、新た
にプロセッサあるいはディスクを割り当て、ロック情
報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード振り分
け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えを行い、
追加対象となるディスク群から新たなディスク群へデー
タを移動し、その後、オンライン中であれば、前記閉塞
を解除することを特徴とするデータベース分割管理方
法。 - 【請求項１２】 請求項８または請求項１０に記載のデ
ータベース分割管理方法において、ＢＥＳノードに割当
てるプロセッサ数またはＩＯＳノードに割当てるプロセ
ッサ数またはディスク数を削除する場合、オンライン中
であれば、削除対象となるプロセッサまたはディスクで
管理されるデータベースの表のキーレンジ範囲を閉塞
し、削除するプロセッサまたはディスクを決定し、ロッ
ク情報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード振
り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えを行
い、その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法。 - 【請求項１３】 請求項９または請求項１１に記載のデ
ータベース分割管理方法において、ＢＥＳノードに割当
てるプロセッサ数またはディスク数を削除する場合、オ
ンライン中であれば、削除対象となるプロセッサまたは
ディスクで管理されるデータベースの表のキーレンジ範
囲を閉塞し、削除するプロセッサまたはディスクを決定
し、ロック情報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、
ノード振り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き
換えを行い、削除対象となるディスク群から引継ぐディ
スク群へデータを移動し、その後、オンライン中であれ
ば、前記閉塞を解除することを特徴とするデータベース
分割管理方法。 - 【請求項１４】 請求項８から請求項１３のいずれかの
データベース分割管理方法により、データベース処理を
行うプロセッサ数またはディスク数を動的に変更するこ
とを特徴とする並列データベースシステム。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001130602A JP3806609B2 (ja) | 2001-04-27 | 2001-04-27 | 並列データベースシステムおよび分散ファイルシステム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001130602A JP3806609B2 (ja) | 2001-04-27 | 2001-04-27 | 並列データベースシステムおよび分散ファイルシステム |
Related Parent Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2000347725A Division JP3236999B2 (ja) | 2000-11-15 | 2000-11-15 | データベース管理方法およびシステム |
Related Child Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2003196180A Division JP3599055B2 (ja) | 2003-07-14 | 2003-07-14 | 記憶装置管理方法およびシステム |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2002007365A true JP2002007365A (ja) | 2002-01-11 |
| JP3806609B2 JP3806609B2 (ja) | 2006-08-09 |
Family
ID=18978943
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001130602A Expired - Fee Related JP3806609B2 (ja) | 2001-04-27 | 2001-04-27 | 並列データベースシステムおよび分散ファイルシステム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3806609B2 (ja) |
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2005339300A (ja) * | 2004-05-28 | 2005-12-08 | Hitachi Ltd | データベース処理方法およびシステム並びにその処理プログラム |
| JP2007265079A (ja) * | 2006-03-29 | 2007-10-11 | Nec Corp | サイジング支援システム、方法、及びプログラム |
| US7721290B2 (en) | 2003-07-08 | 2010-05-18 | Hitachi, Ltd. | Job scheduling management method using system resources, and a system and recording medium for implementing the method |
| JP2010160822A (ja) * | 2010-04-23 | 2010-07-22 | Hitachi Ltd | データベース処理方法、データベース処理システム及びデータベース管理プログラム |
| KR20170073605A (ko) * | 2014-10-21 | 2017-06-28 | 마이크로소프트 테크놀로지 라이센싱, 엘엘씨 | 합성 파티션 함수 제공 기법 |
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|---|---|---|---|---|
| JPH0228877A (ja) * | 1988-07-19 | 1990-01-30 | Nec Corp | レンジ分割変更方式 |
| JP3023441B2 (ja) * | 1993-11-16 | 2000-03-21 | 株式会社日立製作所 | データベース分割管理方法および並列データベースシステム |
-
2001
- 2001-04-27 JP JP2001130602A patent/JP3806609B2/ja not_active Expired - Fee Related
Patent Citations (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH0228877A (ja) * | 1988-07-19 | 1990-01-30 | Nec Corp | レンジ分割変更方式 |
| JP3023441B2 (ja) * | 1993-11-16 | 2000-03-21 | 株式会社日立製作所 | データベース分割管理方法および並列データベースシステム |
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| JP4572581B2 (ja) * | 2004-05-28 | 2010-11-04 | 株式会社日立製作所 | データベース処理方法およびシステム並びにその処理プログラム |
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| KR20170073605A (ko) * | 2014-10-21 | 2017-06-28 | 마이크로소프트 테크놀로지 라이센싱, 엘엘씨 | 합성 파티션 함수 제공 기법 |
| KR102376713B1 (ko) | 2014-10-21 | 2022-03-18 | 마이크로소프트 테크놀로지 라이센싱, 엘엘씨 | 복합 파티션 함수 제공 기법 |
| KR20220038827A (ko) * | 2014-10-21 | 2022-03-29 | 마이크로소프트 테크놀로지 라이센싱, 엘엘씨 | 데이터 저장소를 파티셔닝하고 리밸런싱하는 기법 |
| KR102486243B1 (ko) | 2014-10-21 | 2023-01-09 | 마이크로소프트 테크놀로지 라이센싱, 엘엘씨 | 데이터 저장소를 파티셔닝하고 리밸런싱하는 기법 |
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|---|---|
| JP3806609B2 (ja) | 2006-08-09 |
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