JPH02116973A - リレーシヨナル・データベース管理システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、リレーショナル・データベース管理システム
に関し、具体的には、データベース・マネージャ内の参
照制約の構造的表示に関する。

Ｂ、従来技術 データベース管理システムは、データを記録し維持する
コンピュータ・システムである。リレーシロナル・デー
タベース管理システムでは、データが「テーブル」に記
憶される。テーブルは、水平の行と垂直の列をもつもの
と考えることができるインターナショナル・ビジネス・
マシーンズψコーポレーションのＤａｔａｂａｓｅ２プ
ロダクトは、代表的なリレーショナル・データベース管
理システムの例である。

リレーシロナル・データベース内で、重要な機能は「参
照一貫性」機能である。参照一貫性は、テーブルの列間
で必要な関係を強制することにより、２つの異なるテー
ブル（または同じテーブル）の関係する列間のデータ値
の一貫性を保証する。

こうした必要な関係は、「参照制約」と呼ばれている。

「従属テーブル」の行は、その「外部キー」の値が「親
テーブル」のある行の「基本キー」の値と一致する場合
、またはその外部キーの値が空、すなわち値を持たない
場合に、ある制約に関して参照一貫性をもつ。言い替え
れば、空でない値をもつ従属テーブルのすべての行は、
親テーブルに対応する親行をもたなければならない。従
属行の外部キーが親テーブル中に一致する基本キー値を
もたない場合、その参照制約に違反することになり、こ
れらのテーブルを含むデータベースの参照一貫性が失わ
れる。参照制約を強制し、それによってデータベースの
参照一貫性を維持するために、システムは、空でない外
部キー値が常に対応する基本キー値をもつことを保証し
なければならない。

参照一貫性を実施する際、システムはまた、基本キー値
が一義的であること、すなわち「実体一貫性」と呼ばれ
る特性も保証する。

例を挙げると、従業員番号と部門番号を含むＥＭＰＬＯ
ＹＥＥテーブルと、部門番号を含むＤＥＰＡＲＴＭＥＮ
Ｔテーブルを考えてみる。参照一貫性のため、ＥＭＰＬ
ＯＹＥＥテーブル中のすべての部門番号に対して、ＤＥ
ＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル中に同じ一義的な部門番号が
なければならない。それには、ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブ
ルで定義された参照制約が必要になる。ＤＥＰＡＲＴＭ
ＥＮＴテーブルの部門番号が基本キーとなり、ＥＭＰＬ
ＯＹＥＥテーブルの部門番号はこの制約では外部キーと
なる。

データベースのデータが、基本キーまたは外部キーに影
響を与えるような操作を受けるときは常に、参照一貫性
が強制されなければならない。構造化照会言語（ＳＱＬ
）を使用するリレーショナル・データベース管理システ
ムでは、データは、主としてＬＯＡＤｌ　ｌＮ５ＥＲＴ
１ＤＥＬＥＴＥ及びＵＰＤＡＴＥコマンドとそれらの結
果生じる動作によって修正される。ＬＯＡＤ及びｌＮ５
ＥＲＴコマンドは共にデータをデータベースに追加（挿
入）する。ＬＯＡＤは通常多くの行を追加し、ｌＮ５Ｅ
ＲＴは僅かの行しか追加しない。ＤＥＬＥＴＥは１行ま
たは複数の行を削除し、ＵＰＤＡＴＥは１行または複数
の行の内容を変更する。これらの動作の１つが発生する
ときは常に、データベースの参照一貫性を確保するため
、修正された行に関する参照制約が強制されなければな
らない。

リレーショナル・データベース管理システムにおいて参
照一貫性を維持する一方法は、いくつかの事前定義した
事象が発生するときに実行される、システムの外部に常
駐する手続き（プログラムまたはルーチン）を支援する
手段を、システムに設けるものである。こうした手続き
の例は、データが特定のテーブルに挿入されるとき常に
特定のプログラムを実行することである。手続きは、テ
ーブルのインデックスを更新したり、新しく挿入された
データに対して参照制約を強制したりする。

後者は、参照一貫性の「手続き的」実施の例である。い
くつかのリレーショナル・データベース管理プロダクト
に参照一貫性の手続き的実施が加えられている。

Ｃ５発明が解決しようとする問題 参照一貫性の手続き的実施は、いくつかの欠点を有し、
そのため速度が遅くなり効率が低くなる。

手続きは外部（システム外）にあるので、システムと手
続きの間のインターフェースで余分の処理が必要である
。この処理オーバーヘッドを、全体システム内の内部サ
ブシステムは蒙らない。したがって、外部手続きに関連
する処理オーバーヘッドのない参照一貫性の実施が求め
られている。

より重要なことであるが、システムがデータを修正する
前後（ただし修正中ではない）に外部手続きが呼び出さ
れるので、データが２回アクセスされなければならない
。１回はシステムにより、２回目は手続きによる。デー
タ・アクセスの回数が２倍になるため、システム全体の
速度が大幅に低下することがある。したがって、新しく
修正されたデータに１回だけアクセスし、手続き的実施
に付随する冗長な２重アクセスが不要な、参照一貫性の
実施も求められている。

参照一貫性の手続き的実施はもう一つの欠点をもつ。す
なわちそれらが実施する制約は、コンピュータ・プログ
ラマにしか理解できない。手続きを書くのに使われるプ
ログラミング言語は、データベース・ユーザにはほとん
ど理解できず、また制約を変更する処理はデータベース
の通常のユーザには不可能である。プログラマ以外の人
が参照制約を容易に理解し修正できる、参照一貫性の実
施が求められている。

Ｄ０問題点を解決するための手段 上記の必要性及び以下で説明するその他の必要性は、以
下のように要約される本発明によって溝たされる。

本発明は、参照一貫性のオブジェクティブ実施を含む、
コンピュータで実施したリレーシロナル・データベース
管理システムからなる。このシステムは、データのレコ
ードを含む少なくとも２つのりレージぢナル・テーブル
と、少なくとも１つの関係記述子を含む。関係記述子は
テーブル間の参照制約を記述し、制約の親テーブルと従
属テーブル及び基本キーと外部キーを識別する。関係記
述子は、実施態様にそのオブジェクティブ文字をもたら
す、データベース・システム内の独立したオブジェクト
である。このシステムはまた、テーブルが修正されると
き関係記述子にアクセスする手段と、テーブルが修正さ
れるとき関係記述子によって記述される参照制約を強制
する手段も含む。

関係記述子は、システムの実行中により迅速に実行する
ため、コンパイルしデータベース・マネージャに記憶す
ることが好ましい。関係記述子にアクセスする手段は、
関係記述子とデータベース・テーブルを記述するレコー
ド記述子の間にシンボリック・ポインタの２つの連鎖を
含むことが好ましい。

Ｅ、実施例 第１図は、６つの参照制約によって関係づけられた３つ
のテーブルを示す。ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０
は、番号ＤＥＰＴＮＯと名前ＤＥＰＴＮＡＭＥによっで
ある企業の各部門を記述し、そのマネージャＭＧＲＮＯ
とそれが属する部門の番号ＡＤＭＲＤＥＰＴを識別する
。ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２は、すべての従業員を
従業員番号ＥＭＰＮＯによって識別して、基本的個人情
報をリストし、その従業員が山く部門ＷＯＲＫＤＥＰＴ
を識別する。ＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４は、その企業
が現在取り組んでいる各プロジェクトを記述し、プロジ
ェクト番号ＰＲＯＪＮｏ、プロジェクト名ＰＲＯＪＮＡ
ＭＥ１従業員責任者及び責任部門をリストし、その個別
プロジェクトが属する大プロジェクトＭＡＪＰＲＯＪを
識別する。第３図ないし第５図にこれらのテーブルのサ
ンプル・データを示す。

第１図のテーブルは、第２図にリストするように、６つ
の参照制約によって互いにかつそれ自体に関係づけられ
ている。制約Ｒ１１６は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブ
ル１０の統轄部門ＡＭＲＤＥＰＴがＤＥＰＡＲＴＭＥＮ
Ｔテーブルの有効部門番号ＤＥＰＴＮＯであることを必
要とする。

すなわち、制約Ｒ１１６の親テーブルはＤＥＰＡＲＴＭ
ＥＮＴであり、基本キーはＤ　Ｅ　ＰＡＲＴＭＥＮＴテ
ーブルのＤＥＰＴＮＯ列であり、基本インデックスはＤ
ＥＰＴＮＯインデックスである。

制約Ｒ１１６の外部キーは、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテー
ブル１０のＡＤＭＲＤＥＰＴ列であり、ＤＥＰＡＲＴＭ
ＥＮＴを従属テーブル及び親テーブルにする。制約Ｒ１
１６は、その親テーブルと従属テーブルが同じなので、
自己参照制約である。

制約Ｒ２１８は、ＥＭＰＬＯＹＥＥ　（従属）テーブル
１２の各従業員の勤務部門ＷＯＲＫＤＥＰＴ（外部キー
）が、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ　（親）テーブル１０の有
効部門ＤＥＰＴＮＯ（基本キー）であることを必要とす
る。制約Ｒ３２０は、ＰＲＯＪＥＣＴテーブル１０の責
任部門ＲＥＳＰＤＥＰＴが、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテー
ブル１０の有効部１・・ＩＤＥＰＴＮＯであることを必
要とする。

制約Ｒ４２２は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０の
部門のマネージャＭＧＲＮＯが、ＥＭＰＬＯＹＥＥテー
ブル１２の有効従業ノＩＥＭＰＮＯであることを必要と
する。制約Ｒ５２４は、ＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４の
プロジェクトの責任従業員ＲＥＳＰＥＭＰ；６（、Ｅ　
Ｍ　Ｐ　Ｌ　ＯＹ　Ｅ　Ｅ　ｆ　−プル１２の有効従業
員ＥＭＰＮＯであることを必要とする。最後に、制約Ｒ
６２６は、ＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４のプロジェクト
の主プロジェク）ＭＡＪＰＲＯＪが、それ自体ＰＲＯＪ
ＥＣＴテーブル１６の有効プロジェクト番号ＰＲＯＪＮ
Ｏであることを必要とする。Ｒ６も自己参照制約である
。

この説明で使用する用語を要約すると、用語「行」は、
テーブル中にあるレコードの外観を指し、「レコード」
は、データベース内に記憶されているその行のデータの
内部表示を指す。「粗打」は「親テーブル」の行であり
、１つまたは複数の従属行の外部キー値と一致する「基
本キー値」をもつ。「従属行」は「従属テーブル」の行
であり、ある粗打の基本キー値と一致する「外部キー値
」をもつ。「自己参照制約」とは、同じテーブル内で定
義される制約である。すなわち外部キーと基本キーが同
じテーブルにある。自己参照テーブル内に、外部キーが
同じ行の基本キーと一致する「自己参照行」があること
がある。制約Ｒ１１６とＲ６２６が自己参照制約である
。「サイクル」とは、サイクル内のテーブルがそれ自体
の従属テーブルであるような１組の制約である。制約Ｒ
２１８及びＲ４２２は１サイクルを形成する。サイクル
内に、所与の行がそれ自体の従属行となっている行のサ
イクルがあることがある。

第２図に示した各制約は、「挿入規則」、「削除規則」
及び「更新規則」を含む。これらの規則は、データベー
スの修正が行なわれるききに参照制約に関してどんな活
動が行なわれるかを指定する。

挿入規則には１種類の規則ｌＮ５ＥＲＴだけがあり、こ
れは、従属テーブルに挿入されたどの行も、それが参照
する親テーブルの基本キーの値に等しい外部キー値をも
つことを必要とする。言い替えれば、空でない外部キー
値をもつすべての従属テーブルのすべての行は、その当
該の親テーブルに対する行をもたなければならない。

削除規則は、親テーブルの行が削除されるときに何が起
こるかを指定する。削除規則には３つのオプションがあ
る。ＤＥＬＥＴＥ　　ＲＥＳＴＲＩＣＴでは、レコード
の基本キー値に等しい外部キー値をもつ従属テーブルの
行がある場合、親テーブルの行は削除できない。すなわ
ち、従属行をもつ間は粗打は削除できない。ＤＥＬＥＴ
Ｅ　　ＣＡＳＣＡＤＥでは、親テーブルの行が削除され
る場合、この行の基本キー値に等しい外部キー値をもつ
従属テーブルのすべての行も削除される。言い替えれば
、粗打を削除すると、その従属行（及びそれらの従属行
など）のすべてが自動的に削除される。

最後に、ＤＥＬＥＴＥ　　ＳＥＴ　　ＮＵＬＬでは、親
テーブルの行が削除される場合、削除されている粗打の
基本キー値に等しい従属テーブルのすべてのレコードの
外部キーが空の値に設定される（すなわち、外部キーが
値をもたないことを示す状態）。ＳＥＴ　　ＮＵＬＬオ
プションは、従属行が、従属行の無差別的削除を避けな
がら、存在しない粗打を参照しないことを保証する。

更新規則は、基本キーまたは外部キーが更新されるとき
に何が起こるかを指定する。外部キーの更新規則は、外
部キーが空でない値に更新される場合、その値が親テー
ブルのある行の基本キーに一致しなければならないこと
を保証する。基本キーの更新規則は、削除規則と同じ３
つのオプションをもつが、それらの動作のしかたは幾分
・異なる。

ＵＰＤＡＴＥ　　ＲＥＳＴＲＩＣＴは、従属テーブルに
粗打の基本キー値に等しい外部キー値をもつ行がある場
合、親テーブルの基本キーが更新されないようにする。

すなわち、粗打の基本キーは、その従属行の外部キーが
更新されるまで更新できない。ＵＰＤＡＴＥ　　ＣＡＳ
ＣＡＤＥは、粗打の基本キーの更新をその行の従属行の
外部キーに伝播する。親テーブルの基本キーがある値に
更新される場合、元の外部キーの値が親テーブルの元の
基本キーの値に等しかった従属テーブルのすべての行の
すべての外部キーが、基本キーの新しい値と一致するよ
うに更新され、これらの従属行に従属する行も更新され
る。ＵＰＤＡＴＥ　　５ＥＴＮＵＬＬでは、親テーブル
の基本キーが更新される場合、その基本キーが更新され
ている新行の基本キーの値に等しい従属テーブルのすべ
ての行の外部キーが空の値に設定される（すなわち、外
部キーが値をもたないことを示す状態）。

オブジェクティブ記述子 本発明の好ましい実施例では、各テーブルは、「レコー
ド記述子」によって記述される。レコード記述子は、テ
ーブルの名前と、テーブルの各レコードを含むフィール
ドの記述を含む。各レコード記述子は、データベース・
システム内で独立したオブジェクトとして存在し、シス
テム内の他のテーブル記述子に影響を及ぼすことなく（
テーブルの定義を修正するために）修正することができ
る。このために、こうした記述子は「オブジェクティブ
」と呼ばれる。

レコード記述子に加えて、各テーブルの各インデックス
は、「インデックス記述子」によって記述される。イン
デックス記述子は、インデックスが定義される対象とな
るキーの記述子を含む。すなわち、親テーブルの基本キ
ーのインデックス記述子（「基本キー・インデックス記
述子」）は、フィールドの数と基本キー列の親テーブル
の関連フィールド番号のリストを含む。インデックス記
述子モ、データベース・システム中で独立したオブジェ
クトとして存在し、個別に修正できるので、オブジェク
ティブである。

本発明は、参照制約記述を「関係記述子」と呼ばれるオ
ブジェクトにコンパイルする。このオブジェクトは、そ
れぞれ単一の制約のメタ・データ記述子を含む。コンパ
イルの特徴は、本発明の参照一貫性の実施と従来技術の
実施の主な相違点であり、メタ・データ記述子中で表現
される規則に応じて参照規制を強制するために、データ
ベース・マネージャに埋め込まれた単一の共用手続きを
構成できるようにする。オブジェクティブの特徴は、本
発明の実施を、従来技術による参照一貫性の手続き的実
施から区別するものである。

各関係記述子は、親テーブルと従属テーブル、親テーブ
ルの基本インデックス、及び外部キーを構成する列を識
別して、単一の参照制約を完全に記述する。基本インデ
ックスの記述子は基本キーの列を識別する。（任意選択
の）インデックスが、外部キーの列で定義されたり、イ
ンデックス・キーの一番左の列が外部キーを含むような
列で定義されたりしている場合、関係記述子はこの外部
キー・インデックスも識別する。関係記述子はまた制約
の削除規則と更新規則も指定する。本発明のオブジェク
ティブ関係記述子は、参照制約を強制する処理を大いに
単純にする。というのは、参照一貫性の他の実施で見ら
れる様々な手続きの代わりに、単一の強制手続きが使用
できるからである。さらに、オブジェクティブ関係記述
子は、システム動作中に、コンピュータの高速揮発性メ
モリにおけるデータベース・システムの指定の一環とし
て配置及びアクセスされる。これにより、システムは、
データベース管理システムのメモリ常駐指定の外部に制
約記述子を記憶する、従来技術による参照一貫性の実施
に比べて、参照制約の記述に対して非常に迅速なアクセ
スができる。

インデックス記述子は、ポインタによってレコード記述
子から連鎖される。関係記述子は、２組のポインタによ
って２重にレコード記述子から連鎖される。１組の関係
記述子ポインタは、所与のテーブルを親テーブルとする
関係を識別する、「親テーブル連鎖」を形成する。もう
１組の関係記述子ポインタは、所与のテーブルが従属テ
ーブルとなる関係を識別する、「従属テーブル連鎖」を
形成する。これらの連鎖は、迅速な識別とテーブルの修
正に影響を及ぼす参照制約の強制を可能にする。

制約規則のメタ・データ記述が、親連鎖及び従属連鎖に
参加する単一オブジェクトにコンパイルされるので、制
約の除去の管理が大幅に単純になる。制約を除去する方
法は２つある。第１に、２つのテーブル間の参照一貫性
がもはや望まれないときに制約は明示的に除去される。

第２に、関係のテーブルの１つがなくなるとき、その制
約が暗示的に除去される。

簡単な場合、制約が明示的に除去されると、関係記述子
がすべての連鎖から取り除かれパージされて、２つのテ
ーブルの間の関係が終了する。

より複雑な場合には、その関係中のテーブルの１つが脱
落するとき、脱落したテーブルに関係するすべての関係
が除去されなければならない。脱落したテーブルのレコ
ード記述子は、それが親テーブルとなる関係記述子の連
鎖、及びそれが従属テーブルとなる関係記述子の連鎖に
対するアンカを含むので、脱落したテーブルに関係する
制約をすべて除去するには、各アンカから開始して、そ
の連鎖中の各関係記述子をパージする必要がある。これ
は、脱落したテーブルと他のテーブルの間のすべての関
係を除去する効率のよい方法である。

データベース内での記述子の編成 レコード、インデックス、及び関係記述子の編成は、第
６図を参照すると最もよくわかる。第６図は、第１図な
いし第５図に示した３つのテーブルのレコード、インデ
ックス、及び関係記述子を概略的に示したものである。

第６図は、２つのデータベース、データベースＡ２８と
データベースＢ３０を示す。データベースＡ２０は、第
３図と第４図に示した上記のＤＥＰＡＲＭＥＮＴテーブ
ル１０とＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２を含む。データ
ベースＡ２８はさらに、これらのテーブルのレコード、
インデックス及び関係記述子を含む。データベースＢ３
０は、第５図のＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４とそのテー
ブルに関連するインデックス及び記述子を含む。

ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記述子３２は、ＤＥＰＡ
ＲＴＭＥＮＴテーブル１０のレコードを記述する情報を
含む。こうした情報には、たとえばテーブル１０を含む
列の形式と長さがある。こうした情報は本発明の理解ま
たは説明に必要でないので、これ以上説明しない。ＤＥ
ＰＡＲＭＥＮＴレコード記述子３２は、ＤＥＰＴＮＯイ
ンデックス３８のインデックス記述子３６を指すポイン
タ３４を含む。ＤＥＰＴＮＯインデックス３８は、ＤＥ
ＰＡＲＭＥＮＴテーブル１０の基本キーであるＤＥＰＴ
ＮＯ列に定義されている。すなわち、ＤＥＰＴＮＯイン
デックス３８は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０の
基本キー・インデックスである。

第２のインデックスであるＤＥＰＴＮＡＭＥ列０は、Ｄ
　Ｅ　Ｐ　Ａ　ＲＴ　Ｍ　Ｅ　Ｎ　Ｔ　ｆ−プル１ｏの
ＤＥＰＴＮＡＭＥ列に定義され、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ
テーブルの行を部門名のアルファベット類に並べる手段
をもたらす。ＤＥＰＴＮＡＭＥインデックス４０は、そ
の関連するインデックス記述子４２によって記述される
。ＤＥＰＴＮＯインデックス記述子３６からのポインタ
４４は、ＤＥＰＴＮＡＭＥインデックス記述子４２を識
別する。したがって、ポインタ３４．４４は、ＤＥＰＴ
ＮＯインデックス３６及びＤＥＰＴＮＡＭＥインデック
ス記述子４２を、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記述子
３２から始まる連鎖に入れる。

本発明の好ましい実施例では、データベースの関係記述
子は、そのデータベースのレコード記述子から２重に連
鎖される。１組の連鎖は様々な関係記述子をその当該の
親テーブルに接続し、第２組の連鎖は、関係記述子をそ
れらの従属テーブルに接続する。

第６図を見ればわかるように、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレ
コード記述子３２は、２つのポインタ４６．４８を含む
。第１のポインタ４６は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブ
ル１０が親テーブルとなる第１の関係記述子を指す。第
２のポインタ４８は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブルが
従属テーブルとなる第１の関係記述子を指す。参照を容
易にするため、第６図の関係記述子との間のポインタは
、関係記述子の「親連鎖」中のポインタが「従属連鎖」
中の上記ポインタとなるように引かれる。

ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０が親テーブルである
第１の関係記述子は、参照制約Ｒ１１６の記述子５０で
ある。制約Ｒ１１６は自己参照制約であり、その親テー
ブル及び従属テーブルとして同じテーブルＤＥＰＡＲＴ
ＭＥＮＴ１０をモツ。Ｒ１関係記述子５０はＤＥＰＡＲ
ＴＭＥＮＴ親連鎖中の最初の記親子鎖中るが、ＤＥＰＡ
ＲＴＭＥＮＴ従属連鎖中の最後の記述子である。すなわ
ち、ポインタ４６は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記
述子３２からＲ１関係記述子５ｏを指すが、ポインタ４
８は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴしコード記述子４８からＤ
ＥＰＡＲＴＭＥＮＴ従属連鎖の第１のメンバ、すなわち
Ｒ４関係記述子５６を指す。ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコ
ード記述子３２からの従属連鎖は、Ｒ４記述子５６から
Ｒ１関係記述子５０に続く。

レコード記述子３２のＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴからの親連
鎖は、Ｒ１関係記述子５０からＲ２関係記述子５２に、
またそこからＲ３関係記述子５４に続く。制約Ｒ３の親
テーブルと従属テーブルは、異なるデータベース中にあ
る。その親テーブルＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ１０はデータ
ベースＡ２８中にあるが、その従属テーブルＰＲＯＪＥ
ＣＴ７ＢはデータベースＢ３０中にある。１つのＲ３関
係記述子５４は、上記のようにデータベースＡ２８中に
ある。第２のＲ３関係記述子５５は、データベースＢ３
０中にあり、２つの逆向きのポインタ５７によって第１
のＲ３関係記述子に接続される。

第２のＲ３記述子５５は、ＰＲＯＪＥＣＴしニアード記
述子７６から始まる従属連鎖の先頭にある。

データベースＡ２８のＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２は
、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０と同様に２つのイ
ンデックスをもつ。ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２のＥ
ＭＰＮＯ列のＥＭＰＮＯインデックス５８は、そのテー
ブルの基本キー・インデックスであり、ＥＭＰＮＯイン
デックス記述子６０によって記述される。ＷＯＲＫＤＥ
ＰＴインデックスθ２は、ＷＯＲＫＤＥＰＴ列のＥＭＰ
ＬＯＹＥＥテーブル１２を指し、従業員が勤務する部門
に応じた従業員の行の配列を維持する。ＷＯＲＫＤＥＰ
Ｔインデックス６２は、ＷＯＲＫＤＥＰＴインデックス
記述子６４によって記述される。ＥＭＰＮＯインデック
ス記述子６０もＷＯＲＫＤＥＰＴインデックス記述子６
４も、ＥＭＰＬＯＹＥＥレコード記述子６６から連鎖さ
れている。

ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２の関係記述子の親連鎖は
、ＥＭＰＬＯＹＥＥレコード記述子６６から始まる。Ｅ
ＭＰＬＯＹＥＥテーブルをその親テーブルとする第１の
参照制約は、制約Ｒ４２２であり、Ｒ４関係記述子５６
によって記述される。すなわち、ＥＭＰＬＯＹＥＥレコ
ード記述子６６は、Ｒ４関係記述子５６を指すポインタ
６８を含む。ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２の親連鎖は
、Ｒ４関係記述子５６からＲ５関係記述子７０に続く。

ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２は唯一の参照制約Ｒ２１
８の従属テーブルである。すなわち、ＥＭＰＬＯＹＥＥ
レコード記述子６６からの従属連鎖は、Ｒ２関係記述子
５２だけに延びる。

データベースＢ３０中のＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４は
、１つのインデックス、すなわちそれに関連するインデ
ックス記述子７４によって記述される、その基本キー・
インデックスＰＲＯＪ　Ｎ。

７２だけをもつ。ＰＲＯＪＮｏインデックス記述子７４
は、ＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子７６から連鎖される
。ＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４は、唯一の参照制約、す
なわち自己参照制約Ｒｅ　　２６だけの既テーブルであ
る。したがって、（ＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子７６
から始まる）ＰＲＯＪＥＣＴ親連鎖は、１つのメンバー
Ｒ６関係記述子７８しかもたない。

ＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４は、３つの参照制約、Ｒ３
２０、Ｒ５２４、Ｒ６２６の従属テーブルである。制約
Ｒ６２６は自己参照制約であり、その関係記述子７８は
ＰＲＯＪＥＣＴＩ！連鎖中の第１のかつ唯一の記述子で
ある。Ｒ６記述子７８は、ＰＲＯＪＥＣＴ従属連鎖中の
最後のメンバーである。

参照制約Ｒ５２４の親テーブルと従属テーブルは、異な
るデータベース中にある。その親テーブルＥＭＰＬＯＹ
ＥＥ　１２はデータベースＡ２８中にあるが、その従属
テーブルＰＲＯＪＥＣＴ７６はデータベースＢ３０中に
ある。制約Ｒ３と同様に、第１のＲ５関係記述子７０は
データベースＡ２８中にあり、第２のＲ５記述子８０は
データベースＢ３０中にある。したがって、ＰＲＯＪＥ
ＣＴレコード記述子７６からの従属連鎖は、まずデータ
ベースＢ３０のＲ３関係記述子５５へ、そこからデータ
ベースＢのＲ５関係記述子８０へ、最後にＲ６記述子７
８へ延びる。この場合も、２つの逆向きのポインタが、
第１及び第２の関係記述子７０．８０をリンクする。

レコード記述子 上述のように、レコード記述子３２．８８．７６は、本
発明の好ましい実施例の範囲内で動作するために、２つ
のポインタ・フィールドしか必要としない。これらのフ
ィールドの１つは、レコード記述子のテーブルが親テー
ブルとなる第１の関係記述子を指すポインタ、すなわち
レコード記述子の親連鎖中の第１の関係記述子を指すポ
インタを含む。もう一方のフィールドは、従属連鎖中の
第１の関係記述子を指す。これらのポインタを下記の表
１にリストする。

表ル コード記述子に追加されるフィールド ＲＦＣ，Ａ　　そのレコードを親連鎖とする第１の関係
記述子を指すポインタ ＲＥＣ，Ｂ　　そのレコードを従属連鎖とする第１の関
係記述子を指すポインタ ＲＦＣ，Ａは、関係記述子の親連鎖中の第１の関係記述
子を指すポインタである。関係記述子のＲＥＬ、Ｅフィ
ールド（以下で説明する）は、親連鎖を、このレコード
記述子テーブルが親テーブルとなる任意の追加関係記述
子に続ける。

ＲＦＣ，Ｂは、関係記述子の連鎖中の第１の関係記述子
を指すポインタである。その連鎖中では、このテーブル
はその関係の従属テーブルである。

関係記述子のＲＥＬ、Ｊフィールドは、従属連鎖を、こ
のレコード記述子のテーブルを従属テーブルとする任意
の追加関係記述子に続ける。

関係記述子 表２に、関係記述子を構成するフィールドをリストする
。

表２ 関係記述子のフィールド ＲＥＬ、Ａ　　関係名 ＲＥＬ、Ｂ　　（挿入が許される前に必要な）基本キー
・インデックスを指すポインタ ＲＥＬ、Ｃ親テーブルのレコード記述子を指すポインタ ＲＥＬ、Ｄ　　異なるデータベース中にある従属テーブ
ルの関係記述子を指すポインタ ＲＥＬ、　　Ｅ ＲＥＬ、　　Ｆ ＲＥＬ、Ｇ ＲＥＬ、Ｈ ＲＥＬ、　　Ｉ ＲＥＬ、　　Ｊ ＲＥＬ、Ｋ ＲＥＬ、　　Ｌ 同じ親テーブルの次の関係記述子を 指すポインタ 外部キーの記述：フィールドの数、 外部キー列中のレコードの関係フィー ルド番号のリスト 外部キー・インデックスのインデッ クス記述子を指すポインタ（任意選 択） 従属テーブルのレコード記述子を指 すポインタ 異なるデータベース中にある親の関 係記述子を指すポインタ 同じ従属テーブルの次の関係記述子 を指すポインタ 削除規則″ＲＥＳＴＲＩＣＴ” ”ＣＡＳＣＡＤＥ”または”５ＥＴ ＮＵＬＬ″ 更新規則″ＲＥＳＴＲＩＣＴ″ ＣＡＳＣＡＤＥ”ｌ：ｉｔ″５ＥＴ ＮＵＬＬ″ 関係記述子の内容の概略を示すと、各関係記述子は、そ
の制約の親テーブルと従属テーブル、外部キー、既テー
ブルと従属テーブルにアクセスするためのアクセス経路
（インデックスまたは走査）、削除規則及び更新規則を
記述する。親テーブルは、常に基本キー・インデックス
を介してアクセスされるので、制約の基本キーの記述は
、基本キー・インデックスのインデックス記述子から取
り出される。親テーブルと従属テーブルが同じデータベ
ース中にある場合、各制約ごとに１つの関係記述子があ
り、親テーブルも従属テーブルもそれを指す。２つのテ
ーブルが異なるデータベース中にある場合、関係記述子
のコピーが各データベースに存在している。

フィールドＲＥＬ、Ａは、関係名、たとえばＲ１″を含
む。当然、より記述的な関係名、たとえばＡＤＭＲＤＥ
ＰＴ″を使ってもよい。

ＲＥＬ、Ｂは、制約の基本キー・インデックスのインデ
ックス記述子を指すポインタを含む。制約が定義される
と、基本キー値の一義性の制約（実体一貫性）を強制す
る、Ｂツリー・インデックス・タイプのアクセス機構が
存在するかどうかが判定される。こうした一義的なイン
デックスが存在スる場合、そのインデックス記述子を指
すポインタが、ＲＥＬ、Ｂに入れられる。これは、ｌＮ
５ＥＲＴ動作で基本キーの一義性の制約に違反したかど
うかを迅速に決定するための手段をもたらす。基本キー
の一義性の制約を強制する他の機構も利用できるが、好
ましい実施例ではそれは実施されない。こうした機構が
存在しない場合、ｌＮ５ＥＲＴは制約が１つ定義される
まで禁止される。それが定義されたとき、その条件が現
在溝たされているかどうか判定するため、すべての関係
記述子が照会され、ＲＥＬ、Ｂフィールドはインデック
ス記述子を指すようになる。

ＲＥＬ、Ｃは、親テーブルのレコード記述子を指し、制
約の強制中に基本キー・フィールドの属性に対するアク
セスを可能にする。代わりに、基本キー・フィールドの
属性を関係記述子中で複製することもできるが、こうし
た複製は親テーブルのレコード記述子を指す方法はど望
ましくはないと考えられる。

従属テーブルが関係記述子とは別のデータベース中にあ
る場合、ＲＥＬ、Ｄフィールドは、そのデータベース内
の対応する関係記述子の記号アドレスを含む。ＲＥＬ、
Ｄの記号アドレスは、他方のデータベースの名前と、そ
のデータベース内の対応する関係記述子を指すポインタ
からなる。

ＲＥＬ、Ｅは、親達鎖中の次の関係記述子、すなわち、
同じ親テーブルをもつ次の関係記述子を指す。ＲＥＬ、
Ｆフィールドは、外部キーの記述を含む。具体的には、
外部キーのフィールド数とレコード内の元のフィールド
位置を含む。

ＲＥＬ、Ｇは、制約の外部キー・インデックスがある場
合、それを指すポインタを含む。制約が定義されると、
その外部キーに一致するＢツリー・インデックス、また
はその一番左の列が外部キーに一致するインデックス・
キーをもつＢツリー・インデックスが存在するかどうか
判定される。そのようなりツリー・インデックスが存在
する場合、そのインデックスの記述子を指すポインタが
ＲＥＬ、Ｂ中に置かれる。外部キー・インデックスが存
在すると、ＤＥＬＥＴＥ及びＵＰＤＡＴＥ演算子が親レ
コードのＤＥＬＥＴＥまたは基本キーのＵＰＤＡＴＥに
続いて従属テーブルに直接アクセスする手段がもたらさ
れ、そのためそれらの実行速度が上がる。外部キー・イ
ンデックスが存在しない場合、基本キーのＤＥＬＴＥと
ＵＰＤＡＴＥが単にゆっくりと進行する。親レコードに
対するこうした活動のたびに一致する従属レコードを見
つけるため、テーブルがすっかり走査される。

致するアクセス機構が後で定義される場合、関連するイ
ンデックス記述子を指すポインタがここで供給される。

ＲＥＬ、Ｈフィールドは、従属テーブルのレコード記述
子を指すポインタを含む。これは、制約強制中に外部キ
ー・フィールドの属性を供給する。

代わりに、外部キー・フィールドの属性を、関係記述子
中で複製することもできるがこうした複製は、従属テー
ブルのレコード記述子を指示する方法はど望ましくはな
いと考えられる。

親テーブルが関係記述子とは別のデータベース中にある
場合、ＲＥＬ、Ｉフィールドはそのデータベース内に対
応する関係記述子の記号アドレスを含む。ＲＥＬ、Ｄフ
ィールドの記号アドレスと同様に、このアドレスは、他
方のデータベースの名前とそのデータベース内の対応す
る関係記述子を指すポインタからなる。

ＲＥＬ、Ｊは、従属連鎖中の次の関係記述子、すなわち
現記述子と同じ従属テーブルをもつ次の関係記述子を指
すポインタを含む。

ＲＥＬ、には、制約削除規則“ＲＥＳＴＲＩＣＴ″　Ｃ
ＡＳＣＡＤＥ″、または“’ＳＥＴ　　ＮＵ　Ｌ　Ｌ　
”のどれかを含む。同様に、ＲＥＬ、Ｌも、制約更新規
則″ＲＥＳＴＲＩＣＴ″　”ＣＡＳＣＡＤＥ″またはＳ
ＥＴ　　ＮＵＬＬ″のどれかを含む。

制約作成 制約は、従属テーブルの作成時、またはテーブルの定義
後に作成される。どちらの場合も、叙テープルがすでに
存在してなければならず、制約の外部キーと一致する基
本キーをもっていなければならない。制約に対する関係
記述子を作成する好ましい実施例の方法の疑似コードに
よる実施を、例１のプログラム断片に示す。既テーブル
と従属テーブルが共に定義されており、制約、親テーブ
ル及び従属テーブルの名前、外部キ一定義及びＤＥＬＥ
ＴＥ及びＵＰＤＡＴＥ規則が入力されてプログラム断片
に利用できると仮定されている。

例１ 関係記述子作成用疑似コード 親テーブルのレコード記述子（ＰＡＲ ＲＥＣ）を見つける。

ＩＦ外部キー列が長さと形式において基本キー列と一致
しない場合、ＴＨＥＮ 作成処理を終了する。

従属テーブルのレコード記述子（ＤＥＰＲＥＣ）を見つ
ける。

／＝＝テーブルに関連する関係記述子を割り振り、会式
化し、初期設定する＝／ １０４　すべでのフィールドがＯに設定された新しい空
の関係記述子（ＮＥＷ　　ＲＥＬ）を割り振り、書式化
する。

１０５　　ＮＥＷ　　ＲＥＬ、Ａ＝制制約上設定する。

／＝制約名をフィールドＲＥＬ、Ａに 記憶する＝／ １０６　　ＩＦ親テーブルの基本キーに固有のインデッ
クスが存在する場合、ＴＨＥＮ １０７　　　ＮＥＷ　　ＲＥＬ、Ｂ＝その（基本キー）
インデックスのインデックス記述子を 指すポインタに設定する。

／＝＝本キー・インデックス記述子 を指すポインタを、フィールドＲＥ Ｌ、Ｂに記憶する＝／ １０８　　ＮＥＷ　　ＲＥＬ、Ｃ＝ＰＡＲＲＥＣを指す
ポインタに設定する。

／＝親のレコード記述子を指すポイン タを、新しい関係記述子のフィールド ＲＥＬ、Ｃに記憶する＝／ ／＝新しい関係記述子を親連鎖に接続する＝／１０９　
　ＩＦ　　ＰＡＲＲＥＣ，Ａ＝Ｏの場合、ＨＥＮ ／＝＝テーブルはまだ他の制約で親テーブルになってい
ない＝／ １１０　　　ＰＡＲＲＥＣ，Ａ＝ＮＥＷ　　ＲＥＬを指
すポインタに設定する。

／＝現関係記述子を親連鎖の先頭に 置く＝／ １１１　　ＥＬＳＥ １１２　　　Ｄ。

１１３　　親達鎖中の適切な挿入点を求めて、（ＰＡＲ
ＲＥＣ，Ａで始まる）ｙｔ連 鎖を探索する。

１１４　　関係記述子中の挿入点の前のＲＥＬ。

Ｅ＝ＮＥＷ　　ＲＥＬを指すポインタに設定する。

ＮＥＷ　　ＲＥＬ、Ｅ＝＝入点に続く関係記述子（があ
る場合、それ）を指す ポインタに設定する。

／＝現関係記述子を親連鎖の適切な 位置に押入する＝／ １１５　　　ＥＮＤ １１６　　ＮＥＷ　　ＲＥＬ、に＝除去規則に設定する
。

１１７　　ＮＥＷ　　ＲＥＬ、Ｌ＝＝新規則に設定する
。

／＝＝属テーブルが他のデータベース中にある場合に、
対応する関係記述子を作成する＝／１１８　　ＩＦ親レ
し−ド記述子ＰＡＲＲＥＣと従属レコード記述子ＤＥＰ
　　ＲＥＣが別のデータベースにある場合、ＴＨＥＮ １１９　　　Ｄ。

１２０　　０ＬＤ　　ＲＥＬ＝ＮＥＷ　　ＲＥＬに設定
する。

／＝＝テーブルに関連する関係記述 子をセーブする＝／ 従属テーブルのデータベース中ですべ てのフィールドがゼロに設定された新 しい空の関係記述子（ＮＥＷ　　ＲＥＬ）を割り振り書
式化する。

ＮＥＷ　　ＲＥＬ、Ａ＝制約名に設定する。

／＝制約名を従属テーブルの関係記 述子ＮＥＷ　　ＲＥＬに記憶する＝１ ０ＬＤ　　ＲＥＬ、Ｄ＝ＮＥＷ　　ＲＥＬの記号アドレ
スに設定する。

／＝親関係記述子を、作成したばか りの従属関係記述子に接続する＝／ ＮＥＷ　　ＲＥＬ、Ｉ＝ＯＬＤ　　ＲＥＬの記号アドレ
スに設定する。

／＝作成したばかりの従属関係記述 子を、親関係記述子に接続する＝／ ＮＤ ／＝＝属テーブルに関連する関係記述子のフィールドを
初期設定する＝／ ＮＥＷ　　ＲＥＬ、Ｆ＝＝部キーのフィールド数、及び
外部キー列の相対フィールド番号のリストに設定する。

／＝＝部キーの記述をフィールドＲＥ Ｌ、Ｆに記憶する＝／ ＩＦ外部キーＯＲと一致するインデックスが存在するか
、またはインデックス・キーの一番左の部分に外部キー
の列を含むインデックスがある場合、ＴＨＥＮ ＮＥＷ　　ＲＥＬ、Ｇ＝＝部キー・インデックス記述子
を指すポインタに設定 する。

／＝＝部キー・インデックスがある 場合、その記述子をフィールドＲＥ Ｌ、Ｇに記憶する＝／ ＮＥＷ　　ＲＥＬ、Ｈ＝ＤＥＰ　　ＲＥＣを指すポイン
タに設定する。

／＝＝属レコード記述子を指すポイン タを、フィールドＲＥＬ、Ｈに記憶す る＝／ ／＝現量関係記述子従属連鎖に接続する＝／１３０　　
ＩＦ　　ＤＥＰ　　ＲＥＣ，Ｂ　　Ｎ０Ｔ＝０の場合、
ＴＨＥＮ ／＝＝属テーブルが他の制約中の従属 テーブルである＝／ １３１　　　ＮＥＷ　　ＲＥＬ、Ｊ＝従ｆｆ連鎖の第１
の関係記述子を指すポインタに設定す る。

１３２　　ＤＥＰ　　ＲＥＣ，Ｂ＝ＮＥＷ　　ＲＥＬを
指すポインタに設定する。

／＝＝属連鎖の先頭に現記述子を置く ＝／ １３３　　　ＥＮＤ 例１の擬似コード・プログラム断片は、２つの主要部分
に分割できる。行１０４−１０７は、参照制約の親テー
ブルに関連する関係記述子及びフィールドを作成する。

行１１８−１３６は、従属テーブルに関連する制約の関
係記述子及びフィールドに関係する。親テーブルと従属
テーブルが同じデータベース中にあるとき、これら２つ
の部分はそのデータベース中に単一の関係記述子を作成
する。親テーブルと従属テーブルが別のデータベース中
にあるとき、行１０４−１１７は、親テーブルのデータ
ベース中で関係記述子を作成し、行１１８−１３６は、
従属テーブルのデータベース中に関係記述子を作成する
。

作成処理は、まず参照制約に対して指定された外部キー
列を親テーブルの基本キー列と突き合わせて検査するこ
とから始まる。親テーブルのレコード記述子が見つけら
れ（行１００）、外部キー列の長さ及びタイプが、基本
キー列のそれと突き合わせて検査される（行１０１）。

それらが一致しない場合、作成処理は終了する（行１０
２）。そうでない場合、従属テーブルのレコード記述子
が見つけられる。

親テーブルに関連する関係記述子が、行１０４−１１７
で作成される。新しい空の関係記述子が割り振られて書
式化され（行１０４）、参照制約の名前がそのフィール
ドＲＥＬ、Ａ　（行１０５）に記憶される。基本キー・
インデックスが存在する場合、そのインデックス記述子
を指すポインタが、新しい関係記述子のフィールドＲＥ
Ｌ、Ｂに記憶される（行１０Ｂ−１０７）。存在しない
場合は、上記のように、親テーブルに対するｌＮ５ＥＲ
Ｔ動作は許されない。最後に、親テーブルのレコード記
述子を指すポインタ、が新しい関係記述子のＲＥＬ、Ｃ
に記憶される（行１０８）。

次に、親テーブルに関連する新しい関係記述子が、親テ
ーブルのレコード記述子から始まる関係記述子の親連鎖
に接続される。親連鎖が空の場合、親レコード記述子の
フィールドＲＦＣ，Ａはゼロに等しい（行１０９）。こ
の場合、新しい関係記述子を指すポインタがそのフィー
ルドに記憶され（行１１０）、現関係記述子を親連鎖の
先頭に置く。そうではなく、親連鎖がすでに存在してい
る場合（行１１１）、削除動作中に最適な性能を維持す
るために、現関係記述子が、以下の命令が維持されるよ
うな連鎖に入れられる。ＤＥＬＥＴＥＣＡＳＣＡＤＥ関
係記述子、続いてＤＥＬＥＴＥＳＥＴ　　ＮＵＬＬ関係
記述子、続いてＤＥＬＥＴＥ　　ＲＥＳＴＲＩＣＴ関係
記述子。更新動作中に最適な性能をもたらす関係記述子
の順序付けも、望みの場合は維持できる。親連鎖への適
切な挿入点を決定するために、その前に新しい関係記述
子を挿入しなければならないような関係記述子が連鎖中
で見つかるまで、親連鎖が親レコード記述子中の原点か
ら追跡される（行１１３）。次いで、挿入点より前の関
係記述子のフィールドＲＥＬ。

Ｅが、現関係記述子を指すように設定される。連鎖への
挿入を完了するために、ＮＥＷ　　ＲＥＬ。

Ｅは、挿入点より後の関係記述子が存在する場合、その
記述子を指す（行１１４）。そうでない場合、ＮＥＷ　
　ＲＥＬ、Ｅはゼロのままとなる。

親テーブルに関連する関係記述子及びフィールドの作成
は、新しい関係記述子のフィールドＲＥＬ、にとＲＥＬ
、Ｌに参照制約の削除規則及び更新規則を記憶すること
によって完了する。

従属テーブルが親テーブルとは別のデータベース中にあ
る場合、行１１８−１２５で、他方のデータベース中に
第２の関係記述子が作成される。そうではなく、両方の
テーブルが同じデータベース中にある場合、これらの行
はスキップされる。その直後に、行１２６−１３６は、
他方のデータベースの第２の関係記述子が存在する場合
はそれに、またそうでない場合は親テーブルに関連する
元の関係記述子に、この従属テーブルに関連するフィー
ルドの値を記憶する。

他方のデータベース中の第２の関係記述子の作成は、ま
ず従属テーブルのデータベース中の新しい関係記述子に
リンクできるように、親テーブルに関連する作成された
ばかりの関係記述子のフィールドのすべてを記憶するこ
とから始まる（行１２０）。次いでその新しい関係記述
子が割り振られて書式化され、そのフィールドがすべて
ゼロに設定される（行１２１）。親テーブルのデータベ
ース中の旧関係記述子のＲＥＬ、Ｄフィールド中のポイ
ンタを、従属テーブルのデータベース中の現記述子に入
れることにより、データベース間の逆向きのリンク・ポ
インタ対の最初のポインタが、定位置に入れられる（行
１２２）。逆向きのポインタ対の第２のポインタは、従
属テーブルのデータベース中の現記述子のＲＥＬ、Ｉフ
ィールド中のポインタを、親テーブルのデータベース中
の対応する記述子に記憶することにより、定位置に入れ
られる（行１２３）。最後に、参照制約名が、第２の関
係記述子のフィールドＲＥＬ、Ａに記憶される（行１２
４）。

次いで、従属テーブルに関連する現関係記述子（従属テ
ーブルのデータベース中で新しく作成されたもの、また
は両方のテーブルが同じデータベース中にある場合は元
のもの）が初期設定される。

外部キーの説明は、フィールドＲＥＬ、Ｆに記憶され（
行１２６）、（任意選択の）外部キー・インデックスを
指すポインタが、フィールドＲＥＬ。

Ｇに記憶される（行１２７−１２８）。最後に、従属テ
ーブルのレコード記述子を指すポインタが、フィールド
ＲＥＬ、Ｈに記憶される（行１２９）。

参照制約の関係記述子を作成する最後のステップは、現
関係記述子を、従属テーブルのレコード記述子から始ま
る従属連鎖に接続することである。

現関係記述子は、常に従属連鎖の先頭に置かれる。

従属連鎖中に何らかの要素がある場合、現関係記述子は
連鎖中の第１の要素を指す（行１３０−１３１）。次い
で現関係記述子を指すポインタを従属レコード記述子の
フィールドＲＦＣ，Ｂに記憶することにより、現関係記
述子が従属連鎖の新しい先頭になる（行１３２）。

これで参照制約の関係記述子を作成する処理が終了し、
記述子をそれに関連する親連鎖及び従属連鎖に接続する
ポインタを含めて、必要な情報が記述子のフィールドに
記憶される。

制約作成の例 本発明による参照制約の作成及び例１の擬似コードを例
示するため、次に第１図ないし第６図の制約Ｒ１ないし
Ｒ６を作成する処理を説明する。第１図ないし第６図に
示す上記の列、キー及びインデックスを含むＤＥＰＡＲ
ＴＭＥＮＴｌＥＭＰＬＯＹＥＥ及びＰＲＯＪＥＣＴの各
テーブルがすでに作成され、制約の外部キーは常にその
記憶の基本キーに一致しているものと仮定する。参照制
約は、Ｒ１、Ｒ４、Ｒ２、Ｒ６、Ｒ５、Ｒ３の順に作成
される。この順序は、作成処理を最もよく示している。

ただ、制約は任意の順序で作成できることを了解された
い。制約Ｒ１−Ｒ６の関係記述子のフィールドの最終値
を、表３−６に列挙する。

表３ないし表６に示した値は、ユーザによって作成処理
に入力されたものなので、コンパイルされてない形、す
なわち原始形である。データベース・マネージャに記憶
される実際の値は、システムの動作中に制約の強制をよ
り速くするためにコンパイルされている。

制約Ｒ１１６は、自己参照制約なので、ＤＥＰＡＲＴＭ
ＥＮＴテーブル１０だけに関係する。

ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記述子３２が見つけられ
（行１００．１０３）、Ｒ１関係記述子５０が割り振ら
れて書式化される（行１０４）。制約名″Ｒ１“がフィ
ールドＲＥＬ、Ａに記憶され（行１０５）、基本キー・
インデックスＤＥＰＴＮ０３８のインデックス記述子３
６を指すポインタが、フィールドＲＥＬ、Ｂに記憶され
る（行１０６−１０７）。ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコー
ド記述子３２を指すポインタがＲＥＬ、Ｃに記憶される
（行１０８）。作成処理のこの時点で、ＤＥＰＡＲＴＭ
ＥＮＴテーブル１０はどの制約の親テーブルでもない。

したがって、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記述子３２
のフィールドＲＥＣ，ＡがＲ１記述子５０を指すように
設定され（行１０９−１１０）、行１１１−１１５はス
キップされる。

第２図に示すように、制約Ｒ１の削除規則及び更新規則
″ＣＡＳＣＡＤＥ″と”ＲＥＳＴＲＩＣＴ″が、それぞ
れフィールドＲＥＬ、にとＲＥＬ。

Ｌに記憶される（行１１６−１１７）。

制約Ｒ１の親テーブルも従属テーブルもデータベースＡ
２８中にあり（行１１８）、したがって行１１９−１２
５はスキップされる。制約Ｒ１の外部キーは、ＤＥＰＡ
ＲＴＭＥＮＴテーブル１０のただ１つの列、すなわち第
３図に示すようにテーブルの４列目にあるＡＤＭＲＤＥ
ＰＴ列を参照する。したがって、Ｒ１記述子５０のフィ
ールドＲＥＬ、Ｆは、”１．４″（行１２Ｂ）、すなわ
ち従属（ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ）テーブルの列番号″４
″である″１″外部キー列を含む。制約Ｒ１の外部キー
・インデックスがないので、ＲＥＬ。

Ｇはゼロのままとなる（行１２７−１２８）。

フィールドＲＥＬ、Ｈが、Ｒ１の従属レコード記述子、
すなわちＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記述子３２を指
すように設定される。最後に、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテ
ーブル１０はその従属連鎖中にメンバーをもたないので
、Ｒ１記述子５０を指すポインタ４８が、ＤＥＰＡＲＴ
ＭＥＮＴレコード記述子３２のフィールドＲＥＣ，Ｈに
記憶される。

次に、ＥＭＰＬｏＹＥＥテーブル１２を親テーブルとし
ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０を従属テーブルとす
る制約Ｒ４２２の関係記述子が作成される。これらのテ
ーブルのレコード記述子６６．３２が見つけられ（行１
００．１０３）、Ｒ４関係記述子５６が割り振られ、書
式化されて、ゼロに設定される（行１０４）。制約名″
Ｒ４″がＲＥＬ、Ａに記憶され（行１０５）、ＥＭＰＮ
Ｏ基本キー・インデックス記述子６０を指すポインタが
ＲＥＬ、Ｂに記憶される（行ｔｏｅ−ｉ。

７）、Ｒ４関係記述子５　Ｂ　ハＥ　Ｍ　Ｐ　Ｌ　ＯＹ
　Ｅ　Ｅ親連鎖の最初のメンバーなので、ＥＭＰＬＯＹ
ＥＥレコード記述子５６のＲＦＣ，Ａが、Ｒ４記述子を
指すように設定される（行１０９−１１０）。

Ｒ４削除規則及び更新規則、”ＳＥＴ　　ＮＵＬＬ”が
、それぞれＲＥＬ、にとＲＥＬ、Ｌに記憶される（行１
１６−１１７）。行１１９−１２５はやはりスキップさ
れる。外部キー″ＭＧＲＮＯ″は第３図に示すように従
属ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０の３列目なので、
ＲＥＬ、Ｆは１゜３″（行１２６）に設定される。外部
キー・インデックスがないので、ＲＥＬ、Ｇはゼロのま
まとなる。ＲＥＬ、Ｈが、従［ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレ
コード記述子３２を指すように設定される（行１２９）
。Ｒ４関係記述子５６はＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード
記述子３２から始まる従属連鎖の最初の要素なので（行
１３０．１３２）、Ｒ４記述子が、その連鎖の最初の現
要素であるＲ１記述子５０の前に接続される。すなわち
、Ｒ４記述子５６を指すポインタが、ＤＥＰＡＲＴＭＥ
ＮＴレコード記述子３２のフィールドＲＦＣ，Ｈに記憶
され、Ｒ４記述子５６のフィールドＲＥＬ。

Ｊが、Ｒ１記述子５０を指すように設定される（行１３
２−１３８）。

次にＲ２関係記述子５２が作成される。上記の制約Ｒ４
２２とは反対に、制約Ｒ２１８はその親テーブルとして
ＤＥＰＡＲＴＭＮＥＴをもち、その従属テーブルとして
ＥＭＰＬＯＹＥＥをもつ。

Ｒ２関係記述子５２を作成するために、ＤＥＰＡＲＴＭ
ＥＮＴ及びＥＭＰＬＯＹＥＥレコード記述子３２．６６
が見つけられ（行１００．１０３）、Ｒ２記述子５２が
割り振られ、書式化されて、ゼロに設定される（行１０
４）。制約名″Ｒ２“がＲＥＬ、Ａに記憶され（行１０
５）　、ＤＥＰＴＮＯ基本キー・インデックス記述子４
４を指すポインタがＲＥＬ、Ｂに記憶され（行１０６−
１０７）　、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ１１レコード記述子
３２を指すポインタがＲＥＬ、Ｃに記憶される（行１０
８）。Ｒ２関係記述子５２はＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ親連
鎖の第２のメンバーなので（行１０９．１１１）、Ｒ１
関係記述子５０（連鎖中の最後の現メンバー）のＲＥＬ
、ＥがＲ２記述子を指すように設定される（行１１２−
１１５）。Ｒ２削除規則及び更新規則″ＳＥＴ　　ＮＵ
ＬＬ”とＣＡＳＣＡＤＥ″が、それぞれＲＥＬ、にとＲ
ＥＬ。

Ｌ（行１１６−１１７）に記憶される。行１１９−１２
５はスキップされる。外部キー″ＷＯＲＫＤＥＰＴ″は
第４図に示すようにＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２０３
列目なので、ＲＥＬ、Ｆは１゜３″に設定される（行１
２６）、ＷＯＲＫＤＥＰＴインデックス６４が制約Ｒ２
の外部キー・インデックスとして働くことができるので
、ＲＥＬ。

Ｇが、ＷＯＲＫＤＥＰＴインデックス記述子６２を指す
ように設定される（行１２７−１２８）。

ＲＥＬ、Ｈが、ＥＭＰＬＯＹＥＥ従属レコード記述子３
２を指すように設定される（行１２９）。

Ｒ２関係記述子５６がＥＭＰＬＯＹＥＥレコード記述子
６６から始まる従属連鎖の最初の要素なので、Ｒ２記述
子を指すポインタが、ＥＭＰＬＯＹＥＥ記述子６６のフ
ィールドＲＦＣ，Ｂに入れられる（行１３０−１３１）
。

次にＲ６関係記述子７８が作成される。制約Ｒ６２６は
自己参照制約なので、ＰＲＯＪＥＣＴテーブル１０だけ
に関係する。ＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子７６が見つ
けられると（行１００１１０３）、Ｒ６関係記述子７８
が割り振られ書式化される（行１０４）。制約名″Ｒ６
″がフィールドＲＥＬ、Ａに記憶され（行１０５）　、
ＰＲＯＪＮＯ基本キー・インデックス記述子７４を指す
ポインタがフィールドＲＥＬ、Ｈに記憶され（行１０６
−１０７）　、ＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子７６を指
すポインタがＲＥＬ、Ｃに記憶される（行１ｏ８）。作
成処理のこの時点でＰＲＯＪＥＣＴテーブル１０はどの
制約の親テーブルでもないので、ＰＲＯＪＥＣＴレコー
ド記述子７６のフィールドＲＦＣ，Ａが、Ｒ６関係記述
子７８を指すように設定される（行１０９−１１０）。

Ｒ６削除規則及び更新規則”ＣＡＳＣＡＤＥ″とＲＥＳ
ＴＲＩＣＴ″が、それぞれフィールドＲＥＬ、にとＲＥ
Ｌ、Ｌに記憶される（行１１６−１１７）。親テーブル
も従属テーブルも同じデータベース（Ｂ）にあるので、
行１１９−１２５はスキップされる。外部キー列ＭＡＪ
ＰＲＯＪがＰＲＯＪＥＣＴテーブルの４タリ目なので、
′１゜５″がＲ６記述子７８のＲＥＬ、Ｆに記憶される
。

Ｒ６の外部キー・インデックスはないので、ＲＥＬ、Ｇ
はゼロのままとなる（行１２７−１２８）。

フィールドＲＥＬ、Ｈが、ＰＲＯＪＥＣＴレコード記述
子７６を指すように設定される。最後に、ＰＲＯＪＥＣ
Ｔ従属連鎖にはまだメンバーがないので、ＰＲＯＪＥＣ
Ｔレコード記述子７６のＲＥＣ，Ｂが、Ｒ６記述子７８
を指すように設定される。

次に、制約Ｒ５の２つの関係記述子がデータベースＡ３
０とＢ２Ｏ中で１つずつ作成される。前と同様に、ＥＭ
ＰＬＯＹＥＥ及びＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子が見つ
けられる（行１００．１０３）。まず、Ｒ５関係記述子
７０が、Ｒ５の親テーブルがあったデータベース、すな
わちデータベースＡ２８中で作成される（行１０４）。

制約名”Ｒ５”がＲＥＬ、Ａに記憶され（行１０５）、
ＥＭＰＮＯ基本キー・インデックス記述子６０を指すポ
インタがＲＥＬ、Ｂに記憶され（行１０６−１０７）　
、ＥＭＰＬＯＹＥＥ親レコード記述子６６を指すポイン
タがＲＥＬ、Ｃに記憶される（行１０８）。このＲ５関
係記述子５２はＥＭＰＬＯＹＥＥ親連鎖中の第２のメン
バーなので（行１０９．１１１）、Ｒ４記述子５６に続
いて、Ｒ４記述子のＲＥＬ、Ｅが、データベースＡ２８
の現Ｒ５記述子を指すように設定される（行１１２−１
１５）。Ｒ５削除規則及び更新規則″ＲＥＳＴＲＩＣＴ
″とＲＥＳＴＲＩＣＴ″が、それぞれＲＥＬ、にとＲＥ
Ｌ、Ｌに記憶される（行１１６−１１７）。

例１のプログラム断片の行１１９−１２５は、制約Ｒ５
に対して実行される。というのは、そのテーブルが別の
データベースにあるためである（行１１８）。データベ
ースＡ２８の最初のＲ５関係記述子７０が保持され（行
１２０）、データベースＢ３０の第２のＲ５記述子８０
が割り振られてゼロに書式化され、制約名″Ｒ５″が第
２の記述子のフィールドＲＥＬ、Ａに記憶される（行１
２２）。第１のＲ５記述子７０から第２のＲ５記述子８
０に向かうポインタが設定され（行１２３）、また第２
のＲ５記述子から第１のＲ５記述子に戻るポインタが設
定される（行１２４）。従属（ＰＲＯＪＥＣＴ）テーブ
ルに関連する第２のＲ５記述子８０のフィールドが充填
される。ＲＥＬ、Ｆは、外部＋−ＲＥＳＰＥＭＰ＃１Ｐ
ＲＯＪＥＣＴテーブル１４の４列目であることを示す値
″１，４“を受は取る。外部キー・インデックスがない
ので、ＲＥＬ、Ｇはゼロのままとなる。ＲＥＬ、ＨがＰ
ＲＯＪＥＣＴし：Ｉ−１’記述子７６を指すように設定
される。最後に、ＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子７６の
ＲＦＣ，Ｂフィールドを、第２のＲ５記述子を指すよう
に変更し、第２のＲ５記述子のＲＥＬ、Ｊフィールドを
Ｒ６関係記述子７８を指すように変更することにより、
データベースＢ３０の第２のＲ５記述子が、ＰＲＯＪ　
ＥＣＴ従属連鎖の先頭に連鎖される。

作成される最後の関係記述子は、制約Ｒ３２０に対する
ものである。制約Ｒ５と同様に、制約Ｒ３２０はデータ
ベースＡと８　２８．３０の間にまたがるので、各デー
タベース中に１つずつ２つの関係記述子が作成される。

ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ及びＰＲＯＪＥＣＴレコード記述
子が見つけられ（行１００，１０３）、最初のＲ５関係
記述子５４がデータベースＡ２８中で作成される（行１
０４）。制約名“’Ｒ３″がＲＥＬ、Ａに記憶され（行
１０５）　、ＤＥＰＴＮＯ基本キー・インデックス記述
子３６を指すポインタがＲＥＬ。

Ｂに記憶され（行１０６−１０７）　、ＤＥＰＡＲＴＭ
ＥＮＴ親レコード記述子３２を指すポインタがＲＥＬ、
Ｃに記憶される（行１０８）。Ｒ２記述子５２のＲＥＬ
、ＥがデータベースＡ２８中の現Ｒ３記述子５４を指す
ように設定される（行１１２−１１５）。Ｒ３削除規則
及び更新規則″ＲＥＳＴＲＩＣＴ”及びＲＥＳＴＲＩＣ
Ｔ″が、それぞれＲＥＬ、にとＲＥＬ、Ｌに記憶される
（行１１θ−１１７）。

データベースＢ３０中で第２のＲ３記述子５５を作成す
ると、データベースＡ２８の第１のＲ３関係記述子５４
が保持されて（行１２０）、データベースＢ３０の第２
のＲ３記述子５５が割り振られてゼロに書式化される（
行１２１）。制約名″Ｒ３″が第２の記述子のフィール
ドＲＥＬ、Ａに記憶される（行１２２）。第１のＲ３記
述子５４から第２のＲ３記述子５５に向かうポインタが
設定され（行１２３）、第２のＲ３記述子から第１のＲ
３記述子に戻るポインタが設定される（行１２４）。従
属（ＰＲＯＪＥＣＴ）テーブルに関連する第２のＲ３記
述子のフィールドが充填される。ＲＥＬ、Ｆは、外部キ
ーＲＥＳＰＤＥＰＴがＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４の４
タリ目であることを示す値″１，４″を受は取る。外部
キー・インデックスがないので、ＲＥＬ、Ｇはゼロのま
まとなる。ＲＥＬ、ＨがＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子
７６を指すように設定され、第２のＲ３記述子５５がＰ
ＲＯＪＥＣＴ従属連鎖の先頭に連鎖される。

制約Ｒ１−Ｒｅの関係記述子のフィールドの最終値を表
３ないし表６に示す。

表３ Ｒ１及びＲ２関係記述子 Ｒ１記述子５０　　　　Ｒ２記述子５２ＲＥＬ、Ａ　　
Ｒ１″　　　　　　　　　Ｒ２″ＲＥＬ、Ｂ　　ＤＥＰ
ＴＮＯインデッ　ＤＥＰＴＮＯインデックス記述子３６
を指す　クス記述子３６を指ポインタ　　　　　　　す
ポインタ ＲＥＬ、ＣＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ　　ＤＥＰＡＲＴＭＥ
Ｎ前記述子３２を指すポイ　記述子３２を指すポインタ
　　　　　　　　　ンタ ＲＥＬ、ＤＯ０ ＲＥＬ、ＥＲ２記述子Ｓ２を指す　Ｒ３記述子５４を指
ポインタ　　　　　　　すポインタ ＲＥＬ、Ｆ１、４１、３ ＲＥＬ。

ＲＥＬ。

ＲＥＬ。

ＲＥＬ。

ＲＥＬ。

ＲＥＬ。

ＲＥＬ。

ＲＥＬ。

（ＡＤＭＲＤＥＰＴ） ＧＯ ＨＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ 記述子３２を指すポ インタ ＧＯ ＧＯ Ｋ　ＣＡＳＣＡＤＥ″ Ｌ　　”ＲＥＳＴＲＩＣＴ” （ＷＯＲＫＤＥＰＴ） ＷＯＲＫＤＥＰＴイ ンデックス記述子６ ２を指すポインタ ＥＭＰＬＯＹＥＥ 記述子６６を指すボ インク ＳＥＴ　　ＮＵＬＬ” ＣＡＳＣＡＤＥ″ 表４ Ｒ３関係記述子 データベースＡ２８の　　データベ−７Ｂ３０のＲ３記
述子５４　　　　　Ｒ３記述子５５Ａ　Ｒ３″　　　　
　　　Ｒ３″ Ｂ　　ＤＥＰＴＮＯインデッ　Ｏ クス記述子３６を指す ポインタ ＲＥＬ、Ｃ ＲＥＬ、Ｄ ＲＥＬ、Ｅ ＲＥＬ、Ｆ ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ 記述子１０を指すポイ ンタ データベースＢ３０の Ｒ３記述子５５を指す ポインタ ＲＥＬ、ＧＯ ＲＥＬ、ＨＯ ＲＥＬ、ｌｏ ＲＥＬ、ＪＯ ＲＥＬ、Ｋ　　”ＲＥＳＴＲＩＣＴ” １．３ （ＲＥＳＰＤＥＰＴ） ＰＲＯＪＥＣ前記述 子７前記上すポイン タ データベースＡ２８ のＲ３記述子を５４ 指すポインタ データベースＢ３０ のＲ５記述子８０を 指すポインタ ＲＥＬ、Ｌ　　ＣＡＳＣＡＤＥ″　　　０表５ Ｒ４及びＲ６関係記述子 Ｒ４記述子５６　　　　　　Ｒ６記述子７８ＲＥＬ、Ａ
　　”Ｒ４”　　　　　　　　”Ｒｅ”ＲＥＬ、Ｂ　　
ＥＭＰＮＯインデッ　　ＰＲＯＪＮＯインデックス記述
子６０を指　　クス記述子７４を指すポインタ　　　　
　　すポインタ ＲＥＬ、ＣＥＭＰＬＯＹＥＥ記　　ＰＲＯＪＥＣ前記述
述子６６を指すポイ　　子７６を指すボインンタ　　　
　　　　　　タ ＲＥＬ、Ｄｏ　　　　　　　　　　　０ＲＥＬ、ＥＲ５
記述子７０を　　　Ｏ 指すポインタ ＲＥＬ、Ｆｌ、３　　　　　　　　１．５（ＭＧＲＮＯ
）　　　　　　（ＭＡＪＰＲＯＪ）ＲＥＬ、Ｇｏ　　　
　　　　　　　　　０ＲＥＬ、ＨＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ
　　ＰＲＯＪＥＣ前記述記述子３２を指すボ　　子７６
を指すポインインタ　　　　　　　　タ ＲＥＬ、ＩＯ０ ＲＥＬ、ＪＲ１記述子５０を指　　０ すポインタ ＲＥＬ、　Ｋ　　ＳＥＴ　　ＮＵＬＬ“ＲＥＳＴＲＩＣ
Ｔ”ＲＥＬ、Ｌ　　”ＳＥＴ　　ＮＵＬＬ”　　”ＣＡ
ＳＣＡＤＥ”表６ Ｒ５関係記述子 データベースＡ２ｇ のＲ５記述子７０ ＲＥＬ、Ａ　　“Ｒ５” ＲＥＬ、Ｂ　　ＥＭＰＮＯインデッ クス記述子６０を指す ポインタ ＲＥＬ、ＣＥＭＰＬＯＹＥＥ 記述子６６を指す ポインタ ＲＥＬ、Ｄ　　データベースＡの Ｒ５記述子７０を データベースＢ３０ のＲ５記述子８０ ”Ｒ５” 指すポインタ ＲＥＬ、ＥＯ ＲＥＬ、ＦＯ １，４ （ＲＥＳＰＥＭＰ） ＰＲＯＪＥＣ前記述 子７前記上すポイン タ データベースＡのＲ ５記述子７０を指す ポインタ データベースＢ３０ のＲ６記述子７８を 指すポインタ ＲＥＬ、Ｋ　　”ＲＥＳＴＲＩＣＴ″　０ＲＥＬ、Ｌ　
　ＣＡＳＣＡＤＥ″　　０ＲＥＬ、ＧＯ ＲＥＬ、ＨＯ ＲＥＬ、ｌｏ ＲＥＬ、ＪＯ 関係記述子のコンパイル 例１のプログラム断片によって作成される関係記述子は
、システム動作中にデータベース・マネージャに記憶さ
れるコンパイルされたオブジェクトである。これはコン
ピュータの高速メモリに記述子を保持し、したがって記
述子に対するアクセスとそれらの制約の強制をきわめて
迅速に行なうことが可能になる。

関係記述子作成のための入力は、その関係に関するテー
ブルの名前、外部キー、及びユーザによって指定される
規則からなる。この入力は、ユーザの元の原始定義ステ
ートメントから誘導され、構文上及び論理上圧しいかど
うか検査されている。

この検査は疑似処理モジュールで実行される。本発明の
好ましい実施例の事前処理モジュールの疑似コードによ
る実施を例２に示す。

例２ 関係記述子の原始定義を事前処理するための疑似コード ／＝原始定義ステートメントを解析して解析木にする＝
／ 原始定義ステートメントの構文を検査する。

ＩＦ構文エラーがある場合、ＴＨＥＮ コンパイルを終了し、構文エラー・メツセージを戻す。

原始定義ステートメントの要素をトークンに変換する。

／＝原始定義ステートメントを「トークン化」する＝／ トークンをＮ枝解析木に配列する。

／＝解析木を解釈する＝／ 新しい関係が既存の参照論理に違反するかどうか検査す
る。

ＩＦ論理違反の場合、ＴＨＥＮ コンパイルを終了して、論理エラー・ メツセージを戻す。

その関係によって参照されるオブジェクトの宵無を検査
する。

ＩＦ不在オブジェクトがある場合、ＴＨＥＮ ２１０　　コンパイルを終了して、不在オブジェクト・
エラー・メツセージを戻す。

２１１　外部名を内部名と番号に変更する（列、テーブ
ルの序数値）。

２１２　コンパイルされたオブジェクティブ関係記述子
を作成するため、変換された内部テーブル名と関係記述
を、データベース記述子マネージャに渡す。

／＝例１のプログラム断片に進む＝／ ２１３　変更をカタログに挿入する。

関係記述子のユーザの原始定義を事前処理する最初のス
テップは、原始定義ステートメントを解析して解析木に
することである。原始定義ステートメントの要素は、参
照制約のメタ・データを含む。ステートメントの構文、
すなわちその予約ワードの書式と使用が検査される（行
２００）。構文エラーが検出された場合、エラー・メツ
セージが生成されて、事前処理が終了する。そうでない
場合、原始定義ステートメントの要素がトークンに変換
され（行２０３）、トークンが、元のステートメントの
要素の文字列よりはるかに扱いやすいＮ枝解析木（行２
０４）に配列される。トークンは予約ワードとオブジェ
クト名から構成される。

行２０４で解析木が作成されると、予約ワードが予約ワ
ードに対応する内部表示に変換される。オブジェクト名
は、以下に説明するように、行２１１で内部記号形式に
変換されるまで、解析木中でテキスト形式のままである
。

次に、解釈者がその関係に関連するテーブルの内部名と
、その制約の解析木によって表されるメタ・データに対
応する外部キー及び規則の記述を生成する。この時点で
、既存の関係と現関係の相互作用によって生じる論理的
矛盾が検出され（行２０５）、事前処理が終了されて、
適切なエラー・メツセージが生成される（行２０６−２
０７）。

論理的矛盾が検出されない場合、現関係に必要なオブジ
ェクトが存在するかどうか別の検査が行なわれる（行２
０８）。これは、データベースのテキスト記述を含むデ
ータベース・カタログを検査することによって行なわれ
る。その関係が必要とするオブジェクトが存在しない場
合（行２０９）、事前処理が終了されて、エラー・メツ
セージが生成される（行２１０）。そうではなく、この
最終検査に合格した場合、解析木の記号名が（テーブル
名やインデックス名などの）内部名に変換される（行２
１１）。次に、例１のプログラム断片が呼び出されて（
行２１２）、変換された内部テーブル名と行２００−２
１１の事前処理によって作成された関係記述とから、コ
ンパイルされたオブジェクティブ関係記述子を作成する
。例１のプログラム断片でコンパイルされた記述子が作
成された後、参照制約のメタ・データを表す内部名が、
テキスト形式に変換しデータベース・カタログに挿入す
るために、データベース記述子マネージャに戻される（
行２１３）。

関係記述子による制約強制 テーブルに対してｌＮ５ＥＲＴまたはＬＯＡＤ動作が行
なわれると、そのテーブルの関係記述子の従属連鎖が追
跡され、見つかった制約が強制される。まず、そのテー
ブルのレコード記述子カ見つけられる。レコード記述子
のフィールドＲＥＣ。

Ｂがゼロの場合、従属連鎖は空であり、それ以上の動作
は不要である。

レコード記述子のＲＦＣ，Ｂフィールドがゼロでない場
合、そこから始まる関係記述子の連鎖が追跡されて処理
される。こうして見つかった各関係記述子ごとに、フィ
ールドＲＥＬ、Ｆの外部キーの記述を使って、ロードま
たは挿入されているレコードに含まれる外部キーが作成
される。その結果得られる外部キー値が空でない場合、
それを基本キー・インデックスに対する探索引数として
使って、親テーブルに一致する基本キー値をもつ行が存
在することが検証される。そうした行が見つからなかっ
た場合、挿入またはロードされる新しい行はその関係記
述子の参照制約に違反しており、動作は不許可になる。

しかし、従属連鎖中のすべての関係記述子が滴定される
場合、ｌＮ５ＥＲＴまたはＬＯＡＤの実行が許される。

テーブルの基本キー・フィールドの更新のために、テー
ブルのレコード記述子のＲＦＣ，Ａフィールドにアンカ
ーされた関係記述子の親連鎖が追跡されて処理される。

親連鎖上にある各関係記述子を使って、適用すべきＵＰ
ＤＡＴＥ規則が決定され、従属テーブルが決定され、更
新中の基本キーと一致する外部キーをもつ従属行が見つ
けられる。

ＵＰＤＡＴＥ動作は、「参照一貫性」の項で述べたのと
ほぼ同様に、このようにして見つかったＵＰＤＡＴＥ規
則を強制することによって、許され、あるいは不許可に
なる。ＵＰＤＡＴＥ規則がＣＡＳＣＡＤＥ″である場合
、このようにして見つかった各従属テーブルの親連鎖も
、上記のように追跡されて処理される。

外部キー・フィールドが更新される場合、ＲＥＣ，Ｂに
アンカーされた関係記述子の従属連鎖が追跡されて処理
される。修正フィールドを含む外部キーを記述する各関
係記述子は、更新された外部キー値を構成するのに使用
される。更新された値が空でない場合は、それを関係記
述子中で識別された基本キー・インデックスに対する検
索引数として使って、更新された外部キー値と一致する
基本キー値をもつ新行が存在することを検証する。

従属連鎖上のどの関係記述子に対してもそのような行が
見つからない場合、ＵＰＤＡＴＥ動作は不許可になる。

１行が削除されると、削除された行のレコード記述子の
ＲＦＣ，Ａにアンカーされた関係記述子の親連鎖が追跡
されて処理される。親連鎖上にある各関係記述子を使っ
て、適用すべきＤＥＬＥＴＥ規則が決定され、従属テー
ブルが識別され、削除中の行の基本キー値と一致する外
部キー値をもつ従属行が見つけられる。やはり「参照一
貫性」の項で述べたの・とほぼ同様に、関係記述子のＲ
ＥＬ、にフィールドに記憶された特定のＤＥＬＥＴＥ規
則に応じて、ＤＥＬＥＴＥ動作が実行され、あるいは不
許可になる。ＤＥＬＥＴＥ規則がＣＡＳＣＡＤＥ″であ
る場合、そのように見つけられた各従属テーブルの親連
鎖も上記のように追跡されて処理される。

当然のことながら、例示のために本明細書では本発明の
特定の実施例について説明したが、本発明の精神と範囲
から逸脱せずに、様々な変更を加えることができる。た
とえば、記号ポインタの代わりにオフセット、直接ポイ
ンタまたは記号位置を使って、レコード、インデックス
及び関係記述子にアクセスすることができる。したがっ
て、本発明の保護範囲は、特許請求の範囲によってのみ
限定される。

Ｆ、効果 本発明によれば、リレーショナル・データベース管理シ
ステムにおける参照一貫性を高速かつ効率よ〈実施する
ことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、６つの参照制約によって関係づけられた３つ
のテーブルである。 第２図は、第１図の参照制約の指定を示すリストである
。 第３図は、その基本キーと外部キー及びサンプル・デー
タを含む第１図のＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブルである
。 第４図は、その基本キーと外部キー及びサンプル・デー
タを含む第１図のＥＭＰＬＯＹＥＥテーブルである。 第５図は、その基本キーと外部キー及びサンプル・デー
タを含む第１図のＰＲＯＪＥＣＴテーブルである。 第６図は、第１図ないし第５図のテーブルの、本発明に
よる目的レコード、インデックス及び関係記述子の概略
図である。 出願人　　インターナシロナル・ビジネス・マシーンズ
・コーボレーシ冒ン 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝　　−（外１名） ＦＩＧ、　３ ＦＩＧ、　４

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 （ａ）第１のテーブル、 （ｂ）第２のテーブル、 （ｃ）メタ・データがその制約の親テーブルと従属テー
   ブル及び基本キーと外部キーを含み、関係記述子がデー
   タベース・システム内の独立したオブジェクトである、
   前記第１のテーブルと第２のテーブルの間の参照制約の
   メタ・データを記述する関係記述子、 （ｄ）前記テーブルが修正されるときに関係記述子にア
   クセスする手段、 （ｅ）こうした修正に基づいて関係記述子によって記述
   される参照制約を強制する手段、を含む、リレーショナ
   ル・データベース管理システム。