JP2721034B2 - クラスタリング制御システム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔概要〕 Btreeのキーによるページグループ単位のクラスタリ
ングを行うBtree格納構造を採用するデータ処理システ
ムにおけるページグループ拡張処理方式に関し， ページグループのスプリットを効率的に行い，トラン
ザクション処理への影響を少なくすることを目的とし， ページグループが一杯になったときに，空きの新規ペ
ージグループを獲得し，レコード挿入対象のページがそ
のページグループを指すインデックス部の前半に存在す
るか後半に存在するかによって，現ページグループを使
用するか新規ページグループを使用するかを決め，現ペ
ージグループを使用する場合には，前半または後半のい
ずれか他方のページを新規ページグループに追い出し
て，ページをスプリットさせ，新規ページグループを使
用する場合には，対象ページのみを新規ページグループ
に複写してスプリットさせるページスプリット処理部を
備えるように構成する 〔産業上の利用分野〕 本発明は，例えばBtreeのキーによるページグループ
単位のクラスタリングを行うBtree格納構造を採用する
データ処理システムにおけるクラスタリング制御システ
ムに関する。

データベースの格納構造の１つとして,Btree格納構造
が用いられている。データベース管理システムでは，ト
ランザクション処理によって頻繁にレコードの挿入や検
索などが行われるが，その際に，格納構造の状況によっ
て，トランザクションのレスポンスに悪影響を与えない
ようにすることが必要になる。

〔従来の技術〕

第６図は本発明に関連するBtree格納構造の説明図，
第７図はBtreeにおけるページスプリット説明図，第８
図は従来技術におけるページグループのスプリット説明
図である。

データベースの格納構造の１つとして用いられている
Btree格納構造では，例えば第６図に示すように，各ペ
ージP1,P2,…ごとに，そのページに収容されるレコード
の検索のためのキーの最大値を，インデックス部15によ
り管理しておき，キーによる乱アクセスを可能とすると
ともに，キー順アクセスも可能としている。

あるページが一杯になり，そのページに対してさらに
レコードの挿入要求が出されると，ページをスプリット
（分割）させる必要がある。

そこで，スプリットさせる場合には，第７図に示すよ
うに，一杯になったページP1のレコードを，キーの小さ
いものと大きいものとに分け，キーの大きいものを新た
に確保した空きページPnに移し，小さいものを元のペー
ジP1に残して，ページ内にレコードを格納する空き領域
を作る。

ところで，第６図に示すようなBtree格納構造におい
て，キー順アクセスを行う場合には，キーの近いページ
が，記憶媒体における物理的位置が近くなるように，ペ
ージを配置したほうがアクセス効率がよくなる。例えば
磁気ディスク等において，ぺージが格納されているシリ
ンダが離れていると，アームの移動によりシーク時間が
長くかかるからである。

そこで,Btreeでは，キー順によるページのクラスタリ
ングを図り，キーの近いページが物理的格納位置が近く
なるように，一般にページをグループ化することを行っ
ている。

第８図（イ）は，そのページグループ化の例を示して
いる。例えば，キー値が０から999までのレコードが格
納されるページＰは，同一シリンダまたは連続するシリ
ンダに属するページグループPG1から確保される。ま
た，キー値が1000から1999までのレコードが格納される
ぺージは，次のページグループPG2から確保される。

各ページグループには，ページスプリット時にページ
を獲得するためのいくつかの空きページが用意される。

１つのページグループにおいて，ページスプリットが
繰り返されると、そのページグループに空きぺージがな
くなることがある。その場合には，クラスタリングの効
果を維持するために，例えば，第８図（ロ）に示すよう
に，ページグループのスプリット処理を行う。

第８図（ロ）に示すページグループPG1が一杯になっ
て，さらにページスプリットのために空きページが必要
になったとする。

この場合，新しい空きのページグループPGnを獲得
し，例えばキー値が０から499までのレコードが属する
ページ群を，スプリット元のページグループPG1に残
し，キー値が500から999までのレコードが属するページ
群を，新たなページグループPGnに移動させる。

〔発明が解決しようとする課題〕

第８図（ロ）に示すように，ページグループが一杯に
なると，そのページグループを２つのページグループに
スプリットすることによって，クラスタリングの効果の
維持を図るが，ページグループは多くのページを持つた
め，このスプリット処理は，莫大な処理コストを必要と
する。

特に，オンライン・トランザクション処理の延長で行
った場合には，レスポンス性能が極端に悪くなる。しか
しながら，ページグループのスプリット処理を行わず
に，単に新規のページグループから，必要な空きページ
を確保していくようにすると，キー順のクラスタリング
が維持されなくなり，クラスタリングの効果が解消され
るという問題がある。

本発明は上記問題点の解決を図り，キー順のクラスタ
リングの効果を維持した状態で，ページグループのスプ
リットを効率的に行い，トランザクション処理への影響
を少なくすることを目的としている。

〔課題を解決するための手段〕 第１図は本発明の原理説明図である。

第１図において,10はCPUおよびメモリなどを備えデー
タベースを管理するデータ処理装置,11はBtree格納構造
に対するアクセス機能を持つBtree処理部,12はページが
一杯になったときにページスプリットの処理を行うペー
ジスプリット処理部,13はページグループについてトラ
ンザクションとは非同期にスプリット処理を行うページ
グループ非同期スプリット処理部,14は磁気ディスク装
置などの大容量の外部記憶装置,15はBtreeのキーを管理
するインデックス部,16はキーに対応してページの格納
位置情報を持つインデックスリーフページ,17a〜17cは
キーの近いページをグループ化したページグループであ
って，特に17aはページグループスプリットの対象とな
っている現ページグループ,17cはスプリット先の新規ペ
ージグループを表す。また,P1〜P6は入出力の単位とな
るページを表す。

Btree処理部11は，レコードの挿入などによりページ
が一杯になると，ページスプリット処理部12にページス
プリットの処理を依頼する。

ページスプリット処理部12は，ページスプリットを行
う現ページグループ17aが一杯になって，スプリットす
る空きページを現ページグループ17a内に確保できなく
なると，新規ページグループ17cを獲得する（第１図
）。

次に，一杯になってスプリットするページが，現ペー
ジグループ17aが一杯になった時点のインデックスリー
フページ16の前半エントリに対応するページか，後半エ
ントリに対応するページかによって，次のようにスプリ
ット対象ページグループを切り分ける。

スプリット対象のページP1が，インデックスリーフペ
ージ16の前半エントリに属するとき，後半のページに空
きがあれば，そこにスプリットするが，空きが存在しな
い場合には，第１図に示すように，任意の後半のペー
ジP2を，新規ページグループ17cにページP3として追い
出す。そして，追い出しによって空きになったページP2
の領域を使用し，ページP1のスプリットを実施する
（）。

スプリット対象のページP4が，インデックスリーフペ
ージ16の後半のエントリに属する場合には，そのページ
P4を空きにし，新規ページグループ17cに２つのページP
5,P6を獲得して，そこにスプリットする（）。

レコードの挿入要求などにより，スプリットを引き起
こしたトランザクションは，ここで処理を終了するが,B
tree処理部11は，上記のページスプリットの後，一杯に
なった現ページグループ17aを実際にスプリットするペ
ージグループ非同期スプリット処理部13を起動する。

ページグループ非同期スプリット処理部13による非同
期の処理では，対象の現ページグループ17a内の各ペー
ジを，インデックスリーフページ16の前半に対応するペ
ージか後半に対応するページかによって，前半なら現ペ
ージグループ17aに残し，後半なら新規ページグループ1
7cに複写して，ページグループスプリットの処理を行う
（第１図）。

〔作用〕

本発明では，一杯になったページグループ内でページ
スプリットを行うときに，ページグループ全体のスプリ
ットを保留し，ページスプリットに最小限必要な処理だ
けで済ませるので，処理コストを小さくすることができ
る。すなわち，多くても２ページ分の大きさきのデータ
の複写だけで，ページスプリットを完了することができ
る。

また、必須ではないが，ページグループ非同期スプリ
ット処理部13を設けることにより，トランザクションの
レスポンスに影響を与えることなく，従来と同様なペー
ジグループのスプリットを完了させることができる。

〔実施例〕

第２図は本発明の一実施例によるページグループ拡張
の説明図，第３図は本発明の一実施例によるレコード挿
入時の処理フロー，第４図は本発明の一実施例によるペ
ージグループ非同期スプリット処理部の処理フロー，第
５図は本発明の一実施例による具体的な処理の例を示
す。

第２図において，▲はまだレコードの追加が可能なペ
ージ，■は一杯になってレコードの追加ができないペー
ジ，□は空きページ，▼はスプリット直後のページを表
している。インデックスリーフページ16は，各ページグ
ループ17a,17b,…に対応している。

第２図（イ）に示すページグループ17aのページP1に
レコードの追加要求があったとする。このページは一杯
であるので，ページスプリットが必要になる。しかし，
ページグループ17aには空きページがないので，ページP
1がインデックス部15（特に，ページグループ17aに対応
するインデックスリーフページ16）の前半に対応するか
後半に対応するかを調べる。

ここではページP1は前半に対応するので，後半のペー
ジを新規に獲得したページグループ17cに追い出し，ペ
ージP1をスプリットさせる。これにより，第２図（ロ）
に示す状態になる。

第２図（ロ）に示す状態において，インデックスリー
フページ16の後半に属するページP2に対するスプリット
要求が生じると，ぺージP2をページグループ17cに複写
してスプリットさせる。ページグループ17aにおける元
のページP2の領域は空きにする。これによって，第２図
（ハ）に示すような状態に遷移する。

第１図に示すページグループ非同期スプリット処理部
13は，トランザクションの処理とは非同期に，ページグ
ループ17aから後半に属するページを抽出し，新規のペ
ージグループ17cへの移動を行う。これによって，第２
図（ニ）に示すように，ページグループのスプリットが
完了することになる。

第３図は，第１図に示すページスプリット処理部12の
処理を中心としたレコード挿入時の処理フローを示して
いる。以下，第３図に示す処理〜に従って説明す
る。

インデックス部から，挿入ページの検索を行い，レ
コードを挿入すべきページを決定する。

そのページ内にレコードを挿入する空き領域がある
かどうかを検査する。

空き領域がなく，レコードを格納できなければ，処
理へ移る。

空き領域があって，レコードの格納が可能であれ
ば，そのページ内にレコードを挿入し，処理を終了す
る。

ページ内に空き領域がない場合，そのページが属す
るページグループ内に空きページがあるかどうかを検査
する。

空きページがあれば，処理へ進み，空きページが
なければ，処理へ進む。

空きページがあれば，第７図で説明したような処理
により，ページのデータ部をスプリットさせる。

スプリットに対応させて，インデックス部のアップ
グレードを行う。

スプリットによって空きが生じたページにレコード
を挿入し，処理を終了する。

現ページグループ内に空きページがない場合，現ペ
ージグループが，スプリット中であるかどうかを判定す
る。スプリット中であれば，処理へ進む。

スプリット中でなければ，まずインデックス部のス
プリットを行う。

スプリットしたインデックスリーフにページグルー
プ間ポインタを設定する。

全ページが空きページである新規ページグループを
獲得する。

第１図に示すページグループ非同期スプリット処理
部13を起動し，ページグループのスプリットにトリガを
かける。

レコード挿入の対象ページは，インデックス部の前
半に存在するかどうかを調べる。前半のとき処理へ進
み，後半のとき処理へ進む。

新しく獲得したページグループから，空きページを
獲得する。

空きページを作るために，後半ページの１つのペー
ジを，新規ページグループに移動する。

空きページにデータ部をスプリットする。

インデックス部のアップグレードを行う。その後，
処理へ進む。

対象ページが後半の場合，新しいページグループか
ら２つの空きページを獲得する。

対象ページを，処理で獲得した２つの新ページに
分割して移動する。

インデックス部のアップグレードを行う。

スプリット元の対象ページを空きページとして登録
する。

ページ内にレコードを挿入し，処理を終了する。

第１図に示すページグループ非同期スプリット処理部
13は，第４図に示す処理により，ページグループのスプ
リットを行う。以下，第４図に示す処理〜に従って
説明する。

スプリット対象のページグループの情報を取り出
す。

スプリット先ページグループのインデックスリーフ
をアクセスする。

ページグループ内の全ページについて，処理が終了
したかどうかを判定し，終了したならば，処理へ移
る。

未終了の場合，そのページが旧ページグループに残
しておくページがどうかを判定する。残しておくページ
の場合，処理へ戻り，次のページの処理を行う。

ページの移動が必要な場合，スプリット先の新規ペ
ージグループから，空きページを獲得する。

スプリット元ページグループからスプリット先ペー
ジグループへ，ページを移動する。

対象ページを，スプリット元のページグループに空
きとして返却する。その後，処理へ戻り，次のページ
について同様に処理する。

全ページについて処理したならば，インデックスリ
ーフにおけるページグループ間ポインタを削除し，ペー
ジグループスプリットの処理を終了する。

次に，具体的なページグループスプリットの例を，第
５図に従って説明する。説明を簡単にするために，ペー
ジ内には６件のレコードが入り，ページグループを８ペ
ージとする。実際には，もっと多くのレコード件数やぺ
ージ数を扱うことは言うまでもない。「空き」として示
すインデックスリーフページ16のエントリは，対象空き
ページ以降，ページグループの終端まで，すべて空きペ
ージであることを示す。

ｉ）第５図（イ）は，初期状態を示しており，レコード
の追加や削除によって，ある程度ページの順番とキー順
は前後している。ここで，キー値が“150"のレコードの
追加要求があったとする。

ii）第５図（ロ）に示すように，対象ページP1に空きが
あるため，キー値“150"のレコードを追加する。本図で
は，追加レコードを●で表している。

iii）次に，キー値“550"を持つレコードの追加要求が
あったとする。この場合，対象ページP6には，空きが存
在しない。しかし，対象ページグループ17内には，空き
ページP2が存在するため，第５図（ハ）に示すように，
その空きページP2を利用して，キー値“600"で管理して
いたページP6を，キー値“545"の中心点で２つにスプリ
ットする。そして，ページP2にキー値“550"のレコード
を追加する。

iv）第５図（ハ）に示す状態で，キー値“300"のレコー
ドの追加要求があったとする。この場合も対象ページP4
には空きが存在しないが，対象ページグループ17内に空
きページP7が存在するため，その空きページP7を利用
し，第５図（ニ）に示すように，キー値“400"で管理し
ていたページP4を，キー値“360"の中心点で２つにスプ
リットし，キー値“300"のレコードをページP4に追加す
る。

ｖ）さらに，キー値“80"の追加要求があったとする。
この場合，対象ページP3には空きがなくこの対象ページ
グループ17にも空きページがない。このページグループ
17はスプリット中でないため，まず，第５図（ホ）に示
すように，インデックス部のインデックスリーフページ
16をスプリットさせる。キー値“100"で管理していた挿
入すべきページは，前半に存在するため，後半の１つの
ページP5（後半の先頭ページ）だけを，新規ページグル
ープ17′を獲得して，その空きページP1′に移動する。
後半の移動したページP5が空きとなるため，このページ
P5を利用して，キー値“100"で管理していたページP3
を，キー値“60"の中心点で２つにスプリットする。そ
して，キー値“80"のレコードをページP5に追加する。
また，ページグループ17を完全にスプリットするための
第１図に示すページグループ非同期スプリット処理部13
に，ページグループスプリットのトリガをかけ，自トラ
ンザクションを終了する。

vi）第５図（ホ）に示す状態で，キー値“750"のレコー
ドの追加要求があったとする。この場合も，対象ページ
P8にも，対象ページグループ17にも空きは存在しない。
そこでインデックスのページグループ間ポインタによ
り，ページグループ17がスプリット中であり，かつ対象
ページP8が後半であることを知り，第５図（ヘ）に示す
ように，新規ページグループ17′の空きページP2′,P
3′を獲得して，キー値“800"で管理していたページP8
を，キー値“750"の中心点（たまたま中心点と追加キー
が等しい）で２つにスプリットする。元のページグルー
プ17のキー値“800"で管理していたページP8は，空きペ
ージとして登録する。

vii）その後も,vi）のよう処理が，第１図に示すページ
グループ非同期スプリット処理部13による非同期処理の
実施完了までに続く可能性があるが，新規ページグルー
プ17′のページは，最初はすべて空きページであるた
め，十分な余裕をもってページのスプリット処理を進め
ることができる。ページグループのスプリットのための
非同期処理では，スプリット中のページグループ17の後
半のインデックスリーフページ16を参照し，新規ページ
グループ17′に所属していない（旧のページグループ17
に所属している）ページを，新規ページグループ17′か
ら獲得したページに移動する。この結果，第５図（ト）
に示すように，ページグループのスプリットが完了する
ことになる。

以上の実施例の説明では，ページグループ後半のペー
ジについて新規ページグループを利用する場合の例を説
明したが，もちろんページグループ後半ではなく，ペー
ジグループ前半のページについて新規ページグループを
利用するようにしても，まったく同様に本発明の課題を
解決することができることは言うまでもない。

〔発明の効果〕

以上説明したように，本発明によれば，ページグルー
プのスプリットが必要になった場合でも，対象ページを
２つのページにするだけで，その残りの整理を非同期処
理で実施することができるため，クラスタリングの効果
を維持しながら，かつトランザクションの処理負荷を，
対象ページのスプリットだけにとどめることが可能にな
る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理説明図， 第２図は本発明の一実施例によるページグループ拡張の
説明図， 第３図は本発明の一実施例によるレコード挿入時の処理
フロー， 第４図は本発明の一実施例によるページグループ非同期
スプリット処理部の処理フロー， 第５図は本発明の一実施例による具体的な処理の例， 第６図は本発明に関連するBtree格納構造の説明図， 第７図はBtreeにおけるページスプリット説明図， 第８図は従来技術によるページグループのスプリット説
明図を示す。 図中,10はデータ処理装置,11はBtree処理部,12はページ
スプリット処理部,13はページグループ非同期スプリッ
ト処理部,14は外部記憶装置,15はインデックス部,16は
インデックスリーフページ,17a〜17cはページグループ,
P1〜P6はページを表す。

Claims (3)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】ページグループ内の各ページについて、当
   該ページ内のインデックスを用いてクラスタリングの制
   御を行うクラスタリング制御システムにおいて、 ページグループが一杯になった場合、新規ページグルー
   プを獲得する獲得手段と， レコード挿入対象のページの属する第一の集合とは別の
   第二の集合に属するページを前記新規ページグループ内
   のぺージに追い出し，レコード挿入対象のページを当該
   追い出した元のページ領域にスプリットさせると共に，
   インデックスを更新するページスプリット処理手段とを
   有する ことを特徴とするクラスタリング制御システム。
2. 【請求項２】請求項１記載のクラスタリング制御システ
   ムにおいて， 前記ページスプリット処理手段は，レコード挿入対象ペ
   ージが当該ページグループのインデックス部において前
   半に位置する場合，当該インデックス部において後半に
   位置するページを前記新規ページグループ内のページに
   追い出し，当該レコード挿入対象ページを当該追い出し
   た元のページ領域にスプリットさせると共に，インデッ
   クスを更新するページスプリット処理手段である ことを特徴とするクラスタリング制御システム。
3. 【請求項３】請求項１または請求項２記載のクラスタリ
   ング制御システムにおいて， 前記ページスプリット処理手段による処理とは非同期
   に，スプリット中の現ページグループの該当ページを，
   スプリット先の新規ページグループに移動させるページ
   グループ非同期スプリット処理手段を有する ことを特徴とするクラスタリング制御システム。