JP3183736B2

JP3183736B2 - データベース論理データ構造の動的変更方式

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Publication number: JP3183736B2
Application number: JP34840492A
Authority: JP
Inventors: 敏治巽; 久幸圓佛
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1992-12-28
Filing date: 1992-12-28
Publication date: 2001-07-09
Anticipated expiration: 2016-07-09
Also published as: JPH06202919A; US5666527A

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論理データ
構造の動的変更方式に関する。近年，各種の業務におい
てデータベースの利用が進められ，大量のデータをオン
ラインで更新，管理するシステムが広く利用されてい
る。このような業務の中には，例えば，銀行業務におけ
る膨大な顧客の口座のデータベースや，各種企業の人事
管理のデータベース，製造業における部品や製品の在庫
管理等のデータベース，販売等のサービス業における商
品の販売在庫管理のデータベース等がある。

【０００２】このようなデータベースには，レコードの
関係がネットワーク構造（階層構造または木構造等を含
む）により他のレコード（子レコード）と関係付けられ
る構造を持つものがあり，このようなデータベースをネ
ットワーク型のデータベースと称され，上記の各種のデ
ータベースに広く採用されている。このようなネットワ
ーク型のデータベースにおいて，各親レコードに対して
関係のある子レコードを表すためのデータは固定の領域
で管理していたため，新たに子レコードを追加（拡大）
する場合には，多大な処理時間を要していたため，その
改善が望まれている。

【０００３】

【従来の技術】図１７は従来のネットワーク型のデータ
ベースにおける構造変更の例である。図１７のは，元
のデータベースの論理データ構造の定義を示す。このデ
ータベースの場合，データベースモデル型としてネット
ワーク型に相当し，レコードとして親レコードと子レコ
ードの２種類あり，レコード間で親子集合を構成し，親
・子間は任意のレコード間に定義することができる。こ
のの論理データ構造は，ネットワーク型のデータベー
スとして親（オーナ）のレコードタイプＡに対して子
（メンバ）のレコードタイプＢとレコードタイプＣが親
子関係を持って結合するよう定義されている（トリー構
造に類似する）。このようなデータベースは, 物理的に
は，例えばＤＡＳＤ（Direct Access Storage Device:
磁気ディスク装置等) 等の記憶装置に格納され，に示
す論理データ構造の定義を持つデータベースは図１７の
イに示すような物理的な構造により格納される。

【０００４】イの場合，定義されたレコードタイプＡに
属する各レコード（データａ１を含むレコード，データ
ａ２を含むレコード・・・）が設けられ，これらの各レ
コードには，それぞれのレコードタイプＢ及びＣに属す
る各レコードの所在を表すセットポインタ（ハッチング
で表す）が格納されている。

【０００５】図１７のイの例では，データａ１を含むレ
コード（これをレコードａ１という，他のａ２等も同
じ）の前部に子レコードｂ１のセットポインタ（αで表
示）と子レコードｃ１のセットポインタ（βで表示）が
制御データとして付加されている。なお，これらのα，
βを合わせてセット情報と言い，各セットポインタα，
βをそれぞれαセット，βセットという。ここで，レコ
ードタイプＡのレコードａ１に含まれるセット情報
（α，β）は固定長で管理され，レコードａ２，ａ３・
・・も全て同じである。また，各レコードｂ１，ｃ１に
もそれぞれ制御データ（ハッチングで表す）が付加され
ている。

【０００６】図１７のに示す論理データ構造に対し
て，新たにレコードタイプＤを付加するという論理デー
タ構造の変更（または拡大）を行う場合，従来の処理方
法を次に説明する。

【０００７】従来はに示すように論理データ構造とし
てＤレコードタイプを追加定義し，に示すような論理
データ構造に変更する。このような論理データ構造を定
義した上で，物理的なデータベースの構造を変更する作
業を行う。この場合，各親レコードの制御データとして
備えるセット情報（セットポインタ）は固定長で管理さ
れているため，現在のデータベースの領域を変更せずに
拡張することができない。

【０００８】そのため，図１７の右側に示すように，イ
に示すＤＡＳＤ等の記憶装置に格納されたデータベース
の全レコードをバックアップし，ホに示すような退避媒
体（磁気テープ等）に格納する。次に，ハに示すように
論理データ構造の変更を行う（論理データ構造をに示
すように定義する）。次にニに示すように，全レコード
をＤＡＳＤ等の記憶装置に再格納するが，この時Ｄレコ
ード情報（Γセット情報）を付加する処理が行われる。

【０００９】この結果，ヘに示すようにデータａ１に対
してレコードタイプＤに属するデータｄ１の格納位置が
設けられ，その領域を指示するセット情報としてポイン
タΓ（Γセット）がレコードａ１の制御データに付加さ
れ，データベースの再編成処理が行われる。この処理
は，イに示すデータベースに含まれる全てのレコードａ
１，ａ２，ａ３・・・に対して同様に実行される。な
お，このように全レコードをバックアップして，再格納
（Γセットの付加）を行うのは，レコードポインタα，
β等が固定長であるため，新たなレコードタイプ（Ｄ）
を既存の親のレコードタイプ（Ａ）に付加するにはレコ
ードポインタ（Γ）を格納するための領域を拡大させる
必要があり，一つのレコードのレコードポインタの領域
が拡大すると，後続の全てのレコード（ａ２，ａ３・・
・）の格納位置に影響が及ぶため，全レコードについて
再編成処理を行う必要があるからである。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】上記したように従来の
ネットワーク型のデータベースの論理構造の変更（拡
大）を行う場合，図１７に示すように全レコードをバッ
クアップして，全レコードを再格納し，その時，各親レ
コードについてレコードタイプＤのセット情報（Γセッ
ト）が付加される。

【００１１】ところが，このような処理を実行する場
合，データベースが備える親レコードの量が膨大なシス
テムの場合には，退避媒体として必要な数量が膨大とな
り，更に処理時間が長くなるという問題がある。

【００１２】例えば，銀行の顧客の口座を管理するため
のデータベースの場合，図１７のに示すレコードタイ
プＡを顧客の名前，レコードタイプＢを普通預金口座，
レコードタイプＣを定期預金口座とした時，物理的なデ
ータベースの容量は，顧客の人数，銀行の規模が大きい
と例えば数百万人分の顧客について，図１７のイに示す
レコードが格納されることになる。このようなデータベ
ースにおいて，新たな種類の預金を提供するため，論理
データ構造を図１７のに示すように変更した場合，上
記に示す方法によりデータベースの再編成処理を行う
と，退避媒体として多量の磁気テープが必要となり，固
定長のセット情報の変更の処理に時間がかかり，小さい
規模で数時間を要し，大規模な銀行等のデータベースの
場合は数日間要する。

【００１３】このため，データベースの論理データ構造
を変更するために長時間の業務停止が必要であり，銀行
業務等のオンラインで利用するデータベースの場合，変
更が可能な時期（連休期間等）が限定されるという問題
があった。同様なことは，銀行関係だけでなく，規模の
大きな人事管理のデータベースや，在庫管理のデータベ
ース等，各種のデータベースにおいても発生する。

【００１４】本発明はネットワーク型のデータベースの
論理データ構造を変更（拡大）するために業務を停止す
る時間を短くすることができるデータベース論理データ
構造の動的変更方式を提供することを目的とする。

【００１５】

【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はメモリを含むデータベー
ス処理装置，２は論理データ構造の定義変更部，２ａは
論理データ構造定義データ保持部，３はレコード格納処
理部，３ａはレコード格納手段，３ｂは接続対象セット
情報識別手段，３ｃはセット情報領域拡張手段，３ｄは
セット情報設定手段，４はレコード更新処理部，５はレ
コード検索処理部，６は物理的にレコードを格納したデ
ータベース記憶装置である。

【００１６】本発明はデータベースの各レコードが保持
しているネットワークデータベースにおける親子関係を
結びつけるためのセット情報を動的に管理することによ
り，論理データ構造の変更（拡大）が発生してもその後
に変更されたセットタイプに対する個別のレコードの格
納（削除）要求等が発生するまでは物理的なデータベー
スの改変を行わず，要求が発生すると該当するレコード
のセット情報を可変長管理により追加するものである。

【００１７】

【作用】新たなレコードタイプを追加するために論理デ
ータ構造変更の要求が発生すると，論理データ構造の定
義変更部２は論理データ構造定義データ保持部２ａに変
更された論理データ構造定義データを設定する。

【００１８】論理データ構造変更によりレコードタイプ
が新たに追加（拡大）された場合について以下説明する
と，レコード格納処理部３は，論理データ構造の定義変
更部２により定義データが変更されても駆動されず，実
際に変更により追加されたレコードタイプのレコードを
格納する要求が発生した時点で初めて動作する。追加さ
れたレコードタイプに対応するレコードを格納する要求
が発生すると，レコード格納処理部３においてレコード
格納手段３ａによりそのレコードをデータベース記憶装
置６に格納すると共に，接続対象セット情報識別手段３
ｂが，接続対象（特定の親レコード）のセット情報をデ
ータベース記憶装置６に格納された内容に基づいて識別
する。

【００１９】ここで，例を用いて説明すると，図１のデ
ータベース記憶装置６の内部に示すように，論理データ
構造が親のレコードタイプＡに対し子のレコードタイプ
Ｂ，Ｃが接続される構造に対応して，物理的なレコード
（親レコード）ａ₁に対して子レコードｂ₁，ｃ₁が格
納され，セット情報として各レコードｂ₁，ｃ₁のポイ
ンタを含むαセットとβセットがレコードａ₁に付加さ
れているものとする。この状態で，論理データ構造定義
が変更され，新たなレコードタイプＤが追加された後，
親レコードａ₁に対してレコードタイプＤに対応する子
レコードｄ₁を格納する要求が発生した場合，レコード
格納手段３ａによりデータベース記憶装置６に子レコー
ドｄ₁が格納される。

【００２０】次に，接続対象セット情報識別手段３ｂ
が，接続対象親レコードａ₁のセット情報α，βを識別
して，レコードタイプＤに対応するセット情報が含まれ
てないことが分かると，セット情報領域拡張手段３ｃが
新たなセット情報（子レコードｄ₁のポインタ部）を格
納できるよう領域を拡大する。この場合，セット情報は
可変長で管理する構造とし，元の領域では足りない場合
にはレコードを分裂する。この後，セット情報設定手段
３ｄが拡張されたセット情報の領域に，追加された子レ
コードｄ₁のセット情報（γセット）を設定する。ま
た，レコードの格納要求が発生した時，接続対象セット
情報識別手段３ｂにより対応するセット情報の領域が設
けられている場合は，要求されたレコードを格納したポ
インタを該当領域に設定するだけで，セット情報の拡大
を行わない。

【００２１】このようにレコード格納処理部３は，実際
のレコードを格納する必要が発生すると動的に論理構造
を変更（拡大）する処理を行い，追加されたレコードタ
イプのレコードを格納する要求が発生しないレコードに
対してセット情報の領域を拡大しないため，従来のよう
な全てのレコードを退避した上で各レコード（親レコー
ド）についてセット情報を付加する作業を一括して行う
必要がなくなる。

【００２２】また，レコード更新処理部４はレコードの
データを更新する処理を行う。更にレコード検索処理部
５は指定されたレコードタイプのレコードを検索する処
理を行う。そして，レコード格納，レコード更新，レコ
ード削除の各処理において，各レコードのセット情報領
域の拡大が行われると，レコードの分裂（２つの領域に
分割して格納）や統合（２つの領域に分割したレコード
をまとめる）等の処理が実行される。

【００２３】

【実施例】本発明によるデータベース論理データ構造拡
大の具体例を図２，図３により説明する。図２は論理デ
ータ構造の例を示し，(1) は変更前の論理構造，(2) は
変更後の論理構造である。すなわち，変更前はレコード
タイプＡを親レコードとしてレコードタイプＢを子レコ
ードとし，αセットによりレコードタイプＢの格納位置
を指示する構造である。(2) の論理構造は，(1) の論理
構造に対してレコードタイプＣをレコードタイプＡに結
合（Connect)し, βセットによりレコードタイプＣの格
納位置を指示する構造に変更するものである。

【００２４】図３は論理データ構造の拡大におけるレコ
ードの格納処理の説明図である。図３において，左側の
欄は〜により各処理の順番を表し，次の欄は処理内
容，右側の欄はレコードタイプＡ（親レコード）のレコ
ードの内容を表す。

【００２５】最初にの処理は，論理構造変更前の時点
でレコードタイプＡのデータａ₁，ａ₂が格納される。
このデータａ₁，ａ₂の各レコード内容は，制御部とα
セットポインタ部（図１のセット情報と同義）及びデー
タ部とで構成される。このの処理が実行される時の論
理構造は，上記図２の(1) により定義されている。この
後，の処理においてプログラム命令を入力することに
より論理構造の変更が実行される。この論理構造の変更
により上記図２の (2)に示す構造に定義されている。こ
の時，レコードタイプＡのレコード内容は変更されな
い。

【００２６】次に論理構造変更後にレコードａ₁に対応
するレコードタイプＣのレコードが発生すると，に示
すようにそのレコードをレコードａ₁にセットタイプβ
で結合して格納する処理が行われる。これにより，ａ₁
のレコードの内容は，制御部，αセットポインタ部，β
セットポインタ部及びデータ部の構成になる。この時，
ａ₂のレコードの内容は以前と同じである。

【００２７】次に，新たにレコードａ₃を格納する要求
が発生すると，に示すようにレコードタイプＡのレコ
ードａ₃（親レコード）を格納する処理が実行される。
この場合，レコードａ₃は論理構造変更後に新たに発生
したので，上記図２の(2) に示す変更後の論理構造に従
って，レコードの内容は図に示すように制御部，αセッ
トポインタ部，βセットポインタ部及びデータ部とで構
成される。この場合，レコードａ₃に対する子レコード
としてレコードタイプＣのレコード（例えば，図示され
ないレコードｃ３）が存在しなくてもよい。この場合，
βセットポインタ部には，空き状態であることを表す
値，例えばオール０を格納する。

【００２８】上記の図３に示すレコードの格納処理では
論理構造の変更により追加されたレコードタイプに対応
するレコードを既存の親レコードへ結合（Connect)する
ために，においてセットポインタの結合が行われる。
この時に実行される詳細の処理フローを次に説明する。

【００２９】図４はセットポインタの結合（Connect)の
処理フローである。この処理は，レコード（親レコー
ド）の内容がデータベースから主記憶装置に設けられた
ページバッファ（後述する図５，図６に示す）に格納さ
れた状態で実行され，ポインタ部の拡張のために一時的
な作業領域として作業用バッファ（後述する図６に示
す）を使用するものとする。

【００３０】処理が開始されると，ページバッファのレ
コードのセットポインタ部に，結合対象セットタイプの
ポインタ部の存在を調査し（図４のＳ１），調査結果と
して該当ポインタ部が存在するか否かを判断する（同Ｓ
２）。存在する場合は，ページバッファ内のレコードの
ポインタ部にセットポインタ（新たに格納したレコード
のポインタ）を設定する（同Ｓ３）。存在しない場合，
ページバッファに格納されたレコード（更新前）を，そ
のセットポインタ部を拡張しながら作業用バッファに転
送する（同Ｓ４）。作業用バッファ内のレコードに新た
に結合するレコードのセットポインタを設定し（同Ｓ
５），ページバッファに格納されている更新前レコード
を削除して更新後のレコードを格納する（同Ｓ６）。

【００３１】図５，図６は上記図４のセットポインタの
結合の処理の具体例である。図５は結合対象セットポイ
ンタのポインタ部が存在する場合の処理の具体例であ
り，図６は結合対象セットポインタのポインタ部が存在
しない場合の処理の具体例である。

【００３２】図５において，イ．は変更後の論理構造，
ロ．は更新前のレコードを格納したページバッファの内
容，ハ．は更新後のレコードを格納したページバッファ
の内容を示す。論理構造はイ．に示すように変更される
前は，レコードタイプＡにレコードタイプＢが結合して
いたのが，変更により新たにレコードタイプＣとレコー
ドタイプＤがレコードタイプＡへ結合する構造になっ
た。この場合，ロ．に示すように更新前のページバッフ
ァには，ａ₁レコード，ａ₂レコード・・・のそれぞれ
にレコードタイプＢのレコードと結合するためのαセッ
トポインタ部が格納されているだけである。

【００３３】このロ．のａ₁レコードにαセットを結合
する場合（更新前のαセットポインタ部には実質的なデ
ータが格納されていない），ａ₁レコードのαセットポ
インタ部に実際のポインタ値（レコードタイプＢのレコ
ード，例えばｂ₁を格納したポインタ値）を設定して，
更新が実行される。更新後のページバッファの内容を
ハ．に示す。このように，論理構造が変更されていて
も，更新により追加されたレコードタイプと関係の無い
既存のレコードタイプについての処理の場合は，論理構
造の変更により追加されたレコードタイプ（イ．のレコ
ードタイプＣ，Ｄ）のセットポインタ部の追加を行わな
い。

【００３４】次に図６の例は，論理構造が変更前にレコ
ードタイプＡとレコードタイプＢが結合していた構造か
ら，イ．に示すような論理構造（上記図５のイ．と同
じ）に変更され，更新前のぺージバッファがロ．に示す
内容（上記図５のロ．と同じ）である時に，ａ₁レコー
ドに対してレコードタイプＣのレコード（ｃ₁とする）
を結合する要求が発生した例である。この場合，ａ₁レ
コードのセットポインタ部の拡張を含む更新処理が次の
〜の順に実行される。

【００３５】更新前レコード（図６のロ．）を作業用
バッファ（図６のホ．）に転送する。この時，同時に新
レコードフォーマット（追加するポインタ部，すなわ
ち，βセットポインタ部とγセットポインタ部を追加し
た形）にする。

【００３６】作業用バッファ（図６のホ．）上で結合
対象（レコードタイプＣのレコードｃ₁）のセットタイ
プ（βセット）に対してポインタ値（βセットポインタ
値）を格納する（図６のへ．）。

【００３７】更新前レコードを削除する（図６の
ハ．）。作業用バッファ上のレコード（更新後レコード）を元
のぺージに格納する（図６のニ．）。なお，この時元の
ぺージに格納するだけの領域が無い場合は，レコードを
ぺージ間に分裂（分割）させて格納することになる（そ
の詳細は後述する）。

【００３８】図７は本発明の格納処理により結合される
レコードの更新例である。この例は上記図５，図６に示
すセットポインタの結合の処理により結合される親・子
のレコードの一例を示し，図７のイは，変更によりレコ
ードタイプＣ，Ｄが追加された論理構造を示し，ロは更
新前のレコードタイプＡの親のレコードＲ１０（ａ₁レ
コード）に対しレコードタイプＢのレコードＲ１１（ｂ
₁レコード）が結合し，レコードＲ１０にセットタイプ
部にαセットとβセットが格納されている。

【００３９】このレコードに対し，ニに示すようなレコ
ードタイプＣのレコードＲ１２（ｃ ₁レコード）を格納
し，ａ₁レコードとβセットで結合する要求が発生した
ものとする。この場合，格納前にレコードＲ１０に結合
対象セットポインタ部（β）が存在するので，このレコ
ードＲ１０のβに対しレコードＲ１２のポインタを設定
するが，論理構造に追加されたレコードタイプＤのセッ
トポインタ部（γ）は追加しない。

【００４０】図７のホは，更新前の親のレコードＲ２０
（ａ₂レコード）がセットポインタ部にαセットだけ保
持している時に，ヘに示すようにレコードタイプＣのｃ
₂レコード（レコードＲ２２）を格納し，レコードＲ２
０と結合する場合を示す。この場合，ホに示すようにレ
コードＲ２０には結合対象セットポインタ部（β）が存
在しないため，トに示すように新たにレコードＲ２０に
対しベータ及びγのセットポインタ部を追加する。

【００４１】次にデータの更新（Modify) 処理を説明す
る。この更新処理は，更新対象レコード及び更新でセッ
トポインタが更新されるレコード（ソートセットで結ば
れるレコードのみ）にセットポインタ部が存在しないも
のがあっても，セットポインタ部を追加することはしな
い。その処理の例は，上記図７のロ，ハ，ニの場合と同
様である。すなわち，更新されるレコードが子レコード
として既に存在していると，その親レコードにセットポ
インタ部が存在するので，セットポインタ部の内容だけ
更新すればよい。

【００４２】次にレコードの削除(Erase) 処理を, 図８
に示す本発明による削除処理の具体例を用いて説明す
る。この例では，論理構造がイのように定義されている
時，レコードタイプＣを削除する例である。この場合，
削除により切り離し（Disconnect) されるレコードタイ
プはＡである。図８のロは，削除前のレコードの例で示
され，レコードタイプＡのレコードＲ１０内のセットタ
イプ部に格納されたα，βによりレコードＲ１１（ｂ₁
レコード），Ｒ１２（ｃ₁レコード）が結合している。
このレコードに対し，レコードタイプＣのレコードを削
除する処理が実行されると，ハに示すようにレコードタ
イプＣのレコード（ｃ₁レコード）を削除し，レコード
Ｒ１０からβセットが切り離される。この結果各レコー
ドはニのような構成となる。

【００４３】但し，削除されたレコードＲ１２を結ぶた
めのレコードＲ１０のセットポインタ部（β）は，不要
となるが，その後に発生する可能性がある結合処理の効
率を考慮して縮小（βの削除）を行わない。但し，βの
内容は例えばオール“０”にして実質的に無効なポイン
タ値に設定する。

【００４４】次にセット検索（Get)処理を, 図９に示す
本発明によるセット検索処理の具体例を用いて説明す
る。この例は論理構造がイのように定義されている時
に，Ｃレコードタイプを検索する場合の例である。この
検索では，ロに示すレコードＲ１０（ａ₁レコード）に
ついてβセットタイプを使用してＣレコードタイプを検
索するが，このレコードＲ１０のセットポインタ部のβ
には，このβにより結合するレコードが存在しないため
有効なポインタ値が格納されていない（オール
“０”）。このため，このレコードＲ１０からはレコー
ドタイプＣのレコードが検出されない。次のレコードＲ
２０の場合は，そのセットポインタ部にβが格納されて
ないので，この場合もレコードタイプＣのレコードが存
在しないものとして処理される。このように，セット検
索時に，そのセットタイプに対するセットポインタ部が
存在しない場合は，そのセットタイプで結合されている
レコードが存在しない場合と同様の結果となる。

【００４５】次に上記図４のセットポインタの結合の処
理フロー及び図６の結合対象セットポインタのポインタ
部が存在しない場合の具体例において発生するレコード
の分裂方式について説明する。

【００４６】図１０はレコード分裂の処理フローであ
る。この処理は，レコードの格納によりセットポインタ
部が拡張したために，セットポインタ部が元の領域に格
納できなくなった場合に実行される。具体的には図６の
においてセットポインタ部の領域を作業用バッファに
おいて拡張し，でセットポインタ値を設定した後，
の元のページバッファに格納する時に領域が足りないこ
とが検出された場合に実行される。

【００４７】最初に，データ部だけの移動で格納可能か
判断する（図１０のＳ１）。可能な場合は，データ部だ
けを他ページに移動させ（同Ｓ２），可能でない場合
は，データ部とセットポインタ部を共に他ページに移動
させる（同Ｓ３）。このように他ページにレコードの一
部のデータが格納された状態をレコードの分裂という。

【００４８】図１１はデータ部だけを他ページに移動さ
せるレコード分裂の具体例である（上記図１０のＳ２に
対応）。図１１において，イに示す更新前ページの状態
で，レコードＢについてＢ制御部，Ｂセットポインタ部
及びＢデータ部とで構成されている時，Ｂセットポイン
タ部が拡大して，Ｂデータ部だけが元の更新前ページの
領域に格納できないと，ロに示す更新後ページにはＢ制
御部（マスタ）と拡大したＢセットポインタ部が格納さ
れ，ハに示す他ページにＢデータ部をＢ制御部（チャイ
ルド：子のデータ）と共に格納する。

【００４９】図１２はデータ部とセットポインタ部を共
に他ページに移動させるレコード分裂の具体例である
（上記図１０のＳ３に対応）。この場合，更新前のレコ
ードＢの状態は上記図１１と同じであるが，Ｂセットポ
インタ部が拡大した時，データ部だけの移動では元の領
域に格納できないので，図１２のロに示すように更新後
ページにはＢ制御部（マスタ）だけ格納し，ハに示す他
ページにＢセットポインタ部とＢデータ部をＢ制御部
（チャイルド）と共に格納し，更新後ページの空いた領
域は削除レコードとする。

【００５０】次に上記の図１０〜図１２に示す方式によ
りセットポインタ部の拡張により分裂したレコードを統
合させる方式を説明する。分裂レコードを統合する契機
には，レコードの削除(Erase) 時，及び更新（Modify)
時がある。以下にそれぞれの処理における次の(1),(2)
の２つの分裂レコードについての統合方式を示す。

【００５１】(1) セットポインタ部とデータ部の分裂レ
コード（上記図１１のロ，ハ参照） (2) 制御部と「セットポインタ部＋データ部」の分裂レ
コード（上記図１２のロ，ハ参照）レコード削除の場合の処理削除対象レコードが存在するページ（削除対象レコード
が分裂レコードの場合は，マスタレコードとチャイルド
レコードが存在する２つのページバッファが対象）内の
全ての分裂レコード（マスタレコードのみ）に対して，
以下の順番で統合処理を行う。

【００５２】対象ページ内の全ての『制御部と「セッ
トポインタ部＋データ部」の分裂レコード』のセットポ
インタ部を移動させ，『セットポインタ部とデータ部の
分裂レコード』とすることを試行する。この理由は，セ
ットポインタ部はできるだけマスタレコードに置いてセ
ット検索の性能を高める必要があり，一旦セットポイン
タ部だけをマスタレコードに移動させる。データ部も同
時に移動させると他の『制御部と「セットポインタ部＋
データ部」の分裂レコード』のセットポインタ部が移動
できなくなるからである。

【００５３】この例を図１３のレコード削除におけるデ
ータ移動の具体例に示す。この場合，分裂レコードは更
新前ページのイ，ロに示す状態（図１２のロ，ハに対
応）であり，この状態でＡレコードを削除することによ
り空き領域が発生するので，ロのＢセットポインタ部を
移動させることを試みる。移動可能であることが分かる
と，ハに示すように，ロにあったＢセットポインタ部を
Ｂ制御部（マスタ）と共にＡレコードが削除された領域
に格納する。ロの分裂レコードのＢデータ部は，依然と
してニに示すようにＢ制御部（チャイルド）と共に格納
されている（Ｂデータ部はＡレコード部の残りの領域に
格納できないので）。

【００５４】対象ページ内の全ての「セットポインタ
部とデータ部の分裂レコード」を一般レコードとするこ
とを試行する。この例は，図１４の分裂レコードを一般
レコード化する場合の具体例として示す。

【００５５】この場合，分裂レコードは更新前ページの
イ，ロに示す状態（図１１のロ，ハに対応）であり，こ
の状態でイのマスタレコードに，ロのチャイルドレコー
ドを統合する試みを行うと，統合が可能であることが分
かり，ハに示すようにロのレコードのＢデータ部をイに
統合して一般レコード化する処理を行う。

【００５６】レコード更新の場合の処理更新対象レコードが分裂レコードの場合だけ，更新対象
レコードについてのみ統合処理を行う。

【００５７】一般レコード化を試行する。上記のの一般レコード化ができない場合は，更新対
象レコードが『制御部と「セットポインタ部＋データ
部」の分裂レコード』の場合は，セットポインタ部だけ
を移動させて「セットポインタ部とデータ部の分裂レコ
ード」とする試行をする。

【００５８】図１５は上記に対応し，更新により一般
レコード化を行う場合の具体例である。すなわち，更新
前ページではイ，ロの分裂レコードを構成していたが，
Ｂレコードの更新によりデータ量が縮小して，ハに示す
更新後ページのようにイのマスタレコードにＢセットポ
インタ部と更新されたＢデータ部の全体を格納すること
ができる。

【００５９】図１６は上記に対応し，更新により一般
レコード化できない場合の具体例である。すなわち，更
新前ページはイとロに示すようにＢレコードは，Ｂ制御
部（マスタ）と『Ｂ制御部（チャイルド），Ｂセットポ
インタ部，Ｂデータ部』とが分裂された各レコードに格
納されていたが，Ｂデータを更新した時に，Ｂセットポ
インタ部へ移動する試みを行って，可能であれば，ハに
示すようにＢセットポインタ部を元のページ（イに示
す）に移動し，残りのＢデータ部はＢ制御部（チャイル
ド）と共に分裂した状態となる。しかし，Ｂセットポイ
ンタ部がマスタレコード側に統合されるので，処理の効
率が向上する。

【００６０】

【発明の効果】従来ネットワーク型のデータベースへの
業務追加による新レコードタイプを追加する論理構造の
変更が発生すると，ネットワーク型のデータベースを再
編成して，当該ネットワーク型のデータベースの全てを
再構築する必要があり，ネットワーク型のデータベース
の再編成に多大な時間を要し，この間業務を停止する必
要があったが，本発明によればネットワーク型のデータ
ベースの業務追加による新レコードタイプの追加定義
は，論理構造の定義を行うだけで可能となり，業務停止
時間を大幅に削減することができる。

【００６１】また，従来のネットワーク型のデータベー
スの再編成で必要であった大量の中間データセット（ネ
ットワーク型のデータベース中の全レコードを一括して
一旦，中間データセットに退避して，元のデータベース
に再格納する）が必要であったが，本発明によればネッ
トワーク型のデータベースの再編成が不要となるから中
間データセットを不要にすることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理構成図である。

【図２】論理データ構造の例である。

【図３】論理データ構造の拡大におけるレコードの格納
処理の説明図である。

【図４】セットポインタの結合の処理フローである。

【図５】結合対象セットポインタのポインタ部が存在す
る場合の処理の具体例である。

【図６】結合対象セットポインタのポインタ部が存在し
ない場合の処理の具体例である。

【図７】本発明の格納処理により結合されるレコードの
更新例である。

【図８】本発明による削除処理の具体例である。

【図９】本発明によるセット検索処理の具体例である。

【図１０】レコード分裂の処理フローである。

【図１１】データ部だけを他ページに移動させるレコー
ド分裂の具体例である。

【図１２】データ部とセットポインタ部を共に他ページ
に移動させるレコード分裂の具体例である。

【図１３】レコード削除におけるデータ移動の具体例で
ある。

【図１４】分裂レコードを一般レコード化する場合の具
体例である。

【図１５】更新により一般レコード化を行う場合の具体
例である。

【図１６】更新により一般レコード化できない場合の具
体例である。

【図１７】従来のネットワーク型のデータベースにおけ
る構造変更の例である。

【符号の説明】

１データベース処理装置２論理データ構造の定義変更部２ａ論理データ構造定義データ保持部３レコード格納処理部３ａレコード格納手段３ｂ接続対象セット情報識別手段３ｃセット情報領域拡張手段３ｄセット情報設定手段４レコード更新処理部５レコード検索処理部６データベース記憶装置

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 ”ＡＣＯＳソフトウェアＡＣＯＳ− ４／ＭＶＰＸＥＡＤＢＳ運用手引書”，第６版，日本電気株式会社，1989 年４月，ｐ．17−48，275−282 川合英俊，”ＯＳ／２１．２版の新ファイル・システム”，日経バイト, 日経ＢＰ社，第68号，1990年２月，ｐ. 231−240 (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 12/00

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】親レコードと子レコードを関連付けるセ
ット情報を各々レコード自身に備えるネットワーク型の
データベース論理データ構造の動的変更方式において，データベース処理装置に前記データベースの論理データ
構造の変更に対応して論理データ構造定義データを設定
し，該データベース処理装置にレコード格納要求の発生
により起動するレコード格納処理部を備え，該レコード格納処理部は，要求されたレコードを格納する手段と，該レコードの接
続対象レコードが保持するセット情報を識別する手段
と，該接続対象セット情報識別手段により格納レコード
のレコードタイプに対応するセット情報が存在しない時
起動し，セット情報領域を可変長管理により拡大する手
段と，前記拡大した領域に格納レコードのセット情報を
設定する手段とを備え，データベースの論理データ構造を拡大する変更に対して
格納レコードの発生に応じてデータの拡大を行い，前記セット情報領域を可変長管理により拡大する手段
は，前記拡大した領域に格納レコードのセット情報を設
定した時に，接続対象レコードの領域に格納できない
と，前記接続対象レコードのデータ部だけ他のぺージに
移動すれば格納することができるか判別し，データ部だ
け他のぺージに移動すれば格納できると判別されると，
データ部だけを他のぺージに移動させてレコードを分裂
させ，データ部だけ他のぺージに移動しても格納できないと判
別されると，データ部とセット情報を共に他ページに移
動させてレコードを分裂することを特徴とするデータベ
ース論理データ構造の動的変更方式。
【請求項２】請求項１において，前記分裂したレコードに対して，データの削除または更
新の処理が行われると，セット情報とデータ部とを統合
した一般レコード化が可能かの試行を行い，可能な場合は統合したレコードを作成することを特徴と
するデータベース論理データ構造の動的変更方式。