JPH02176838A - レコード管理方式 - 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】 （産業上の利用分野） 本発明は、一つの親レコードに任意個の子レコードが関
係するデータ構造で、同一の親レコードに関係する子レ
コードの収り出しが、指定されたキー値の昇順又は降順
で行えるレコードを、固定長ブロックのディスクに管理
するレコード管理方式に関する。

（従来の技術） 従来、親レコードとその子レコードを管理する場合、親
レコードと関連するレコードを一つの可変長レコードと
して管理する方式と、親レコードと子レコードを別レコ
ードとし、同一の親レコードに属する子レコードとポイ
ンタで連結する方式％式％ 第４図は可変長レコードを固定長ブロックのディスクで
管理するために、一般に使われている方式で示している
１図の４０１，４０２．４０３は従来方式の説明で使う
可変長レコードの例を示してる。この例は、親レコード
Ａと、その子レコードであるａｌ、ａ２．ａ３．ａ４、
親レコードＢと、その子レコードｂｌ、ｂ２．ｂ３、親
レコードＣと、その子レコードＣＩからなる３個の可変
長レコードを表している。この各レコードを固定長ブロ
ックのディスクに格納する従来方式の一つを図で表した
のが４０４である。

本図の従来技術（Ａ＞に示す方式では、一つの親レコー
ドと、その親レコードに関係するレコード全体を一つの
可変長レコードとして梢成し、可変長レコードをそのま
ま固定長ブロックのディスクに管理する方式であり、・
１０５のブロックｌにまず親し＝１−ドＡと子レコード
であるａｌ、ａ２ａ　３　、　ａ　４を含む拡張レコー
ドを格納する。親レコード八に属する子レコードを全て
格納し終えたら、続いて親レコードＢと子レコードであ
るｂｌ。

ｂ２．ｂ３を格納４′る。ｂ２レコードを格納し終わっ
たところで１ブロツクが一杯になるのでｂ３レコードは
、次のブロックであるブロック２に格納し、Ｂの可変長
レコードを全て格納し終えたら、続いてＣのｉＪＴ変長
レコードの親レコードＣを格納し、その次にＣレコード
の子レコードＣ１を格納する。

第・４図の従来技術（Ｂ）は、親レコードと子レコード
を分能して、それぞれ単独のレコードとして固定長ブロ
ックのディスクに格納する方式であり、ブロック内の空
いているエリアにレコードを登録し、親レコードと子レ
コードとの関係はポインタを持たせて管理している。従
来技術＜８）では、まずブロック１に親レコードである
Ａを格納し、次に子レコードのａｌを格納する。このと
きＡには、次方向レコードのポインタとしてａｌのアド
レスポインタを持たせ、ａｌには親レコードのポインタ
としてＡのアドレスポインタと、前方向のレコードのポ
インタとしてのＡのアドレスポインタを持たせる０次に
ａ２を格納し、ａｌに次方向のレコードのポインタとし
てａ２のアドレスポインタを持たせ、ａ２には親レコー
ドのポインタとしてＡのアドレスポインタと、前方向の
レコードのポインタとしてａｌのアドレスポインタを持
たせる。このＩｌｌにａ３．ａ４レコードを各親レコー
ド、次方向レコード、前方向レコードのアドレスポイン
タを持たせ、最後に親レコードに前方向レコードのポイ
ンタとしてａ４のアドレスポインタを持たぜる。Ｂ、Ｃ
レコードもこの手順で格納する。

（発明が解決しようとする課題） 」二連した従来技術（Ａ）のレコード管理方式では、デ
ィスク上の固定長ブロックに格納済みのＡレコードに新
しい子レコードを追加する必要が生じた場合、Ａレコー
ドの子レコードを追加する為の空き領域の確保が必要と
なり、Ａレコードの直後に格納されているＢ、Ｃレコー
ドを追加レコード分の為に必要な領域長ずらずという余
計な処理をした後、レコードの格納を行わなければなら
ないため時間がかかるという欠点がある。従来技術（Ｂ
）では、ディスクの空いているプロ・ンクにレコードを
格納するので、従来技術（Ａ）の途中のレコードに変更
があった場合の拡張を行う必要が無いので、従来技術（
Ａ＞で必要な、追加のＡレコードの直後に格納されてい
るレコードを追加レコード分ずらすという余計な処理を
行わなければならないという欠点は排除することができ
るが、親レコードに対して子レコードの件数が多い場合
は、親レコードに属する子レコードを指定されたキー値
の昇順または降順でアクセスできるように、子レコード
の挿入位置を制御するために、追加レコードの追加位置
を先頭の子レコードからルコードずつ順番に比較して追
加位置の決定を行う必要があり、時間がかかるという欠
点がある。

そこで、本発明の目的は、親レコードに対して子レコー
ドの件数が多い場合は、親レコードに属する子レコード
を指定されたキー値の昇順または降順でアクセスできる
ように、子レコードの挿入位置を制御するために、追加
レコードの追加位置を先頭の子レコードからルコードず
つ順番に比較して追加位置の決定を行う必要があり、時
間がかかるという従来技術の欠点を排除したレコード管
理方式を提供することである。

（課題を解決するための手段） 前述の課題を解決するために本発明が提供する手段は、
一つの親レコードに任意側の子レコードが関係するデー
タ構造で、同一の親レコードに関係する子レコードの取
り出しが、指定されたキー値の昇順又は降１頓で行える
レコードを、固定長ブロックのディスクに管理するレコ
ード管理方式であって、新規に登録要求がされた子レコ
ードを登録するレコード登録手段と、前記登録手段より
登録した子レコードのキー値とアドレスの組を指定個数
分持つ管理レコードを更新する管理レコード更新手段と
を有することを特徴とする。

（実！１Ｓ） 第１図は、本発明の一実施例の構成を示すブロック図で
ある。第１図を参照すると、本発明の一実施例は入力装
置１、レコード登録手段２、管理レコード更新手段３、
固定ディスク４から構成されている。親レコードは、次
方向ポインタを管理情報として持ち、管理レコードは、
親レコードのポインタと、次方向ポインタと、レコード
内に格納されているキー値とそのキー値を持つ子レコー
ドのアドレス又は下位の管理レコードに格納されている
キー値の中の最大値とその管理レコードのアドレスとを
管理情報として持ち、子レコードは、親レコードのポイ
ンタを管理情報として持つ。

第２図は、レコード登録手段２の動作を示すフローチャ
ートである。第２図を参照すると、レコード登録手段２
は、入力装置１から登録要求子レコードを受は取り（ス
テップ１．０１　）　、その子レコードが属する親レコ
ードを決定する（ステップ１０２）。親レコードが決ま
ったらその親レコードの近くのブロックから空きを探し
くステップ１０３）　、子レコードを格納してから（ス
テップ１０４）、管理レコード更新手段を起動させ（ス
テップ１０５）動作完了を待ち合わせ処理を終了する。

第３図は、管理レコード更新手段３の動作を示すフロー
チャートである。第３図を参照すると、管理レコード更
新手段３はレコード登録手段２から登録した子レコード
のアドレスとキー値を受は取る（ステップ２０１）、レ
コード登録手段で決定した親レコードの次方向ポインタ
にある管理レコードの組情報から、格納した子レコード
が持つキー値より大きいキー値を捜しくステップ２０２
）、そのキー値と組になっているアドレスのレコードが
最下位の管理レコードがチエツクする（ステップ２０３
＞、上位の管理レコードであった場合その管理レコード
の紐情報から、格納した子レコードが持つキー値より大
きいキーを捜し、（ステップ２０４）、ステップ２０３
の処理から再度行う、最下位の管理レコードであった場
合、その管理レコードにキー値とアドレスの組の情報を
まだ持てるか否かの判断を行うために組の個数をチエツ
クしくステップ２０５）、持てる場合登録した子レコー
ドのキー値とアドレスの紐の情報を持たせ（ステップ２
０６＞、制御をレコード登録手段に戻しくステップ２１
２）処理を終了させる。持てない場合親レコードの近く
のブロックから空きを探索しくステップ２０７）、新し
い管理レコードを作成しくステップ２０８）　、ステッ
プ２０４でチエツクした管理レコードの組情報の前半分
の紐情報を新しい管理レコードに移す（ステップ２０９
）。

また、この管理レコードの上位の管理レコードに組の情
報をまだ持てるか否かの判断を行い（ステップ２１０＞
、持てない場合ステップ２０７の処理から再度行う、持
てる場合その新しい管理レコードが持つ最大のキー値と
そのアドレスを１１，２の管理レコードに持たせた後（
ステップ２１１）制御をレコード登録手段に戻しくステ
ップ２１２）処理を終了させる。

第５図は、第１図実施例のレコード管理方式を使用した
場合のレコード間の関係を表した図であり、同図（ａ＞
は各レコードの管理情報の１１造を示し、同図（ｂ）は
親レコード、管理レコード及び子レコードの関係を示す
０図の５０１は親レコードを示し、この親レコードは次
方向ポインタ（管理レコードのアドレス）を管理情報と
して持つ、５０２は管理レコードを指示し、この管理レ
コードは親レコードのポインタ（Ａ）と次方向ポインタ
（管理レコードのアドレス、１旦し最下位の管理レコー
ドの場合は無し）と管理している層情報個数（３）と、
管理している組情報の最大キー（１２）とを管理情報と
して持つ、５０３は子レコードを示し、この子レコード
は親レコードのボインクを管理情報として持つ。

第６図は、レコードの管理状況を表した図であり、本図
（ａ）はＢ６登録前のレコードの管理状況を表し、本国
（ｂ）はＢ６登９に、後のレコード管理状況を表す。

第２図、第３図および第６図（ａ）、（ｂ）を参照して
本実施例のレコード管理方式の動作を説明する。レコー
ド登録手段２は、入力装置１から８６を受は収り（ステ
ップ１０１）、Ｂ６が属するＡを決定する（ステップ１
０２＞、親レコードが決まったらそのＡの近くのブロッ
クから空きを探しくステップ１０３）、８６を格納して
から（ステップ１０４）管理レコード変更手段３を起動
させる。（ステップ１０５）。

管理レコード更新手段３はレコード登録手段２から８６
のアドレスとキー１ｉｉ（６）を受は取る（ステップ２
０１＞、Ａの次方向ポインタにあるに１の層情報から、
格納したＢ６が持つキー値（６）より大きいキー値を捜
しくステップ２０２＞、キー値（９）が見つかったらそ
のキー値と組になっているアドレス（Ｋ４）のに４が最
下位の管理レコードかチエツクする（ステップ２０３）
、に４は最下位の管理レコードなので、Ｋ４の層情報か
ら、格納したＢ６が持つキー値（６）より大きいキー値
（７）を見つけ（ステップ２０４）、次にに４にキー値
とアドレスの紐の情報をまだ持てるか否かの判断を行う
ために組の個数をチエツクする（ステップ２０５）、こ
の時、管理最大個数を３とするとに４はもう持てないの
でＡの近くのブロックから空きを探しくステップ２０７
）、新しくＫ３を作成しくステップ２０８）、Ｋ４の層
情報の前の半分の層情報をに３に移す（ステップ２０９
）、また、Ｋ１に紐の情報をまだ持てるか否かの判断を
行うためにに１が持っている組の個数をチエツクする（
ステップ２１０）。

持てるのでに３が持つ最大のキー値とそのアドレス　を
に１に持たせたｆ＆　（ステップ２１１）制御をレコー
ド登録手段に戻しくステップ２１２）処理を終了させる
。

（発明の効果） 以、Ｌの説明で明らかなように、本発明によれば、親レ
コードに対する子レコードの比率が高く子レコードを指
定された順序に収り出す必要がある場合にレコードの格
納と検索が従来方式より短い時間レコード管理方式を提
供することが出来る。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例の構成を示すブロック図、第
２図は第１図中のレコード登録手段２の動作を示すフロ
ーチャート、第３図は第１図中の管理レコード更新手段
３の動作を示すフローチャート、第４図は従来のレコー
ド管理方式を示す図、第５図は第１図実施例における各
管理レコードの関係を表す図、第６図は第１図のレコー
ド管理方式を使って実際にレコードを管理した場合の各
レコードの関係を表す図である。 １・・・入力装置　、２・・・レコード登録手段、３・
・・管理レコード更新手段、４・・・ディスク装置。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 一つの親レコードに任意個の子レコードが関係するデー
   タ構造で、同一の親レコードに関係する子レコードの取
   り出しが、指定されたキー値の昇順又は降順で行えるレ
   コードを、固定長ブロックのディスクに管理するレコー
   ド管理方式に施いて、新規に登録要求された子レコード
   を登録するレコード登録手段と、前記登録手段より登録
   した子レコードのキー値とアドレスの組を指定個数分持
   つ管理レコードを更新する管理レコード更新手段とを有
   することを特徴とするレコード管理方式。