JP3236999B2 - データベース管理方法およびシステム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、データベースを複
数の記憶領域に分割して管理するデータベース管理技術
に関する。

【０００２】

【従来の技術】例えば、「Ｄevid DeWitt and Jim Gra
y：Ｐarallel Database Systems：TheFuture of High P
erformance Database Systems，CACM，Vol.35，No.6，1
992 」において、並列データベースシステムが提案され
ている。この並列データベースシステムでは、密結合あ
るいは疎結合に複数のプロセッサを接続し、それら複数
のプロセッサに対して、データベース処理を配分してい
る。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】従来の複数の記憶領域
を有するデータベースシステムでは、それらの記憶領域
へどのようにデータを格納するかはユーザに任される
か、または、固定的であった。このため、データ量の増
減により負荷の不均衡が発生する問題点があった。そこ
で、本発明の目的は、データを格納する記録領域の割り
付けを操作することで負荷の不均衡を軽減することが出
来るデータベース管理方法およびデータベース管理シス
テムを提供することにある。

【０００４】

【課題を解決するための手段】第１の観点では、本発明
は、設定された複数のキーレンジと、記憶装置に設けら
れた複数のデータ格納領域とを対応付け、キーレンジを
追加する要求を受け付けた場合、当該キーレンジ及びデ
ータ格納領域に関する情報を該要求に含み、当該キーレ
ンジ及び当該データ格納領域を対応付けすることを特徴
とするデータベース管理方法を提供する。上記第１の観
点によるデータベース管理方法では、複数のデータ格納
領域に格納されているデータの中で上記追加されたキー
レンジに対応するデータを、追加されたキーレンジに対
応するデータ格納領域へ移動することができるため、各
データ格納領域に対する負荷の不均衡を軽減することが
出来る。

【０００５】第２の観点では、本発明は、設定された複
数のキーレンジと、記憶装置に設けられた複数のデータ
格納領域とを対応付け、キーレンジを分割する要求を受
け付けた場合、分割される元の第１のキーレンジ及びデ
ータ格納領域、分割する先の複数の第２のキーレンジ及
びデータ格納領域に関する情報を該要求に含み、当該第
１のキーレンジを当該複数の第２のキーレンジに分け、
当該複数の第２のキーレンジ及びデータ格納領域を対応
付けすることを特徴とするデータベース管理方法を提供
する。上記第２の観点によるデータベース管理方法で
は、あるデータ格納領域のデータが他のデータ格納領域
よりも多くなった場合、このデータ格納領域に対応づけ
られたキーレンジを分割し、この分割されたキーレンジ
にデータ格納領域を対応づけることにより、一つのデー
タ格納領域に格納されるデータを少なくすることができ
るため、各データ格納領域に対する負荷の不均衡を軽減
することが出来る。

【０００６】第３の観点では、本発明は、設定された複
数のキーレンジと、記憶装置に設けられた複数のデータ
格納領域とを対応付け、キーレンジを併合する要求を受
け付けた場合、併合される元の複数の第１のキーレンジ
及びデータ格納領域、併合する先の第２のキーレンジ及
びデータ格納領域に関する情報を該要求に含み、当該複
数の第１のキーレンジを当該第２のキーレンジに合わ
せ、当該第２のキーレンジ及びデータ格納領域を対応付
けすることを特徴とするデータベース管理方法を提供す
る。上記第３の観点によるデータベース管理方法では、
複数のデータ格納領域のデータが他のデータ格納領域よ
りも少なくなった場合、これらのデータ格納領域に対応
づけられたキーレンジを併合し、この併合されたキーレ
ンジにデータ格納領域を対応づけることにより、一つの
データ格納領域に格納されるデータを多くすることがで
きるため、各データ格納領域に対する負荷の不均衡を軽
減することが出来る。

【０００７】第４の観点では、本発明は、設定された複
数のキーレンジと、記憶装置に設けられた複数のデータ
格納領域とを対応付け、キーレンジを削除する要求を受
け付けた場合、該要求にかかるキーレンジ及びデータ格
納領域のペアを含まないようにデータ格納領域とキーレ
ンジを対応付けることを特徴とするデータベース管理方
法を提供する。上記第４の観点によるデータベース管理
方法では、あるデータ格納領域のデータが他のデータ格
納領域よりも少なくなった場合、このデータ格納領域を
削除し、この削除されたデータ格納領域に対応づけられ
たキーレンジを他のデータ格納領域に割り当てることに
より、データの少ないデータ格納領域を削除することが
できるため、各データ格納領域に対する負荷の不均衡を
軽減することが出来る。

【０００８】第５の観点では、本発明は、設定された複
数のキーレンジと、記憶装置に設けられた複数のデータ
格納領域とを対応付けて格納する第１の手段と、キーレ
ンジを迫加する要求を受け付けた場合、当該キーレンジ
及びデータ格納領域に関する情報を該要求に含み、当該
キーレンジ及び当該データ格納領域を対応付けする第２
の手段とを備えたことを特徴とするデータベース管理シ
ステムを提供する。上記第５の観点によるデータベース
管理システムでは、複数のデータ格納領域に格納されて
いるデータの中で上記追加されたキーレンジに対応する
データを、追加されたキーレンジに対応するデータ格納
領域へ移動することができるため、各データ格納領域に
対する負荷の不均衡を軽減することが出来る。

【０００９】第６の観点では、本発明は、設定された複
数のキーレンジと、記憶装置に設けられた複数のデータ
格納領域とを対応付けて格納する第１の手段と、キーレ
ンジを分割する要求を受け付けた場合、分割される元の
第１のキーレンジ及びデ一タ格納領域、分割する先の複
数の第２のキーレンジ及びデータ格納領域に関する情報
を該要求に含み、当該第１のキーレンジを当該複数の第
２のキーレンジに分け、当該複数の第２のキーレンジ及
びデータ格納領域を対応付けする第２の手段とを備えた
ことを特徴とするデータベース管理システムを提供す
る。上記第６の観点によるデータベース管理システムで
は、あるデータ格納領域のデータが他のデータ格納領域
よりも多くなった場合、このデータ格納領域に対応づけ
られたキーレンジを分割し、この分割されたキーレンジ
にデータ格納領域を対応づけることにより、一つのデー
タ格納領域に格納されるデータを少なくすることができ
るため、各データ格納領域に対する負荷の不均衡を軽減
することが出来る。

【００１０】第７の観点では、本発明は、設定された複
数のキーレンジと、記憶装置に設けられた複数のデータ
格納領域とを対応付けて格納する第１の手段と、キーレ
ンジを併合する要求を受け付けた場合、併合される元の
複数の第１のキーレンジ及びデータ格納領域、併合する
先の第２のキーレンジ及びデータ格納領域に関する情報
を該要求に含み、当該複数の第１のキーレンジを当該第
２のキーレンジに合わせ、当該第２のキーレンジ及びデ
ータ格納領域を対応付けする第２の手段とを備えたこと
を特徴とするデータベース管理システムを提供する。上
記第７の観点によるデータベース管理システムでは、複
数のデータ格納領域のデータが他のデータ格納領域より
も少なくなった場合、これらのデータ格納領域に対応づ
けられたキーレンジを併合し、この併合されたキーレン
ジにデータ格納領域を対応づけることにより、一つのデ
ータ格納領域に格納されるデータを多くすることができ
るため、各データ格納領域に対する負荷の不均衡を軽減
することが出来る。

【００１１】第８の観点では、本発明は、設定された複
数のキーレンジと、記憶装置に設けられた複数のデータ
格納領域とを対応付けて格納する第１の手段と、キーレ
ンジを削除する要求を受け付けた場合、該要求にかかる
キーレンジ及びデータ格納領域のペアを含まないように
データ格納領域とキーレンジを対応付けする第３の手段
とを備えたことを特徴とするデータベース管理システム
を提供する。上記第８の観点によるデータベース管理シ
ステムでは、あるデータ格納領域のデータが他のデータ
格納領域よりも少なくなった場合、このデータ格納領域
を削除し、この削除されたデータ格納領域に対応づけら
れたキーレンジを他のデータ格納領域に割り当てること
により、データの少ないデータ格納領域を削除すること
ができるため、各データ格納領域に対する負荷の不均衡
を軽減することが出来る。

【００１２】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施形態を図面に
基づいて詳細に説明する。なお、これにより本発明が限
定されるものではない。図１は、本発明の一実施形態の
並列データベースシステム１を示す構成図である。この
並列データベースシステム１は、ＦＥＳ（フロントエン
ドサーバ）ノード，ＢＥＳ（バックエンドサーバ）ノー
ド，ＩＯＳ（インプットアウトプットサーバ）ノード，
ＤＳ（ディクショナリサーバ）ノードおよびＪＳ（ジャ
ーナルサーバ）ノードを、ネットワーク９０により接続
した構成である。各ノードは、他のシステムとも接続さ
れている。ＦＥＳノードは、ディスクを持たない少なく
とも１台のプロセッサから構成されたＦＥＳ７５からな
るノードであり、ユーザからの問合せの解析，最適化，
処理手順作成を実行するフロントエンドサーバの機能を
持っている。ＢＥＳノードは、ディスクを持たない少な
くとも１台のプロセッサから構成されたＢＥＳ７３から
なるノードであり、前記ＦＥＳ７５で作成された処理手
順を基にしてデータベースをアクセスする機能を持って
いる。ＩＯＳノードは、少なくとも１台のプロセッサか
ら構成されたＩＯＳ７０および少なくとも１台のディス
ク８０からなるノードであり、ディスク８０にデータベ
ースを格納し管理する機能を持っている。なお、ＩＯＳ
ノードの機能をＢＥＳノードに持たせれば、ＩＯＳノー
ドを省略できる。この場合、ＢＥＳ７３にディスクを接
続すると共に、ＢＥＳ７３がディスク８０にデータベー
スを格納し管理する機能を持つ。

【００１３】データベースは、複数の表からなる。表
は、２次元のテーブル形式であり、複数のロウ（行）か
らなる。１つのロウは、１つ以上のカラム（属性）から
なる。この表は、所定数のロウからなる固定長のページ
単位で物理的に分割されて、ディスク８０上に格納され
る。各ページのディスク８０上の格納位置は、ディレク
トリ情報を用いて知ることが出来る。

【００１４】ＤＳノードは、少なくとも１台のプロセッ
サから構成されたＤＳ７１および少なくとも１台のディ
スク８１からなるノードであり、データベースの定義情
報を一括管理する機能を持っている。ＪＳノードは、少
なくとも１台のプロセッサから構成されたＪＳ７２およ
び少なくとも１台のディスク８２からなるノードであ
り、各ノードで実行されるデータベース更新履歴情報を
格納し、管理する機能を持っている。

【００１５】図２は、上記並列データベースシステム１
におけるＦＥＳ７５，ＢＥＳ７３，ＩＯＳ７０のプロセ
ッサ数およびディスク数およびディスクの分割数を決め
る本発明のデータベース分割管理方法の概念図である。
まず、ユーザが指定するワークロードでデータベース処
理の負荷パターンを決める。負荷パターンには、一件検
索処理、一件更新処理、データ取り出し処理などがあ
る。その負荷パターンに応じて、ＩＯＳ７０でディスク
８０を何分割して管理するか決定する（ＩＯＳノードの
機能をＢＥＳが持つ場合は、ＢＥＳ７３でディスクを何
分割して管理するか決定する）。すなわち、スキーマ定
義時、表の分割方法（キー値範囲，範囲毎ロウ数（ペー
ジ数を換算）など）から、格納に必要なディスク数が判
明し、閉塞および再編成の単位が決まれば、ＢＥＳ７３
およびＩＯＳ７０の組み合わせ（閉塞あるいは再編成の
単位がディスク，ＩＯＳ，ＢＥＳに依存する）が決ま
る。これにより、ＢＥＳ７３，ＩＯＳ７０，ディスク８
０の構成台数が決まる。即ち、次のようになる。 既分割数…全ＢＥＳで管理する並列アクセス可能なデー
タベース分割単位（動的なＢＥＳ追加，削除は、この分
割単位で行う） 各分割毎ディスク数…各分割で割り当てられるディスク
数 図２は、ディスク数が“８”、既分割数が“４”、各分
割毎ディスク数が“２”の場合である。なお、プロセッ
サ性能がｎ倍となれば、分割数を変えずに、各分割で利
用するボリューム数をｎ倍とする（ただし、ＩＯＳ７０
とディスク８０の間の総データ転送レートの制限がある
ため、ディスク数にも制限がある）。また、ここでディ
スクとは、ディスク装置１台に対応させている。本発明
では、必ずしも「ディスク」はディスク装置１台と１対
１に対応させる必要はない。例えば、１ディスク装置に
複数のディスク装置を含む場合（ディスクアレイ装
置）、並列アクセス可能な入出力単位の数を「ディスク
装置」として適用すればよい。

【００１６】図２のようにＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：デ
ィスク＝１：４：１：８であるが、初期データロード時
には、ＦＥＳ，ＢＥＳは１台あればよく、ＦＥＳ：ＢＥ
Ｓ：ＩＯＳ：ディスク＝１：１：１：８となっている。
そのため、ＢＥＳ７３１には、既分割＃１〜＃４のディ
スク８１１〜８４２に格納されるデータベースのディレ
クトリ情報を持つ。ＢＥＳ７３の負荷が軽くて、ＢＥＳ
７３１の１台だけでＩＯＳ７０および８台のディスク８
１１〜８４２を処理可能な場合、ＢＥＳ７３１の１台だ
けで８台のディスク８１１〜８４２に格納されるデータ
ベースをアクセスする。従って、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯ
Ｓ：ディスク＝１：１：１：８のままである。

【００１７】ＢＥＳ７３１の負荷が増加して利用率１０
０％の状態が続き負荷アンバランスが検出されると、Ｂ
ＥＳ７３２が追加される。既分割数が“４”であるの
で、２つのＢＥＳ７３１，７３２にそれぞれ２つの分割
が対応付けられる。そのため、ＢＥＳ７３１には、既分
割＃１〜＃２のディスク８１１〜８２２に格納されるデ
ータベースのディレクトリ情報を持つ。また、ＢＥＳ７
３２には、既分割＃３〜＃４のディスク８３１〜８４２
に格納されるデータベースのディレクトリ情報を持つ。
ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：２：１：８と
なる。

【００１８】さらにＢＥＳ７３１，７３２の負荷が増加
して利用率１００％の状態が続き負荷アンバランスが検
出されると、ＢＥＳ７３１，７３２にそれぞれＢＥＳ７
３３，７３４が追加される。既分割数が“４”であるの
で、４つのＢＥＳ７３１，７３２，７３３，７３４にそ
れぞれ１つの分割が対応付けられる。そのため、ＢＥＳ
７３１には、既分割＃１のディスク８１１〜８１２に格
納されるデータベースのディレクトリ情報を持つ。ま
た、ＢＥＳ７３２には、既分割＃２のディスク８２１〜
８２２に格納されるデータベースのディレクトリ情報を
持つ。また、ＢＥＳ７３３には、既分割＃３のディスク
８３１〜８３２に格納されるデータベースのディレクト
リ情報を持つ。また、ＢＥＳ７３４には、既分割＃４の
ディスク８４１〜８４２に格納されるデータベースのデ
ィレクトリ情報を持つ。ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディ
スク＝１：４：１：８となる。

【００１９】負荷が軽くなり、ＢＥＳ７３３，７３４の
利用率が例えば５０％未満の状態が続くと、ＢＥＳ７３
３，７３４に割り当ててあるノードを他の処理のために
利用する方が有効である。そこで、利用率が５０％未満
のＢＥＳ７３３，７３４を合わせる。すると、ＦＥＳ：
ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：２：１：８に縮退す
る。

【００２０】以上のように、負荷に応じてＢＥＳを増減
すれば、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：１：
１：８〜１：４：１：８の間でスケーラブルなシステム
を実現できる。

【００２１】ＩＯＳ７０は、ＢＥＳ７３とディスク８０
の対応関係に依らず、並列にアクセス可能なディスク数
分の並列なタスクが存在すればよい。このため、データ
の移動を行わず、ディレクトリ情報をＢＥＳ間で移動す
ることで、ＢＥＳ７３とディスク８０の対応関係を変更
でき、アクセスの分離および統合が容易に可能となる。

【００２２】次に、負荷パターンが一件更新処理の場合
とデータ取り出し処理の場合について、プロセッサ数，
ディスク数，ディスクの分割数を、数値例で説明する。
前提条件は、以下のように仮定する。 ＦＥＳ処理（受取処理） … ３０［Kステッフ゜］ ＢＥＳ処理（一件更新処理） … ６０［Kステッフ゜］ （データ取り出し処理）… ２２０［Kステッフ゜］ 送信処理 … ６［Kステッフ゜］ 受信処理 …６＋４＊ページ数［Kステッフ゜］ 入出力発行処理 …４＋４＊ページ数［Kステッフ゜］ プロセッサ性能 … １０［Mステッフ゜／秒］ 入出力性能（１ヘ゜ーシ゛アクセス） … ２０［ｍ秒］ （10ヘ゜ーシ゛アクセス） … ３０［ｍ秒］ Ａ．一件更新処理（１ヘ゜ーシ゛アクセス）の場合 (１)ＩＯＳノードがあるシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋ＢＥＳからのデータ取り出し要求の送信処理６
［Kステッフ゜］＋ＩＯＳからのデータ取り出し結果の受信処
理１０［Kステッフ゜］＋一件更新処理６０［Kステッフ゜］＋ＦＥ
Ｓへの実行要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］＝８８［Kス
テッフ゜］がＢＥＳでの一件更新処理で必要であるから、こ
れでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、１１
４回／秒まで一件更新処理が可能である。さらに、ＢＥ
Ｓからの入出力要求の受信処理６［Kステッフ゜］＋入出力発
行処理８［Kステッフ゜］＋ＢＥＳへの入出力要求結果の送信
処理６［Kステッフ゜］＝２０［Kステッフ゜］がＩＯＳのディスク
へのアクセスに必要であるから、これでプロセッサ性能
１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、５００回／秒までディス
クへのアクセスが可能である。また、１ページのランダ
ム入出力で２０［ｍ秒］を要するので、１台のディスク
には５０回／秒までアクセス可能となる。これで前記Ｉ
ＯＳでのディスクへのアクセス可能回数５００回／秒を
割ると、ＩＯＳには１０台までのディスクを実装可能で
ある。また、前記ＢＥＳでの一件更新処理可能回数１１
４回／秒で前記ＩＯＳでのディスクへのアクセス可能回
数５００回／秒を割ると、１台のＩＯＳで４．３台のＢ
ＥＳに対応可能である。さらに、前記ＢＥＳでの一件更
新処理可能回数１１４回／秒で前記ＦＥＳでの受取処理
可能３３３回／秒を割ると、１台のＦＥＳで３台のＢＥ
Ｓに対応可能である。以上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：
３、ＢＥＳ：ＩＯＳ＝４．３：１、ＩＯＳ：ディスク＝
１：１０となる。そこで、総合的には、図３に示すよう
に、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：４：１：
８とすると、ほぼバランスがとれた実装になる（ＦＥＳ
とディスクに多少のアンバランスが生じる）。

【００２３】(２)ＩＯＳノードの機能をＢＥＳノードに
持たせたシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋入出力発行処理８［Kステッフ゜］＋一件更新処理６
０［Kステッフ゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送信処理６
［Kステッフ゜］＝８０［Kステッフ゜］がＢＥＳでの一件更新処理
で必要であるから、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜
／秒］を割ると、１２５回／秒まで一件更新処理が可能
である。また、１ページのランダム入出力で２０［ｍ
秒］を要するので、１台のディスクには５０回／秒まで
アクセス可能となる。これで前記ＢＥＳでの一件更新処
理可能回数１２５回／秒を割ると、ＢＥＳには２．５台
までのディスクを実装可能である。さらに、前記ＢＥＳ
での一件更新処理可能回数１２５回／秒で前記ＦＥＳで
の受取処理可能３３３回／秒を割ると、１台のＦＥＳで
２．６台のＢＥＳに対応可能である。以上から、ＦＥ
Ｓ：ＢＥＳ＝１：２．６、ＢＥＳ：ディスク＝１：２．
５となる。そこで、総合的には、図４に示すように、Ｆ
ＥＳ：ＢＥＳ：ディスク＝１：４：８とすると、ほぼバ
ランスがとれた実装になる（ＦＥＳに多少のアンバラン
スが生じる）。

【００２４】Ｂ．データ取り出し処理（10ヘ゜ーシ゛アクセス）
の場合 (１)ＩＯＳノードがあるシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋ＢＥＳからのデータ取り出し要求の送信処理６
［Kステッフ゜］＋ＩＯＳからのデータ取り出し結果の受信処
理４６［Kステッフ゜］＋データ取り出し処理２２０［Kステッフ
゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］
＝２８４［Kステッフ゜］がＢＥＳでのデータ取り出し処理で
必要であるから、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／
秒］を割ると、３５回／秒までデータ取り出し処理が可
能である。さらに、ＢＥＳからの入出力要求の受信処理
６［Kステッフ゜］＋入出力発行処理４４［Kステッフ゜］＋ＢＥＳ
への入出力要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］＝５６［Kス
テッフ゜］がＩＯＳのディスクへのアクセスに必要であるか
ら、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割る
と、１７９回／秒までディスクへのアクセスが可能であ
る。また、１０ページの一括入出力で３０［ｍ秒］を要
するので、１台のディスクには３３回／秒までアクセス
可能である。これで前記ＩＯＳでのディスクへのアクセ
ス可能回数１７９回／秒を割ると、５．４台までのディ
スクを実装可能である。また、前記ＢＥＳでのデータ取
り出し処理可能回数３５回／秒で前記ＩＯＳでのディス
クへのアクセス可能回数１７９回／秒を割ると、１台の
ＩＯＳで５．１台のＢＥＳに対応可能である。さらに、
前記ＢＥＳでのデータ取り出し処理可能回数３５回／秒
で前記ＦＥＳでの受取処理可能３３３回／秒を割ると、
１台のＦＥＳで９．５台のＢＥＳに対応可能である。以
上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：９．５、ＢＥＳ：ＩＯＳ
＝５．１：１、ＩＯＳ：ディスク＝１：５．４となる。
そこで、総合的には、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディス
ク＝１：１０：２：１０とすると、ほぼバランスがとれ
た実装になる（ディスクに多少のアンバランスが生じ
る）。

【００２５】(２)ＩＯＳノードの機能をＢＥＳノードに
持たせたシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋入出力発行処理４４［Kステッフ゜］＋データ取り出
し処理２２０［Kステッフ゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送
信処理６［Kステッフ゜］＝２７６［Kステッフ゜］がＢＥＳでのデ
R>ータ取り出し処理で必要であるから、これでプロセッ
サ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、３６回／秒までデ
ータ取り出し処理が可能である。また、１０ページの一
括入出力で３０［ｍ秒］を要するので、１台のディスク
には３３回／秒までアクセス可能である。これで前記Ｂ
ＥＳでのデータ取り出し処理可能回数３６回／秒を割る
と、１台だけのディスクを実装可能である。さらに、前
記ＢＥＳでのデータ取り出し処理可能回数３６回／秒で
前記ＦＥＳでの受取処理可能３３３回／秒を割ると、１
台のＦＥＳで９．２台のＢＥＳに対応可能である。以上
から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：９．２、ＢＥＳ：ディスク
＝１：１となる。そこで、総合的には、ＦＥＳ：ＢＥ
Ｓ：ディスク＝１：１０：１０とすると、ほぼバランス
がとれた実装になる。

【００２６】図５は、ＦＥＳ７５の構成図である。ＦＥ
Ｓ７５は、ユーザが作成したアプリケーションプログラ
ム１０〜１１と、問合せ処理やリソース管理などのデー
タベースシステム全体の管理を行う並列データベース管
理システム２０と、データの読み書きなどの計算機シス
テム全体の管理を受け持つオペレーティングシステム３
０とを具備している。上記並列データベース管理システ
ム２０は、システム制御部２１と、論理処理部２２と、
物理処理部２３と、処理対象となるデータを一時的に格
納するデータベース／ディクショナリ２４とを具備して
いる。また、上記並列データベース管理システム２０
は、ネットワーク９０および他のシステムと接続されて
いる。

【００２７】上記システム制御部２１は、入出力の管理
等を行う。また、データロード処理２１０と、動的負荷
制御処理２１１とを具備している。

【００２８】上記論理処理部２２は、問合せの構文解析
や意味解析を行う問合せ解析２２０と、適切な処理手順
候補を生成する静的最適化処理２２１と、処理手順候補
に対応したコードの生成を行なうコード生成２２２とを
具備している。また、処理手順候補から最適なものを選
択する動的最適化処理２２３と、選択された処理手順候
補のコードの解釈実行を行うコード解釈実行２２４とを
具備している。

【００２９】上記物理処理部２３は、アクセスしたデー
タの条件判定や編集やレコード追加などを実現するデー
タアクセス処理２３０と、データベースレコードの読み
書き等を制御するデータベース／ディクショナリバッフ
ァ制御２３１と、システムで共用するリソースの排他制
御を実現する排他制御２３３とを具備している。

【００３０】図６は、ＢＥＳ７３の構成図である。ＢＥ
Ｓ７３は、データベースシステム全体の管理を行う並列
データベース管理システム２０と、計算機システム全体
の管理を受け持つオペレーティングシステム３０とを具
備して構成されている。なお、ＩＯＳノードの機能を持
つときは、ディスクを有し、そのディスクにデータベー
ス４０を格納し、管理する。上記並列データベース管理
システム２０は、システム制御部２１と、論理処理部２
２と、物理処理部２３と、処理対象となるデータを一時
的に格納するデータベースバッファ２４とを具備してい
る。また、上記並列データベース管理システム２０は、
ネットワーク９０および他のシステムと接続されてい
る。

【００３１】上記システム制御部２１は、入出力の管理
等を行う。また、負荷配分を考慮したデータロードを行
うためのデータロード処理２１０を具備している。上記
論理処理部２２は、コードの解釈実行を行うコード解釈
実行２２４を具備している。上記物理処理部２３は、ア
クセスしたデータの条件判定や編集やレコード追加など
を実現するデータアクセス処理２３０と、データベース
レコードの読み書き等を制御するデータベースバッファ
制御２３１と、入出力対象となるデータの格納位置を管
理するマッピング処理２３２と、システムで共用するリ
ソースの排他制御を実現する排他制御２３３とを具備し
ている。

【００３２】図７は、ＩＯＳ７０とディスク８０の構成
図である。ＩＯＳ７０は、データベースシステム全体の
管理を行う並列データベース管理システム２０と、計算
機システム全体の管理を受け持つオペレーティングシス
テム３０とを具備して構成されている。ディスク８０に
は、データベース４０が格納されている。

【００３３】上記並列データベース管理システム２０
は、システム制御部２１と、物理処理部２３と、処理対
象となるデータを一時的に格納する入出力バッファ２４
とを具備している。また、上記並列データベース管理シ
ステム２０は、ネットワーク９０および他のシステムと
接続されている。

【００３４】上記システム制御部２１は、入出力の管理
等を行う。また、負荷配分を考慮したデータロードを行
うためのデータロード処理２１０を具備している。上記
物理処理部２３は、アクセスしたデータの条件判定や編
集やレコード追加などを実現するデータアクセス処理２
３０と、データベースレコードの読み書き等を制御する
入出力バッファ制御２３１とを具備している。

【００３５】図８は、ＤＳ７１およびディスク８１の構
成図である。ＤＳ７１は、データベースシステム全体の
管理を行う並列データベース管理システム２０と、計算
機システム全体の管理を受け持つオペレーティングシス
テム３０とを具備して構成されている。ディスク８１に
は、ディクショナリ５０が格納されている。

【００３６】上記並列データベース管理システム２０
は、システム制御部２１と、論理処理部２２と、物理処
理部２３と、ディクショナリバッファ２４とを具備して
いる。また、上記並列データベース管理システム２０
は、ネットワーク９０および他のシステムと接続されて
いる。上記論理処理部２２は、コードの解釈実行を行う
コード解釈実行２２４を具備している。上記物理処理部
２３は、アクセスしたデータの条件判定や編集やレコー
ド追加などを実現するデータアクセス処理２３０と、デ
ィクショナリレコードの読み書き等を制御するディクシ
ョナリバッファ制御２３１と、システムで共用するリソ
ースの排他制御を実現する排他制御２３３とを具備して
いる。

【００３７】図９は、ＪＳ７２とディスク８２の構成図
である。ＪＳ７２は、データベースシステム全体の管理
を行う並列データベース管理システム２０と、計算機シ
ステム全体の管理を受け持つオペレーティングシステム
３０とを具備して構成されている。ディスク８２には、
ジャーナル６０が格納されている。

【００３８】上記並列データベース管理システム２０
は、システム制御部２１と、物理処理部２３と、ジャー
ナルバッファ２４とを具備している。また、上記並列デ
ータベース管理システム２０は、ネットワーク９０およ
び他のシステムと接続されている。上記物理処理部２３
は、アクセスしたデータの条件判定や編集やレコード追
加などを実現するデータアクセス処理２３０と、ジャー
ナルレコードの読み書き等を制御するジャーナルバッフ
ァ制御２３１とを具備している。

【００３９】図１０は、ＦＥＳ７５におけるデータベー
ス管理システム２０の処理を示すフローチャートであ
る。システム制御部２１は、問合せ分析処理か否かチェ
ックする（２１２）。問合せ分析処理であれば、問合せ
分析処理４００を呼び出し、それを実行した後、終了す
る。問合せ分析処理でなければ、問合せ実行処理か否か
チェックする（２１３）。問合せ実行処理であれば、問
合せ実行処理４１０を呼び出し、それを実行した後、終
了する。問合せ実行処理でなければ、データロード処理
か否かチェックする（２１４）。データロード処理であ
れば、データロード処理２１０を呼び出し、それを実行
した後、終了する。データロード処理でなければ、動的
負荷制御処理か否かチェックする（２１４）。動的負荷
制御処理であれば、動的負荷制御処理２１０を呼び出
し、それを実行した後、終了する。動的負荷制御処理で
なければ、終了する。

【００４０】なお、ＢＥＳ７３におけるデータベース管
理システム２０の処理のフローチャートは、図１０から
ステップ２１２，２１５，４００，２１１を省いたもの
となる。また、ＩＯＳ７０におけるデータベース管理シ
ステム２０の処理のフローチャートは、図１０からステ
ップ２１２，２１３，２１５，４００，４１０，２１１
を省いたものとなる。

【００４１】図１１は、問合せ分析処理４００のフロー
チャートである。まず、問合せ解析２２０により、入力
された問合せ文の構文解析，意味解析を実行する。次
に、静的最適化処理２２１により、問合せで出現する条
件式から条件を満足するデータの割合を推定し、予め設
定している規則を基に、有効なアクセスパス候補（特に
インデクスを選出する）を作成し、処理手順の候補を作
成する。次に、コード生成２２２により、処理手順の候
補を実行形式のコードに展開する。そして、処理を終了
する。

【００４２】図１２は、問合せ解析２２０のフローチャ
ートである。ステップ２２００では、入力された問合せ
文の構文解析，意味解析を実行する。そして、処理を終
了する。

【００４３】図１３は、静的最適化処理２２１のフロー
チャートである。まず、述語選択率推定２２１０によ
り、問い合せに出現する条件式の述語の選択率を推定す
る。次に、アクセスパス剪定２２１２により、インデク
ス等からなるアクセスパスを剪定する。次に、処理手順
候補生成２２１３により、アクセスパスを組み合わせた
処理手順候補を生成する。そして、処理を終了する。

【００４４】図１４は、述語選択率推定２２１０のフロ
ーチャートである。ステップ２２１０１では、問合せ条
件式に変数が出現するか否かチェックする（２２１０
１）。変数が出現しなければステップ２２１０２に進
み、変数が出現すればステップ２２１０４に進む。ステ
ップ２２１０２では、当条件式にカラム値分布情報があ
るか否かチェックする。カラム値分布情報があればステ
ップ２２１０３に進み、カラム値分布情報がなければス
テップ２２１０５に進む。ステップ２２１０３では、カ
ラム値分布情報を用いて選択率を算出し、終了する。ス
テップ２２１０４では、当条件式にカラム値分布情報が
あるか否かチェックする。カラム値分布情報があれば終
了し、カラム値分布情報がなければ、ステップ２２１０
５に進む。ステップ２２１０５では、条件式の種別に応
じてディフォルト値を設定し（２２１０５）、終了す
る。

【００４５】図１５は、アクセスパス剪定２２１２のフ
ローチャートである。ステップ２２１２０では、問合せ
条件式で出現するカラムのインデクスをアクセスパス候
補として登録する。ステップ２２１２１では、問合せで
アクセス対象となる表が複数ノードに分割格納されてい
るかチェックする。分割格納されていなければステップ
２２１２２に進み、分割格納されていればステップ２２
１２３に進む。ステップ２２１２２では、シーケンシャ
ルスキャンをアクセスパス候補として登録する。ステッ
プ２２１２３では、パラレルスキャンをアクセスパス候
補として登録する。ステップ２２１２４では、各条件式
の選択率が既に設定済みか否かチェックする。設定済み
であればステップ２２１２５に進み、設定済みでなけれ
ばステップ２２１２６に進む。ステップ２２１２５で
は、各表に関して選択率が最小となる条件式のインデク
スをアクセスパスの最優先度とする。ステップ２２１２
６では、各条件式の選択率の最大値および最小値を取得
する。ステップ２２１２７では、プロセッサ性能，ＩＯ
性能等システム特性より各アクセスパスの選択基準を算
出する。ステップ２２１２８では、単一あるいは複数の
インデクスを組合せたアクセスパスでの選択率が上記選
択基準を下回るものだけアクセスパス候補として登録す
る。

【００４６】図１６は、処理手順候補生成２２１３のフ
ローチャートである。ステップ２２１３０では、問合せ
でアクセス対象となる表が複数ノードに分割格納されて
いるかチェックする。分割格納されていなければステッ
プ２２１３１へ進み、分割格納されていればステップ２
２１３５へ進む。ステップ２２１３１では、処理手順候
補にソート処理が含まれているか否かをチェックする。
含まれていなければステップ２２１３２へ進み、含まれ
ていればステップ２２１３５へ進む。ステップ２２１３
２では、問合せでアクセス対象となる表のアクセスパス
が唯一であるかチェックする。唯一であればステップ２
２１３３へ進み、唯一でなければステップ２２１３４へ
進む。ステップ２２１３３では、単一の処理手順を作成
し、終了する。ステップ２２１３４では、複数の処理手
順を作成し、終了する。

【００４７】ステップ２２１３５では、結合可能な２ウ
ェイ結合へ問合せを分解する。ステップ２２１３６で
は、分割格納される表の格納ノード群に対応して、デー
タ読みだし／データ分配処理手順とスロットソート処理
手順を候補として登録する。ステップ２２１３７では、
結合処理ノード群に対応して、スロットソート処理手
順、Ｎウェイマージ処理手順および突き合わせ処理手順
を候補として登録する。なお、スロットソート処理と
は、ページ内の各ロウがページ先頭からのオフセットで
位置付けされるスロットで管理され、データが格納され
るページを対象とするページ内のソート処理を指し、ス
ロット順に読みだせば昇順にロウがアクセス可能とす
る。また、Ｎウェイマージ処理とは、Ｎウェイのバッフ
ァを用いて、各マージ段でＮ本のソート連を入力にして
トーナメント法で最終的に１本のソート連を作成する処
理をいう。ステップ２２１３８では、要求データ出力ノ
ードに要求データ出力処理手順を登録する。ステップ２
２１３９では、分解結果に対して評価がすべて終了した
かチェックする。評価がすべて終了していなければ前記
ステップ２２１３６に戻り、評価がすべて終了していれ
ば処理を終了する。

【００４８】図１７は、コード生成２２２のフローチャ
ートである。ステップ２２２０では、処理手順候補が唯
一か否かをチェックする。唯一でなければステップ２２
２１へ進み、唯一であればステップ２２２３へ進む。ス
テップ２２２１では、カラム値分布情報等からなる最適
化情報を処理手順に埋込む。ステップ２２２２では、問
合せ実行時に代入された定数に基づいて処理手順を選択
するデータ構造を作成する。ステップ２２２３では、処
理手順を実行形式へ展開する。そして、処理を終了す
る。

【００４９】図１８は、問合せ実行処理４１０のフロー
チャートである。まず、動的実行時最適化２２３によ
り、代入された定数に基づき、各ノード群で実行する処
理手順を決定する。次に、コード解釈実行２２４によ
り、当処理手順を解釈し、実行する。そして、処理を終
了する。

【００５０】図１９は、動的最適化処理２２３のフロー
チャートである。ステップ２２３００では、動的負荷制
御処理を実行する（２２３００）。ステップ２２３０１
では、作成されている処理手順が単一か否かをチェック
する。単一であれば、処理を終了する。単一でなけれ
ば、ステップ２２３０２へ進む。ステップ２２３０２で
は、代入された定数を基に選択率を算出する。ステップ
２２３０３では、処理手順候補に並列な処理手順が含ま
れるか否かチェックする。含まれていればステップ２２
３０４に進み、含まれていなければステップ２２３０８
に進む。ステップ２２３０４では、ディクショナリから
最適化情報（結合カラムのカラム値分布情報，アクセス
対象となる表のロウ数，ページ数等）を入力する。ステ
ップ２２３０５では、データ取り出し／データ分配のた
めの処理時間を各システム特性を考慮し、算出する。ス
テップ２２３０６では、当処理時間から結合処理に割当
てるノード数ｐを決定する。ステップ２２３０７では、
データ分配情報を最適化情報を基に作成する。ステップ
２２３０８では、アクセスパスの選択基準に従って処理
手順を選択し、終了する。

【００５１】図２０は、コード解釈実行２２４のフロー
チャートである。ステップ２２４００では、データ取り
出し／データ分配処理か否かチェックする。データ取り
出し／データ分配処理であればステップ２２４０１に進
み、データ取り出し／データ分配処理でなければステッ
プ２２４０５に進む。ステップ２２４０１では、データ
ベースをアクセスし条件式を評価する。ステップ２２４
０２では、データ分配情報を基に、各ノード毎のバッフ
ァへデータを設定する。ステップ２２４０３では、当該
ノードのバッファが満杯か否かチェックする。満杯であ
ればステップ２２４０４へ進み、満杯でなければステッ
プ２２４２０へ進む。ステップ２２４０４では、ページ
形式で対応するノードへデータを転送し、ステップ２２
４２０へ進む。

【００５２】ステップ２２４０５では、スロットソート
処理か否かチェックする。スロットソート処理であれば
ステップ２２４０６へ進み、スロットソート処理でなけ
ればステップ２２４０９へ進む。ステップ２２４０６で
は、他ノードからのページ形式データの受け取りを行
う。ステップ２２４０７では、スロットソート処理を実
行する。ステップ２２４０８では、スロットソート処理
結果を一時的に保存し、ステップ２２４２０へ進む。

【００５３】ステップ２２４０９では、Ｎウェイマージ
処理か否かチェックする。Ｎウェイマージ処理であれば
ステップ２２４１０へ進み、Ｎウェイマージ処理でなけ
ればステップ２２４１２へ進む。ステップ２２４１０で
は、Ｎウェイマージ処理を実行する。ステップ２２４１
１では、Ｎウェイマージ処理結果を一時的に保存し、ス
テップ２２４２０へ進む。

【００５４】ステップ２２４１２では、突き合わせ処理
か否かチェックする。突き合わせ処理であればステップ
２２４１３へ進み、突き合わせ処理でなければステップ
２２４１６へ進む。ステップ２２４１３では、両ソート
リストを突き合わせ、出力用バッファへデータを設定す
る。ステップ２２４１４では、出力用バッファが満杯か
否かチェックする。満杯であれば、ステップ２２４１５
へ進む。満杯でなければ、ステップ２２４２０へ進む。
ステップ２２４１５では、ページ形式で要求データ出力
ノードへデータを転送し、ステップ２２４２０へ進む。

【００５５】ステップ２２４１６では、要求データ出力
処理か否かチェックする。要求データ出力処理であれば
ステップ２２４１７へ進み、要求データ出力処理でなけ
ればステップ２２４２０へ進む。ステップ２２４１７で
は、他ノードからページ形式データの転送があるか否か
チェックする。転送があればステップ２２４１８へ進
み、転送がなければステップ２２４１９へ進む。ステッ
プ２２４１８では、他ノードからページ形式データを受
け取る。ステップ２２４１９では、アプリケーションプ
ログラムへ問合せ処理結果を出力する。

【００５６】ステップ２２４２０では、ＢＥＳで実行中
か否かチェックする。ＢＥＳで実行中ならステップ２２
４２１へ進み、ＢＥＳで実行中でないなら終了する。ス
テップ２２４２１では、アクセスページ数，ヒットロウ
数，通信回数等の処理負荷を推定するための情報をＦＥ
Ｓへ通知し、終了する。

【００５７】図２１は、データロード処理２１０のフロ
ーチャートである。各ステップを説明する前に概念を説
明する。データロード方法には、表全体のスキャンに必
要な時間を一定時間内に抑える目標応答時間重視データ
配置と、ｍページアクセスに最適化した期待並列度重視
データ配置と、ボリューム分割を完全にユーザが指定し
たユーザ制御によるユーザ指定データ配置とがある。目
標応答時間重視データ配置では、まず、表全体のロウを
格納するのに必要なページ数を求める。次に、並列アク
セス可能な各分割のディスクに格納するページ数の上限
を決める。アクセスには、必要となれば一括入力（例え
ば、１０ページ）を前提にする。ディスク台数，ＩＯＳ
台数，ＢＥＳ台数の組み合わせに応じて負荷配分を決め
る。キーレンジ分割がある場合、上限ページ数でキーレ
ンジ分割区間を再分割し、各分割のディスクへ各々格納
する。このキーレンジ分割については、図２３を参照し
て後で詳述する。

【００５８】期待並列度重視データ配置では、ｍのサイ
ズに依存するが、かなり大であることな望ましい。キー
レンジ分割がある場合、ｍのサイズと期待並列度ｐから
各キーレンジ分割単位のサブキーレンジ格納ページ数ｓ
（＝ｍ／ｐ）を決定し、ｓページ単位で各分割のディス
クへ各々格納する。期待並列度ｐの算出方法は、応答時
間をノード毎のオーバヘッドで割った比の平方根で算出
する。この比が、１０で期待並列度３、１００で期待並
列度１０、１０００で期待並列度３２、１００００で期
待並列度１００となる。算出された期待並列度ｐが、既
分割数を上回る場合、既分割数を採用する（既分割数で
処理できる最大ディスク数が決まるため）。逆の場合
は、既分割数を上限に期待並列度ｐを分割数として採用
する。具体的に、１００ページアクセスに最適化したデ
ータ配置を試算する。前提として、一括入力は１０ペー
ジとする。１回のＩ／Ｏ時間（１０ページアクセス）に
３００ｍ秒、１回のＩ／Ｏオーバヘッドに５．６ｍ秒
（１０ＭＩＰＳ性能で５６ｋｓが必要）であるので、期
待並列度ｐが約７（＝√｛３００／５．６｝）となる。
従って、ｓ＝１４（＝１００／７）ページ毎にサブキー
レンジ分割を行う。

【００５９】ユーザ指定データ配置は、従来のデータベ
ース管理システムと同様のデータ配置であり、設定パラ
メタ通りに管理する。

【００６０】さて、ステップ２１０００では、目標応答
時間重視データ配置か否かをチェックする。目標応答時
間重視データ配置でなければステップ２１００１に進
み、目標応答時間重視データ配置であればステップ２１
００３に進む。ステップ２１００１では、期待並列度重
視データ配置か否かチェックする。期待並列度重視デー
タ配置でなければステップ２１００２に進み、期待並列
度重視データ配置であればステップ２１０１０に進む。
ステップ２１００２では、ユーザ指定があるか否かをチ
ェックする。ユーザ指定があればステップ２１０１６に
進み、ユーザ指定がなければ終了する。

【００６１】ステップ２１００３では、表全体のロウを
格納するのに必要なページ数を求める。ステップ２１０
０４では、表のスキャンに必要な時間を一定とする並列
アクセス可能なディスクに格納するページ数の上限を決
める。ステップ２１００５では、上記要件を満たすＢＥ
Ｓ，ＩＯＳ，ディスク群を決定する。ステップ２１００
６では、キーレンジ分割があるか否かチェックする。キ
ーレンジ分割があるならステップ２１００７へ進み、キ
ーレンジ分割がないならステップ２１００９へ進む。ス
テップ２１００７では、ある上限ページ数でキーレンジ
分割区間を再分割しする。ステップ２１００８では、キ
ーレンジ分割区間に対応してデータ挿入を行い、終了す
る。ステップ２１００９では、上限ページ数で区切って
データ挿入を行い、終了する。

【００６２】ステップ２１０１０では、推定ワークロー
ドにより最適ページアクセス数ｍを算出する。ステップ
２１０１１では、期待並列度ｐを算出し、その期待並列
度ｐに応じて、ＢＥＳ，ＩＯＳ，ディスク群を決定す
る。ステップ２１０１２では、キーレンジ分割があるか
否かチェックする。キーレンジ分割があるならステップ
２１０１３へ進み、キーレンジ分割がないならステップ
２１０１５へ進む。ステップ２１０１３では、サブキー
レンジ単位の格納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）を算出する。
ステップ２１０１４では、ｓページ単位でサブキーレン
ジ分割し、各ディスクへデータ挿入を行い、終了する。

【００６３】ステップ２１０１５では、ｓページ数で区
切ってデータ挿入を行い、終了する。

【００６４】ステップ２１０１６では、ユーザ指定のＩ
ＯＳの管理するディスクへデータ挿入を行い、終了す
る。

【００６５】図２２は、動的負荷制御処理２１１のフロ
ーチャートである。ステップ２１１００では、負荷アン
バランス（アクセス集中化／離散化）の有無を検出す
る。すなわち、ノード毎単位時間当たりに実行されたＤ
Ｂ処理負荷（処理ステップ数（ＤＢ処理分，Ｉ／Ｏ処理
分，通信処理分）、プロセッサ性能（処理時間に換算す
る）、Ｉ／Ｏ回数（入出力時間に換算する））の分布か
らネックとなる資源（プロセッサ（ＢＥＳ，ＩＯＳ）、
ディスク）を検出し、ＤＢ処理をＳＱＬ文に展開し、各
資源へのアクセス状況を表単位に分類する。負荷アンバ
ランスが検出されたらステップ２１１０１へ進み、負荷
アンバランスが検出されなかったら処理を終了する。ス
テップ２１１０１では、アクセス分布情報から、ＢＥＳ
を追加あるいは削除するか、ＩＯＳ，ディスク対を追加
あるいは削除するかを判断する。追加または削除が必要
ならステップ２１１０２に進み、必要ないなら終了す
る。ステップ２１１０２では、追加か否かをチェックす
る。追加ならステップ２１１０３へ進み、追加でないな
らステップ２１１２へ進む。

【００６６】ステップ２１１０３では、オンライン中か
チェックする。オンライン中なら、ステップ２１１０４
へ進む。オンライン中でないなら、ステップ２１１０５
へ進む。ステップ２１１０４では、対象となるＢＥＳ群
で管理される表のキーレンジ範囲を閉塞する。ステップ
２１１０５では、新たにＢＥＳを割り当る。ステップ２
１１０６では、ロック情報およびディレクトリ情報の引
き継ぎを行う。ステップ２１１０７では、ノード振り分
け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えをＤＳ７
１に指示する。ステップ２１１０８では、ＩＯＳが存在
するか否かをチェックする。存在しなければステップ２
１１０９へ進み、存在すればステップ２１１１０へ進
む。なお、このステップは、ＩＯＳが存在するシステム
構成とＩＯＳが存在しないシステム構成の両方に同じソ
フトウエアで対応するために挿入されている。ステップ
２１１０９では、対象となるＢＥＳ群から新たなＢＥＳ
群へデータを移動する。ステップ２１１１０では、オン
ライン中かチェックする。オンライン中なら、ステップ
２１１１１へ進む。オンライン中でないなら、処理を終
了する。ステップ２１１１１では、対象となるＢＥＳ群
で管理される表のキーレンジ範囲の閉塞を解除し、終了
する。

【００６７】ステップ２１１１２では、オンライン中か
チェックする。オンライン中なら、ステップ２１１１３
へ進む。オンライン中でないなら、ステップ２１１１４
へ進む。ステップ２１１１３では、対象となるＢＥＳ群
で管理される表のキーレンジ範囲を閉塞する。ステップ
２１１１４では、縮退するＢＥＳを決定する。ステップ
２１１１５では、ロック情報およびディレクトリ情報の
引き継ぎを行う。ステップ２１１１６では、ノード振り
分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えをＤＳ
７１に指示する。ステップ２１１１７では、ＩＯＳが存
在するか否かをチェックする。存在しなければステップ
２１１１８へ進み、存在すればステップ２１１１９へ進
む。ステップ２１１１８では、縮退するＢＥＳ群からデ
ータを追い出す。ステップ２１１１９では、オンライン
中かチェックする。オンライン中なら、ステップ２１１
２０へ進む。オンライン中でないなら、処理を終了す
る。ステップ２１１２０では、対象となるＢＥＳ群で管
理される表のキーレンジ範囲の閉塞を解除し、終了す
る。

【００６８】図２３は、キーレンジ分割を用いたデータ
ロード処理の概念図である。既分割数は“４”とする。
また、データベースのカラム値ｖ１〜ｖ６は、図１１の
ような出現頻度を取るものとする。初期データロード
時、必要なＢＥＳは、７３１の１台でよい。格納するべ
きページ数を各分割８１０〜８４０のディスクにそれぞ
れページ数の上限まで対応付けると、カラム値ｖ１〜ｖ
２は分割８１０のディスクに格納され、カラム値ｖ２〜
ｖ３は分割８２０および８３０のディスクに格納され、
カラム値ｖ３〜ｖ５は分割８４０のディスクに格納さ
れ、カラム値ｖ５〜ｖ６は他のディスク群に格納され
る。初期データロード時には、各ディスクに格納された
ページの管理を行うために、ディスク毎のディレクトリ
情報を作成する。データベースアクセス時には、負荷に
応じてＢＥＳ７３２〜７３４を用いる場合、各ＢＥＳに
対応するディスク毎のディレクトリ情報を利用し、デー
タベースをアクセスする。

【００６９】上記各処理の実装に当たって、次の実施形
態と組合せてもよい。ロウのノード間移動を容易にする
ために、ロウ識別子にＢＥＳ等の位置情報を含めない。
ＢＥＳでは、表の分割位置を特定するためのディレクト
リ情報とロウ識別子とを組み合わせて、ロウの物理位置
を特定する。ロウ移動に関しては、ディレクトリ情報の
書き換えで対応する。再編成あるいはロウ移動に対応し
た構造にしておき、ＢＥＳが動的に追加されても、ディ
レクトリ情報およびロック情報の引き継ぎで処理の分割
を可能とする。また、データベースをレプリカ管理する
場合、２倍の格納領域が必要となる。１次コピーとバッ
クアップコピーが同一ＩＯＳ、ＢＥＳで管理されるか否
かにかかわらず、ディスクへのアクセス負荷はほぼ２倍
となるため、既分割数で管理する各分割毎ボリューム数
を１／２とすればよい。さらに、ディスク、ＩＯＳ、Ｂ
ＥＳ等の障害時、オンライン処理から切り離し、復旧後
オンラインと接続する。各ノードに応じて閉塞管理方式
が異なる。ディスク障害時、このディスクに格納される
キーレンジ範囲を閉塞する。バックアップコピーが存在
すれば（同一ＩＯＳ（ミラーディスク）、別ＩＯＳ（デ
ータレプリカ）の管理下でバックアップコピーを取得す
る必要あり）、処理を振り分ける。ＩＯＳ障害時、この
ＩＯＳに格納されるキーレンジ範囲を閉塞する。バック
アップコピーが存在すれば（別ＩＯＳ（データレプリ
カ）の管理下でバックアップコピーを取得する必要あ
り）、処理を振り分ける。ＢＥＳ障害時、このＢＥＳで
管理されるキーレンジ範囲を閉塞する。ＩＯＳが存在す
れば、新たにＢＥＳを割り当て、ロック情報引き継ぎ、
ノード振り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き
換え後、処理を続行する。

【００７０】本発明は、統計情報を用いた規則とコスト
評価との併用に限らず、適当なデータベース参照特性情
報を与える処理手順が得られるものであれば、例えばコ
スト評価のみ、規則利用のみ、コスト評価と規則利用の
併用等の最適化処理を行うデータベース管理システムに
も適用できる。

【００７１】本発明は、密結合／疎結合マルチプロセッ
サシステム大型計算機のソフトウェアシステムを介して
実現することも、また各処理部のために専用プロセッサ
が用意された密結合／疎結合複合プロセッサシステムを
介して実現することも可能である。また、単一プロセッ
サシステムでも、各処理手順のために並列なプロセスを
割当てていれば、適用可能である。また、複数プロセッ
サが各々複数のディスクを互いに共用する構成にも適用
可能である。

【００７２】

【発明の効果】本発明のデータベース管理方法およびデ
ータベース管理システムによれば、データを格納する記
憶領域の割り付けを操作することで、負荷の不均衡を軽
減することが出来る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施形態の並列データベースシステ
ムを示す構成図である。

【図２】本発明のデータベース分割管理方法を示す概念
図である。

【図３】本発明のデータベース分割管理方法による最適
ノード配分（ＩＯＳがある場合）の概念図である。

【図４】本発明のデータベース分割管理方法による最適
ノード配分（ＩＯＳがない場合）の概念図である。

【図５】ＦＥＳの構成図である。

【図６】ＢＥＳの構成図である。

【図７】ＩＯＳの構成図である。

【図８】ＤＳの構成図である。

【図９】ＪＳの構成図である。

【図１０】システム制御部の処理のフローチャートであ
る。

【図１１】問合せ分析処理のフローチャートである。

【図１２】問合せ解析の処理のフローチャートである。

【図１３】静的最適化処理のフローチャートである。

【図１４】述語選択率推定の処理のフローチャートであ
る。

【図１５】アクセスパス剪定の処理のフローチャートで
ある。

【図１６】処理手順候補生成の処理のフローチャートで
ある。

【図１７】コード生成の処理のフローチャートである。

【図１８】問合せ実行処理のフローチャートである。

【図１９】動的最適化の処理のフローチャートである。

【図２０】コード解釈実行の処理のフローチャートであ
る。

【図２１】データロード処理のフローチャートである。

【図２２】動的負荷制御処理のフローチャートである。

【図２３】動的負荷制御の概念図である。

【符号の説明】

１…並列データベースシステム １０、１１…アプリケーションプログラム、 ２０…データベース管理システム ２１…システム制御部、 ２１０…データロード処理、 ２１０…動的負荷制御処
理 ２２…論理処理部、 ２２０…問合せ解析、２２１…静的最適化処理、２２２
…コード生成、２２３…動的最適化処理、２２４…コー
ド解釈実行 ３０…オペレーティングシステム、 ４０…データベー
ス ７０…ＩＯＳ、 ７１…ＪＳ ７２…ＤＳ ７３…ＢＥＳ ７５…ＦＥＳ、 ８０、８１、８２…ディスク ９０…相互結合ネットワーク

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 鳥居 俊一 神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地 株式会社日立製作所 システム開発研究 所内 (56)参考文献 特開 昭63−318628（ＪＰ，Ａ) 浅野，外３名「高速データベースマシ ンＨＤＭのアーキテクチャ」情報処理学 会研究報告（89−ＡＲＣ−78−１），Ｖ ｏｌ．89，Ｎｏ．74，1989（平１−９− 19) 「特集 並列マシン向けＤＢＭＳ技術 90年代半ばの実用化めざす」日経エレ クトロニクス，Ｎｏ．586，ｐｐ．91− 106（平５−７−19) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 17/30 G06F 12/00 ＪＩＣＳＴファイル（ＪＯＩＳ)

Claims (18)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 設定された複数のキーレンジと、記憶装
   置に設けられた複数のデータ格納領域とを対応付け、キーレンジを追加する要求を受け付けた場合、当該キー
   レンジ及びデータ格納領域に関する情報を該要求に含
   み、当該キーレンジ及び当該データ格納領域を対応付け
   することを特徴とするデータベース管理方法。
2. 【請求項２】 設定された複数のキーレンジと、記憶装
   置に設けられた複数のデータ格納領域とを対応付け、 キーレンジを分割する要求を受け付けた場合、分割され
   る元の第１のキーレンジ及びデータ格納領域、分割する
   先の複数の第２のキーレンジ及びデータ格納領域に関す
   る情報を該要求に含み、当該第１のキーレンジを当該複
   数の第２のキーレンジに分け、当該複数の第２のキーレ
   ンジ及びデータ格納領域を対応付けすることを特徴とす
   るデータベース管理方法。
3. 【請求項３】 設定された複数のキーレンジと、記憶装
   置に設けられた複数のデータ格納領域とを対応付け、 キーレンジを併合する要求を受け付けた場合、併合され
   る元の複数の第１のキーレンジ及びデータ格納領域、併
   合する先の第２のキーレンジ及びデータ格納領域に関す
   る情報を該要求に含み、当該複数の第１のキーレンジを
   当該第２のキーレンジに合わせ、当該第２のキーレンジ
   及びデータ格納領域を対応付けすることを特徴とするデ
   ータベース管理方法。
4. 【請求項４】 設定された複数のキーレンジと、記憶装
   置に設けられた複数のデータ格納領域とを対応付け、 キーレンジを削除する要求を受け付けた場合、該要求に
   かかるキーレンジ及びデータ格納領域のペアを含まない
   ようにデータ格納領域とキーレンジを対応付けることを
   特徴とするデータベース管理方法。
5. 【請求項５】 請求項１から請求項４のいずれかに記載
   のデータベース管理方法において、 データ格納領域に格納されるデータの上限値、下限値、
   値の範囲、及びデータ格納領域の個数から決められる値
   の範囲の少なくとも１つを、キーレンジを特定 する値と
   することを特徴とするデータベース管理方法。
6. 【請求項６】 設定された複数のキーレンジと、記憶装
   置に設けられた複数のデータ格納領域とを対応付けて格
   納する第１の手段と、 キーレンジを迫加する要求を受け付けた場合、当該キー
   レンジ及びデータ格納領域に関する情報を該要求に含
   み、当該キーレンジ及び当該データ格納領域を対応付け
   する第２の手段とを備えたことを特徴とするデータベー
   ス管理システム。
7. 【請求項７】 設定された複数のキーレンジと、記憶装
   置に設けられた複数のデータ格納領域とを対応付けて格
   納する第１の手段と、 キーレンジを分割する要求を受け付けた場合、分割され
   る元の第１のキーレンジ及びデ一タ格納領域、分割する
   先の複数の第２のキーレンジ及びデータ格納領域に関す
   る情報を該要求に含み、当該第１のキーレンジを当該複
   数の第２のキーレンジに分け、当該複数の第２のキーレ
   ンジ及びデータ格納領域を対応付けする第２の手段とを
   備えたことを特徴とするデータベース管理システム。
8. 【請求項８】 設定された複数のキーレンジと、記憶装
   置に設けられた複数のデータ格納領域とを対応付けて格
   納する第１の手段と、 キーレンジを併合する要求を受け付けた場合、併合され
   る元の複数の第１のキーレンジ及びデータ格納領域、併
   合する先の第２のキーレンジ及びデータ格納領域に関す
   る情報を該要求に含み、当該複数の第１のキーレンジを
   当該第２のキーレンジに合わせ、当該第２のキーレンジ
   及びデータ格納領域を対応付けする第２の手段とを備え
   たことを特徴とするデータベース管理システム。
9. 【請求項９】 設定された複数のキーレンジと、記憶装
   置に設けられた複数のデータ格納領域とを対応付けて格
   納する第１の手段と、 キーレンジを削除する要求を受け付けた場合、該要求に
   かかるキーレンジ及びデータ格納領域のペアを含まない
   ようにデータ格納領域とキーレンジを対応付けする第３
   の手段とを備えたことを特徴とするデータベース管理シ
   ステム。
10. 【請求項１０】 請求項６から請求項９のいずれか記載
    のデータベース管理システムにおいて、 上記第２の手段は、データ格納領域に格納されるデータ
    の上限値、下限値、値の範囲、及びデータ格納領域の個
    数から決められる値の範囲の少なくとも１つを 、キーレ
    ンジを特定する値とすることを特徴とするデータベース
    管理システム。
11. 【請求項１１】 設定された複数のキーレンジと、記憶
    装置に設けられた複数のデータ格納領域とを対応付け、 上記キーレンジの分割が必要な場合、上記キーレンジを
    分割し、上記分割したキーレンジをデータ格納領域に対
    応付けることを特徴とするデータベース管理方法。
12. 【請求項１２】 請求項１１に記載のデータベース管理
    方法において、 上記分割したキーレンジの少なくとも一つを、上記キー
    レンジに対応付けられていないデータ格納領域に対応付
    けることを特徴とするデータベース管理方法。
13. 【請求項１３】 請求項１２に記載のデータベース管理
    方法において、 上記分割したキーレンジに対応するデータを、上記分割
    したキーレンジに対応付けられたデータ格納領域に格納
    することを特徴とするデータベース管理方法。
14. 【請求項１４】 請求項１２に記載のデータベース管理
    方法において、 上記分割したキーレンジに対応するデータを、上記分割
    が必要なキーレンジに対応付けられたデータ格納領域か
    ら削除することを特徴とするデータベース管理方法。
15. 【請求項１５】 設定された複数のキーレンジと、記憶
    装置に設けられた複数のデータ格納領域とを対応付けて
    格納する第１の手段と、 上記キーレンジの分割が必要な場合、上記キーレンジを
    分割し、上記分割したキーレンジをデータ格納領域に対
    応付ける第２の手段とを具備したことを特徴とするデー
    タベース管理システム。
16. 【請求項１６】 請求項１５に記載のデータベース管理
    システムにおいて、 上記分割したキーレンジの少なくとも一つを、上記キー
    レンジに対応付けられていないデータ格納領域に対応付
    けることを特徴とするデータベース管理システム。
17. 【請求項１７】 請求項１６に記載のデータベース管理
    システムにおいて、 上記分割したキーレンジに対応するデータを、上記分割
    したキーレンジに対応付けられたデータ格納領域に格納
    することを特徴とするデータベース管理システム。
18. 【請求項１８】 請求項１６に記載のデータベース管理
    システムにおいて、 上記分割したキーレンジに対応するデータを、上記分割
    が必要なキーレンジに対応付けられたデータ格納領域か
    ら削除することを特徴とするデータベース管理システ
    ム。