JP4971717B2 - ディレクトリ分散型記憶装置及びデータ処理要求移譲プログラム - Google Patents
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Description
このようなシステムにおいては、アクセス集中による負荷の偏りが存在する場合、その負荷の大きいPEがボトルネックとなり、システム全体の処理能力が低下してしまう。そこで、各PEに負荷を均等に分配するためのディレクトリ構造と、そのディレクトリ構造における並行性制御とが提案されている(例えば、非特許文献1参照)。
ここで、図14を参照して、従来の分散データ格納システムにおけるディレクトリ構造について、その概要を説明する。図14は、従来の分散データ格納システムにおけるディレクトリ構造の一例であるFat−Btree構造の構成例を示す図である。
図14に示すように、Fat−Btree構造は、データを示す葉ページPdを各計算機PEに均等に分配した構造となっている。また、Fat−Btree構造は、葉ページPd以外のインデックスを示すインデックスページPiを各計算機PEに分配した構造となっている。
これによって、各計算機PEに対するアクセスの分散が行われる。また、各計算機PEでは、記憶している葉ページPdの探索に必要のないインデックスページPiを保持していないため、高速に葉ページPdにアクセスすることができる。
「木をたどる主体」…木構造において、木をたどる主体は、システムに格納されたある葉ページを取得するために、各ノード上で葉ページ処理要求(処理要求)を構成する一連のプロセス(プロセスの集合体)である。
「アクセスパス」…ルートページPiR及び要求する葉ページPdと、これらの各ページ間に含まれるページを意味する。
「ロック」…アクセスパスに対して、他の処理要求に属するプロセスからのアクセスを制御するもので、デットロック検出機能を持つ。
次に、従来の分散データ格納システムにおける並行性制御について説明する。図14で説明したFat−Btree構造では、木構造の一貫性を保証するため、並行性制御が必須となる。この並行性制御においては、アクセスパスに対して、他のプロセスからのアクセスを制御するロックが用いられる。一般に、このロックには、デッドロック検出機能を持たない高速かつ単純なラッチ(セマフォの一種)が用いられている。
このFat−Btree構造において、葉ページのデータが参照、更新等される場合、並列計算機は、まず、ルートページにラッチを設定する。その後、下位層のページ(子ページ)のポインタを取得し、子ページにラッチを設定し、ルートページ(親ページ)のラッチを解除する。この動作を、上位層から下位層に向けて葉ページまで繰り返すことで、並行性を保証しながら葉ページを更新等することが可能になる。このような上位層から下位層に向けてラッチの設定及び解除を順次繰り返す動作を「ラッチカップリング」という。
並列計算機は、データの処理要求(参照、更新等)があった各計算機PEにおいて、以下の動作を実行する。ここでは、計算機PE1の動作を主に説明する。
ここで、降下が必要でない場合(ステップS51でNo)、そのページが要求のあった葉ページであるため、当該葉ページへの処理を実行し(ステップS52)、動作を終了する。一方、降下が必要である場合(ステップS51でYes)、計算機PE1は、要求に示されたデータのアクセスパスに基づいて、他の計算機へ処理要求を移譲するか否かを判定する(ステップS53)。
なお、計算機PE1は、他の計算機におけるステップS53の判定により、当該他の計算機(ここでは、計算機PE3とする)から、処理要求の移譲を要求された場合も、ステップS54以降の動作を実行する。この段階で、移譲元からの移譲処理が開始されたことになる。
なお、計算機PE1は、移譲先の計算機(計算機PE2)から移譲の要求に対する応答を通知された場合(移譲応答メッセージ受信)も、ステップS57の動作を実行する。
一方、移譲先の計算機(計算機PE2)への移譲処理中でない場合(ステップS58でNo)、計算機PE1は、ステップS51に戻って、処理対象の葉ページに到達するまで動作を続ける。
なお、計算機PE1は、移譲元の計算機(計算機PE3)から移譲の完了を通知された場合も、ステップS51に戻って動作を実行する。なお、この段階で、移譲元からの移譲処理が完了したことになる。
吉原朋宏、他4名,「並列ディレクトリ構造Fat−Btreeの並行性制御とその評価」,[online],平成17年3月27日,電子情報通信学会第16回データ工学ワークショップ第3回日本データベース学会年次大会,[平成18年8月4日検索],インターネット<URL:http://www.ieice.org/iss/de/DEWS/DEWS2005/procs/papers/2A-o4.pdf>
しかし、ラッチカップリングにより、計算機(PE)間での処理要求の移譲が発生した場合、図17(c)に示したように、複数(3回)のメッセージがネットワーク上で伝送されることになるため、ネットワークレイテンシが増大する。また、分散データ格納システムでは、スループットの向上を目的として、システム規模を大きくする場合がある。このとき、システム規模の拡大に伴いネットワーク上のメッセージ伝送の頻度が多くなり、スループットの向上の効果が得られにくくなるという問題がある。
そして、ディレクトリ分散型記憶装置は、ページ分割・追加手段によって、データの追加に伴い、当該データを参照するページの参照先の数が予め定めた制限値を超過する場合に、当該ページを分割し、分割後のページにおいて始端検索キー及び終端検索キーの値を設定する。これによって、親ページを参照することなく、当該ページで管理されている子ページが、どの検索キーの範囲のページがあるのかを特定することができる。
なお、従来では、処理要求の移譲途中に経路誤りを発生させないようにページのロック制御を行うため、複数のメッセージを他のディレクトリ分散型記憶装置との間で送受信する必要があったが、このディレクトリ分散型記憶装置では、経路誤りを検出可能としたことで、処理要求の移譲を1回のメッセージ送信で行うことが可能になる。
そして、ディレクトリ分散型記憶装置は、管理対象ページ判定手段によって、ページを分割した際に、当該分割されたページのうちで、当該ディレクトリ分散型記憶装置以外の参照先のみからなるページを、当該ディレクトリ分散型記憶装置の管理対象外のページであると判定する。なお、この管理対象外のページより下位のページは、他のディレクトリ分散型記憶装置で管理されているため、当該ディレクトリ分散型記憶装置で管理する必要がないページである。
そして、ディレクトリ分散型記憶装置は、ページ削除手段によって、管理対象ページ判定手段で管理対象外のページであると判定したページを削除する。このとき、ページ削除手段は、管理対象外のページに対して削除ビットを設定し、当該削除ビットを設定した時点で起動されていたプロセスの終了を前記プロセス管理手段から通知された段階で、当該ページを削除する。これによって、完全に不要になったページのみが削除されることになる。
また、データ処理要求移譲プログラムは、経路探索手段によって、要求のあったデータまでの経路を探索する経路途中のページにおいて、当該データの検索キーの値が当該ページの始端検索キー及び終端検索キーの値の範囲外である場合に、ルートページ又は経路途中で更新されていないページまで遡って再度経路の探索を行い、経路途中の参照先が当該ディレクトリ分散型記憶装置に記憶されている木構造情報のページ以外の場合に、要求のあったデータへの処理要求を他のディレクトリ分散型記憶装置へ送信する。
請求項1又は請求項4に記載の発明によれば、ラッチカップリング処理を行わないため、処理要求を他のディレクトリ分散型記憶装置に移譲する場合に、ネットワークを介したメッセージの送受信回数を1回で処理することができる。これによって、システム規模の拡大を行った場合に、ネットワークへの負荷を抑えることができ、スループットを向上させることができる。
請求項3に記載の発明によれば、親ページに参照先が記述されていないページを削除するため、経路再探索手段が行う再探索の回数を減らすことができ、データを探索する際の処理速度を高速化することができる。
[ディレクトリ分散型記憶装置の構成]
まず、図1を参照して、第1実施形態に係るディレクトリ分散型記憶装置の構成について説明する。図1は、本発明の第1実施形態に係るディレクトリ分散型記憶装置の構成を示すブロック図である。
この木構造情報TRでは、図2に示すように、「検索キー」と「ポインタ」との対の情報以外に、「削除ビットDb」と、「始端検索キーKs」と、「終端検索キーKe」とを付加している。
「終端検索キーKe」は、同じ階層で後続するインデックスページとの検索キーの境界値を示す情報である。この終端検索キーKeは、例えば、図2に示すように、インデックスページP2にインデックスページP3が続く場合、後続のインデックスページP3における先頭の検索キー(始端検索キー)の値“Ki”と、インデックスページP2の終端検索キーKeの値とを同一に設定しておく。これによって、インデックスページP2において、検索キーの値の範囲を明確にすることができる。なお、インデックスページが、ルートページである場合は、終端検索キーの値は、検索キーの値とはならない特殊な値、例えば“null”を設定しておく。この場合、各階層の最終のインデックスページにおける終端検索キーの値も、“null”が設定されることになる。
この「削除ビットDb」、「始端検索キーKs」及び「終端検索キーKe」の具体的な利用方法については、後記することとする。
図1に戻って、ディレクトリ分散型記憶装置の構成について説明を続ける。
このデータ送受信手段11は、データ参照手段12から出力されるデータを、通信制御部1を介して送信し、通信制御部1を介して受信したデータをデータ更新手段13に出力する。
また、データ更新手段13は、木構造管理手段20から通知される制御情報に基づいて、指示されたデータDTを記憶部2から削除する動作も行う。なお、データDTを削除する場合、親ページのインデックスページに設定されているポインタを削除する必要があるため、データDTを削除した旨を木構造管理手段20に通知する。
一方、ポインタが他のディレクトリ分散型記憶装置(図示せず)で管理されているインデックスページを指し示している場合、移譲判定手段221は、他のディレクトリ分散型記憶装置に、要求された処理を移譲すると判定する。なお、移譲すると判定した場合、移譲判定手段221は、その旨を移譲手段222に通知する。
なお、ここでは、図3(a)に示すように、ディレクトリ構造が図14に示したFat−Btree構造において、ルートページP1から対象データの葉ページP4までが、異なるディレクトリ分散型記憶装置PEA(PE1,PE2)で管理されているものとする。
このとき、図3(b)中、破線で示した移譲処理において、図3(c)に示すように、ディレクトリ分散型記憶装置PE1から、ディレクトリ分散型記憶装置PE2に対して、移譲要求メッセージのみが送信される。
そこで、ディレクトリ分散型記憶装置PEAは、後記する経路誤り判定手段223により、経路誤りを判定し、正しい経路を補償することとしている。
図1に戻って、ディレクトリ分散型記憶装置の構成について説明を続ける。
具体的には、経路誤り判定手段223は、処理対象の検索キーの値が、インデックスページにおける「始端検索キーKs」の領域(図2参照)に記述されている検索キーの値以上で、「終端検索キーKe」の領域(図2参照)に記述されている検索キーの値未満であるときに、経路が正しいと判定し、それ以外のときに、経路が誤っていると判定する。なお、経路が誤っていると判定した場合、経路誤り判定手段223は、その旨を経路再探索手段224に通知する。
このARIES/IM方式の方法を応用すると、まず、SM_bitというビットを各ページに設け、初期値として“0”に設定しておく。そして、ページを更新する際には、木ラッチと呼ばれるシステムに1つしかないラッチを獲得する。この更新のためのラッチ獲得方法としては、ボトムアップのラッチカップリングを用いる。そして、更新されたページのSM_bitに“1”を設定する。その後、関連するページの更新が終わった段階で、SM_bitを“0”に設定し、木ラッチを解放する。
そして、経路誤り判定手段223は、木ラッチが解放された後、経路再探索手段224(経路復旧手段)に経路誤りがあった旨を通知する。
これによって、削除ビット設定時点で当該ページを参照していたプロセスの動作を保証することができる。
このページ分割・追加手段232は、データ操作手段10によってデータDTが追加されることによって、そのデータDTを参照する親ページのエントリ数が、エントリ制限情報ELで示される最大値を超過する場合に、該当ページを分割する。なお、ページ分割・追加手段232は、親ページのエントリ数が、さらに、エントリ制限情報ELで示される最大値を超過する場合には、順次親ページを分割する。そして、その分割がルートページにまで波及した場合、ページ分割・追加手段232は、当該ルートページを分割し、その上位にルートページを生成する。
ここでは、ページ分割・追加手段232は、境界値設定手段232aと、管理対象ページ判定手段232bと、ポインタ設定手段232cとを備えている。
この場合、ページ分割・追加手段232は、図4(b)に示すように、インデックスページP1を、検索キーの値がKi未満のインデックスページP2と、Ki以上のインデックスページP3とに分割する。このとき、境界値設定手段232aが、インデックスページP3における先頭の検索キーの値Kiを、インデックスページP2の「終端検索キーKe」の領域に設定する。これによって、インデックスページの検索キーの境界値により、インデックスページの検索キーの両端を示すことができるため、前記した経路誤り判定手段223は、経路の誤りを判定することが可能になる。
図1に戻って、ディレクトリ分散型記憶装置の構成について説明を続ける。
なお、管理対象ページ判定手段232bは、分割により生成されたページを管理対象ページでないと判定したときは、ページ削除手段231によって、当該ページを削除する。これによって、不用なページが管理から除外されることになる。
ここでは、図5(a)に示すように、インデックスページP1(親ページ)の検索キーKiのポインタで示されているインデックスページP2(子ページ)は、エントリ数がエントリ制限情報ELで示される最大値の状態(Full entry)であるとする。
また、第2の分割パターンは、(b−2)に示すように、左側ページP21にはローカルポインタが含まれているが、右側ページP22にはローカルポインタが含まれておらずリモートポインタのみが含まれている分割パターンである。
また、第3の分割パターンは、(b−3)に示すように、右側ページP22にはローカルポインタが含まれているが、左側ページP21にはローカルポインタが含まれておらずリモートポインタのみが含まれている分割パターンである。
そこで、以下、図6〜図8を参照(適宜図1参照)して、分割後の処理について説明する。図6は、第1の分割パターンにおける分割後の処理を説明するための説明図である。図7は、第2の分割パターンにおける分割後の処理を説明するための説明図である。図8は、第3の分割パターンにおける分割後の処理を説明するための説明図である。
図1に戻って、ディレクトリ分散型記憶装置の構成について説明を続ける。
ここでは、プロセス管理手段40は、経路探索手段22からプロセスの再起動が通知された場合、要求のあったプロセスを再起動する。これによって、経路探索手段22における経路探索がリスタートされることになる。
また、ページ削除手段231から、削除ビット設定時点で起動されていたプロセスの終了を待つ旨の通知があった場合、プロセス管理手段40は、その時点において起動していたプロセスがすべて終了した段階で、ページ削除手段231にプロセスの終了を通知する。これによって、他のプロセスに影響を与えることなくページを削除することができる。
また、ディレクトリ分散型記憶装置PEAの制御部3は、一般的なコンピュータにプログラムを実行させ、コンピュータ内の演算装置や記憶装置を動作させることにより実現することができる。ここで実現される処理要求の移譲を行うデータ処理要求移譲プログラムは、通信回線を介して配布することも可能であるし、CD−ROM等の記録媒体に書き込んで配布することも可能である。
次に、図9及び図10を参照して、ディレクトリ分散型記憶装置の動作について説明する。なお、ここでは、ディレクトリ分散型記憶装置PEAの木構造管理手段20において行われる、処理要求の移譲処理動作とページの分割処理について、詳細に説明を行うことにする。図9は、本発明のディレクトリ分散型記憶装置における処理要求の移譲処理動作を示すフローチャートである。図10は、本発明のディレクトリ分散型記憶装置におけるページの分割処理動作を示すフローチャートである。
最初に、図9を参照(適宜図1参照)して、データの処理要求の移譲処理動作について説明する。
まず、ディレクトリ分散型記憶装置PEAは、経路探索手段22によって、初期値として、親ページを“null”、子ページをルートページに設定する(ステップS1)。そして、ディレクトリ分散型記憶装置PEAは、経路探索手段22によって、木構造情報TRを参照することで、要求のあった検索キーのページをアクセスする際に、さらに子ページへの降下が必要であるか否かを判定する(ステップS2)。
一方、移譲が必要でない場合(ステップS4でNo)、ディレクトリ分散型記憶装置PEAは、経路探索手段22からの指示に基づいてラッチ設定手段21により、子ページにラッチを設定する(ステップS5)。
ここで、経路に誤りがある場合(ステップS6で「誤」)、ディレクトリ分散型記憶装置PEAは、経路再探索手段224によって、プロセス管理手段40に対してプロセスの再起動を要求することで、ステップS1から再度探索動作を行う。
一方、経路が正しい場合(ステップS6で「正」)、ディレクトリ分散型記憶装置PEAは、経路探索手段22によって、対象となるページを子ページに降下させる。すなわち、経路探索手段22が、子ページを新たな親ページに設定し、孫ページを新たな子ページに設定する(ステップS7)。
その後、ディレクトリ分散型記憶装置PEAは、ステップS1に戻って、処理対象の葉ページに到達するまで動作を続ける。
次に、図10を参照(適宜図1、図6〜図8参照)して、ページの分割処理動作について説明する。ここでは、インデックスページのエントリ数がエントリ制限情報ELで示される最大値を超過した以降の動作について説明する。
そして、ディレクトリ分散型記憶装置PEAは、境界値設定手段232aによって、ページ内に検索キーの境界値を設定する(ステップS21)。
以上の動作によって、ディレクトリ分散型記憶装置PEAは、インデックスページを分割する際に、各ページに検索キーの境界値を設定するため、当該ページを参照するプロセスが経路誤りを検出することが可能になる。
[ディレクトリ分散型記憶装置の構成]
次に、図11を参照して、第2実施形態に係るディレクトリ分散型記憶装置の構成について説明する。図11は、本発明の第2実施形態に係るディレクトリ分散型記憶装置の構成を示すブロック図である。
図11に示したディレクトリ分散型記憶装置PEBは、ネットワークNに接続された他のディレクトリ分散型記憶装置(図示せず)と協働し、データベース等のデータを分散して記憶するものである。
この管理対象ページ判定手段232Bbは、分割された元のページを管理対象ページでないと判定したときは、後記するエントリ複製手段232dによって、分割により新たに生成されたページの内容を、分割された元のページに上書きした後に、ページ削除手段231によって、分割により新たに生成されたページを削除する点が異なっている。
ここで、図12を参照(適宜図11参照)して、図8で説明した第3の分割パターンとの差異点について説明する。図12は、第3の分割パターンにおける分割後の処理を説明するための説明図である。
このとき、ディレクトリ分散型記憶装置PEBは、図12(b)に示すように、分割により新たに生成された右側ページ(インデックスページP22)の内容を、親ページ(インデックスページP1)からポインタで指し示されている左側ページ(インデックスページP21)に上書きし、その後、右側ページ(インデックスページP22)を削除する。さらに、親ページ(インデックスページP1)に設定されている元の左側ページへのローカルポインタのエントリKiを他のディレクトリ分散型記憶装置に蓄積されている元の左側ページのコピーページへのリモートポインタを設定し、残った子インデックスページの始端を表すエントリKjを新たに追加してコピー先の子ページ(インデックスページP22)へのリモートポインタを設定する。
次に、図13を参照(適宜図11及び図12参照)して、ディレクトリ分散型記憶装置の動作について説明する。図13は、本発明の第2実施形態に係るディレクトリ分散型記憶装置におけるページの分割処理動作を示すフローチャートである。なお、処理要求の移譲処理動作については、図9で説明した動作と同一であるため説明を省略する。
図13のステップS20〜S26は、図10と同一の動作であるため、同一の符号を付し、説明を省略する。
ディレクトリ分散型記憶装置PEBは、分割したページへのポインタが親ページに設定されている場合(ステップS24でYes)、すなわち、分割の元となったページ(図12中、インデックスページP21〔左側ページ〕)である場合、エントリ複製手段232dによって、分割により新たに生成されたページ(図12中、インデックスページP22〔右側ページ〕)の内容(エントリ)を、分割の元となったページ(図12中、インデックスページP21〔左側ページ〕)に上書きする(ステップS30)。
その後、ディレクトリ分散型記憶装置PEBは、親ページに設定されていた分割の元となったページ(図12中、インデックスページP21〔左側ページ〕)へのローカルポインタのエントリの内容を、他のディレクトリ分散型記憶装置に蓄積されている当該ページのコピーページへのリモートポインタに設定しなおし(ステップS32)、分割の元となったページのローカルポインタを親ページに設定し(ステップS33)、動作を終了する。
1 通信制御部
2 記憶部
3 制御部
10 データ操作手段
11 データ送受信手段
12 データ参照手段
13 データ更新手段
20 木構造管理手段
21 ラッチ設定手段(ロック設定手段)
22 経路探索手段
221 移譲判定手段
222 移譲手段
223 経路誤り判定手段
224 経路再探索手段(経路復旧手段)
23 木構造更新手段
231 ページ削除手段
231a 削除ビット設定手段
232 ページ分割・追加手段
232a 境界値設定手段
232b 管理対象ページ判定手段
232c ポインタ設定手段
232d エントリ複製手段
30 制御情報送受信手段
40 プロセス管理手段
Claims (4)
- ネットワークに複数接続され、木構造であるディレクトリ構造のルートページから自身が記憶するデータまでのアクセスパスを示すページである木構造情報を前記データとともに記憶するディレクトリ分散型記憶装置において、
前記データを検索するための検索キーと直下層のページの参照先とを対にして、前記検索キーが昇順又は降順となるように複数連結し、当該検索キーの値の範囲を示す始端検索キー及び終端検索キーの値を含んだページからなる前記木構造情報を記憶する記憶手段と、
前記データの追加に伴い、当該データを参照するページの参照先の数が予め定めた制限値を超過する場合に、当該ページを分割し、分割後のページにおいて前記始端検索キー及び前記終端検索キーの値を設定するページ分割・追加手段と、
前記ルートページを経路探索の初期対象ページとするとともに、要求のあった検索キーのデータまでの経路において、前記初期対象ページの直下層のページにロックを設定し、経路探索の対象ページを当該直下層のページに移行して、その設定したロックを解除した後、移行後の対象ページの直下層のページにロックを設定する処理を下位層に向かって繰り返しながら、当該検索キーに対応するデータを探索する経路探索手段と、を備え、
前記経路探索手段が、
前記要求のあったデータまでの経路を探索する経路途中のページにおいて、当該データの検索キーの値が当該ページの始端検索キー及び終端検索キーの値の範囲外である場合に、ルートページ又は前記経路途中で更新されていないページまで遡って再度経路の探索を行い、前記経路途中の参照先が、前記記憶手段に記憶されている木構造情報のページ以外の場合に、前記要求のあったデータへの処理要求を他のディレクトリ分散型記憶装置へ送信することを特徴とするディレクトリ分散型記憶装置。 - 当該ディレクトリ分散型記憶装置で起動されるプロセスを管理するプロセス管理手段と、
前記ページを分割した際に、当該分割されたページのうちで、当該ディレクトリ分散型記憶装置以外の参照先のみからなるページを、当該ディレクトリ分散型記憶装置の管理対象外のページであると判定する管理対象ページ判定手段と、
この管理対象ページ判定手段で管理対象外のページであると判定したページを削除するページ削除手段とを備え、
前記ページ削除手段が、前記管理対象外のページに対して削除ビットを設定し、当該削除ビットを設定した時点で起動されていたプロセスの終了を前記プロセス管理手段から通知された段階で、当該ページを削除することを特徴とする請求項1に記載のディレクトリ分散型記憶装置。 - 前記ページを分割した際に、当該分割されたページのうちで、親ページに参照先が記述されている一方のページが当該ディレクトリ分散型記憶装置以外の参照先のみからなるページである場合に、分割された他方のページの内容を前記一方のページに上書きするエントリ複製手段を備え、
このエントリ複製手段によりコピーされた後に、前記ページ削除手段が、前記他方のページを削除することを特徴とする請求項2に記載のディレクトリ分散型記憶装置。 - ネットワークに複数接続され、木構造であるディレクトリ構造のルートページから自身が記憶するデータまでのアクセスパスを示すページであって、前記データを検索するための検索キーと下位のページの参照先とを対にして、前記検索キーが昇順又は降順となるように複数連結し、当該検索キーの値の範囲を示す始端検索キー及び終端検索キーの値を含んだページからなる木構造情報を前記データとともに記憶するディレクトリ分散型記憶装置において、当該ディレクトリ分散型記憶装置が記憶していないデータへの処理要求を、他のディレクトリ分散型記憶装置に移譲するために、コンピュータを、
前記データの追加に伴い、当該データを参照するページの参照先の数が予め定めた制限値を超過する場合に、当該ページを分割し、分割後のページにおいて前記始端検索キー及び前記終端検索キーの値を設定するページ分割・追加手段、
前記ルートページを経路探索の初期対象ページとするとともに、要求のあった検索キーのデータまでの経路において、前記初期対象ページの直下層のページにロックを設定し、経路探索の対象ページを当該直下層のページに移行して、その設定したロックを解除した後、移行後の対象ページの直下層のページにロックを設定する処理を下位層に向かって繰り返しながら、当該検索キーに対応するデータを探索する経路探索手段、として機能させ、
前記経路探索手段が、
前記要求のあったデータまでの経路を探索する経路途中のページにおいて、当該データの検索キーの値が当該ページの始端検索キー及び終端検索キーの値の範囲外である場合に、ルートページ又は前記経路途中で更新されていないページまで遡って再度経路の探索を行い、前記経路途中の参照先が当該ディレクトリ分散型記憶装置に記憶されている木構造情報のページ以外の場合に、前記要求のあったデータへの処理要求を他のディレクトリ分散型記憶装置へ送信することを特徴とするデータ処理要求移譲プログラム。
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