JP2003330765A - データベースのページ確保処理方法 - Google Patents
データベースのページ確保処理方法Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】データベースシステムでサービスを停止させる
ことなく、挿入，更新又は削除の繰り返しによる格納効
率の劣化を防止し、再編成を無くし、又は再編成時期を
遅延させる。 【解決手段】挿入処理でデータを格納する際に、新たな
ブロックへデータを挿入する処理１と、確保済みのブロ
ック内の、データが削除され空きとなった領域へデータ
を挿入する処理２を準備する。処理１から処理２への切
替え契機を予め指定しておき、挿入処理で処理１実行中
に指定契機の発生をチェックし、指定された契機が発生
した場合、挿入処理は処理２を実行し、処理２の実行中
に再利用できる領域がなくなると挿入処理の実行を処理
１に戻すことにより、指定された契機で削除により発生
した空領域を再利用する。
ことなく、挿入，更新又は削除の繰り返しによる格納効
率の劣化を防止し、再編成を無くし、又は再編成時期を
遅延させる。 【解決手段】挿入処理でデータを格納する際に、新たな
ブロックへデータを挿入する処理１と、確保済みのブロ
ック内の、データが削除され空きとなった領域へデータ
を挿入する処理２を準備する。処理１から処理２への切
替え契機を予め指定しておき、挿入処理で処理１実行中
に指定契機の発生をチェックし、指定された契機が発生
した場合、挿入処理は処理２を実行し、処理２の実行中
に再利用できる領域がなくなると挿入処理の実行を処理
１に戻すことにより、指定された契機で削除により発生
した空領域を再利用する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、リレーショナルデ
ータベース管理システム(RDBMS)の処理方法に関し、特
に、データベースの空き領域不足時におけるページ確保
方法に関する。
ータベース管理システム(RDBMS)の処理方法に関し、特
に、データベースの空き領域不足時におけるページ確保
方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】ＤＢ管理システムにおいて、表へデータ
を挿入する際に、記憶装置より格納用の領域を切出し、
データを格納する。切出した領域に複数のデータが格納
され、切出した領域の空きが無くなると、記憶装置より
新たな領域を切出し、さらにデータを格納する。データ
の削除が実行されると、切出した領域上の該当データが
削除され、削除された部分は空き領域となる。一般に、
データの挿入、更新または削除を繰返すと格納効率が低
下し、それに伴いアクセス性能が劣化する。そのため、
適当な時期に記憶領域の再編成を実行し、空領域を回収
しデータを詰め直さなければならない。従来の再編成で
は、再編成中の表へのアクセスが禁止されており、夜間
や休日等にＤＢを停止して再編成を行う運用がなされて
きた。
を挿入する際に、記憶装置より格納用の領域を切出し、
データを格納する。切出した領域に複数のデータが格納
され、切出した領域の空きが無くなると、記憶装置より
新たな領域を切出し、さらにデータを格納する。データ
の削除が実行されると、切出した領域上の該当データが
削除され、削除された部分は空き領域となる。一般に、
データの挿入、更新または削除を繰返すと格納効率が低
下し、それに伴いアクセス性能が劣化する。そのため、
適当な時期に記憶領域の再編成を実行し、空領域を回収
しデータを詰め直さなければならない。従来の再編成で
は、再編成中の表へのアクセスが禁止されており、夜間
や休日等にＤＢを停止して再編成を行う運用がなされて
きた。
【０００３】削除により空きとなった領域を優先的に使
うことにより、格納効率の低下を抑える方法もある。例
えば、「ORACLE8 DBAハンドブック(ISBN4-88135-613-5)
p.130,131」に記載された、PCTUSEDにより制御する方
法である。この方法では、削除により空きとなった領域
のサイズがPCTUSEDに指定された値以上になった領域
を、次回の挿入処理の格納領域として使用する。また、
「データベースシステムとデータモデル(ISBN4-274-075
15)p.30-32」に記載のように、各領域にその領域の使用
率を格納し、領域確保時に各領域の使用率を参照して格
納可能な領域をサーチする方法もある。PCTUSEDにより制
御する方法では、削除処理の際に領域管理のための余分
な処理(PCTUSEDに指定された値以上になったかのチェッ
クや該当領域を次回の挿入処理の格納領域として使用さ
せるための制御)を実行しなければならず、削除処理に
余分な負担がかかってしまう。また、使用率を格納する
方法では、挿入処理時にデータを挿入できる領域を選び
出すために、各領域の使用率を参照していかなければな
らない。そのためこれらの方法では、格納効率が改善で
きる代わりに挿入処理や削除処理の処理性能は劣化す
る。
うことにより、格納効率の低下を抑える方法もある。例
えば、「ORACLE8 DBAハンドブック(ISBN4-88135-613-5)
p.130,131」に記載された、PCTUSEDにより制御する方
法である。この方法では、削除により空きとなった領域
のサイズがPCTUSEDに指定された値以上になった領域
を、次回の挿入処理の格納領域として使用する。また、
「データベースシステムとデータモデル(ISBN4-274-075
15)p.30-32」に記載のように、各領域にその領域の使用
率を格納し、領域確保時に各領域の使用率を参照して格
納可能な領域をサーチする方法もある。PCTUSEDにより制
御する方法では、削除処理の際に領域管理のための余分
な処理(PCTUSEDに指定された値以上になったかのチェッ
クや該当領域を次回の挿入処理の格納領域として使用さ
せるための制御)を実行しなければならず、削除処理に
余分な負担がかかってしまう。また、使用率を格納する
方法では、挿入処理時にデータを挿入できる領域を選び
出すために、各領域の使用率を参照していかなければな
らない。そのためこれらの方法では、格納効率が改善で
きる代わりに挿入処理や削除処理の処理性能は劣化す
る。
【０００４】表へのアクセスを禁止せずに再編成を実施
する、オン中再編性機能もある。この処理方法は、再編
成対象の領域を再編成しながら別の領域へデータをコピ
ーし、コピー完了時にコピー元とコピー先を切替えるこ
とにより実現されるが、コピー作成のために再編成対象
領域と同等サイズの一時領域が必要となる。
する、オン中再編性機能もある。この処理方法は、再編
成対象の領域を再編成しながら別の領域へデータをコピ
ーし、コピー完了時にコピー元とコピー先を切替えるこ
とにより実現されるが、コピー作成のために再編成対象
領域と同等サイズの一時領域が必要となる。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】世界規模でのWEBの急
速な広まりに伴い、２４時間−３６５日間のＤＢサービ
ス提供が求められており、サービスを停止せずに再編成
を行なうことや再編成無しで格納効率の劣化やアクセス
性能の劣化を防止することの要望が高まっている。
速な広まりに伴い、２４時間−３６５日間のＤＢサービ
ス提供が求められており、サービスを停止せずに再編成
を行なうことや再編成無しで格納効率の劣化やアクセス
性能の劣化を防止することの要望が高まっている。
【０００６】従来技術では、格納効率を改善するために
挿入処理や削除処理の処理性能が劣化してしまい、オン
ライン再編成の実行には、一時領域が必要となる。
挿入処理や削除処理の処理性能が劣化してしまい、オン
ライン再編成の実行には、一時領域が必要となる。
【０００７】本発明は、追加の領域無しで、挿入処理や
削除処理の処理性能を劣化させずに、格納効率の劣化を
防止し、再編成を無くし、又は再編成時期を遅らせる手
段を提供することを目的とする。
削除処理の処理性能を劣化させずに、格納効率の劣化を
防止し、再編成を無くし、又は再編成時期を遅らせる手
段を提供することを目的とする。
【０００８】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明では、ユーザからの問合せ要求を受付け解析し
処理を実行し、データを記憶装置に格納するデータベー
スシステムにおいて、データを格納する際に、記憶装置
の記憶領域より切出した新規領域へデータを格納する第
１の処理、及び切出し済み領域群からのデータ削除によ
り発生した空き領域へデータを格納する第２の処理のい
ずれかに、データ挿入実行時に切替える契機を指定し、
データ挿入の開始時に、第１の処理によってデータを格
納し、指定された契機発生時にデータ格納処理を切替え
て、第２の処理によってデータを格納することによって
データベースのページを確保する。
に、本発明では、ユーザからの問合せ要求を受付け解析し
処理を実行し、データを記憶装置に格納するデータベー
スシステムにおいて、データを格納する際に、記憶装置
の記憶領域より切出した新規領域へデータを格納する第
１の処理、及び切出し済み領域群からのデータ削除によ
り発生した空き領域へデータを格納する第２の処理のい
ずれかに、データ挿入実行時に切替える契機を指定し、
データ挿入の開始時に、第１の処理によってデータを格
納し、指定された契機発生時にデータ格納処理を切替え
て、第２の処理によってデータを格納することによって
データベースのページを確保する。
【０００９】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施例を図面に基
づいて詳細に説明する。
づいて詳細に説明する。
【００１０】図１は、本発明を適用して、格納データ量
が変らないようにデータの挿入と削除の繰返して実行す
る例を示す。実行例の詳細は後述する。図２は、本発明
を適用した全体構成を示した図である。
が変らないようにデータの挿入と削除の繰返して実行す
る例を示す。実行例の詳細は後述する。図２は、本発明
を適用した全体構成を示した図である。
【００１１】各情報処理装置２３０でＤＢアクセスアプ
リケーション(ａ〜ｃ)２３１が稼動し、情報処理装置２
００でＤＢＭＳ２０３が稼動しており、これら情報処理
装置２００，２３０はネットワーク２６０に接続され相
互に通信を行うことができる。
リケーション(ａ〜ｃ)２３１が稼動し、情報処理装置２
００でＤＢＭＳ２０３が稼動しており、これら情報処理
装置２００，２３０はネットワーク２６０に接続され相
互に通信を行うことができる。
【００１２】ＤＢアクセスアプリケーション２３１はネ
ットワーク２６０を介して情報処理装置２００のＤＢＭ
Ｓ２０３に問合せ要求を送る。ＤＢＭＳ２０３は問合せ
要求を受付けると情報処理装置２００に接続されたディ
スク装置２１０に格納しているＤＢデータ２１１をアク
セスすることにより問合せ要求に対応した処理を実行す
る。
ットワーク２６０を介して情報処理装置２００のＤＢＭ
Ｓ２０３に問合せ要求を送る。ＤＢＭＳ２０３は問合せ
要求を受付けると情報処理装置２００に接続されたディ
スク装置２１０に格納しているＤＢデータ２１１をアク
セスすることにより問合せ要求に対応した処理を実行す
る。
【００１３】図３に情報処理装置２００、２３０の構成
例を示す。情報処理装置２００はＣＰＵ３１３、メモリ
３１４、Ｉ／Ｏ制御装置３１２及び通信制御装置３１１
により構成される。メモリ３１４に格納されたＤＢＭＳ
２０３のプログラムをＣＰＵ３１３が実行することによ
りＤＢＭＳの処理が行われ、Ｉ／Ｏ制御装置３１２によ
りディスク装置２１０からのデータの読み出しや書込み
が行なわれ、通信制御装置３１１によりネットワーク２
６０で接続された他の情報処理装置との間でデータの送
受信を行う。
例を示す。情報処理装置２００はＣＰＵ３１３、メモリ
３１４、Ｉ／Ｏ制御装置３１２及び通信制御装置３１１
により構成される。メモリ３１４に格納されたＤＢＭＳ
２０３のプログラムをＣＰＵ３１３が実行することによ
りＤＢＭＳの処理が行われ、Ｉ／Ｏ制御装置３１２によ
りディスク装置２１０からのデータの読み出しや書込み
が行なわれ、通信制御装置３１１によりネットワーク２
６０で接続された他の情報処理装置との間でデータの送
受信を行う。
【００１４】情報処理装置２３０はメモリ３０２に格納
されているＤＢアクセスアプリケーション２３１を実行
する。ＤＢアクセスアプリケーション２３１がＤＢＭＳ
２０３に対して問合せを実行すると、情報処理装置２３
０の通信制御装置３０３より情報処理装置２００の通信
制御装置３１１に要求が送信され、ＤＢＭＳ２０３に問
合せが送られる。ＤＢＭＳは要求に応じた処理を実行
し、ＤＢデータ２１１へのアクセスが必要な場合、Ｉ／
Ｏ制御装置３１２によってディスク装置２１０に格納さ
れたＤＢデータ２１１へのアクセスが行なわれる。処理
結果は、通信制御部３１１より情報処理装置２３０の通
信制御部３０３に転送され、要求元ＤＢアクセスアプリ
ケーション２３１に返される。
されているＤＢアクセスアプリケーション２３１を実行
する。ＤＢアクセスアプリケーション２３１がＤＢＭＳ
２０３に対して問合せを実行すると、情報処理装置２３
０の通信制御装置３０３より情報処理装置２００の通信
制御装置３１１に要求が送信され、ＤＢＭＳ２０３に問
合せが送られる。ＤＢＭＳは要求に応じた処理を実行
し、ＤＢデータ２１１へのアクセスが必要な場合、Ｉ／
Ｏ制御装置３１２によってディスク装置２１０に格納さ
れたＤＢデータ２１１へのアクセスが行なわれる。処理
結果は、通信制御部３１１より情報処理装置２３０の通
信制御部３０３に転送され、要求元ＤＢアクセスアプリ
ケーション２３１に返される。
【００１５】図４はＤＢＭＳの構成図である。ＤＢＭＳ
２０３は処理要求受付け４０６により処理要求(ａ〜ｃ)
４１０を受付けると、要求の解析を行い、表定義４０
１、挿入４０２、削除４０３、契機定義４０４及び一括
ブロック内再編成４０５の各操作を行う。これら操作を
行う際に参照または更新する情報や表常駐情報４３１を
メモリ上に保持する。
２０３は処理要求受付け４０６により処理要求(ａ〜ｃ)
４１０を受付けると、要求の解析を行い、表定義４０
１、挿入４０２、削除４０３、契機定義４０４及び一括
ブロック内再編成４０５の各操作を行う。これら操作を
行う際に参照または更新する情報や表常駐情報４３１を
メモリ上に保持する。
【００１６】ＤＢデータ２１１にはＤＢ情報４２２や表
データ４２３が格納される。ＤＢ情報４２２として表情
報４２５等が格納される。
データ４２３が格納される。ＤＢ情報４２２として表情
報４２５等が格納される。
【００１７】表情報４２５には、表定義時に情報が追加
され、表名や構成列情報等が設定される。表情報には契
機情報が含まれており、表定義時または契機定義時に指
定された契機情報が格納される。
され、表名や構成列情報等が設定される。表情報には契
機情報が含まれており、表定義時または契機定義時に指
定された契機情報が格納される。
【００１８】表データ４２３に作成した各表のデータが
格納される。挿入操作４０２により行データを格納し、
削除操作４０３により列データを削除する。
格納される。挿入操作４０２により行データを格納し、
削除操作４０３により列データを削除する。
【００１９】ＤＢＭＳ２０３は、複数の処理要求(ａ〜
ｃ)４１０を同時に受付けて、それぞれの要求に対応す
る処理を並列に実行する。
ｃ)４１０を同時に受付けて、それぞれの要求に対応す
る処理を並列に実行する。
【００２０】図５のように、記憶装置２１０上の領域を
一定の単位で区切り、区切られた個々の領域をブロック
と呼ぶ。ＤＢデータ２１１内の表データ４２３は、格納
データの一覧５２０とブロックの使用状況５３０を管理
する制御情報５０１と複数のブロック５０２〜５１０を
ＤＢ格納用に集めたものである。データ格納時には領域
の切出しはブロック単位で行なわれ、ブロック内には複
数のデータが格納される。１つのブロックにデータが追
加できなくなると次のブロックを取得してデータを格納
する。
一定の単位で区切り、区切られた個々の領域をブロック
と呼ぶ。ＤＢデータ２１１内の表データ４２３は、格納
データの一覧５２０とブロックの使用状況５３０を管理
する制御情報５０１と複数のブロック５０２〜５１０を
ＤＢ格納用に集めたものである。データ格納時には領域
の切出しはブロック単位で行なわれ、ブロック内には複
数のデータが格納される。１つのブロックにデータが追
加できなくなると次のブロックを取得してデータを格納
する。
【００２１】表データ４２３の制御情報５０１に含まれ
る格納データの一覧５２０に基づいて、表データＡ５２
１がブロック番号１番から４番に格納され、開始ブロッ
クと最終ブロックの間のブロックは、次のブロック位置
を示す情報によりチェインされる。また、ブロックの使
用状況５３０は各ブロックをビットマップ情報で管理す
る。１ビット目が１番のブロックに対応し、同様に２ビ
ット目が２番ブロック、３ビット目が３番ブロックにそ
れぞれ対応する。図５のブロックの使用状況は、１、
２、３、４、５及び６番ブロックが使用中でその他のブ
ロックが未使用であることを示す。
る格納データの一覧５２０に基づいて、表データＡ５２
１がブロック番号１番から４番に格納され、開始ブロッ
クと最終ブロックの間のブロックは、次のブロック位置
を示す情報によりチェインされる。また、ブロックの使
用状況５３０は各ブロックをビットマップ情報で管理す
る。１ビット目が１番のブロックに対応し、同様に２ビ
ット目が２番ブロック、３ビット目が３番ブロックにそ
れぞれ対応する。図５のブロックの使用状況は、１、
２、３、４、５及び６番ブロックが使用中でその他のブ
ロックが未使用であることを示す。
【００２２】ブロックへ格納されるデータは、図６のよ
うなスロット形式で配置される。ブロック６００内は、
制御情報部６０１とデータ格納部６０２に分かれ、制御
情報部６０１に次のブロックとのチェイン情報６０３や
ブロック内未使用領域の先頭情報６０４、スロット数６
０５及びブロック内空領域サイズ６０６が格納される。
スロット数６０５は本ブロック６００に格納されるデー
タ数であり、スロット数分のスロットが存在し、各スロ
ットにデータの位置が格納される。図６には、スロット
が３個（６０７，６０８，６０９）存在し、一番目のス
ロット６０７が示すデータ６１０がデータ位置３０００
以降に格納される。データはブロックの後ろより詰めら
れて、現在未使用領域の先頭６０４はデータ位置１５０
０であり、次のデータを格納するためにデータ位置１５
００よりデータサイズ分の領域が切出される。
うなスロット形式で配置される。ブロック６００内は、
制御情報部６０１とデータ格納部６０２に分かれ、制御
情報部６０１に次のブロックとのチェイン情報６０３や
ブロック内未使用領域の先頭情報６０４、スロット数６
０５及びブロック内空領域サイズ６０６が格納される。
スロット数６０５は本ブロック６００に格納されるデー
タ数であり、スロット数分のスロットが存在し、各スロ
ットにデータの位置が格納される。図６には、スロット
が３個（６０７，６０８，６０９）存在し、一番目のス
ロット６０７が示すデータ６１０がデータ位置３０００
以降に格納される。データはブロックの後ろより詰めら
れて、現在未使用領域の先頭６０４はデータ位置１５０
０であり、次のデータを格納するためにデータ位置１５
００よりデータサイズ分の領域が切出される。
【００２３】図７以降を用いて、データベースシステム
の表にデータを格納する際の本発明の格納用領域割当て
方法に関するＤＢＭＳの処理を機能毎に説明する。格納
用領域割当て方法に関する機能としては、表定義、挿
入、削除、契機定義及び一括ブロック内再編成等の機能
がある。処理要求がＤＢＭＳに対して行われ、処理要求
に対する操作機能の処理が実行される。
の表にデータを格納する際の本発明の格納用領域割当て
方法に関するＤＢＭＳの処理を機能毎に説明する。格納
用領域割当て方法に関する機能としては、表定義、挿
入、削除、契機定義及び一括ブロック内再編成等の機能
がある。処理要求がＤＢＭＳに対して行われ、処理要求
に対する操作機能の処理が実行される。
【００２４】まず、表定義処理は図７の様に、処理要求
７００が、作成する表の表名７０１、表を構成させる列
の列名７０２及び列のデータ型７０３等と共にＤＢＭＳ
２０３に送られる。この時、契機情報１(７０４)及び契
機情報２(７０５)は、指定される場合と指定されない場
合がある。ＤＢＭＳ２０３では要求を解析して表定義操
作４０１を実行し、表名７１１、列名７１２、７１３及
び列データ型７１４、７１５等をＤＢ情報４２２内の表
情報４２５に追加する。契機情報１、２が指定されてい
る場合、契機情報１(７２１)及び契機情報２(７２２)を
契機情報４２９として表情報４２５内に登録する。
７００が、作成する表の表名７０１、表を構成させる列
の列名７０２及び列のデータ型７０３等と共にＤＢＭＳ
２０３に送られる。この時、契機情報１(７０４)及び契
機情報２(７０５)は、指定される場合と指定されない場
合がある。ＤＢＭＳ２０３では要求を解析して表定義操
作４０１を実行し、表名７１１、列名７１２、７１３及
び列データ型７１４、７１５等をＤＢ情報４２２内の表
情報４２５に追加する。契機情報１、２が指定されてい
る場合、契機情報１(７２１)及び契機情報２(７２２)を
契機情報４２９として表情報４２５内に登録する。
【００２５】契機情報１は、記憶装置から切出した領域
のサイズが指定された値に達した時に、記憶装置より格
納用の領域を切出す処理からデータの削除により発生し
た空き領域をサーチする処理へ切替える契機である。契
機情報２は、データの削除によって発生した空き領域を
サーチする処理から記憶装置より格納用の領域を切出す
処理へ切替える契機であり、さらに、サーチ処理を打切
る契機として、前回サーチした領域からサーチを開始し
て確保済み領域の最後の領域まで参照して空領域が無か
った場合と、前回サーチした領域からサーチを開始して
最後の領域まで参照した後に領域の先頭から前回サーチ
した領域まで参照して空領域が無かった場合のどちらか
が指定される。
のサイズが指定された値に達した時に、記憶装置より格
納用の領域を切出す処理からデータの削除により発生し
た空き領域をサーチする処理へ切替える契機である。契
機情報２は、データの削除によって発生した空き領域を
サーチする処理から記憶装置より格納用の領域を切出す
処理へ切替える契機であり、さらに、サーチ処理を打切
る契機として、前回サーチした領域からサーチを開始し
て確保済み領域の最後の領域まで参照して空領域が無か
った場合と、前回サーチした領域からサーチを開始して
最後の領域まで参照した後に領域の先頭から前回サーチ
した領域まで参照して空領域が無かった場合のどちらか
が指定される。
【００２６】次に、データ挿入処理について図９とフロ
ー図１０〜図１３を用いて説明する。列挿入要求９００
が、データを挿入する表の表名９０１及び各列に挿入す
る列データ９０２、９０３等と共にＤＢＭＳ２０３に送
られる。列のデータ型には整数型又は文字型等の型があ
り、挿入データには各型に対応したデータが指定され
る。ＤＢＭＳ２０３では要求を解析して挿入操作４０２
を実行する。図１０は挿入処理のフローを示す。まず、
表名９１１に対応した表情報４２５及び契機情報４２９
をＤＢ情報４２２より取得し、表データ４２３を参照
し、図５で説明した格納データ一覧より、対応する表名
の情報である開始ブロックと終了ブロックの番号を取得
する(１０１０)。
ー図１０〜図１３を用いて説明する。列挿入要求９００
が、データを挿入する表の表名９０１及び各列に挿入す
る列データ９０２、９０３等と共にＤＢＭＳ２０３に送
られる。列のデータ型には整数型又は文字型等の型があ
り、挿入データには各型に対応したデータが指定され
る。ＤＢＭＳ２０３では要求を解析して挿入操作４０２
を実行する。図１０は挿入処理のフローを示す。まず、
表名９１１に対応した表情報４２５及び契機情報４２９
をＤＢ情報４２２より取得し、表データ４２３を参照
し、図５で説明した格納データ一覧より、対応する表名
の情報である開始ブロックと終了ブロックの番号を取得
する(１０１０)。
【００２７】次に、この表に対応する表常駐情報４３１
を探し(１０１１)、無い場合は新規に作成する(１０１
２から１０１３)。表常駐情報４３１には、現在この表
のデータ格納領域をどの方法でサーチしているかを示す
サーチ情報９２１と、前回サーチを行った位置情報９２
２が格納されている。表常駐情報４３１を新規に作成す
る場合、記憶装置から格納用の領域を切出す処理を実行
し、前回サーチを行った位置情報には、対応する表管理
データの終了ブロック番号を設定する。
を探し(１０１１)、無い場合は新規に作成する(１０１
２から１０１３)。表常駐情報４３１には、現在この表
のデータ格納領域をどの方法でサーチしているかを示す
サーチ情報９２１と、前回サーチを行った位置情報９２
２が格納されている。表常駐情報４３１を新規に作成す
る場合、記憶装置から格納用の領域を切出す処理を実行
し、前回サーチを行った位置情報には、対応する表管理
データの終了ブロック番号を設定する。
【００２８】表常駐情報４３１の検出もしくは新規作成
の後、位置情報９２２が示すブロック６００を取得し
(１０１４)、ブロックの空領域サイズ６０６と格納する
データサイズとを比較し(１０１５)、同じサイズか空領
域サイズ６０６が大きい場合(１０１５から１０１７
へ)、そのブロックへデータを格納する(１０１７)。
の後、位置情報９２２が示すブロック６００を取得し
(１０１４)、ブロックの空領域サイズ６０６と格納する
データサイズとを比較し(１０１５)、同じサイズか空領
域サイズ６０６が大きい場合(１０１５から１０１７
へ)、そのブロックへデータを格納する(１０１７)。
【００２９】ブロックへデータを格納する処理１０１７
では、図１１(ａ)のフローのように、未使用領域先頭よ
りデータを格納可能な連続した空領域があるかチェック
し（１１１１）、空領域がある場合(１１１１から１１
１３)、スロット数のカウントアップ、ブロック内の空
き領域へのデータのコピー、対応するスロットより格納
したデータのポイント、未使用領域先頭位置の更新、及
び、空領域サイズより格納したデータサイズの減算を行
う(１１１３)。
では、図１１(ａ)のフローのように、未使用領域先頭よ
りデータを格納可能な連続した空領域があるかチェック
し（１１１１）、空領域がある場合(１１１１から１１
１３)、スロット数のカウントアップ、ブロック内の空
き領域へのデータのコピー、対応するスロットより格納
したデータのポイント、未使用領域先頭位置の更新、及
び、空領域サイズより格納したデータサイズの減算を行
う(１１１３)。
【００３０】空領域が無い場合は(１１１１から１１１
２)、削除により発生した空領域を含むブロックにおい
て空領域サイズ６０６に対応する領域が連続していない
場合である。このような場合、そのままではデータを格
納できないため、ブロック内再編成処理を実行する(１
１１２)。ブロック内再編成処理は、ブロック内の有効
なデータを一旦外へ全て取出してブロックを初期化した
後、データを格納しなおす。
２)、削除により発生した空領域を含むブロックにおい
て空領域サイズ６０６に対応する領域が連続していない
場合である。このような場合、そのままではデータを格
納できないため、ブロック内再編成処理を実行する(１
１１２)。ブロック内再編成処理は、ブロック内の有効
なデータを一旦外へ全て取出してブロックを初期化した
後、データを格納しなおす。
【００３１】格納するデータサイズが大きい場合(１０
１５から１０１６へ)、格納用ブロックサーチを行う(１
０１６)。
１５から１０１６へ)、格納用ブロックサーチを行う(１
０１６)。
【００３２】格納用ブロックサーチ１０１６は図１１
(ｂ)のフローのように、表常駐情報のサーチ方式９２１
を参照し(１１２１)、記憶装置から格納用の領域を切
出す場合(１１２１から１１２３)、格納用領域切出処理
を実行する(１１２３)。格納用領域切出処理は図１２の
フローのように、契機情報１が登録されているかチェッ
クし(１２１０)、登録されている場合(１２１０から１
２１５)、確保したブロック数が契機情報１に指定され
た数に達しているかチェックする(１２１５)。
(ｂ)のフローのように、表常駐情報のサーチ方式９２１
を参照し(１１２１)、記憶装置から格納用の領域を切
出す場合(１１２１から１１２３)、格納用領域切出処理
を実行する(１１２３)。格納用領域切出処理は図１２の
フローのように、契機情報１が登録されているかチェッ
クし(１２１０)、登録されている場合(１２１０から１
２１５)、確保したブロック数が契機情報１に指定され
た数に達しているかチェックする(１２１５)。
【００３３】契機情報１が登録されていない場合と(１
２１０から１２２０)、確保したブロック数が契機情報
１に指定された数に達していない場合(１２１５から１
２２０)、ブロックの使用状況５３０を参照して未使用
ブロックを探し、見つけたブロックに対応する使用状況
のビットを使用中に設定し、表管理データの終了ブロッ
ク番号のブロックより見つけたブロックへチェインさ
せ、見つけたブロックの番号を終了ブロック番号に設定
し(１２２０)、ブロックへデータを格納し(格納処理は
前述と同じ)(１２３０)、表常駐情報の位置情報に見つ
けたブロックの番号を設定する(１２４０)。
２１０から１２２０)、確保したブロック数が契機情報
１に指定された数に達していない場合(１２１５から１
２２０)、ブロックの使用状況５３０を参照して未使用
ブロックを探し、見つけたブロックに対応する使用状況
のビットを使用中に設定し、表管理データの終了ブロッ
ク番号のブロックより見つけたブロックへチェインさ
せ、見つけたブロックの番号を終了ブロック番号に設定
し(１２２０)、ブロックへデータを格納し(格納処理は
前述と同じ)(１２３０)、表常駐情報の位置情報に見つ
けたブロックの番号を設定する(１２４０)。
【００３４】確保したブロック数が契機情報１に指定さ
れた数に達している場合(１２１５から１２５０)、表常
駐情報のサーチ情報にデータの削除により発生した空き
領域のサーチ処理を設定し、表常駐情報の位置情報に表
の開始ブロック番号を格納して(１２５０)、データの削
除により発生した空き領域をサーチする処理を実行する
(１２６０)。
れた数に達している場合(１２１５から１２５０)、表常
駐情報のサーチ情報にデータの削除により発生した空き
領域のサーチ処理を設定し、表常駐情報の位置情報に表
の開始ブロック番号を格納して(１２５０)、データの削
除により発生した空き領域をサーチする処理を実行する
(１２６０)。
【００３５】データの削除により発生した空き領域をサ
ーチする処理１１２２は、図１３のフローのように、表
常駐情報の位置情報に設定されたブロックを取得し(１
３１０)、ブロックの空領域サイズと格納するデータサ
イズとを比較し(１３２０)、双方のサイズが同じサイズ
か空領域サイズがデータサイズよりも大きい場合(１３
２０から１３３０へ)、そのブロックへデータを格納す
る(１３３０)。ブロックへデータを格納する処理は、図
１１の（ａ）の処理である。
ーチする処理１１２２は、図１３のフローのように、表
常駐情報の位置情報に設定されたブロックを取得し(１
３１０)、ブロックの空領域サイズと格納するデータサ
イズとを比較し(１３２０)、双方のサイズが同じサイズ
か空領域サイズがデータサイズよりも大きい場合(１３
２０から１３３０へ)、そのブロックへデータを格納す
る(１３３０)。ブロックへデータを格納する処理は、図
１１の（ａ）の処理である。
【００３６】空領域が無い場合は(１３２０から１３４
０)、契機情報２が終了ブロックで空き領域サーチを終
わる指定かどうかをチェックし(１３４０)、終了ブロッ
クで終わらない場合(１３４０から１３５０)、現在のブ
ロック位置が契機情報２で示されるブロックの1つ前の
ブロックかチェックする(１３５０)。現在のブロック位
置が契機情報２で示されるブロックの1つ前のブロック
でない場合(１３５０から１３５５)、次のブロックを取
得し(１３５５)、ステップ１３２０以降を繰返す。
０)、契機情報２が終了ブロックで空き領域サーチを終
わる指定かどうかをチェックし(１３４０)、終了ブロッ
クで終わらない場合(１３４０から１３５０)、現在のブ
ロック位置が契機情報２で示されるブロックの1つ前の
ブロックかチェックする(１３５０)。現在のブロック位
置が契機情報２で示されるブロックの1つ前のブロック
でない場合(１３５０から１３５５)、次のブロックを取
得し(１３５５)、ステップ１３２０以降を繰返す。
【００３７】現在のブロック位置が契機情報２で示され
るブロックの1つ前のブロックだった場合(１３５０から
１３６０)、表常駐情報のサーチ情報に格納用領域切出
し処理を設定し、ブロックの使用状況を参照し未使用ブ
ロックを探し、見つけたブロックに対応する使用状況の
ビットを使用中に設定し、表管理データの終了ブロック
番号のブロックより見つけたブロックへチェインさせ、
見つけたブロックの番号を終了ブロック番号に設定し
(１３６０)、ブロックへデータを格納し(格納処理は前
述と同じ)(１３６５)、表常駐情報の位置情報に見つけ
たブロックの番号を設定する(１３７０)。
るブロックの1つ前のブロックだった場合(１３５０から
１３６０)、表常駐情報のサーチ情報に格納用領域切出
し処理を設定し、ブロックの使用状況を参照し未使用ブ
ロックを探し、見つけたブロックに対応する使用状況の
ビットを使用中に設定し、表管理データの終了ブロック
番号のブロックより見つけたブロックへチェインさせ、
見つけたブロックの番号を終了ブロック番号に設定し
(１３６０)、ブロックへデータを格納し(格納処理は前
述と同じ)(１３６５)、表常駐情報の位置情報に見つけ
たブロックの番号を設定する(１３７０)。
【００３８】参照ブロックが終了ブロックかどうかのチ
ェック(１３４０)の結果、参照ブロックが終了ブロック
の場合(１３４０から１３４５)、契機情報２で示される
ブロックが終了ブロックかどうかをチェックし(１３４
５)、終了ブロックでない場合(１３４５から１３７
５)、表の開始ブロックを取得し(１３７５)、ステップ
１３２０以降を繰返す。
ェック(１３４０)の結果、参照ブロックが終了ブロック
の場合(１３４０から１３４５)、契機情報２で示される
ブロックが終了ブロックかどうかをチェックし(１３４
５)、終了ブロックでない場合(１３４５から１３７
５)、表の開始ブロックを取得し(１３７５)、ステップ
１３２０以降を繰返す。
【００３９】契機情報２で示されるブロックが終了ブロ
ックの場合(１３４５から１３６０)、表常駐情報のサー
チ情報に格納用領域切出し処理を設定し、ブロックの使
用状況を参照して未使用ブロックを探し、見つけたブロ
ックに対応する使用状況のビットを使用中に設定し、表
管理データの終了ブロック番号のブロックより見つけた
ブロックへチェインさせ、見つけたブロックの番号を終
了ブロック番号に設定し(１３６０)、ブロックへデータ
を格納し(格納処理は前述と同じ)(１３６５)、表常駐情
報の位置情報に見つけたブロックの番号を設定する(１
３７０)。
ックの場合(１３４５から１３６０)、表常駐情報のサー
チ情報に格納用領域切出し処理を設定し、ブロックの使
用状況を参照して未使用ブロックを探し、見つけたブロ
ックに対応する使用状況のビットを使用中に設定し、表
管理データの終了ブロック番号のブロックより見つけた
ブロックへチェインさせ、見つけたブロックの番号を終
了ブロック番号に設定し(１３６０)、ブロックへデータ
を格納し(格納処理は前述と同じ)(１３６５)、表常駐情
報の位置情報に見つけたブロックの番号を設定する(１
３７０)。
【００４０】図１１(ｂ)のフローにおいて、表常駐情報
のサーチ情報９２１の参照(１１２１)に戻り、表常駐情
報のサーチ情報が、データの削除により発生した空き
領域をサーチする処理の場合(１１２１から１１２２)、
前述のデータの削除により発生した空き領域をサーチす
る処理１１２２を実行する。
のサーチ情報９２１の参照(１１２１)に戻り、表常駐情
報のサーチ情報が、データの削除により発生した空き
領域をサーチする処理の場合(１１２１から１１２２)、
前述のデータの削除により発生した空き領域をサーチす
る処理１１２２を実行する。
【００４１】尚、図１２のステップ１２２０や図１３の
ステップ１３６０の未使用ブロックサーチで記憶装置か
ら格納用の領域が切出せない場合は、格納領域が無いの
でデータ挿入処理はエラーとなる。
ステップ１３６０の未使用ブロックサーチで記憶装置か
ら格納用の領域が切出せない場合は、格納領域が無いの
でデータ挿入処理はエラーとなる。
【００４２】データ削除処理では、図１４の様に、処理
要求２１０が削除する表の表名１４０１が削除条件１４
０２等と共にＤＢＭＳ２０３に送られる。ＤＢＭＳ２０
３では要求を解析して削除操作４０３を実行する。
要求２１０が削除する表の表名１４０１が削除条件１４
０２等と共にＤＢＭＳ２０３に送られる。ＤＢＭＳ２０
３では要求を解析して削除操作４０３を実行する。
【００４３】図５の表データ４２３の格納データ一覧５
２０に基づいて、削除指定された表名１４１１に対応し
た開始ブロックから終了ブロックまで順番にブロックに
格納されたデータを参照し、削除条件に該当するデータ
がある場合、該当データをポイントするスロットの値を
０に設定し、削除するデータサイズを空き領域サイズに
加算する。
２０に基づいて、削除指定された表名１４１１に対応し
た開始ブロックから終了ブロックまで順番にブロックに
格納されたデータを参照し、削除条件に該当するデータ
がある場合、該当データをポイントするスロットの値を
０に設定し、削除するデータサイズを空き領域サイズに
加算する。
【００４４】契機定義処理では、図１６の様に、契機定
義要求１６００が、契機を定義する表の表名１６０１、
契機情報１(１６０２)及び契機情報２(１６０３)と共に
ＤＢＭＳ２０３に送られる。ＤＢＭＳ２０３では要求を
解析して契機定義操作４０４を実行し、表名１６１１に
対応するＤＢ情報４２２内の表情報４２５に契機情報１
(１６１２)及び契機情報２(１６１３)を契機情報４２９
として登録する。既に、契機情報が登録されている場合
も、指定された契機情報を登録しなおす。
義要求１６００が、契機を定義する表の表名１６０１、
契機情報１(１６０２)及び契機情報２(１６０３)と共に
ＤＢＭＳ２０３に送られる。ＤＢＭＳ２０３では要求を
解析して契機定義操作４０４を実行し、表名１６１１に
対応するＤＢ情報４２２内の表情報４２５に契機情報１
(１６１２)及び契機情報２(１６１３)を契機情報４２９
として登録する。既に、契機情報が登録されている場合
も、指定された契機情報を登録しなおす。
【００４５】契機情報１及び契機情報２には、表定義処
理で説明したものと同じ内容が指定される。
理で説明したものと同じ内容が指定される。
【００４６】一括ブロック内再編成処理では、図１５の
様に、一括ブロック内再編成要求１５００が、一括ブロ
ック内再編成を行う表の表名１５０１と共にＤＢＭＳ２
０３に送られる。ＤＢＭＳ２０３では要求を解析して一
括ブロック内再編成４０３を実行する。
様に、一括ブロック内再編成要求１５００が、一括ブロ
ック内再編成を行う表の表名１５０１と共にＤＢＭＳ２
０３に送られる。ＤＢＭＳ２０３では要求を解析して一
括ブロック内再編成４０３を実行する。
【００４７】一括ブロック内再編成４０３は、指定され
た表について確保されたブロックを順番に参照し、挿入
処理で説明した、ブロック内再編成処理を実行する。
た表について確保されたブロックを順番に参照し、挿入
処理で説明した、ブロック内再編成処理を実行する。
【００４８】削除により多くのブロック内に空領域が発
生した場合に、予め一括ページ内再編成処理を実行する
ことにより、挿入処理でブロック内再編成が実行される
のを回避できるため、挿入処理の性能劣化を抑えること
が出来る。
生した場合に、予め一括ページ内再編成処理を実行する
ことにより、挿入処理でブロック内再編成が実行される
のを回避できるため、挿入処理の性能劣化を抑えること
が出来る。
【００４９】では、これ以降具体的に例を用いて説明を
行う。
行う。
【００５０】本発明を、日々の売上データを格納し、１
年後に、古くなったデータから順に１ヶ月単位でデータ
を削除する販売管理に適用する。まず、表定義時または
契機定義時に、空き領域をサーチする処理の切替え契機
１、２を登録する。１年後にデータが消されていくた
め、格納領域は１年分のデータを格納できるサイズ分を
準備すればよい。契機情報１には１年分のデータを格納
できるサイズを指定し、また、契機情報２には、前回サ
ーチした領域よりサーチを開始し、一番最後の領域まで
参照した後に領域の先頭から前回サーチした領域まで参
照して空領域が無かった場合を契機として指定する。
年後に、古くなったデータから順に１ヶ月単位でデータ
を削除する販売管理に適用する。まず、表定義時または
契機定義時に、空き領域をサーチする処理の切替え契機
１、２を登録する。１年後にデータが消されていくた
め、格納領域は１年分のデータを格納できるサイズ分を
準備すればよい。契機情報１には１年分のデータを格納
できるサイズを指定し、また、契機情報２には、前回サ
ーチした領域よりサーチを開始し、一番最後の領域まで
参照した後に領域の先頭から前回サーチした領域まで参
照して空領域が無かった場合を契機として指定する。
【００５１】図１(ａ)の表データ１００及び(ｂ)の表デ
ータ１１０の様に、まず表データ内に新規のブロックが
割当てられ、データが順番に挿入される。１年分データ
が格納されると、(ｃ)の表データ１２０の様に契機情報
１で指定したサイズ分のブロックが確保され、１年前の
データが１ヶ月分削除される。ブロックサイズが契機情
報１に指定されたサイズになると、データの削除により
発生した空き領域をサーチする処理に切替わり、データ
が削除された領域へデータが挿入される。１ヶ月単位で
データが削除されるため、(ｄ)の表データ１３０、(ｅ)
の表データ１４０及び(ｆ)の表データ１５０の様に削除
された領域へデータが挿入される。(ｆ)の表データ１５
０から(ｃ)の表データ１２０の状態になり、終了ブロッ
クに格納領域がなくなった場合、契機情報２には、前回
サーチした領域よりサーチを開始し、最後の領域まで参
照した後に領域の先頭から前回サーチした領域まで参照
して空領域が無かった場合が指定されているため、再度
開始ブロックより空き領域をサーチする。以上の様に、
挿入と削除の繰返しにより、格納データ量が変らない場
合、領域の再利用を繰返すことで、格納効率の良い運用
が出来る。
ータ１１０の様に、まず表データ内に新規のブロックが
割当てられ、データが順番に挿入される。１年分データ
が格納されると、(ｃ)の表データ１２０の様に契機情報
１で指定したサイズ分のブロックが確保され、１年前の
データが１ヶ月分削除される。ブロックサイズが契機情
報１に指定されたサイズになると、データの削除により
発生した空き領域をサーチする処理に切替わり、データ
が削除された領域へデータが挿入される。１ヶ月単位で
データが削除されるため、(ｄ)の表データ１３０、(ｅ)
の表データ１４０及び(ｆ)の表データ１５０の様に削除
された領域へデータが挿入される。(ｆ)の表データ１５
０から(ｃ)の表データ１２０の状態になり、終了ブロッ
クに格納領域がなくなった場合、契機情報２には、前回
サーチした領域よりサーチを開始し、最後の領域まで参
照した後に領域の先頭から前回サーチした領域まで参照
して空領域が無かった場合が指定されているため、再度
開始ブロックより空き領域をサーチする。以上の様に、
挿入と削除の繰返しにより、格納データ量が変らない場
合、領域の再利用を繰返すことで、格納効率の良い運用
が出来る。
【００５２】また、図８の様に、挿入と削除の繰返しで
徐々に格納データ量が増加する場合、(ａ)の表データ８
００及び(ｂ)の表データ８１０の様に、表データ内に新
規のブロックが割当てられ、データが順番に挿入され、
削除も実行される。契機情報１で指定したサイズ分のブ
ロックが確保されると、(ｃ)の表データ８２０の様に削
除された領域へデータが挿入される。削除された領域が
なくなると(ｄ)の表データ８３０の様に新たなブロック
が追加され、追加したブロックへデータが挿入される。
追加したブロックが満杯になりデータが格納できなくな
ると、(ｅ)の表データ８４０の様に再度削除された領域
へのデータ挿入が実行され、削除された領域がなくなる
と(ｄ)の表データ８３０の様に新たなブロックが追加さ
れ、追加したブロックが満杯になると(ｅ)の表データ８
４０の様に再度削除された領域へのデータ挿入が繰返さ
れる。削除により発生した領域を再利用しつつ、新規領
域の確保も行われるので、格納効率の良い運用が可能と
なる。
徐々に格納データ量が増加する場合、(ａ)の表データ８
００及び(ｂ)の表データ８１０の様に、表データ内に新
規のブロックが割当てられ、データが順番に挿入され、
削除も実行される。契機情報１で指定したサイズ分のブ
ロックが確保されると、(ｃ)の表データ８２０の様に削
除された領域へデータが挿入される。削除された領域が
なくなると(ｄ)の表データ８３０の様に新たなブロック
が追加され、追加したブロックへデータが挿入される。
追加したブロックが満杯になりデータが格納できなくな
ると、(ｅ)の表データ８４０の様に再度削除された領域
へのデータ挿入が実行され、削除された領域がなくなる
と(ｄ)の表データ８３０の様に新たなブロックが追加さ
れ、追加したブロックが満杯になると(ｅ)の表データ８
４０の様に再度削除された領域へのデータ挿入が繰返さ
れる。削除により発生した領域を再利用しつつ、新規領
域の確保も行われるので、格納効率の良い運用が可能と
なる。
【００５３】一方、ブロック内が満杯になるまでデータ
を格納した後、ブロック内データが削除されたブロック
を再利用する場合、図１１（ａ）のように、フロー未使
用領域の先頭からデータを格納できる連続した空領域が
あるかをチェックし（１１１１）、空領域が無い場合に
は、ブロックを再利用する毎に、ブロック内再編成の実
行が必要となる。挿入処理でブロック内再編成を実行す
ると挿入処理の性能が劣化する。ブロック内データが削
除されたブロックの再利用が始まる前に、一括ブロック
内再編成処理を実行することにより、ブロックの再利用
時に、挿入処理でブロック内再編成処理の実行を回避で
きるため、挿入処理の性能劣化を回避できる。
を格納した後、ブロック内データが削除されたブロック
を再利用する場合、図１１（ａ）のように、フロー未使
用領域の先頭からデータを格納できる連続した空領域が
あるかをチェックし（１１１１）、空領域が無い場合に
は、ブロックを再利用する毎に、ブロック内再編成の実
行が必要となる。挿入処理でブロック内再編成を実行す
ると挿入処理の性能が劣化する。ブロック内データが削
除されたブロックの再利用が始まる前に、一括ブロック
内再編成処理を実行することにより、ブロックの再利用
時に、挿入処理でブロック内再編成処理の実行を回避で
きるため、挿入処理の性能劣化を回避できる。
【００５４】以上の説明により、再編成処理実行のため
にDBサービスを停止させることなく、格納効率の劣化を
防止でき、再編成を無くし、又は再編成時期を遅らせる
ことができる。
にDBサービスを停止させることなく、格納効率の劣化を
防止でき、再編成を無くし、又は再編成時期を遅らせる
ことができる。
【００５５】また、本実施例においてサーチ方法の切替
えは、契機情報１及び契機情報２に指定された情報によ
り行うが、コマンドにより強制的にサーチ方法を切替え
たり、一括ブロック内再編成処理で空領域の統計を取得
し、一定量の空きが発生した場合にサーチ方法を切替え
ることもできる。
えは、契機情報１及び契機情報２に指定された情報によ
り行うが、コマンドにより強制的にサーチ方法を切替え
たり、一括ブロック内再編成処理で空領域の統計を取得
し、一定量の空きが発生した場合にサーチ方法を切替え
ることもできる。
【００５６】図５及び図６に示したＤＢの内部構造やブ
ロックの構造は、データ格納管理の実現方法の例であ
り、他の構造による管理方法でも本発明を適用できる。
ロックの構造は、データ格納管理の実現方法の例であ
り、他の構造による管理方法でも本発明を適用できる。
【００５７】以上に述べた本発明のページ確保方法を実
行するためのプログラムを計算機で読み取り可能な記録
媒体に格納し、プログラムをメモリに読み込んで実行す
ることもできる。また、本発明のページ確保方法を電子回
路等のハードウエアで実現することもできる。
行するためのプログラムを計算機で読み取り可能な記録
媒体に格納し、プログラムをメモリに読み込んで実行す
ることもできる。また、本発明のページ確保方法を電子回
路等のハードウエアで実現することもできる。
【００５８】
【発明の効果】本発明によれば、ユーザに、該当表の運
用において再利用するのに十分な空領域が発生するポイ
ントを見積もり、切替え契機を登録してもらうことによ
り、最初は、新たなブロックを追加したブロックへデー
タを挿入する処理を実行し、十分な空領域が発生した契
機で、削除された領域へデータを挿入する処理が実行さ
れる。
用において再利用するのに十分な空領域が発生するポイ
ントを見積もり、切替え契機を登録してもらうことによ
り、最初は、新たなブロックを追加したブロックへデー
タを挿入する処理を実行し、十分な空領域が発生した契
機で、削除された領域へデータを挿入する処理が実行さ
れる。
【００５９】切替え契機をチェックする以外に挿入処理
や削除処理に余分な処理を行わなくても、削除により発
生した空領域を再利用できるため、ＤＢサービスを停止
させずに、格納効率の劣化防止を実現できる。そのた
め、記憶領域の再編成を無くし、又は再編成時期を遅ら
せることができる。
や削除処理に余分な処理を行わなくても、削除により発
生した空領域を再利用できるため、ＤＢサービスを停止
させずに、格納効率の劣化防止を実現できる。そのた
め、記憶領域の再編成を無くし、又は再編成時期を遅ら
せることができる。
【図１】格納データ量が変らない場合の挿入と削除の繰
返し実行例である。
返し実行例である。
【図２】システムの全体構成である。
【図３】ハードウェア構成である。
【図４】ＤＢＭＳの構成である。
【図５】ＤＢデータの内部構造である。
【図６】ブロックの構造である。
【図７】表定義要求である。
【図８】徐々にデータ量が増加する場合の挿入と削除の
繰返し実行例である。
繰返し実行例である。
【図９】列挿入要求である。
【図１０】挿入処理フローである。
【図１１】ブロックへデータ格納、格納用ブロックサー
チ処理フローである。
チ処理フローである。
【図１２】格納用領域切出し処理フローである。
【図１３】空領域サーチ処理フローである。
【図１４】削除要求である。
【図１５】一括ブロック内再編成処理である。
【図１６】契機定義要求である。
２００：情報処理装置、２０３：ＤＢＭＳ、２３０：情
報処理装置、２３１：ＤＢアクセスアプリケーション、
２６０：ネットワーク、３０１：ＣＰＵ、３０２：メモ
リ、３０３：通信制御装置、３１１：通信制御装置、３
１２：Ｉ／Ｏ制御装置、３１３：ＣＰＵ、３１４：メモ
リ
報処理装置、２３１：ＤＢアクセスアプリケーション、
２６０：ネットワーク、３０１：ＣＰＵ、３０２：メモ
リ、３０３：通信制御装置、３１１：通信制御装置、３
１２：Ｉ／Ｏ制御装置、３１３：ＣＰＵ、３１４：メモ
リ
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フロントページの続き
(72)発明者 杉本 裕紀
神奈川県川崎市幸区鹿島田890番地 株式
会社日立製作所ビジネスソリューション事
業部内
Ｆターム(参考） 5B082 CA02 CA11
Claims (8)
- 【請求項１】ユーザからの問合せ要求を受付け解析し処
理を実行し、データを記憶装置に格納するデータベース
システムにおいて、データを格納する際に、 前記記憶装置の記憶領域より切出した新規領域へデータ
を格納する第１の処理、及び前記切出し済み領域群から
のデータ削除により発生した空き領域へデータを格納す
る第２の処理のいずれかに、データ挿入実行時に切替え
る契機を指定し、 データ挿入の開始時に、前記第１の処理によってデータ
を格納し、 前記指定された契機発生時にデータ格納処理を切替え
て、前記第２の処理によってデータを格納することを特
徴とするデータベースのページ確保処理方法。 - 【請求項２】記憶装置より格納用の領域を切出す処理か
ら、データの削除により発生した空き領域をサーチする
処理へ切替える第一の契機と、 データの削除により発生した空き領域をサーチする処理
から、記憶装置より格納用の領域を切出す処理へ切替え
る第二の契機を定義し、 記憶装置より格納用の領域を切出す処理を実行中に、前
記第一の契機の発生時に、データの削除により発生した
空き領域をサーチする処理へ切替えて実行し、 データの削除により発生した空き領域をサーチする処理
実行中に、前記第二の契機の発生時に、記憶装置より格
納用の領域を切出す処理へ切替えて実行することを特徴
とする請求項１に記載のデータベースのページ確保処理
方法。 - 【請求項３】データの削除により発生した空き領域をサ
ーチする処理において、前回サーチした領域の場所を記
憶しておき、次のサーチ実行時は前記記憶していた場所
よりサーチを開始することを特徴とする請求項１及び２
に記載のデータベースのページ確保処理方法。 - 【請求項４】データの削除により発生した空き領域をサ
ーチする処理は、前回サーチした領域よりサーチを開始
して確保済み領域の最後の領域まで参照して空領域が無
かった場合と、前回サーチした領域からサーチを開始し
て最後の領域まで参照した後に領域の領域の先頭から前
回サーチした領域まで参照して空領域が無かった場合の
いずれかを前記第二の契機に指定することを特徴とする
請求項１から３に記載のデータベースのページ確保処理
方法。 - 【請求項５】データ格納又は削除を行う処理と並行し
て、確保済み領域を順番に参照し、削除により発生した
空領域を有する確保済み領域内で連続した空領域を確保
するための領域内再編成処理を行うことを特徴とする請
求項１から４に記載のデータベースのページ確保処理方
法。 - 【請求項６】記憶装置より格納用の領域を切出す処理か
らデータの削除により発生した空き領域をサーチする処
理へ切替える前記第一の契機は、 記憶装置より切出した領域のサイズが所定の量に達した
場合であって、並行して実行する未使用領域解放処理に
よって一定量以上の領域が解放された場合であることを
特徴とする請求項１から５に記載のデータベースのペー
ジ確保処理方法。 - 【請求項７】ユーザからの問合せ要求を受付け解析し処
理を実行し、データを記憶装置に格納するデータベース
システムにおけるページ確保処理方法を実行するための
プログラムを格納した計算機で読み取り可能な記録媒体
であって、前記ページ確報処理方法は、データを格納する
際に、 前記記憶装置の記憶領域より切出した新規領域へデータ
を格納する第１の処理、及び前記切出し済み領域群から
のデータ削除により発生した空き領域へデータを格納す
る第２の処理のいずれかに、データ挿入実行時に切替え
る契機を指定し、 データ挿入の開始時に、前記第１の処理によってデータ
を格納し、 前記指定された契機発生時にデータ格納処理を切替え
て、前記第２の処理によってデータを格納することを特
徴とする記録媒体。 - 【請求項８】ユーザからの問合せ要求を受付け解析し処
理を実行し、データを記憶装置に格納するデータベース
システムにおけるページ確保処理装置は、データを格納
する際に、前記記憶装置の記憶領域より切出した新規領
域へデータを格納する第１の処理手段、前記切出し済み
領域群からのデータ削除により発生した空き領域へデー
タを格納する第２の処理手段、及び予め指定された契機
に基づいて、前記第１の処理手段及び前記第２の処理手
段のいずれかに、データ挿入実行時に切替える手段を有
し、データ挿入の開始時に、前記第１の処理手段によっ
てデータを格納し、 前記指定された契機発生時にデータ格納処理を切替え
て、前記第２の処理手段によってデータを格納すること
を特徴とするデータベースのページ確保処理装置。
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|---|---|---|---|
| JP2002140893A JP4214712B2 (ja) | 2002-05-16 | 2002-05-16 | データベースのページ確保処理方法 |
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2003
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