JP2708657B2 - スプリット制御方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は，ノンデンスＢｔｒｅｅ
クラスタ構造を用いた格納構造によりデータを管理する
データ処理システムにおいて，スプリット処理のオーバ
ヘッドをシステム全体でバランスよくし，トランザクシ
ョン処理におけるレスポンスやスループットを保証でき
るようにしたスプリット制御方法に関する。

【０００２】データベースにおけるデータの格納構造の
一つとして，ノンデンスＢｔｒｅｅクラスタ構造があ
る。この格納構造では，データの挿入時にページにデー
タが入り切れなくなった場合には，ページスプリット処
理，すなわちページ内のデータを分割して複数ページに
分ける処理が必要となる。さらに，複数ページをグルー
プ化して管理している場合に，そのページグループに空
きページがなくなると，ページグループのスプリットも
必要になる。このようなページスプリットやページグル
ープスプリットは，処理時間が長くかかるので，オンラ
インのトランザクション処理中に起きると，レスポンス
に悪影響を及ぼす。したがって，それを改善する技術が
必要とされる。

【０００３】

【従来の技術】従来の格納構造のうちで，その構造とし
てインデックスを使用し，順検索を目的とするものの代
表的なものとしては，同じページに多くのレコードが挿
入され，ページにレコードが挿入できなくなると，スプ
リットを起こしてその構造を維持するＢｔｒｅｅ構造が
ある。このＢｔｒｅｅ構造については，以下の文献に詳
しい説明がある。

【０００４】（参考文献）James Martin "Computer Data-Base Organization, 2nd edition" 1977,1975 by Prentice-Hall,Inc. Englewood Cliffs,N.J Part II Physical Organization 20 Indexed Sequential Organization 図１０に，従来のノンデンスＢｔｒｅｅ構造におけるス
プリット処理の例を示す。

【０００５】ノンデンスＢｔｒｅｅ構造は，ユーザが格
納したデータに行き着くための情報を格納してあるイン
デックス部１４と，実際にユーザが格納したデータが格
納されているデータ部１５とに分かれている。データ
は，キー値により，順に格納されており，キーによる順
検索に適した構造といえる。インデックス部１４は，デ
ータ部１５の各ページ内の代表のレコードのキー値とペ
ージへのポインタを保有し，キー値またはキー値の範囲
の検索を可能としている。

【０００６】ノンデンスＢｔｒｅｅ構造については，以
下の参考文献がある。 （参考文献）C.J.Pate "An Introduction to Database Systems" Volume I Fou
rth Edition,Part 1, Chapter 3 ノンデンスＢｔｒｅｅ構造では，ページにデータが入り
切れなくなると，ページのデータを分割するスプリット
処理が必要になる。図１０の（イ）は，キー値が８のデ
ータ挿入要求時におけるスプリット前の状態，（ロ）は
スプリット後の状態を示している。

【０００７】図１０の（イ）に示す状態において，キー
値が８のデータを挿入する要求があったとする。このデ
ータをどのページに挿入すべきかを調べるために，ペー
ジｐ１のインデックスを調べ，次に，ページｐ２を調べ
て，そこで初めて挿入ページがページｐ５であることが
判る。しかし，ページｐ５を調べると新たにデータを入
れることができないので，ページｐ５は，ページスプリ
ットを起こす。

【０００８】その結果，ページｐ５は，図１０の（ロ）
に示すようにページｐ５とページｐ５１に分裂し，ペー
ジが増えたので，インデックス部１４のページ（ｐ２）
にも，新たにページｐ５１へのインデックスポインタ
を追加する。その後，ページｐ５にのデータを挿入
し，処理を終了する。

【０００９】従来方式では，このようにページｐ５がス
プリットを起こして，インデックスを更新し終わるまで
の間，の挿入を依頼したユーザは，処理を終えるのを
待たなければならない。すなわち，スプリットしなけれ
ばならない状態になった時に，常にスプリットを起こす
ようにすると，レスポンスが非常に悪くなってしまうこ
とがある。

【００１０】ところで，オンラインシステムでは，レス
ポンスの平均化という要件を実現することが必要とされ
ている。しかし，ノンデンスＢｔｒｅｅは，その構造を
維持するためにスプリットを起こすことによって，その
時のレスポンスが他の時に比べて著しく遅くなる。すな
わち，ノンデンスＢｔｒｅｅ構造を維持するために不可
欠なページのスプリットは，レスポンスの平均化という
要件を阻害する大きな要因となっている。

【００１１】そこで，ページのスプリットをデーモン処
理で行う方法が考えられた。デーモン処理とは，オンラ
イン等のメインの処理とは別に，バックグラウンドで非
同期に行う処理である。この方法は，ページが一杯にな
る前（例えば，ページの使用率が８０％ぐらい）に，ペ
ージのスプリットを行うためのデーモン処理を起動し，
トランザクション処理外でページのスプリットを行う方
法である。

【００１２】しかし，この方法では，ページの使用率が
どのくらいになったときにデーモン処理を起動すればよ
いかの判断が難しく，例えば，ページの使用率の９９％
でスプリットするデーモン処理を起動することにする
と，デーモン処理がスプリット処理を行う前に，他のト
ランザクション処理によって，ページの使用率が１００
％を超えてしまう可能性が高くなる。この状態では，処
理をエラーで復帰するか，その場でスプリットを起こす
かの何れかしかできないので，処理のエラーが頻発する
か，スプリットを起こして，その時のレスポンスだけ異
常に遅くなってしまう。

【００１３】これに対し，ページの使用率が低い状態
（例えば６０％）でスプリットを行うデーモン処理を起
動することにすると，スペース効率が悪くなり，またス
プリットする確率が高くなるので，スプリット処理を行
うデーモン処理が多く走り，トランザクション処理のＣ
ＰＵ割り当て待ち時間がその分長くなることにより，結
果的にトランザクション処理を遅くさせてしまう。

【００１４】他に，同じような構造で，スプリットの代
わりに，オーバフロー領域を使用することで対処してい
る索引順アクセス法（以下，ＩＳＡＭという）による構
造がある。このＩＳＡＭ構造については，以下の文献に
詳しい説明がある。

【００１５】（参考文献） James Martin "Computer Data-Base Organization, 2nd edition" 1977,1975 by Prentice-Hall,Inc. Englewood Cliffs,N.J Part II Physical Organization 20 Indexed Sequential Organization 図１１に，従来のＩＳＡＭ構造の例を示す。

【００１６】図１１において，１００はマスターインデ
ックス，１０１はキー値に応じたシリンダ情報を持つシ
リンダインデックス，１０２は各シリンダにおけるトラ
ックインデックス，１０３は実際のデータが格納される
データ領域，１０４はデータ領域が不足したときに用い
られるオーバフロー領域を表す。また，ｃｙ１〜ｃｙ５
はディスク記憶媒体等のシリンダであって，特にｃｙ５
はオーバフロー用シリンダを表す。

【００１７】ＩＳＡＭは，ノンデンスＢｔｒｅｅのよう
なスプリットによるオーバヘッドがないかわりに，近似
したキーのレコードの挿入が多いと，オーバフロー領域
１０４またはオーバフロー用シリンダｃｙ５が多用され
るので，その領域へのアクセスの時には，著しくレスポ
ンスが遅くなる上に，スペース効率も悪化するという欠
点がある。

【００１８】ところで，オーバフロー領域の使用という
概念とスプリット処理をバッチで行う概念をＢｔｒｅｅ
構造に取り入れた方法も考えられている。この方法は，
ページに入り切れなくなったデータに対しては，オーバ
フロー領域を使用し，ある時期毎にスプリット処理を行
うバッチ処理を行い，Ｂｔｒｅｅ構造を維持するもので
ある。

【００１９】この方法では，バッチ処理の間は通常のサ
ービス（検索等）は受けられないために，その間の業務
ができなくなるという欠点がある。

【００２０】

【発明が解決しようとする課題】従来のＩＳＡＭやＢｔ
ｒｅｅ方式は，近似したキーのレコード挿入が多い場合
には，ページのスプリットやオーバフロー領域の多使用
によって，データベースシステムが実現すべき「レスポ
ンスの平均化」という課題について，合格点を取ってい
ない。

【００２１】また，レスポンスの平均化のために，スプ
リット時期を早めてデーモンで処理する方法やＢｔｒｅ
ｅ方式にオーバフロー領域とバッチ処理を加えた方法で
は，スペース効率が悪くなったり，システム自体を止め
る必要があったりして，データベース管理システムが実
現すべき機能として，一長一短がある。

【００２２】本発明は，ページのスプリットはスペース
効率を良くする上で不可避であると考え，また，システ
ムを止めなければ，その構造を維持できないようなもの
は取り入れず，ページがスプリットしても，著しいレス
ポンスの劣化が起こらないようにすることを目的として
いる。

【００２３】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理説明
図である。図１において，１０はＣＰＵおよびメモリな
どからなるデータ処理装置，１１はトランザクション処
理等においてレコードの挿入を行うレコード挿入処理
部，１２はトランザクション処理とは非同期にバックグ
ラウンドで動作するデーモン処理部，１３はデータベー
ス，１４はＢｔｒｅｅのキーを管理するインデックス
部，１５はユーザが必要とするデータが格納されている
データ部，１６−１，１６−２，…はキー値の近似によ
りグループ化したページの集まりであるページグルー
プ，１７はオーバフロー領域，Ｐ１〜Ｐ３はデータの入
出力単位となるページを表す。

【００２４】データ処理装置１０は，ノンデンスＢｔｒ
ｅｅクラスタ法を用いた格納構造によりデータが管理さ
れるデータベース１３に対するアクセス機能を持つ。本
発明によるデータベース１３におけるＢｔｒｅｅ構造で
は，オーバフロー用の空き領域として，オーバフロー領
域１７が設けられる。このオーバフロー領域１７は，一
時的に使用されるが，デーモン処理部１２が空き状態に
戻すため，オーバフローの発生は，通常主記憶上でだけ
発生する。

【００２５】レコード挿入処理部１１は，トランザクシ
ョン処理におけるデータ（レコード）の挿入時に，挿入
対象ページ内に挿入スペースがない場合，オーバフロー
領域１７を使用してページスプリットまたはページのリ
ンクによるデータの挿入を行う。

【００２６】デーモン処理部１２は，オーバフロー領域
１７を使用している場合に，オーバフロー領域１７のデ
ータをＢｔｒｅｅ構造として本来あるべき場所に戻す処
理，すなわち，スプリットによって空き領域を確保し，
確保した空き領域にオーバフロー領域(17)のデータを移
す処理を行い，オーバフロー領域１７を空き状態に戻
す。

【００２７】このように本来の格納構造のスプリットの
タイミングを，一時的にオーバフロー領域１７を使用す
ることにより遅らせ，トランザクション処理に対するレ
スポンスの平均化を図る。

【００２８】

【作用】説明を簡単にするために，例えば１つのページ
が３レコードで一杯になるとする。今，図１の（ロ）に
示すように，ページＰ１が２，３，５のキー値を持つレ
コードで一杯になっているときに，４のキー値を持つレ
コードの挿入要求があったとする。

【００２９】レコード挿入処理部１１は，図１の（ハ）
に示すように，新たに挿入するキー値が４のレコード
を，オーバフロー領域１７から確保したページＰ２に一
時的にオーバフローさせ，ページＰ１とページＰ２とを
リンクする。こうして，トランザクション処理における
レコード挿入を終了させる。または，オーバフロー領域
１７から空きページＰ２を取り出し，そこに仮のページ
スプリットを行い，ページＰ１には，キー値が２と３の
レコード，ページＰ２にはキー値が４と５のレコードを
格納する。

【００３０】後に，デーモン処理部１２は，トランザク
ション処理とは別に，図１の（ニ）に示すように，本来
のページスプリットまたは必要に応じてページグループ
スプリットを行い，Ｂｔｒｅｅ構造を維持する。

【００３１】

【実施例】図２は，本発明の実施例の格納構造（ノンデ
ンスＢｔｒｅｅクラスタ）説明図である。図中，２０は
上位ページグループインデックス，２１−ｉはページグ
ループインデックス，２２−ｉはページインデックス，
２３はオーバフロー領域として使用されるオーバフロー
用ページグループを表す。

【００３２】構造の基本は，クラスタリング単位（デー
タのキーの昇順を物理的な近傍に配置するための機構）
となっていることと，オーバフロー用の空き領域を設け
ていることである。

【００３３】クラスタリングの単位は，ページグループ
１６−１１，１６−１２，…と対応している。ページグ
ループ間の近傍性を持たせるために，ページグループの
上に，シリンダレベルのクラスタリング階層を設ける。
各ページグループ１６−１１，１６−１２には，空きペ
ージを残し，ページグループ内のページスプリットに備
える。

【００３４】上位ページグループ内には，全てのページ
が空きのページグループを保有可能とし，その空きペー
ジグループは，上位ページグループ内でのページグルー
プのスプリット時に利用する。

【００３５】ページインデックス２２−１，２２−２，
…は，各々１つのページグループに対応しており，ペー
ジグループ内のページを管理している。このページの管
理では，使用中だけでなく，予約された空きページおよ
び途中で空きとなったページについての管理が行われ
る。

【００３６】ページグループインデックス２１−１，２
１−２，…は，各々１つの上位ページグループに対応し
ており，上位ページグループ内のページグループを管理
している。このページグループの管理では，使用中だけ
でなく，予約された空きページグループおよび途中で空
きとなったページグループについての管理が行われる。
ページグループインデックスの空き管理部に，上位ペー
ジグループへのポインタを持つ。

【００３７】図３は，本発明の実施例構成図である。図
中，３０はノンデンスＢｔｒｅｅクラスタ構造に対する
アクセス機能を持つノンデンスＢｔｒｅｅクラスタ処理
部である。この中に図１に示すレコード挿入処理部１１
がある。３１はページが一杯になったときにページスプ
リットを行うページスプリット処理部，３２はページグ
ループが一杯になったときにページグループのスプリッ
トを行うページグループスプリット処理部，３３は上位
ページグループが一杯になったときに上位ページグルー
プのスプリット処理を行う上位ページグループスプリッ
ト処理部，３４はインデックス部のページの処理を行う
インデックス処理部，３５はスプリット時期を判断する
スプリット時期判定処理部，３６は磁気ディスク装置な
どの大容量の記憶装置を表す。

【００３８】データの挿入や参照等は，ノンデンスＢｔ
ｒｅｅクラスタ処理部３０が行う。しかし，近似したキ
ーのデータ挿入が多いと，同じページへの挿入が多くな
り，ついにはページにデータが入らなくなり，ページス
プリット処理部３１によって，そのページは，スプリッ
トを起こすことになる（）。ページスプリットが起こ
ると，ページインデックスへの更新処理をインデックス
処理部３４が行う。

【００３９】ところが，スプリット時期判定処理部３５
がページスプリットができない状況と判断したときに
は，ページグループスプリット処理部３２により，新ペ
ージグループ１６−１２またはオーバフロー用上位ペー
ジグループ２３を使用したページグループスプリットを
起こした（，）後，ページスプリットを起こす
か，ページスプリットを起こさずに，オーバフロー領域
を使用する（）。

【００４０】オーバフロー領域は，本来のスプリット処
理をトランザクション内で行なわず，その後にデーモン
処理部１２にスプリットを行わせるための一時的な領域
のことである。この領域は，トランザクション内でオー
バフローが切り出されたとき使用されるが，デーモン処
理を行った後には未使用状態となるため，原理的には二
次記憶上に配置する必要はない。しかし，クラッシュ時
のリカバリ処理を容易にするためなどの理由により，本
実施例では二次記憶上にも配置している。

【００４１】図４に本発明の実施例によるレコード挿入
時の処理フローを示す。以下，図４に示す処理(a) 〜
(k) に従って説明する。 (a) レコード挿入処理部１１は，レコード挿入要求に対
し，キー値をもとに挿入対象ページを検索する。

【００４２】(b) 検索した挿入対象ページに挿入スペー
スがあるかどうかを調べ，挿入スペースがなければ，処
理(d) へ移る。 (c) 挿入スペースがあれば，そこにレコードを挿入し，
処理を終了する。

【００４３】(d) 挿入スペースがなければ，ユーザ指定
に応じたスプリット時期の選択を行う。本実施例では，
即時にスプリットを行うか，デーモン処理部１２により
スプリットを行うかの選択が可能であり，さらにデーモ
ン処理部１２によりスプリットを行う場合に，一次記憶
のオーバフロー領域を使用したスプリットを行うか，一
次記憶のオーバフロー領域に単にデータをオーバフロー
させるかの選択ができるようになっている。

【００４４】(e) 即時にスプリットを行う場合の処理
は，従来と同様である。まず，対象ページグループ内に
空きページがあるかどうかを調べる。ない場合，処理
(g) へ移る。

【００４５】(f) 空きページがある場合，そのページグ
ループ内でページスプリットをする。その後，処理(a)
へ戻る。 (g) 対象ページグループ内に空きページがない場合，対
象上位ページグループ内に空きページグループがあるか
どうかを調べる。ある場合，処理(i) へ移る。

【００４６】(h) 空きページがない場合，上位ページグ
ループスプリットをする。その後，処理(a) へ戻る。 (i) 空きページがあれば，その空きページグループ領域
を使用し，スプリットをする。その後，処理(a) へ戻
る。

【００４７】(j) 後にデーモン処理で本来のスプリット
を行う場合，一次記憶のオーバフロー領域を使用し，仮
のスプリットを行う。その後，処理(a) へ戻る。 (k) トランザクション処理では，単なるオーバフロー処
理だけを行う場合，一次記憶のオーバフロー領域にオー
バフローさせて，データを挿入する。

【００４８】なお，オンライン処理等では一般に発生し
ないが，バッチ処理等で大量の挿入を実施した結果，処
理(j) ，(k) においてオーバフロー領域に空きがないと
きには，トランザクション処理内でスプリット処理を行
う。

【００４９】デーモン処理部１２は，新たにオーバフロ
ーを切り出したレコード挿入処理部１１からのトリガに
より処理を始める。処理内容は，そのときのオーバフロ
ーの内容もしくは，空きページ，空きページグループの
状態によって異なる。 図５に本発明の実施例によるデ
ーモン処理の処理フローを示す。以下，図５に示す処理
(a) 〜(i) に従って説明する。

【００５０】(a) 現在，一次記憶のオーバフロー領域を
使用したデータのオーバフロー状態であるかどうかを判
定する。オーバフロー状態のとき，処理(e) へ移る。 (b) オーバフロー状態でなければ，一次記憶のオーバフ
ロー領域を用いた仮のスプリット状態であるかどうかを
判定する。仮のスプリット状態でない場合，処理(a) へ
戻る。

【００５１】(c) 仮のスプリット状態の場合，対象ペー
ジグループ内に空きページがあるかどうかを調べる。空
きページがない場合，処理(g) へ移る。 (d) 空きページがある場合，その対象ページグループに
一次記憶にあるオーバフロー領域上のページ内容を移動
する。

【００５２】(e) オーバフロー状態の場合，対象ページ
グループ内に空きページがあるかどうかを調べる。空き
ページがなければ，処理(g) へ移る。 (f) 空きページがあれば，ページスプリット処理を行
う。

【００５３】(g) 空きページがなければ，対象上位ペー
ジグループ内に空きページグループがあるかどうかを調
べる。ない場合，処理(i) へ移る。 (h) 対象上位ページグループ内に空きページグループが
あれば，ページグループスプリット処理を行う。

【００５４】(i) 空きページグループがなければ，上位
ページグループスプリットをする。また，図３に示すノ
ンデンスＢｔｒｅｅクラスタ処理部３０は，対象領域が
空きになったときに，ページ，ページグループ，上位ペ
ージグループを管理する空き管理部（図示省略）に，領
域の返却を依頼する。全て返却すると，初めから空きを
用意していたのと同じになるので，返却しても，インデ
ックスは縮退しない。

【００５５】次に，図６ないし図９を参照し，データの
挿入時や削除時に起きるスプリット処理や縮退処理の説
明を行う。図６は，ページグループ内でのページスプリ
ット処理の説明図である。

【００５６】図６の（イ）は全体の状態を示し，（ロ）
はスプリット前のページグループの状態，（ハ）はスプ
リット後のページグループの状態を示している。図中の
丸付き数字はレコードを表し，その丸の中の数字はキー
値を表している。

【００５７】ページａにキー値が３のレコードの挿入要
求があったとする。ページａは，現在，キー値が２，
４，６，８のレコードで一杯である。この挿入要求に対
し，ページａ内には空き領域がなく，かつページグルー
プＰＧ１内には，空きページ（ページｄ）があるため，
すなわちページグループＰＧ１内で，ページスプリット
が可能であるため，ページａはスプリットを起こし，ペ
ージａとページｄに分裂する。また，ページが増えたた
め，ページインデックス２２−１のページには，ページ
ｄへの最大キー値が代入される。この挿入の結果，ペー
ジの状態は図６の（ハ）に示すようになる。

【００５８】図７は，ページグループのスプリット処理
の説明図である。図７の（イ）は全体の状態を示し，
（ロ）はページグループスプリット前の上位ページグル
ープの状態，（ハ）はページグループスプリット後の上
位ページグループの状態を示している。７０は上位ペー
ジグループを表す。

【００５９】ページグループＰＧ１のページａがページ
スプリットを起こすと，ページグループＰＧ１内には，
空きのページがないため，ページグループスプリットを
起こそうとする。ページグループＰＧ１の存在する上位
ページグループ７０内には，空きのページグループ（ペ
ージグループＰＧ３）があるので，ここを使用したペー
ジグループスプリットを起こす。ページグループＰＧ１
のページｃ，ｄは，スプリットの結果，ページグループ
ＰＧ３へ移動する。そうすると，ページグループＰＧ１
内には，空きのページ（今まで，ページｃ，ｄがあった
場所）ができるため，ページａは，ページグループＰＧ
１内でのページスプリットを起こす。また，ページグル
ープが増えたため，ページインデックスのページにペー
ジｃおよびｄのキー値が代入され，ページグループイン
デックス２１には，ページグループインデックス２２−
３の代表キー値が代入される。この結果，ページの状態
は図７の（ハ）に示すようになる。

【００６０】図８はオーバフロー領域を使ったページス
プリット処理の説明図である。図８の（イ）は全体の状
態を示し，（ロ）はページスプリット前の上位ページグ
ループの状態，（ハ）はページスプリット後の上位ペー
ジグループの状態を示している。

【００６１】ページグループＰＧ１のページａがページ
スプリットを起こすと，ページグループＰＧ１内には，
空きのページがないため，ページグループスプリットを
起こそうとする。しかし，ページグループＰＧ１の存在
する上位ページグループ７０内には，空きのページグル
ープがないので，オーバフロー用上位ページグループ２
３のページを使ったスプリットを起こすことになる。ペ
ージグループＰＧ１のページａは，スプリットの結果，
ページグループＰＧ１に半分残り，後半分をオーバフロ
ー用の空きページの場所へ移動する。また，オーバフロ
ー用のページを管理するページインデックス２２−４の
対象ページをオーバフロー使用中状態として，処理を終
了する。このスプリット後の状態は，図８の（ハ）に示
すようになる。

【００６２】図９はページグループの縮退に伴うデーモ
ン処理でのページグループスプリット処理の説明図であ
る。図９の（イ）は全体の状態を示し，（ロ）はデーモ
ン処理前の上位ページグループの状態，（ハ）はデーモ
ン処理後の上位ページグループの状態を示している。

【００６３】今，ページグループＰＧ３のページｇのレ
コードを削除することにより，ページｇが空きページに
なり，ページグループＰＧ３も空きページグループにな
ったとする。ところで，オーバフロー領域には，ページ
グループＰＧ１から溢れたページａ２が設定されている
ため，デーモン処理部１２は，ページグループＰＧ１の
ページグループスプリットを行う。その結果，ページ
ｃ，ｄは，ページグループＰＧ３に移動し，オーバフロ
ー領域にあるページａ２は，ページグループＰＧ１に移
動する。ページインデックスページ内にあるオーバフロ
ー領域のページａへのインデックスを削除し，処理を終
了する。オーバフロー領域として用いられたオーバフロ
ー用ページグループ２３は，図９の（ハ）に示すように
空きページの状態になる。

【００６４】本発明の実施例による効果を具体的な装置
（ＤＡＳＤ）を例にあげて説明する。シリンダの単位を
上位ページグループとし，トラックの単位をページグル
ープとする。また，このＤＡＳＤに対するシーク時間を
２０ｍｓ，回転待ちを８ｍｓ，トラック切り換え時間を
３ｍｓ，Ｉ／Ｏ時間を，１ページ当たり３ｍｓとする。
それに，純粋に検索処理だけにかかる時間を，１０μｓ
とする。

【００６５】まず，２ページ分のデータを順検索で取り
出す時のデータを取り出す部分（インデックス処理部分
の時間）のレスポンス時間を計算すると，本実施例で
は， 回転待ち時間＋Ｉ／Ｏ時間＋検索処理時間 ＝８ｍｓ＊２ｐ＋３ｍｓ＊２ｐ＋１０μｓ≒２２ｍｓ となる。

【００６６】また，スプリットが起こったとしても，ト
ランザクション処理内で，スプリット処理は行わなく，
その代わりに一次オーバフローへの挿入処理が入るが，
これは主記憶内で処理されるため，処理時間はスプリッ
トのない時と余り変わらない。

【００６７】それに比べて通常のＢｔｒｅｅ構造は， 回転待ち時間＋Ｉ／Ｏ時間＋検索処理時間＋トラック切
り換え時間＋シーク時間 ＝８ｍｓ＊２ｐ＋３ｍｓ＊２ｐ＋１０μｓ＋３ｍｓ＋２
０ｍｓ≒４５ｍｓ となる。

【００６８】また，スプリットの時間を計算すると，Ｉ
／Ｏ回数は１ページ取ってきて２ページ入れるので３回
とすると， 回転待ち時間＋Ｉ／Ｏ時間＋ページスプリット時間＋ト
ラック切り換え時間＋シーク時間 ＝８ｍｓ＊３＋３ｍｓ＊３＋１０μｓ＋３ｍｓ＋２０ｍ
ｓ≒２４＋９＋３＋２０＝５６ｍｓとなる。

【００６９】ところで，本発明では，トランザクション
処理後にスプリット処理を行うためのデーモン処理とい
うプロセスを新たに発生させるので，トランザクション
処理のＣＰＵ割り当て待ち時間が若干増えることが予想
される。しかし，一般にオンライン処理等では，ＣＰＵ
の時間的な使用率は小さいため，残りの時間にデーモン
処理を行えば，トランザクション処理にほとんど影響し
ないことになる。

【００７０】上記の結果から，本発明は，通常のＢｔｒ
ｅｅに比べて，検索時のレスポンスはクラスタリングの
効果により，通常時で約２倍速く，スプリットの遅延の
効果により，スプリット時で約５倍速いことがわかる。

【００７１】また，通常時とスプリット時とのレスポン
スの差がほとんどないので，レスポンスの平均化も実現
される。その上，オーバフロー領域は，非同期処理によ
りすぐに開放されるので，ほとんどの場合，主記憶上の
メモリで十分であり，外部記憶装置に対してアクセスし
ないことにより，非同期処理も速くなる。

【００７２】

【発明の効果】以上説明したように，本発明によれば，
クラスタリングを行うことによる検索処理の高速化が可
能になり，ページのスプリットをトランザクション処理
後に行い，その間のページに入りきれなくなったデータ
は，オーバフローページに入れることにより，スプリッ
ト時のオーバヘッドやレスポンスの低下を防ぐことが可
能になる。また，ページのスプリットをデーモンで行う
ことにより，無停止型システムの実現が可能になり，オ
ーバフロー領域のアクセス時のＩ／Ｏ回数の減少も可能
になる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図である。

【図２】本発明の実施例の格納構造（ノンデンスＢｔｒ
ｅｅクラスタ）説明図である。

【図３】本発明の実施例構成図である。

【図４】本発明の実施例によるレコード挿入時の処理フ
ローを示す図である。

【図５】本発明の実施例によるデーモン処理の処理フロ
ーを示す図である。

【図６】本発明の実施例におけるページグループ内での
ページスプリット処理の説明図である。

【図７】本発明の実施例におけるページグループのスプ
リット処理の説明図である。

【図８】本発明の実施例におけるオーバフロー領域を使
ったページスプリット処理の説明図である。

【図９】本発明の実施例におけるページグループの縮退
に伴うデーモン処理でのページグループスプリット処理
の説明図である。

【図１０】従来のノンデンスＢｔｒｅｅ構造におけるス
プリット処理の例を示す図である。

【図１１】従来のＩＳＡＭ構造の例を示す図である。

【符号の説明】

１０ データ処理装置 １１ レコード挿入処理部 １２ デーモン処理部 １３ データベース １４ インデックス部 １５ データ部 １６ ページグループ １７ オーバフロー領域 Ｐ１〜Ｐ３ ページ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平４−155547（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−276639（ＪＰ，Ａ)

Claims (1)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ノンデンスＢｔｒｅｅクラスタ構造を用
   いた格納構造によりデータを管理するデータ処理システ
   ムにおけるスプリット制御方法において， トランザクション処理におけるデータの挿入時に，挿入
   対象ページ内に挿入スペースがない場合に，基本的に主
   記憶上に用意されるオーバフロー領域(17)を使用した仮
   のスプリットまたはデータの挿入を行う処理過程と， トランザクション処理とは別にバックグラウンドで動作
   する非同期処理(12)により，スプリットによって空き領
   域を確保し，確保した空き領域にオーバフロー領域(17)
   のデータを移す処理過程とを有し， 本来の格納構造のスプリットのタイミングを，一時的に
   オーバフロー領域(17)を使用することにより遅らせるこ
   とを特徴とするスプリット制御方法。