JP2865500B2

JP2865500B2 - ファイル格納管理方法

Info

Publication number: JP2865500B2
Application number: JP26046992A
Authority: JP
Inventors: 康弘鈴木
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1992-09-30
Filing date: 1992-09-30
Publication date: 1999-03-08
Anticipated expiration: 2014-03-08
Also published as: US5418949A; JPH06110744A

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はデータベース上の複数の
リレーションの関連性に応じて，データ格納ファイルに
近接配置する，いわゆるクラスタリングを促進したデー
タベースにおけるファイル格納管理方法に関する。

【０００２】ＣＡＤ等のエンジニアリング応用では，大
量のデータに対する加工と計算をしながら，高速のレス
ポンスが要求される。このため，従業員情報等の単純な
数値計算とか文字列を扱う事務処理に向いたリレーショ
ナル型データベース管理システム（イニシァルを取って
ＲＤＢＭＳと略称される）は不向きとされている。

【０００３】

【従来の技術】従来のＲＤＢＭＳでは，各データ毎の集
合を表すリレーションが，他のリレーションとは独立し
て格納管理されるのに対し，エンジニアリング応用で
は，各データ間の部品（Ｃｏｍｐｏｓｉｔｅ）としての
従属関係が多く，このような従属関係のあるリレーショ
ンを，主記憶に読込む際のオーバーヘッドがエンジニア
リング応用に不向きとされる大きな要因となっている。

【０００４】近年登場したオブジェクト指向データベー
ス管理システム（ＯＯＤＢＭＳと略称される）は，この
ようなエンジニアリング応用を目指したもので，関連し
合うデータ同士を物理的に近接配置し，これらを極力一
括して主記憶上に読込むことによりレスポンスの向上を
図っている。例えば，フランスのＡｌｔａｉｒで開発さ
れたＯＯＤＢＭＳであるＯ２（文献：Fernando Velez,
Guy Bernard, VineetaDaris : The O2 Object Manager
: an Overview, Proc. 15th VLDB Conf. 1989) や，そ
の中で利用されている米ウィスコンシン大学で開発され
たストレージ管理システムであるＷｉＳＳ（文献：H-T.
Chou, David J.Dewiti,Rnady H,Katz,Anthony C.Klug:
Dsign and Implementation of the Wisconsin Storage
System,Software Practice and Experience, Vol.15 (1
0), PP.943 −962, 1985)では，上記のデータ間の関係
を，次のような方法で実現している。

【０００５】(1) 関連し合うデータのレコードを極力同
一ぺージに配置するレコード・レベルでのクラスタリン
グ（近接配置）を用いる。 (2) 同一リレーション内のデータ間の連鎖を，アドレス
・リンク（チェーニング）で実現している。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】クラスタリングの概念
を図１９に示す。図１９では，回路設計用ＣＡＤで利用
される具体的なデータとして，電子回路上の部品素子を
表した「シンボル」と，部品が持つ「ピン」及びピ
ン間を接続する信号線による接続を表した「ネット」
という３種類のリレーションについてファイル上に格納
する例を示している。

【０００７】ピンはシンボルに従属しており，「ピン i
s part of シンボル」の関係を持ち，親のシンボルの生
成と共に従属するピン群が生成され，同様に親のシンボ
ルの削除と共に従属するピン群は削除される，といった
静的に密接な関係を持っている。一方，ネットとピンも
その接続関係に応じて，複数ピンは一つのネットに従属
することもあるが，ネットの接続関係の変更によりその
従属関係は頻繁に変わりうる。従って，シンボルとピン
とは近接配置すべきだが，ネットはこれらとは近接配置
することは好ましくない。

【０００８】図１９の下段に示すように二次記憶装置
（磁気ディスク装置等）にデータベースを構成した例で
は，ネットはシンボルやピンとは全く別のぺージｎに順
次ネット１，ネット２・・・の各ネットが格納され，シ
ンボルとピンについては「レコード・レベルのクラスタ
リング」が適用され，ぺージ７にシンボル１，シンボル
２及びそれに従属するピン群は同居することができる。
しかし，シンボル３とシンボル４のように，ページ７に
ピン群を格納するだけの領域が残っていなければ，別の
ページに格納されることになる。図１９に示す例では，
ネットが格納されたページｎと離れていることが望まし
いという条件を満たすページ８が別のページであり，こ
のページにシンボルとピン群が密集して格納される。

【０００９】しかし，「レコードレベルのクラスタリン
グ」では，シンボルとピンを格納したページが互いに近
接配置されたり，ネットを格納したページがこれらのペ
ージと離れて配置されることは保障されない。すなわ
ち，ページ間におけるクラスタリングは保障されない。

【００１０】一方，シンボル，ピン，ネットといったリ
レーションは，リレーション内でのデータの連鎖関係
が，レコード・アドレスまたはページ・アドレスによる
「アドレス・リンク」で表現されている。このアドレス
・リンクは，各リレーション内での順序関係が無いにも
関わらず使用され，もし，順序性を必要とする場合は，
Ｂ−トリー等の副次的インデクスで表現するのが一般的
である。

【００１１】リレーション単位，あるいは関連し合う複
数リレーションを一括して主記憶に読込む場合，このア
ドレスによるリンクをたぐって行く（navigation) こと
になるが, アドレス・リンクがページの物理的格納順に
なっている保障は無い。また，アドレス・リンクは一種
類のリレーション内でのリンクだけを表現したものであ
り，従属関係のある複数のリレーションを読込む場合
は，そのリレーションの種類の回数だけアドレス・リン
クをたどる必要がある。

【００１２】しかし，このような関連するリレーション
をもつ多数のレコードを保持する二次記憶装置への一回
のアクセスには物理的動作に時間がかかるので，アクセ
ス回数を極小化することが必要であり，クラスの親子関
係／包含関係により格納場所の同居・分離に関して極力
近傍に配置したり，離れて配置させる必要がある。

【００１３】以上により，従来の「レコード・レベルの
クラスタリング」では，次のような問題がある。 (1) 関連し合うリレーションのデータを格納したページ
が近接配置されない。

【００１４】(2) 「アドレス・リンク」により，関連し
合うリレーション単位のデータを一括して主記憶に読込
む際に，データの物理的格納順に読み出すことができ
ず，二次記憶装置におけるシーク（seek) 回数が増大す
る。

【００１５】(3) 関連し合う複数リレーションのデータ
を一括して読込む際に，リレーションの種類の回数だけ
アドレス・リンクをたどるためのオーバーヘッドがあ
る。本発明はページ・レベルの高いクラスタリングと，
関連し合うリレーションの高速な読込みを実現するファ
イル格納管理方法を提供することを目的とする。

【００１６】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理構成
図である。図１において，１は１ａ〜１ｃの各ファイル
で構成する管理用ファイルであり，１ａはリレーション
グループ定義，１ｂはメタマップファイル，１ｃはリレ
ーション別ページマップファイルである。２はデータフ
ァイルへのページの割り当て，ページの解放及び必要な
リレーションを含むページデータを読み出す各操作を行
うページ操作部である。

【００１７】３はページ操作部２により制御されリレー
ション別ページマップファイル１ｃを用いた空きページ
マップ管理及びリレーション別ページマップ管理を行う
ページマップ管理手段，４はページ操作部２により制御
されメタマップファイル１ｂを使用した処理を行うメタ
マップ管理手段，５はページ操作部２により制御され各
リレーション識別（識別番号）について相互の関係を定
義したリレーショングループ定義ファイル１ａを用いた
処理を行うリレーショングループ管理手段である。

【００１８】６はデータファイルにページ単位でアクセ
スしてデータをロードまたはセーブする管理を行うペー
ジ管理手段，７はデータをページ単位で格納したデータ
ファイルである。

【００１９】本発明は複数の種類のリレーションの間
で，相互に接近して格納すべきか，離して格納すべきか
の関係を定義したリレーション別グループマスクとして
設け，各種別のリレーション毎にそれぞれのリレーショ
ンのデータがどのページマップ（複数のデータページに
対し１つ設ける）に存在するか，しないかのデータ及び
空きが存在するページマップを表示するデータであるリ
レーション別メタマップ，及び複数のデータページ毎に
各ページに格納されたリレーションを表示するページマ
ップとを設けて，ページ操作を行う時に，リレーション
・グループ管理手段，メタマップ管理手段及びページマ
ップ管理手段を操作してページ割り当て，ページ解放及
びページ読込みの各処理を実行するものである。

【００２０】

【作用】データファイル７には多数のデータぺージが設
けられ，各データぺージはデータ（リレーション別）が
格納されているか空き状態かの何れかである。リレーシ
ョン別ページマップファイル１ｃには，データファイル
７上の各データページの順番に対応して各ページの使用
／空き状態を表すと共に空きページの場合は空きの識別
（識別情報），使用ページの場合にはそのページが格納
しているデータが所属するリレーションの識別（番号
等）を組み合わせて記録したページマップ情報が格納さ
れている。

【００２１】メタマップファイル１ｂには，ページマッ
プ情報を格納した上記リレーション別ページマップファ
イル１ｃのページマップ・ページの順番に対応して空き
ページ及び各リレーション毎のデータの存在の有無を表
したフラグを記録したメタマップ情報が格納されてい
る。リレーショングループ定義ファイル１ａは，各リレ
ーションが他のリレーションと互いに関連し合い近接配
置すべきリレーション（フレンド・リレーション）か，
互いに関連性がなく近接配置すべきでないリレーション
（排他リレーション）かの関係を表す情報を格納してい
る。

【００２２】ページ操作部２は，要求に応じてデータを
データファイルに格納するためのページの割り当て，デ
ータページを空きにするためのページ解放及び必要なリ
レーションに該当するページの読込みの各操作を行う。
これらの各操作は，ページマップ管理手段３，メタマッ
プ管理手段４，リレーション・グループ管理手段５及び
ページ管理手段６を制御することにより実行される。

【００２３】ページマップ管理手段３はリレーション別
ページマップファイル１ｃのページマップ情報について
ロード，セーブし，空きページ及びリレーション別のペ
ージのファイル上での所在を探査し，ページ操作部２の
ページ割り当て，解放の操作に応じてリレーション別の
ページの割り当て及び解放を行い，読込みの操作におい
て一括して読込むための読込み対象となるページのアド
レス・リストを作成する。

【００２４】メタマップ管理手段４は，メタマップファ
イル１ｂを用いて，ページ割り当ての操作において，割
り当てられたページマップ・ページの空きページ数を調
べ空きページがなくなると，対応した空き表示を無し状
態にし，割り当て対象リレーションのページが新規に割
り当てられた時は該当するリレーションに対するメタマ
ップ情報中のページマップ番号（ページマップ・ペー
ジ）に対応したフラグをデータが存在する状態に更新す
る。ページ解放の操作では，解放対象のリレーションの
ページが無くなったことを検出すると，メタマップ情報
中のページマップ番号に対応するフラグを無しの状態に
し，空きページが新規に発生した場合も該当するフラグ
を存在状態にする。

【００２５】リレーション・グループ管理手段５は，リ
レーショングループ定義ファイル１ａを管理し，ページ
の割り当てにおいて，割り当て対象となるリレーション
に対応するフレンド・リレーショングループと排他リレ
ーショングループ及び空きリレーショングループ（空き
データページを表すページマップを示す）のデータを取
り出し，ページ操作部２に通知する。

【００２６】上記メタマップ管理手段４はページ割り当
ての時，リレーション・グループ管理手段５からの前記
のフレンド・リレーション，排他リレーション及び空き
リレーショングループの情報を受けて，論理演算を行っ
てフレンドメタマップと排他メタマップを作成し，更に
空きリレーショングループの情報を用いて，割り当て対
象のリレーションを割り当てるページマップを探索す
る。ページマップが探索されると，ページ操作部２に通
知される。ページ操作部２がページマップ管理手段３に
探索されたページマップを送ると，ページマップ管理手
段３はリレーション別ページマップファイル１ｃを用い
て該当するページマップから空きデータページを探索す
る。割り当てるべきデータページを決定してページ操作
部２に通知する。このデータページはページ操作部２に
送られ，ページ管理手段６がページ操作部２からデータ
ページが通知される。ページ管理手段６はデータファイ
ル７から該当するデータページを読込んで，ページバッ
ファ（図示しない主記憶内のバッファ）に格納される。

【００２７】また，ページ操作部２におけるページ解放
及びページ読込みの各操作も，それぞれ各ファイルの管
理手段３〜６による各ファイルを用いた動作により実現
される。

【００２８】

【実施例】図２は本発明の実施例のシステム構成図であ
る。図２において，１０はＣＰＵ及び主記憶を含む処理
装置，１６は管理データ及びデータページを格納する二
次記憶装置，１７はディスプレイ装置，１８はキーボー
ドである。処理装置１０内の１１はメイン制御部，１２
は各アプリケーションに対応する処理を行う応用処理
部，１３はページ操作部，１４ａ〜１４ｄはグループマ
スクロード，メタマップロード／セーブ，ページ管理マ
ップロード／セーブ及びデータページロード／セーブの
それぞれを実行する処理部，１５ａ〜１５ｆは主記憶上
の複数のエリアにそれぞれ格納されたデータを表し，１
５ｅは共通制御テーブル，１５ｆはページ・バッファ，
１５ａはグループマスク，１５ｂはメタマップ，１５ｃ
はページ管理マップ，１５ｄはページ・アドレス・リス
トである。

【００２９】図２のシステムは，キーボード１８とディ
スプレイ装置１７により応用処理部１２が，ページ操作
部１３に対してリレーションのデータを格納するページ
の割り当て，解放，主記憶への一括読込みを要求する。
応用処理部１２で加工，計算の対象となるリレーション
のデータは，主記憶上のページ・バッファ１５ｆ上に一
括して読み込まれる。共通制御テーブル１５ｅは，応用
処理部１２からのページ操作に対する，ページの割り当
て，解放，読込みのそれぞれのコマンド要求，ページ操
作対象となるリレーションの識別等の応用処理とページ
操作部に対しインタフェース情報，及び現在の状態に対
応する情報を簡易化するために設けられている。

【００３０】図３は本発明による各管理情報相互の関係
及びデータページとの関係の説明図である。図３のＡ．
はリレーション別グループマスク（ＧＭＳＫ）であり，
これは各リレーション（例えば，「シンボル」，「ピ
ン」，「ネット」等）毎に，リレーションの個数だけ設
けられ，各ＧＭＳＫのサイズはリレーション数（ｍとす
る）のビットのサイズを備える。各リレーションのＧＭ
ＳＫの各ビットはそのビット位置の番号に対応する他の
リレーションとの関係を表すフラグを構成する。各ビッ
トのフラグは，リレーション毎のページを近接配置すべ
きリレーション（これをフレンド・リレーションとい
う）か，近接配置すべきでないリレーション（これを排
他リレーションという）かを表し，例えばフレンド・リ
レーションの場合，フラグを“１”とし，排他リレーシ
ョンの場合はフラグを“０”とする。なお，リレーショ
ングループは，リレーショングループマスク定義という
場合もある。

【００３１】図３のＢ．はリレーション別メタマップ
（ＭＭＡＰ）であり，これは空きページのためのリレー
ション０と，データページが存在するリレーションの数
分（ｍ個）のメタマップが設けられる。リレーション１
〜リレーションｍの各数値１，２・・ｍはリレーション
識別（情報）という。各ＭＭＡＰのサイズは，各ＭＭＡ
Ｐに属するページマップ（ＰＭＡＰ）のページ数に対応
したビットのサイズとなる。各ビット位置のフラグが，
対応するＰＭＡＰ上に，それぞれ空きページ（“０”）
であるか，または当該リレーションのページが存在する
（“１”）か否か（“０”）を表している。

【００３２】図３のＣ．は，ページマップ（ＰＭＡＰ）
であり，ある特定数（この例では，Ｓｐ個とする）のデ
ータページ単位で１ページを構成し，ＰＭＡＰのページ
は全データベースに対応して管理できる数分設けられ，
図の例ではＳｍ個（Ｐｍａｘをデータ・ページの最大数
として，Ｓｍ＝Ｐｍａｘ／Ｓｐ）のＰＭＡＰが設けられ
ている。各ＰＭＡＰには，Ｓｐ個の各データページにつ
いて，空きページなのか，またはどのリレーションに対
応したデータページなのかのリレーション識別を記録し
ている。この例では，空きページも一種のリレーション
として，リレーション０として表している。実際の応用
処理で利用されるデータが入るリレーションは，リレー
ション１以降となっている。図３のＤ．はデータページ
であり，各データページにはリレーションのデータが格
納されている。

【００３３】図４は実施例の全体の処理のフローチャー
トである。この処理フローでは，説明を簡単にするため
に，リレーション・グループ（リレーショングループマ
スク定義）とメタマップの情報は充分小さいものとす
る。更にページマップの情報はリレーションのデータを
格納したページ・バッファ（図２の１５ｆ）とは独立し
て，常に１ページ分のページマップ情報しか主記憶に存
在せず，必要に応じてページマップのページをスワッピ
ング（使用しないページを二次記憶装置へ戻し，必要な
ページを主記憶へロード）し，当該ページマップのペー
ジに更新があった場合には，そのスワッピングのタイミ
ングで更新内容をページマップのファイルにセーブす
る。

【００３４】図４において，リレーション・グループ
（リレーショングループマスク定義）１６ａとメタマッ
プ１６ｂはシステム起動時に初期ロードにより二次記憶
装置（図２の１６）から一括して主記憶にロードされる
（図４のＳ１〜Ｓ３）。必要なデータがロードされた
後，データ処理が行われる（図４のＳ４）。この時，応
用処理部（図２の１２）によるコマンドを受付けて対応
するページ操作（割り当て，解放，読込み）が実行され
ると共に，応用処理固有のデータ操作（計算等）が行わ
れる（Ｓ５〜Ｓ７）。

【００３５】一通りの応用処理が完了すると，主記憶上
に存在する更新データを一括セーブする（図４のＳ８〜
Ｓ１１）。具体的には，現在ロードされているカレント
ページマップのページが更新されていればそれをセーブ
し，データページとページマップについては，この時点
で一括セーブされる。

【００３６】以下，ページ操作における，ページの割り
当て，解放，読込みの各操作について図を用いて説明す
る。図５はページ割り当ての処理のフローチャート，図
６，図７はＭＭＡＰ（リレーション別メタマップ）によ
るページ割り当てＰＭＡＰ（ページマップ）の決定処理
のフローチャート，図８，図９はページ割り当て対象ペ
ージマップの決定の具体例を示す図，図１０はカレント
ＰＭＡＰのルックアップ処理のフローチャート，図１１
は共通制御テーブル（図２の１５ｅ）の構成例である。

【００３７】図５のページ割り当て処理において，最初
にページ割り当て対象ＰＭＡＰの決定の処理（同図Ｓ
１）が，図６，図７に示す処理フローにより実行され
る。この処理では，以下に詳細に説明するように，割り
当て対象データ・ページを管理するＰＭＡＰのページ・
アドレスをＰｍとする。この時点で，当該ＰＭＡＰに割
り当て対象リレーションが無ければ，すなわち〔ＭＭＡ
Ｐ（リレーション別メタマップ）−ｒ〕のビット位置Ｐ
ｍの値が０の時，当該ＭＭＡＰのビット位置を“１”と
する。

【００３８】図６，図７のページ割り当て処理のフロー
を図８，図９に示す具体例を参照しながら説明する。図
６において，最初に割り当て対象リレーションのＧＭＳ
Ｋを取得する（図６のＳ１）。すなわち，割り当てよう
とするリレーションが特定（リレーションの識別情報を
持つ）されているので，そのリレーションに対応するＧ
ＭＳＫを取り出す。ＧＭＳＫは，リレーション識別の順
の配列であり，当該ＧＭＳＫの各ビット値が０の時排他
リレーション，１の時フレンド・リレーション（近接配
置対象）である。

【００３９】図８の例の場合，Ａとして示すリレーショ
ン別グループマスク（ＧＭＳＫ）の場合，リレーション
１〜リレーション４までの４つ有る例であり，割り当て
対象となるリレーションがリレーション１であるものと
する。このリレーション１の内容はＢとして示されてい
るように，各ビットのフラグは，リレーション１（自リ
レーション）とリレーション２との関係は，フラグが
“１”であるからフレンド・リレーション（近接配置対
象）であり，リレーション３，リレーション４との関係
はフラグが“０”であるから排他リレーションであるこ
とを表す。

【００４０】次に，図６においてフレンド／排他メタマ
ップを作成する（同Ｓ２）。この処理の内容は，最初に
ＦＭＡＰ（フレンド・メタマップ）とＸＭＡＰ（排他メ
タマップ）を０クリアする。次にＧＭＳＫのビット幅
分，以下の処理を繰り返す。但し，繰り返し回数をｉ
（最初ｉ＝１）とし，共通制御テーブル（図２の１５
ｅ，内容は後述する図１１に示す））のカレントＧＭＳ
Ｋの各ビットｉについて，図６のＳ４〜Ｓ７の処理を繰
り返す。

【００４１】すなわち，ＭＭＡＰ−ｉを取り出し（同Ｓ
４），ＧＭＳＫのビットｉを識別し（同Ｓ５），“１”
ならはＦＭＡＰにＭＭＡＰ−ｉを論理和し（同Ｓ６），
“０”ならＦＭＡＰにＸＭＡＰ−ｉを論理和する（同Ｓ
７）。この処理の後，得られたＸＭＡＰ（排他メタマッ
プ）を反転して（同Ｓ７），後の処理のため保存してお
く。

【００４２】図８の例の場合，リレーション１のＧＭＳ
ＫはＢに示すように「１１００」であり，先頭のビット
が“１”であるから，ＦＭＡＰ（最初は０にクリアされ
ている）のビット列とＣに示すＭＭＡＰのリレーション
１のビット列とを同じビット同士で論理和して，ＦＭＡ
Ｐが得られる。この内容は，リレーション１の内容と同
じになる。次に図６のＳ４に戻って，「１１００」の２
番目のビットを判断するとこれも“１”であるから，Ｍ
ＭＡＰ（Ｃに示す）のリレーション２と先に得られたＦ
ＭＡＰと同様に論理和をとると，Ｄに示すフレンド・メ
タマップが得られる。ＧＭＳＫの３番目のビットは
“０”であるから，ＸＭＡＰ（これも最初は０にクリア
されている）と論理和がとられる。次の４番目のビット
も“０”であるから，ＸＭＡＰとの論理和がとられる
と，図８のＥに示すようなＸＭＡＰが得られる。このＸ
ＭＡＰを反転する（図６のＳ８）ことによりＦに示す排
他メタマップが得られる。

【００４３】なお，フレンド・メタマップは，近接配
置すべき関係を持つ複数のリレーションの何れか一つが
格納されているページマップの番号（“１”となってい
るビット位置に対応）が表示される。また，排他メタマ
ップ（ＸＭＡＰを反転したもの）は，排他関係のリレ
ーション（近接配置すべきでないリレーション）が格納
されているページマップの番号（“１”となっているビ
ット位置）が表示される。

【００４４】図６に戻って，次にＦＭＡＰとＸＭＡＰの
論理積をとり，結果はフレンド排他メタマップ（ＦＸＭ
ＡＰという）とする（図６のＳ９）。この例は図８にお
いてＧに示すフレンド排他メタマップ（＝＆）と
して示される。このＦＸＭＡＰは，フレンドの関係を持
つリレーションが存在するページマップと排他関係にあ
るリレーションが存在しないページマップが一致する位
置を表している。

【００４５】次に図７に移行して，割り当て対象メタマ
ップ（ＡＭＡＰという）を作成する（図７のＳ１０）。
そのため，リレーション別メタマップのリレーション０
（空きのデータページを含むページマップの位置を表す
リレーション：ＭＭＡＰ−０で表示）と前記ＦＸＭＡＰ
の論理積をとり，その結果が全て“０”か判別する（同
Ｓ１１），この論理積の結果が“０”でない時は，ＡＭ
ＡＰとしてその論理積の結果を採用する（同Ｓ１２）。

【００４６】このＳ１２の例は，図８のＣに示すリレー
ション０のケース１の場合であり，図９のａ．に示す例
である。すなわち，図８のＣのリレーション０のケース
１のメタマップと，Ｇに示すＦＸＭＡＰとを論理積す
ると，「10000000」となり，ページマップ１（先頭の１
のビット位置がページマップ１を表す）内の空きデータ
ページを探せば良いことが分かる。

【００４７】次に図７のＳ１１で“０”である場合，Ｍ
ＭＡＰ−０とＦＭＡＰとを論理積して，結果が全て
“０”か判別する（図７のＳ１２）。この結果“０”で
無ければ，この論理積の結果をＡＭＡＰとする（同Ｓ１
３）。この例は，図８のリレーション０のケース２の場
合であり，図９のｂ．に示す。すなわち，図８のＣのケ
ース２のメタマップと，Ｇに示すＦＸＭＡＰとの論理
積は全て“０”となるため，前記ケース２のメタマップ
と図８のＤに示すＦＭＡＰとの論理積をとると，ペー
ジマップ２に対応するビットだけが“１”となり，この
ページマップ（ＰＭＡＰ）２内の空きデータページを探
すことにより決定する。

【００４８】図７のＳ１１，Ｓ１３の何れの場合も論理
積が“０”となった場合，ＭＭＡＰ−０とＸＭＡＰとを
論理積する（同Ｓ１５）。この結果が“０”でなけれ
ば，この論理積の結果をＡＭＡＰとする（同Ｓ１６）。
この例は，図８のリレーション０のケース３の場合であ
り，図９のｃに示す。すなわち，図８のリレーション０
のケース３のメタマップと図８のＦＸＭＡＰとの論理
積及びＦＭＡＰとの論理積の何れの場合も結果は
“０”であるが，図８のＦのＸＭＡＰとの論理積では
“０”とはならず，第８番目のビットのフラグが“１”
であるから，ページマップ（ＰＭＡＰ）８内の空きデー
タページを探すことになる。

【００４９】次に図７において，上記Ｓ１１，Ｓ１３及
びＳ１５の何れでも論理積が“０”となった時は，ＭＭ
ＡＰ−０が“０”か判断し（同Ｓ１７），“０”でない
場合は，ＭＭＡＰ−０をそのままＡＭＡＰ（割り当て対
象メタマップ）とする（同Ｓ１８）。“０”の場合はデ
ータページの容量不足とする。この場合，フレンド・リ
レーションや排他リレーションの関係を無視して，空き
があればどこでもよいものとする場合である。この例
は，図８のＣのリレーション０のケース４の場合であ
り，図９のｄに示す。この場合，ページマップ（ＰＭＡ
Ｐ）７内の空きデータページを探すことになる。

【００５０】図７のＳ１０〜Ｓ１８により割り当て対象
メタマップ（ＡＭＡＰ）が作成されると，割り当て対象
ＰＭＡＰ（ページマップ）のページ・アドレスを決定す
る（図７のＳ１９）。この場合，割り当て対象メタマッ
プ（ＡＭＡＰ）のビット値が“１”である位置が，割り
当て対象ページマップ（ＰＭＡＰ）のページ・アドレス
Ｐｍとなる。次に当該ＰＭＡＰ内の割り当て対象リレー
ションの識別情報（リレーションを特定する名称または
番号）は新規に発生したか判断する（同Ｓ２０）。すな
わち，リレーション・メタマップ（ＭＭＡＰ）のｒ（ｒ
は割り当て対象リレーションの識別情報）のデータ（Ｍ
ＭＡＰ−ｒで表す）のビット位置Ｐｍ（上記Ｓ１９で決
定したページ・アドレス）の値が“０”か判断する（図
７のＳ２０）。“０”の場合は，割り当て対象リレーシ
ョンに対するＭＭＡＰを更新する（同Ｓ２１）。すなわ
ち，ＭＭＡＰ−ｒのビット位置Ｐｍを“１”とする。も
し，ビット位置Ｐｍの値が“１”の場合は終了する。

【００５１】図５に戻って，ページ割り当て対象ＰＭＡ
Ｐの決定（図５のＳ１）が終了すると，次にカレントＰ
ＭＡＰのルックアップ（Look Up)が行われる。ここで
は, 決定された割り当て対象データ・ページを管理する
ＰＭＡＰ（Ｐｍ）をカレントＰＭＡＰとする処理が行わ
れ，既にロード済のカレントＰＭＡＰと異なる場合はス
ワッピングされる。

【００５２】このカレントＰＭＡＰのルックアップの処
理フローを図１０に示す。ここで，図１１に示す共通制
御テーブル（図２の１５ｅ）の構成例を説明する。この
テーブルに格納されているデータは，特定の状態におけ
るデータの例である。

【００５３】図１１の先頭のａはコマンド区分であり，
現在処理を行っているコマンドの種別を表し，この例で
は「割り当て（ALLOCATE) 」である。次のｂはページ割
り当ての対象となるリレーション識別（識別情報）であ
り，この状態では「リレーション１」となっている。ｃ
はカレント・データページのページ・アドレス，ｄはカ
レント・データページのバッファ・ポインタ，ｅはカレ
ントＰＭＡＰのページ・アドレス，ｆはカレントＰＭＡ
Ｐの更新フラグ，ｇはカレントＧＭＳＫ，ｈはカレント
割り当て要求メタマップ，ｉはカレント読込み用メタマ
ップのそれぞれのデータが格納され，以下の各処理にお
いて参照及び更新される。

【００５４】図１０において，最初にカレントＰＭＡＰ
が空きかを判断する（図１０のＳ１）。この場合，共通
制御テーブル（図２の１５ｅ）に格納されているカレン
トＰＭＡＰのポインタがＮＵＬＬ（オール０）である
か，または最初のルックアップ要求であるかを識別す
る。カレントＰＭＡＰが空きの場合，後述するルックア
ップ要求のＰＭＡＰのロードのステップへ移行する。

【００５５】カレントＰＭＡＰが空きで無い場合，カレ
ントＰＭＡＰのページ・アドレスがルック・アップ要求
のページ・アドレスと同じか判断し，同じ場合はリター
ン（終了）するが，同じでない場合は，カレントＰＭＡ
Ｐは更新されているか（共通制御テーブルのＰＭＡＰ更
新フラグが“１”か）判断する（図１０のＳ３）。更新
されている場合，カレントＰＭＡＰをセーブする（同Ｓ
４）。この場合，カレントＰＭＡＰのページ・アドレス
をシークし（図２の二次記憶装置１６内），そのカレン
トＰＭＡＰの内容を書き込む。

【００５６】更新されてない場合は，現在のカレントＰ
ＭＡＰの内容をセーブする必要がないので（二次記憶装
置に格納されている内容と同じ），ルックアップ要求の
ＰＭＡＰをロードする（図１０のＳ５）。すなわち，ル
ックアップ要求のＰＭＡＰのページ・アドレスにシーク
後，そのページ内容をリードして共通制御テーブルに格
納する。次に共通制御テーブルのＰＭＡＰ更新フラグを
リセット（“１”）する（図１０のＳ６）。

【００５７】図５において，Ｓ２のカレントＰＭＡＰの
ルックアップ（上記の図９）の処理が終了すると，次に
カレントＰＭＡＰ内の空きリレーション識別を探査する
（図５のＳ３）。この処理では，リレーション識別（識
別番号）が０のものを探し，最初に見つかった位置をＰ
０とする。次に，空きリレーション識別に割り当てリレ
ーション識別を設定する（図５のＳ４）。この処理は，
前記のＰ０の位置のリレーション識別に，割り当て対象
となるリレーション識別ｒを設定する。

【００５８】続いてＰＭＡＰ更新フラグを設定する（図
５のＳ５）。この処理では，共通制御テーブルのＰＭＡ
Ｐ更新フラグ（図１１のｆ）を１とする。これにより，
次回の『カレントＰＭＡＰのルックアップ』時に，カレ
ントＰＭＡＰがスワッピングされる場合に，その内容が
セーブされる。

【００５９】次にカレントＰＭＡＰ内の空きリレーショ
ン識別が無くなったか判断する（図５のＳ６）。これ
は，上記Ｓ３のカレントＰＭＡＰ内の空きリレーション
識別の探査時に，空きリレーション識別数を数え，その
数が１なら無くなったことを表すので，その数を識別す
る。無くなった場合，空きリレーションに対するＭＭＡ
Ｐ（ＭＭＡＰ−０）のビット位置Ｐｍを０として，空き
リレーションに対するＭＭＡＰの更新を行う（図５のＳ
７）。この図５のＳ３〜Ｓ７で行われるページマップか
らのデータページの割り当ての例を図１２，図１３を用
いて説明する。

【００６０】図１２のａ．はケース１の例で，ページマ
ップ（ＰＭＡＰ）１内の空きデータページを探す場合
で，この例ではデータページ１〜４の中でデータページ
３と４がリレーション０（空きリレーション）であるこ
とが分かり，この中のデータページ３をＰ０とし，該当
するデータページにリレーション識別としてリレーショ
ン１を設定する。この場合，このページマップにはまだ
空きデータページが残っているので，リレーション０の
メタマップ（ＭＭＡＰ）を更新しない。

【００６１】ｂ．はケース２の例であり，ページマップ
（ＰＭＡＰ）２内の空きデータを探すと，図に示すよう
にデータページ８がリレーション０であるから，このデ
ータページ８にリレーション１を設定する。この時，ペ
ージマップ２には，もう空きデータページが残っていな
いので（上記図５のＳ６の判断でＹＥＳの時），リレー
ション０のメタマップ（ＭＭＡＰ：図３の１６ｂ，図８
のＣ参照）の該当するビット位置を“１”にして更新す
る。

【００６２】図１３のｃ．はケース３の例であり，ペー
ジマップ（ＰＭＡＰ）８内の空きデータページを探す
と，全てリレーション０で，空きであるから先頭のデー
タページ２９を選択し，そのデータページ２９にリレー
ション１を設定する。この場合，このページマップ８に
は，初めてリレーション１のデータページが割り当てら
れたので，リレーション１のメタマップ（ＭＭＡＰ）を
更新してリレーション１のメタマップの第８ビットを
“１”にする。

【００６３】図１３のｄ．はケース４の例であり，ペー
ジマップ（ＰＡＭＰ）７内のデータページ２８が空きリ
レーション０であるから，このデータページ２８にリレ
ーション１を設定する。この場合，このページマップ７
には，もう空きデータページが残っていないので，リレ
ーション０のメタマップを更新して，該当する第７ビッ
トに“０”（塞がっている状態を表示）を設定する。ま
た，このページマップ７には，初めて，リレーション１
のデータページが割り当てられたので，リレーション１
のメタマップ（ＭＭＡＰ）を更新し，リレーション１の
メタマップの“０”を“１”に更新する。

【００６４】次に図５において，割り当てられたデータ
ページ上のページアドレスを計算する（図５のＳ８）。
このカレント・データページ・アドレスＰｊは，次の計
算式により求められ，共通制御テーブルのカレント・デ
ータページ・アドレス（図１１のｃ参照））に設定す
る。但し，ＳｐはＰＭＡＰページ当たりのリレーション
識別の数である。

【００６５】Ｐｊ＝Ｐｍ×Ｓｐ＋Ｐ０次に割り当てられたページ・バッファ領域の確保を行う
（図５のＳ９）。これは，共通制御テーブルのカレント
・データページのバッファ・ポインタ（図１１のｄ）に
確保された領域のポインタを設定し，ページ割り当て処
理が終了する。

【００６６】次に，図４に示す全体の処理フローの中の
ページ操作におけるページ解放処理を，図１４に示すペ
ージ解放処理のフローチャートを用いて説明する。最初
に解放対象データ・ページアドレスからＰＭＡＰ（ペー
ジマップ）位置を決定する（図１４のＳ１）。これは，
ＰＭＡＰのページ・アドレスをＰｍ，ＰＭＡＰ内のリレ
ーション識別の位置をＰ０とすると，次の計算式により
決定される。

【００６７】Ｐｍ＝Ｐｊ／ＳｐＰ０＝Ｐｊ％ＳｐＰｊはデータ・ページ・アドレス，ＳｐはＰＭＡＰペー
ジ当たりのリレーション識別数である。

【００６８】次にカレントＰＭＡＰをルックアップする
（図１４のＳ２）。これは，解放対象データ・ページを
管理するＰＭＡＰ（Ｐｍ）をカレントＰＭＡＰとし，既
にロード済のカレントＰＭＡＰと異なる場合は，スワッ
ピングされる。

【００６９】次に，カレントＰＭＡＰ内の解放対象デー
タ・ページのリレーション識別に空きリレーション識別
を設定する（図１４のＳ３）。この処理は，カレントＰ
ＭＡＰ内における解放対象データ・ページのリレーショ
ン識別の位置は，Ｐ０で示されるので，この位置のリレ
ーション識別の値は，解放対象リレーション識別の値ｒ
から空きリレーション識別の値０に変える。

【００７０】さらに，ＰＭＡＰ更新フラグを設定する
（図１４のＳ４）。すなわち，共通制御テーブルのＰＭ
ＡＰ更新フラグを１とし，これにより次回のカレントＰ
ＭＡＰのルックアップの時にカレントＰＭＡＰがスワッ
ピングされる場合に，その内容をセーブする。次にカレ
ントＰＭＡＰ内の解放対象データ・ページのリレーショ
ン識別が無くなったか判断する（図１４のＳ５）。すな
わち，この時点で，カレントＰＭＡＰ内のリレーション
識別の値が，解放対象データ・ページのリレーション識
別の値ｒであるものの数を数え，その数が０なら無くっ
たことになる。

【００７１】無くなった場合，解放対象データ・ページ
のリレーションに対するリレーション・メタマップ（Ｍ
ＭＡＰ）の（ＭＭＡＰ−ｒ）のビット位置Ｐｍを０とす
る。次にカレントＰＭＡＰ内の空きリレーション識別は
新規に発生したか判断する（図１４のＳ７）。この時点
で，カレントＰＭＡＰ内のリレーション識別の値が，空
きリレーション識別の値０であるものの数を数え，その
数が１なら新規に発生したことになる。

【００７２】ここで，空きリレーションが新規に発生し
たことが分かると，空きリレーションに対するＭＭＡＰ
を更新する（図１４のＳ８）。すなわち空きリレーショ
ンに対するＭＭＡＰ（ＭＭＡＰ−０）のビット位置Ｐｍ
を０にする。次に，カレントＰＭＡＰ解放対象ページ・
バッファ領域を解放する（図１４のＳ９）。すなわち，
共通制御テーブルのカレント・バッファ領域のポインタ
とカレント・データ・ページアドレスをＮＵＬＬ（不定
状態）とする。

【００７３】上記に説明したデータページの解放処理の
具体例を図１５に示す。図１５のａ．はケース１の例
で，ページマップ（ＰＭＡＰ）１内のデータページ３を
解放する場合である。図に示すように，データページ３
のリレーション１のデータが解放されると，このデータ
ページ３内のページ３のリレーション１を空きリレーシ
ョンを表すリレーション０にする。この時，ＰＭＡＰ１
には，もともと空きデータページが残っており，更にリ
レーション１のデータページが他のページ１に残ってい
るため，リレーション・メタマップのＭＭＡＰ−０（空
きリレーションのメタマップ）やＭＭＡＰ−１（リレー
ション１のメタマップ）の内容に変更が生じないので更
新されない。

【００７４】図１５のｂ．はケース２の例で，ページマ
ップ（ＰＭＡＰ）２内のデータページ８を解放する場合
である。この場合，図に示すようにページマップ２のデ
ータページ８からリレーション１が解放されて，リレー
ション０が設定されると，このページマップ２には新規
に空きデータページが発生したことになる。このため，
リレーション０のメタマップ（ＭＭＡＰ−０）が更新さ
れ，そのビット列の第２ビット目が“１”（空きがある
ことを表示）になる。

【００７５】次に図１６のｃ．はケース３の例で，ペー
ジマップ（ＰＭＡＰ）８内のデータページ２９を解放す
る場合である。このデータページ２９のリレーション１
を解放して，リレーション０に設定すると，ＰＭＡＰ８
にはもうリレーション１のデータページが残っていない
ので，リレーション１のメタマップ（ＭＭＡＰ−１）が
更新され，リレーション１のメタマップのビット列の最
終ビット（第８ビット）が“０”（リレーション１のデ
ータが格納されていないことを表示）となる。

【００７６】図１６のｄ．はケース４の例で，ページマ
ップ（ＰＭＡＰ）７内のデータページ２８を解放する場
合である。このデータページ２８のリレーション１をリ
レーション０（空きリレーション）に設定すると，この
ページマップ（ＰＭＡＰ）７には新規に空きデータペー
ジが発生したことになるので，リレーション０のメタマ
ップ（ＭＭＡＰ−０）が更新され，そのビット列の第７
ビットが“１”に設定される。

【００７７】図４に示す全体の処理フローの中のページ
操作におけるページ読込み処理のフローチャートを図１
７に示す。最初に，メタマップ（ＭＭＡＰ）により読込
みページマップ（ＰＭＡＰ）を決定する（図１７のＳ
１）。すなわち，読込み対象となる複数のリレーション
（例えば，ｒとｓ）に対するＭＭＡＰのビットの論理和
をとり，その内容を共通制御テーブルの読込み対象ＭＭ
ＡＰ（図１１のｉ）に設定する。

【００７８】次に，ＭＭＡＰのビット幅だけ以下の処理
（Ｓ２〜Ｓ７）を繰り返す。この場合，各繰り返し回数
をｉとし，共通制御テーブルの読込み用ＭＭＡＰの各ビ
ットｉについて，以下の処理を行う。

【００７９】初めに，ビットｉが０か判断する（図１７
のＳ２）。０の場合は，次のビットについて処理を継続
し，１の場合は，カレントＰＭＡＰのルックアップを行
う（同Ｓ３）。この処理は，上記図１０にフローチャー
トを示し説明したとおりであり，この場合，ｉをカレン
トＰＭＡＰのページアドレス（Ｐｍ）として，該当する
ＰＭＡＰを主記憶に確保する。

【００８０】次に読込み対象ページ数をリセットし（同
Ｓ４），カレントＰＭＡＰ内の全リレーション識別につ
いて，以下の処理（Ｓ５，Ｓ６）を繰り返す。この時，
繰り返し回数をｊとし，各リレーション識別をＲｊとす
る。

【００８１】すなわち，リレーション識別が読込み対象
のリレーション識別か判断する（Ｓ５）。この判断は，
例えばＲｊ＝ｒまたは，Ｒｊ＝ｓかの判断を行う。読込
み対象のリレーション識別である場合は，読込み対象ペ
ージ・アドレス・リスト（主記憶内に設けられた領域）
へ追加する。読込み対象でない場合は，カレントＰＭＡ
Ｐ内の次のリレーション識別について同じ処理を行う。

【００８２】このＳ５，Ｓ６の処理をカレントＰＭＡＰ
内の全リレーション識別について行った後，ページ・バ
ッファ（図２の１５ｆ）へのデータ・ページの読込みを
行う（図１７のＳ７）。この場合，前記ページ・アドレ
ス・リストに格納されたデータ・ページについて，ペー
ジ・アドレスが連続していたり，アドレス間隔が小さい
場合，その単位でシークとリードを繰り返し，ページ・
バッファに読込む。ＭＭＡＰの各ビットについて同様の
処理を繰り返して，ページ読込み処理が終了する。

【００８３】図１８は上記図１７に説明したページ読込
み処理における読込み対象データページの決定の具体例
を示す。この例は，読込み対象のリレーション識別を，
リレーション１とリレーション２の２つとした場合であ
る。図に示すリレーション別メタマップ（ＭＭＡＰ）１
００から，リレーション１とリレーション２について論
理和を取ると，その結果の２つのリレーション１，２の
何れか一方を含むことを表すＭＭＡＰ１０１が得られ
る。このＭＭＡＰ１０１は，共通制御テーブルの読込み
対象ＭＭＡＰとして設定される。この例では，リレーシ
ョン有無のビット列の中のビットが“１”となっている
ビット１，２，３及び５で表すＰＭＡＰが読込み対象と
なる。

【００８４】図１８の１０３は，ＭＭＡＰ１０１の先頭
のビット１により表すページマップ（ＰＭＡＰ）１を表
し，このＰＭＡＰ１をカレントＰＭＡＰをルックアップ
（主記憶に確保）した上で読込み対象のリレーションが
存在するか否か識別する。この結果，データページ１に
リレーション１，データページ２にリレーション２が格
納されていることが識別される。この結果，レジスタ１
０４に２ページが検出されたことを表す「２」を設定
し，ページ・アドレス・リスト１０５にデータページの
「１」，「２」を設定する。各ページ・アドレスはペー
ジ番号と対応付けられているので，ページ番号によりア
ドレスされる。

【００８５】次にデータ・ページ・ファイル（二次記憶
装置内）１０２をシークして，ページ・アドレス・リス
ト１０５に格納された各ページ・アドレスからページ
１，２の２ページのデータをページ・バッファ（図２の
１５ｆ）に読込む。

【００８６】このＰＭＡＰ１の読込みが終了すると，次
にＭＭＡＰ１０１のビットが“１”となっている次の第
２ビットを検出し，このビット位置に対応するＰＭＡＰ
２をルックアップする。続いて，１０６で示すＰＭＡＰ
２について上記と同様の処理を行う。この例では，ＰＭ
ＡＰ２内のデータページ５にリレーション１が存在する
ので，レジスタ１０７のページ数として１がセットさ
れ，ページ・アドレス・リスト１０８に５がセットさ
れ，データページ・ファイル１０２からデータページ５
が読み込まれる。他のＰＭＡＰ３及びＰＭＡＰ５につい
ても図１８に示すようにそれぞれ読込みが行われる。

【００８７】上記の実施例では，メタマップ情報（ＭＭ
ＡＰ）としてビット表現を用いたが，この代わりに各Ｐ
ＭＡＰ内の空きページ及びリレーション毎のデータペー
ジの個数を管理するように構成してもよい。この場合，
ＰＭＡＰ単位でのページ割り当て，解放に伴う空きペー
ジ及び各リレーションのデータページの新規発生と残り
無しの判断，及びそれに伴うＰＭＡＰ内でのデータペー
ジ数のカウント処理が省略できる。しかし，リレーショ
ン別メタマップ（ＭＭＡＰ）のサイズが極端に大きくな
る。例えば，ＰＭＡＰ毎に２５６ページのデータページ
の対応を記録するなら，ＭＭＡＰは２の８乗，即ちビッ
ト表現に比べて８倍以上の大きさが必要になる。この場
合，ＭＭＡＰを一括して主記憶上に常駐化することと，
ＭＭＡＰのフレンド／排他メタマップ等のビット演算の
オーバーヘッドが増大する点で問題がある。

【００８８】また，この実施例では１ページ内には１種
類のリレーションのデータ（レコード）しか格納しない
ことにしているが，レコードレベルのクラスタリングと
併用する場合には，１ページに複数リレーションのデー
タが混在することになる。これを実現するためには，同
一ページに混在可能なリレーションのグループをクラス
タリング・グループとしてリレーション・グループ，メ
タマップ，ページマップにおけるリレーションに対する
管理情報や処理を，このクラスタリング・グループに対
するものとし，且つ，データページ内のレコードに，そ
のレコードがどのリレーションに属するかの識別を持た
せることにより，上記に説明したと同様の操作と作用を
以て容易に拡張して適用できる。

【００８９】

【発明の効果】本発明によれば空きぺージと共にリレー
ション別のぺージの所在をぺージマップ情報で管理して
いるため，各リレーションのデータを格納したぺージを
読込む際にぺージ（またはぺージ内のレコード）のアド
レス・リンクをたどることなく，ぺージマップに記録さ
れた当該リレーションをその物理的順序にそって読込む
ことができ，シーク回数を削減して，リレーション単位
のぺージ読込みを高速化できる。そして，ぺージマップ
上での空きぺージ及びリレーション別の存在有無をメタ
マップ管理情報で管理するため，読込み対象ぺージの存
在するぺージマップを迅速に探すことができる。

【００９０】また，関連し合う複数リレーションについ
てのデータを格納したページを読込む場合も，メタマッ
プ同士の集合関係演算を行うことにより，同様にページ
マップを探すことにより実現できる。

【００９１】さらに，リレーションのメタマップとして
互いに関連し合い近接配置すべきリレーション（フレン
ド・リレーション）と，関連性がなく近接配置すべきで
ないリレーション（排他リレーション）の各メタマップ
及び，空きページのメタマップについての集合関係演算
を行うことにより，ページ・レベルでのクラスタリング
を促進し，関連し合うデータが同一ページ内に収まらな
い場合でもクラスタリングを高めることができる。

【００９２】また，上記フレンド・リレーションと排他
リレーションとの関係をリレーション・グループ情報で
管理しているため，相互に集合関係演算対象となるメタ
マップを容易に特定でき，ページ割り当て先ページマッ
プを迅速に決定することができる。

【００９３】このようにして，ぺージ・レベルの高いク
ラスタリングと関連し合うリレーションの高速な読込み
を実現することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理構成図である。

【図２】本発明の実施例のシステム構成図である。

【図３】本発明による各管理情報相互の関係及びデータ
ページとの関係の説明図である。

【図４】実施例の全体の処理のフローチャートである。

【図５】ページ割り当ての処理のフローチャートであ
る。

【図６】ＭＭＡＰによるページ割り当てＰＭＡＰの決定
処理のフローチャート（その１）である。

【図７】ＭＭＡＰによるページ割り当てＰＭＡＰの決定
処理のフローチャート（その２）である。

【図８】ページ割り当て対象ページマップの決定の具体
例を示す図（その１）である。

【図９】ページ割り当て対象ページマップの決定の具体
例を示す図（その２）である。

【図１０】カレントＰＭＡＰのルックアップ処理のフロ
ーチャートである。

【図１１】共通制御テーブルの構成例である。

【図１２】ページマップからのデータページの割り当て
の例を示す図（その１）である。

【図１３】ページマップからのデータページの割り当て
の例を示す図（その２）である。

【図１４】ページ解放処理のフローチャートである。

【図１５】データページの解放処理の具体例を示す図
（その１）である。

【図１６】データページの解放処理の具体例を示す図
（その２）である。

【図１７】ページ読込み処理のフローチャートである。

【図１８】読込み対象データページの決定の具体例を示
す図である。

【図１９】クラスタリングの概念を示す図である。

【符号の説明】

１管理用ファイル１ａリレーショングループ定義ファイル１ｂメタマップファイル１ｃリレーション別ページマップファイル２ページ操作部３ページマップ管理手段４メタマップ管理手段５リレーション・グループ管理手段６ページ管理手段７データファイル

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】複数リレーション毎のデータを格納する
ファイル上のぺージの配置管理を行うファイルの格納管
理方法において，各リレーションのデータをぺージ単位
で格納したデータファイルと，空きページ及び各リレー
ション別のデータを格納したデータページのファイル上
での所在を表す情報を格納するぺージマップファイル
と，空きページ及び各リレーションの各ページマップ上
での所在の有無を表すメタマップ情報を格納したメタマ
ップファイルと，各リレーションが他のリレーションと
互いに関連し合い近接配置すべきリレーション（フレン
ド・リレーション）か，互いに関連性がなく近接配置す
べきでないリレーション（排他リレーション）かの関係
を表す情報を格納したリレーショングループ定義ファイ
ルとを備え，前記データファイルを管理するページ管理
手段，ぺージマップファイルを管理するぺージマップ管
理手段，メタマップファイルを管理するメタマップ管理
手段，及びリレーショングループ定義ファイルを管理す
るリレーション・グループ管理手段を備え，前記各ファ
イルの管理手段を操作するページ操作部を備え，該ペー
ジ操作部は，データをリレーション別のページへの割り
当て，ページの解放及び読み込み対象となるリレーショ
ンのページを探索して読込みの各操作を行うことを特徴
とするファイル格納管理方法。
【請求項２】請求項１において，前記ぺージマップフ
ァイルには，ぺージの順番に対応して，各ぺージの使用
／空き状態を表し，空きぺージの場合には空きぺージで
ある識別を，使用ぺージの場合にはそのぺージが格納し
ているデータが所属するリレーションの識別とを合わせ
て記録し，前記ぺージマップ管理手段は，ページ操作部
による読込み操作により特定リレーションのぺージを読
込む時，前記ぺージマップファイルから使用ぺージの内
読込み対象となる当該リレーションの識別を有するぺー
ジの番号からそのぺージ・アドレスを順次探査し，ぺー
ジ割り当ての操作によりぺージの割り当てを行う時に，
前記ぺージマップファイルから空きぺージの識別を有す
るぺージの番号からそのぺージ・アドレスを探索するこ
とを特徴とするファイル格納管理方法。
【請求項３】請求項１において，前記メタマップファ
イルには，前記ぺージマップ情報を格納したぺージマッ
プ・ぺージの順番に対応して空きぺージ及び各リレーシ
ョン毎の存在有無を表したフラグが記録され，前記メタ
マップ管理手段は，前記ページ操作部によるぺージ割り
当て操作において，ぺージ割り当て時にぺージ割り当て
先ぺージマップ・ぺージ内の空きぺージがなくなると，
空きぺージに対する前記メタマップファイルの当該ぺー
ジマップ・ぺージの番号に対応したフラグを無し状態と
し，割り当て対象リレーションのページが当該ページマ
ップ・ページ内に新規に割り当てられると当該リレーシ
ョンに対する前記メタマップ情報の対応したフラグを存
在状態にし，ページ解放の操作において，ページ解放し
た時にページ割り当て先ページマップ・ページ内の解放
対象リレーションのページが無くなると，当該リレーシ
ョンに対する前記メタマップ情報の当該ページマップ・
ページ番号に対応したフラグを無し状態にし，空きペー
ジが当該ページマップ内に新規に発生すると，空きペー
ジに対する前記メタマップ情報の当該ページマップ・ペ
ージの番号に対応したフラグを存在状態にすることを特
徴とするファイル格納管理方法。
【請求項４】請求項３において，前記メタマップ管理
手段は，リレーション単位のページ読込みにおいて，読
込み対象のリレーションに対する前記メタマップ情報に
記録された各ページマップ上での存在の有無に従い，当
該リレーションのページが存在するページマップを特定
することを特徴とするファイル格納管理方法。
【請求項５】請求項３において，前記メタマップ管理
手段は，複数リレーションのページ読込みに際し，読込
み対象の複数リレーションに対する前記メタマップ情報
間で論理和をとった結果のページマップ上での存在の有
無に従い複数の当該リレーションのページが存在するペ
ージマップを特定することを特徴とするファイル格納管
理方法。
【請求項６】請求項３において，前記メタマップ管理
手段は，ページ操作部のページ割り当てにおいて，割り
当て対象のリレーションと共に，フレンド・リレーショ
ンに対する前記メタマップ情報間で論理和をとったフレ
ンド・メタマップと，空きページに対する前記メタマッ
プ情報間での論理積をとり，その結果に基づきページの
存在するページマップを特定することを特徴とするファ
イル格納管理方法。
【請求項７】請求項６において，前記メタマップ管理
手段は，ページ操作部のページ割り当てにおいて，排他
リレーションに対する前記メタマップ情報間で論理和を
とり，それを反転した結果（排他メタマップ）と，空き
ページに対する前記メタマップ情報間で論理積をとり，
その結果に基づき空きページの存在するページマップを
決定することを特徴とするファイル格納管理方法。
【請求項８】請求項７において，前記メタマップ管理
手段は，ページ操作部のページ割り当てにおいて，前記
フレンド・メタマップと前記排他メタマップとの論理積
を取った結果であるフレンド排他メタマップと，空きペ
ージに対する前記メタマップ情報間での論理積をとり，
その結果に基づき，空きページの存在するページマップ
を特定することを特徴とするファイルの格納管理方法。
【請求項９】請求項８において，前記メタマップ管理
手段は，ページ操作部のページ割り当てにおいて，最初
に前記フレンド排他メタマップと空きページに対する前
記メタマップ情報間での第１の論理積演算し，その結果
空きページの存在するページマップが有ると，該ページ
マップから割り当て対象ページを探索し，前記第１の論
理積演算により空きページの存在するページマップが無
いと，前記フレーム・メタマップまたは前記排他メタマ
ップと空きページに対する前記メタマップ情報間での第
２の論理積演算し，空きページが存在するページマップ
が有ると該ページマップから割り当て対象ページを探索
し，前記第２の論理積演算により空きページの存在する
ページマップが無いと，単に空きページに対する前記メ
タマップ情報に基づき割り当て対象ページを探査すべき
ページマップを特定することを特徴とするファイル格納
管理方法。
【請求項１０】請求項６乃至９において，前記リレー
ショングループ管理手段は，前記リレーショングループ
定義ファイルを管理し，ページ操作部のページ割り当て
において，前記フレンドメタマップ及び前記排他メタマ
ップを求めるための前記複数メタマップ情報間での論理
和をとるため，割り当て対象リレーションに対するフレ
ンド・リレーションのメタマップ情報と排他リレーショ
ンのメタマップ情報とを特定することを特徴とするファ
イル格納管理方法。
【請求項１１】一つのページ上に複数のリレーション
のデータが混在する，レコード・レベルのクラスタリン
グを行うファイルにおける複数リレーションのデータを
格納するファイル上のページの配置管理を行うファイル
格納管理方法において，同一ページに混在するリレーシ
ョン同士をクラスタリング・グループとし，請求項１に
記載の前記ページマップ管理手段，前記メタマップ管理
手段及び前記リレーション・グループ管理手段における
リレーションに対する操作及び管理を前記クラスタリン
グ・グループに対して実行し，ページ内のレコードに
は，各リレーションの識別を備えることを特徴とする請
求項１に記載のファイル格納管理方法。