JPH0261733A - データページにアクセスする方法 - 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 本発明はコンピュータによるデータ処理システムに関し
、さらに具体的には、セグメント化された記憶装置に記
憶されたデータの削除、ロック及び読取りに関するもの
である。

Ｂ、従来技術 ］ンピュータによるデータ管理システムは、データの操
作及び処理には高速の中央演算処理装置を使用し、デー
タの永続的記憶にははるかに遅い物理的記憶装置を使用
している。物理的に記憶されたデータを処理する必要が
あるときは、データを記憶装置からバッファに転送し、
バッファで読み取り、更新し、または他の処理を行なう
ことができる。処理の後でバッファ内のページの内容が
更新された場合、そのページが再び物理的記憶装置に複
写され、前に記憶されていたデータと置き換わる。バッ
ファは中央演算処理装置（ＣＰＵ）の主メモリ等の高速
の電子的記憶装置（実記憶装置）または高速の物理的記
憶装置（ページング装置）のいずれかに存在することが
できる。

物理的記憶装置からバッファへのデータ・ページの転送
、すなわち、「バッファ・ページング」と呼ばれる処理
は、ページが順次（先行する記憶ページの直後に）アク
セスされたか、それともランダムにアクセスされたかに
応じて、約２または２０ミリ秒を要する。恐らくは１０
０，０００データ・ページにわたって分散された数１０
０万のデータ・レコードを有する通常の大きなデータベ
ースでは、データ全体をランダムに読み取るにはバッフ
ァ・ページングのみで半時間以上を要する。バッファ内
にページングする必要のあるデータ・ページの数が少し
でも減少すると、データベースの能力が直接かつ大幅に
向上することになる。したがって、不必要なデータ・ペ
ージ読取り要求をなくすことにより、バッファ・ページ
ングを最小限に抑えることが望ましい。

データベースが複数のユーザまたはプログラムによって
同時にアクセスまたは更新できるようにするため、「ペ
ージ・レベル・ロッキング」ト呼ばれる技術がデータベ
ース管理システムで使用されている。ページ・レベル・
ロッキングを使用すると、ユーザまたはプログラムによ
ってアクセスまたは更新される各ページが、「ロック」
されて、他のユーザまたはプログラムによる同時アクセ
スまたは更新ができなくなる。ロックは、多大なＣＰＵ
時間を使用する、費用のかかる動作であり、システムの
処理能力及び応答時間を大きく低下させる可能性がある
。したがって、複数ユーザによる有効使用のために必要
な同時動作制御を犠牲にすることなく、ロックを最小限
にすることが望ましい。

Ｗ、チュー（Ｃｈｕ）等の論文、「密結合システム用の
故障許容ロッキング（Ｆａｕｌｔ　ＴｏｌｅｒａｎｔＬ
ｏｃｋｉｎｇ　ｆｏｒ　Ｔｉｇｈｔｌｙ　Ｃｏｕｐｌｅ
ｄ　Ｓｙｓｔｅｍｓ）　Ｊ　％分散ソフトウェア及びデ
ータベース・システムの信頼性に関する第５回シンポジ
ウムの報告要旨集（Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ　ｏｆ　ｔ
ｈｅ　５ｔｈ　Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ　ｏｎＲｅｌｉａｂ
ｉｌｉｔｙ　ｉｎ　Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ　Ｓｏｆｔ
ｗａｒｅ　ａｎｄＤａｔａｂａｓｅ　Ｓｙｓｔｅｍ）　
　　Ｉ　Ｅ　Ｅ　Ｅコンピユーテイング・ソサイエティ
・プレス、（ＩＥＥＥ　ＣｏｍｐｕｔｉｎｇＳｏｃｉｅ
ｔｙ　Ｐｒｅｓｓ）　　１９８８年、ｐｐ、４９−５５
は、レコード・グループの状況を含むロック・ワードが
そのグループに付加されるという、故障許容ロッキング
・プロトコルを開示している。プロセッサは、グループ
にアクセスする前に状況テーブルを調べる。記録される
状況は、空き、ロック、更新開始または故障である。

データベース管理システムはログ・レコードを使って、
失敗したトランザクションまたは動作を取り消すことが
できる。この機能は危険を伴う。

なぜならば、トランザクションまたは動作がその完了の
途中で失敗した場合、あるデータは変更されているが別
のデータは前の状態に留まっているからである。故障時
点までに書かれたログ・レコードを使って、テーブルを
その元の状態に復元、すなわち、ロールバックし、トラ
ンザクシロンまたは動作を再び開始することができる。

−度トランザクジョンまたは動作が完了し、データに対
するその変更を永続的なものにできるようになると、ト
ランザクションまたは動作は「コミット」される。その
コミットの後では、トランザクションまたは動作は取り
消すことができない。

１つの重要な種類のデータベース管理システムは、リレ
ーショナル・データベース管理システムである。リレー
シロナル・データベース管理システムでは、データは、
それぞれが特定の数の列及び可変数の順序付けられない
行または「レコード」から成る、１つまたは複数のテー
ブルまたは「リレーシロン」中に存在することが認めら
れる。リレーショナル・データベース管理システムの利
点は、それらのデータが、その特定の編成または記憶装
置中の位置の代わりに、その内容を参照することによっ
て、アクセスできることである。

Ｃ８発明が解決しようとする問題点 過去においては、リレーショナル・データベース・テー
ブル等の大きなデータ・エンティティの内容全体の削除
、すなわち、大量削除または無差別削除とも呼ばれる処
理は、大きなデータ・エンティティでは多大な時間を要
した。というのは、大量削除処理は、エンティティのレ
コード（行）を１つ１つ削除し、すべての削除レコード
についてログ・レコードを書かねばならないからである
。

本発明の１つの目的は、読み取られるページ数を減少さ
せ、かつページ・ロッキングを減少させることにより、
データベース管理システムにおけるバッファ・ページン
グの量を最少にすることである。

本発明のもう１つの目的は、リレーショナル・データベ
ース・テーブルの大量削除に必要な時間を減少させるこ
とである。

Ｄ０問題点を解決するための手段 上記及びその他の目的は、各データ・ページが単一デー
タ・エンティティのためのデータのみを含み、各ページ
の状況はそのページとは別に記憶されている、物理的記
憶空間のページを読み取る方法及びそのページにデータ
を挿入する方法によって達成される。どちらの方法でも
、あるデータ・エンティティに属するデータのすべてを
削除する間に、記憶空間がロックされる。またどちらの
方法でも、データ・エンティティのすべてのデータが削
除されたため廃用になったデータのみを含むページは、
データを含まないページと同じ扱いを受ける。

ページを読み取るための方法では、少なくとも幾つかの
現データを含むページがロックされ、かつ読み取られる
。データ・エンティティのすべてのデータよりも少ない
データが削除されたため廃用になったデータのみを含む
ページはロックされ、ロックが得られた後、現データを
含む場合にだけそれらのページが読み取られる。データ
を含まないか、またはデータ・エンティティのすべての
データが削除されたため廃用になったデータのみを含む
ページは、ロックも読取りもされない。

ページにデータを挿入するための方法では、現データを
含むページ、及びデータ・エンティティのすべてのデー
タよりも少ないデータが削除されたため廃用になったデ
ータのみを含むページは、ロックされ、読み取られてか
ら、そこにデータが挿入される。データを含まないか、
または、データ・エンティティのすべてのデータが削除
されたため廃用になったデータのみを含むページは、初
めに読取りを行なわず、そのページにデータが直接挿入
される。

本発明のその他の特徴及び利点は、添付の図面に関して
行なわれるその好ましい実施例に関する以下の詳細な説
明から明らかになるはずである。

Ｅ、実施例 Ｅ−１セグメント化されたテーブル空間リレーシロナル
・データベース・テーブルの内容（行）は、通常物理的
記憶装置の「テーブル空間」に記憶される。テーブル空
間を形成するため、物理的記憶装置の１つまたは複数の
区域が互いに論理的に連結されて、単一の線形アドレス
指定範囲（すなわち、０から６４ギガバイト）を形成す
る。テーブル空間は一定の大きさのページに分割（フォ
ーマット化）され、テーブル空間内のすべてのページが
相対ページ番号によって一意的に識別される。各テーブ
ル空間は、バッファ・サイズがテーブル空間のページ・
サイズと等しくなっている、バッファ・グループまたは
バッファ・プールと関連付けられている。

セグメント化されたテーブル空間は、その内部データ編
成及び空間管理の方式によって区別される特定の種類の
テーブル空間である。セグメント化されたテーブル空間
は、通常、ヘッダ・ページ、空間マツプ・ページ及びデ
ータ・ページを含む。

データ・ページは実際のデータを記憶し、一方、ヘッダ
・ページ及び空間マツプ・ページは、そのデータ・ペー
ジに迅速にアクセスするための枠組を提供する。

データ・ページは、相対セグメント番号によって一意的
に識別されるセグメントにまとめられる。

各セグメントは大きさが等しく、テーブル空間での基本
的記憶単位を構成する。特定のセグメントにおけるすべ
てのデータ・ページは、そのセグメントのテーブルのみ
のためのデータを含む。テーブルが追加の記憶域を必要
とするときは、さらにセグメントがテーブルに割り当て
られる。

セグメントはそれ自体グループ化され、各セグメント・
グループの前に、空間マツプ・ページがくる。空間マツ
プ・ページは、空間マツプ・ページの各セグメントごと
にセグメント制御ブロックと呼ばれる項目を含む。各テ
ーブルのためのセグメント制御ブロックは、ポインタに
よって互いに連鎖される。ヘッダ・ページは、空間マツ
プ・ページがセグメントを識別するのと同様にして空間
マツプ・ページを識別し、セグメント化されたテーブル
空間内に階層記憶構造を作成する。

第１図は、本発明の方法が特にを用である、代表的なセ
グメント化されたテーブル空間１０を示す。テーブル空
間は同じ大きさの多数のページから構成される。テーブ
ル空間１０の最初のページは、テーブル空間ヘッダ１２
であり、そのうちテーブル空間全体用のものが１つある
。テーブル空間ヘッダ１２はテーブル空間識別子、及び
テーブル空間全体に関連するその他の情報を含む。テー
ブル空間の残りの部分は、それぞれいくつかのセグメン
ト１６を従えた空間マツプ・ページ１４から成る。各セ
グメント１６はいくつかのデータ・ページ１８から成る
。データ・ページ１８のみがテーブルの行からのデータ
を含む。空間マツプ・ページ及びヘッダ・ページは、個
々のデータ・ページ上に記憶されたデータに対するアク
セスを容易にする階ｍ編成をもたらす。

空間マツプ・ページ１４及びそれに続くセグメントｌｅ
ａ、１θｂＮＨＨ＋、を第２図に示す。

空間マツプ・ページ１４は、セグメント制御ブロックの
リスト２０と、次の空間マツプ・ページを指すポインタ
２２を含む。空間マツプ・ページ１４に続くセグメント
１６ａ１１６ｂｔ　、、、　、は幾つかのデータ・ペー
ジ１８を含み、各データ・ページはテーブルの数行分の
データを記憶する。テーブル空間１０はセグメント化さ
れているので、特定のセグメント１６内のすべてのデー
タ・ページ１８は同じテーブル用の行を含む。隣接する
セグメント１６は、同じテーブルまたは異なるテーブル
用のデータを含む可能性がある。各セグメント１６は、
対応するセグメント制御ブロック２０を有する。

通常のセグメント制御ブロック２ｏを第３図に示す。各
セグメント制御ブロック２０は、テーブル識別子２４、
セグメント状況標識２５、いくつかのデータ・ページ状
況源！１１２６、及び同じテーブル用の次のセグメント
制御ブロックを指すポインタ２８を含む。これらのポイ
ンタ２８は、第２図に示すように、同じテーブルに属す
るセグメント制御ブロック２０の連鎖を作成する。特定
のセグメント１６用のセグメント制御ブロック２ｏは、
そのセグメント内の各データ・ページ１８の状況の標識
２６を記憶する。この状況標識の５つの異なる値（２６
ａ−ｅ）は次の通りである。

（１）満杯（２８ａ）−データ・ページが現データで完
全に溝たされている。

（２）部分充填（２Ｅ！ｂ）−データ・ページの一部分
が現データで溝たされている。

（３）未フォーマット（２６ｃ）−データ・ページがフ
ォーマットされておらず、データを含まない。

（４）大量削除（ｍａｓｓ　ｄｅｌｅｔｅ）　（２６ｄ
　）−データ・ページが、テーブルの無差別削除または
大量削除の結果、廃用化したデータのみを含む。

（５）限定削除（ｑｕａｌｉｆｉｅｄ　ｄｅｌｅｔｅ）
　（２６ｅ　）　−データ・ページが、テーブル中のす
べてのデータよりも少ないデータが削除される限定削除
の結果、廃用化したデータのみを含む。

データベース・テーブルのすべての行を大ｌ削除するた
めの好ましい方法について次に説明する。

Ｅ−２セグメント化されたテーブル空間での大量削除 第１図及び第２図に示すようなセグメント化されたテー
ブル空間で、テーブル全体の大量削除を効率的に行なう
ための新しい方法が発見された。

この新しい大量削除動作は、テーブルのデータ・ページ
１８をアクセス、ロックまたはログしない。

その代わりに、この大量削除動作は、対象テーブルのセ
グメント制御ブロック２０のみを走査し、それらのセグ
メント状況源Ｒ２５を「空き」　（割振り解除）とマー
クする。後でデータ挿入を可能にするため、テーブルの
最初のセグメント１６は割振り解除されない。大量削除
を取り消しできるようにするため、割振り解除された空
間マツプ・ページ１４についてロギングが行なわれる。

セグメント制御ブロックのページ状況源！ｉ！２８は、
それらのページが大量削除動作の一環として削除された
ことを示すため、「大量削除」にセットされる。これら
のデータ・ページを含むセグメント１６が再割振りされ
るとき、ページ状況標識２６は、データベース管理シス
テムに対してそれを識別するために変更されない。こう
する必要があるのは、大量削除されたデータ・ページ１
８に新しいデータが挿入される前に特別な処置が取られ
なければならないためである。「大量削除」ページ状況
標識２６は、データ・ページが論理的に空であることを
示す。したがって、大量削除されたページは活動データ
または現データを含まず、大量削除動作中に消去されな
かった廃用データのみを含む。廃用データの消去を回避
することにより、それらのデータ・ページについてペー
ジ・アクセス及びログ・レコードが不要となるので、大
量削除動作に必要な時間が非常に大幅に減少する。

表１に、本発明の大量削除動作の疑似コードによる実施
態様を示す。

表１ セグメント化されたテーブル空間での 大量削除の疑似コード テーブルを排他モードでロックする ／：　同じテーブルに対する　＝／ ／＝　他のアクセスを防ぐ　　＝／ コミットされていない空きセグメントが、それ自体を含
むいずれかのエージェントによって再使用されるのを防
ぐため、テーブルに対する「大量削除」型ロックを獲得
する ／＝　大量削除動作がコミッ　＝／ ／＝トされたとき、この口　＝／ ／＝　ツクは解除される　　　＝／ Ｄｏ　　ＬＯＯＰテーブルの各セグメント１６について ／＝　テーブルのセグメント　＝／ ／＝　連鎖に従う　　　　　　＝／ セグメント１６用のセグメント制御ブ ロック２０を含む空間マツプ・ページ １４にアクセスする ＩＦそれがテーブルの最初のセグメン ト１６である場合、ＴＨＥＮ セグメント制御ブロック２０の前後 のイメージのログ・レコードヲ書く セグメント制御ブロック２０のすべ てのデータ・ページ状況標識２６を 「大量削除」に変更する ＬＳＥ ／＝　テーブルの最初のセ　＝／ ／＝　グメントでない　　　＝／ セグメント制御ブロック２０の前後 のイメージのログ・レコードヲ書り 制御ブロックの内部テーブル識別子 ２４をリセットすることなく、セグ メントを大量削除された空きセグメ ントとして識別するため、セグメン ト状況源！ａ２５を「空き」に変更す る セグメント制御ブロック２ｏのすべ てのデータ・ページ状況標識２６を 「大量削除」に変更する ＥＮＤ　　　ＬＯＯＰ ／＝　テーブルの全セグメン　＝／ ／＝　　）１Ｂを処理する　　　＝／ 大量削除されるテーブル上で他のトランザクションまた
は動作が実行されないことが不可欠である。

表１の行１０１は、テーブルを排他モードでロックして
、他のユーザまたはプログラムがそのテーブル中のデー
タにアクセスできないようにすることにより、このこと
を保証する。同時に、行１゜２で、コミットされていな
い（まだ永続的でない）空きセグメントが、大量削除動
作を含めてどのユーザまたはアブリケーシゴン・プログ
ラムによっても再使用されないように、「大量削除」型
のロックが獲得される。したがって、この大量削除ロッ
クは排他モードで獲得され、大量削除動作が永続的にな
り、コミットされたときにのみ解除される。

大量削除動作は次に、テーブルのセグメント制御ブロッ
ク連鎖をたどることにより、テーブルの各セグメントに
アクセスする。テーブルの各セグメント１６に必要な空
間マツプ・ページ１４が、アクセスされる。テーブルの
最初のセグメント１６は、後続セグメントとはわずかに
異なる方式で処理される（行１０５−１０７）。どちら
の場合にも、セグメントのセグメント制御ブロック２０
の前後のイメージを記録するためにログ・レコードが書
かれる。セグメントが連鎖上の最初のセグメントでない
場合（行１０８−１１１）、セグメント制御ブロックは
大量削除された空きセグメントとしてマークされるが、
セグメントのテーブル識別子２４は変更されないまま残
される。０でないセグメント・テーブル識別子２４は、
そのセグメントに前に関連づけられていたテーブルに関
しコミットされない大量削除が進行中の間、セグメント
を再割振りすることができないことを示す。

各セグメントに対する最終ステップ（テーブル１の行１
０７及び１１１）は、セグメントの全データ・ページを
、それらのページが他のテーブルに割り振られるとき使
用できるように、大量削除されたものとしてマークする
。行１０３と１１２の間のＤｏループは、セグメント制
御ブロック２０の連鎖をたどることにより、テーブルの
すべてのセグメントについて繰り返される。最後のセグ
メントが処理された後、大量削除動作は完了し、コミッ
トされることが可能になる。

後続のデータ挿入のためにテーブルが保持されないドロ
ップ・テーブル動作は、他のデータがテーブルに挿入さ
れないのでテーブルに対して最初に割り振られたセグメ
ントも割振り解除される点以外は、大ｍ削除と同様に動
作する。

Ｅ−３空ページのロック及び読取りの最小化本発明の主
目的は、物理的または論理的に空のデータ・ページ１８
のロック及び読取りを最小限にすることである。「物理
的に」空のページは、２進Ｏのみを含み、データをまっ
たく金型ない。

幾分似ているが、「論理的に」空のページは、有効デー
タを含まないが、２進Ｏにリセットされていない。論理
的に空のページは、大量削除（すなわち、テーブル内の
全データの無差別削除）または、テーブルのすべてのデ
ータよりも少ないデータの限定削除によって引き起こさ
れる可能性がある。したがって、物理的に空のページは
データを含まず、論理的に空のページは廃用データのみ
を含み、その他のすべてのページは現（すなわち、活動
または有効）データを部分的または完全に含む。

この目的を達成するため、各データ・ページの状況をベ
ージ１８自体から独立して記憶しなければならず、した
がってページが空の場合は、それを読み取る必要はない
。この指示は、ベージ状況標識２６としてセグメント制
御ブロック２０に記憶される。上述の５種類の状況を旨
示の１つが各データ・ページ１８ごとに記憶されなけれ
ばならない。

各状況指示は、データ・ページの１つの状態に対応する
。

最初の状況指示「満杯」は、ページ１８にそれ以上デー
タを追加することができないときにセットされる。読取
り動作中、これらのページはまずロックされ、次に読み
取られる。「満杯」ページは挿入動作中は無視される。

第２の状況指示「部分充填」は、ページが少なくともい
くつかの現データまたは有効データを含むときにセット
される。読取り動作中、これらのページは「満杯」ベー
ジ同様、まずロックされ、次に通常通り読み取られる。

可変長の行（すなわち、少なくとも１つの可変長列を含
むテーブルの行）では、データ・ページ上に残された空
き空間の量を一層正確に示すため、この第２の状況指示
をさらに複数の設定に細分することができ、それによっ
て−層多くの行をデータ・ページに詰め込むことにより
、物理的記憶装置の利用度が向上する。

第３の状況指示「未フォーマット」は、物理的に空のペ
ージ、すなわち、内容が２進０のみであることが保証さ
れているページ１８に対してセットされる。空間マツプ
・ページ１４が最初にフォーマットされたとき、その空
間マツプによってカバーされるすべてのデータ・ページ
１８は、それらのページが利用可能になる前にこの状態
にセットされる。「未フォーマット」ページはデータを
含まないので、読取り動作中、ロックも読取りも行なわ
れない。同様に、これらのページにデータが挿入される
とき、考慮すべき既存データはないので、それらのペー
ジは最初に読み取られない。しかし、要求されたページ
はログ記録され、２進０にリセットされた空のバッファ
がそのページに割り当てられ、データを含まないデータ
・ページとしてフォーマットされる。

第４の状況指示「大量削除」は、大量削除（またはドロ
ップ・テーブル）動作のためにページ１８が論理的に空
になったときにセットされる。この状態は、ページが２
進Ｏにリセットされていなくてもページの内容が無視で
きることを示す。この状況指示を有するページは有効デ
ータを含まない。表１について上述したように、大量削
除動作で、テーブルのセグメント制御ブロック２０のペ
ージ状況標識２θが第４の状況指示「大量削除」に変更
される。読取り動作中「大量削除」ページは、現データ
を含まないので、ロックも読取りも行なわれない。大量
削除が実行されている間、別のユーザまたはアプリケー
ションがそのテーブルに対して読取り動作を開始できな
いように、大量削除動作によってテーブルに対する排他
的ロックが保持されるので、同時的大量削除がコミット
されず、取り消されるという危険はない。挿入動作中、
「大量削除」ページは（「未フォーマット」ページと同
様に）、廃用データのみを含むので、最初に読み取られ
ない。しかし、ページにデータが挿入される前に、空の
バッファが割り当てられ、ページがフォーマットされる
。このフォーマット処ｆｌで、ページはまず２進Ｏにリ
セットされ、次にページがデータを含まないことを示す
ために、ページ・ヘッダ及びページ・トレーラがセット
される。

第５の状況指示「限定削除」は、条件付削除または限定
削除の結果、ページ１８が論理的に空になったときにセ
ットされる。この種の削除ステートメントの次には、通
常、テーブルのレコードの一部のみを削除させる条件が
付加される。読取り動作中、「限定削除」ページは、そ
の論理的に空の状態が、コミットされていない削除によ
って弓き起こされたのではないことを確認するため、ま
ず検査される。この検査は、ページに対するロックを要
求し、待ち、最終的に獲得することによって行なわれる
。ロックが獲得された後、ページが依然として論理的に
空であり、廃用データのみを含む場合は、読取り動作は
そのページを飛び越す。

「限定削除」ページにデータが挿入されるときは、ペー
ジが読み取られる。

Ｅ−４セグメント化されたテーブル空間でのリレーショ
ナル走査 表２に、本発明の好ましい実施例によるリレーシロン走
査またはテーブル走査と呼ばれる一種の読取り動作の疑
似コードによる実施態様を示す。

テーブル走査でテーブルのデータのいくつかのページが
順次読み取られる。

表２ セグメント化されたテーブル空間での Ｄｏ　　　ＬＯＯＰ テーブルの各セグメント−１６について／＝　空間マツ
プ・ページ１　＝／ ／＝　４内及びページ間にわ　＝／ ／＝　たるテーブルのセグメ　＝／ ／＝　ント制御ブロック２０　；／ ／＝　の連鎖をたどる　　　　：／ セグメント１６用の空間マツプ・ペー ジ１４にアクセスし、セグメントのセ グメント制御ブロック２０を読む Ｄｏ　　　ＬＯＯＰ 現セグメント１６の各データ・ページ １８について ／＝　セグメント制御プロ　＝／ ／＝　ツク２０内のデータ　＝／ ／＝　・ページ状況標識２　＝／ ／＝　６のリストをたどる　＝／ ５ＥＬＥＣＴ　　・現データ・ページ用のデータ・ペー
ジ状況標識２６ ＣＡＳＥ　（標識が「非様式化」また は「大量削除」である） ／＝　ページは物理的に　＝／ ／＝　空で、まだフォー　＝／ ／：　マットされていな　＝／ ／＝　いか、または大量　＝／ ／＝　削除のために論理　＝／ ／＝　的に空である　　　＝／ Ｄｏなにもしない ／＝　ページはロック　＝／ ／＝　または読取りを　＝／ ／；　されない　　　　；／ ＮＤ ＣＡＳＥ　（標識が「限定削除」であ る） ／＝ ／＝ ／＝ Ｄ。

ＩＦ子テーブルレベル・ロック力 テーブル走査動作によって保持さ れる場合、ＴＨＥＮ ／＝　他のユーザ、ま　；／ ／＝　たはアプリケ−＝／ ／＝　ジョンがこのデ　＝／ ／＝　−タ・ページの　＝／ ／；　内容を変更でき　＝／ ／＝　ない　　　　　　＝／ Ｄｏなにもしない ページは限定削除　＝／ のために論理的に　＝／ 空である　　　　　＝／ ／＝　ページはロツ　＝／ ／＝　りされず、読　＝／ ／＝　まれない　　　＝／ ＮＤ ＬＳＥ ／＝　ページ−レベル　＝／ ／＝　・ロッキングが　＝／ ／＝　活動状態である　＝／ ＤＯ ページを共用モードでロックす る ＩＦベージが空でなくなった場 合、Ｔ　ＨＥ　Ｎ ／＝　ページはい＜＝／ ／＝　つかの現デー　＝／ ／＝　夕を含む　　　＝／ ＤＯ ＩＦデータはすでにバッファ 中にない場合、ＴＨＥＮ バッファをデータ・ページ に割り当てる データ・ページにアクセス し、それを読む ＬＳＥ バッファ内のページを読む ＮＤ ＬＳＥ ／＝　ページが依然　＝／ ／＝　とし論理的に　＝／ ／＝　空であり、　　＝／ ／＝　廃用データ　　＝／ ／＝　のみを含む　　＝／ ＤＯなにもしない ／＝　ページは読　＝／ ／＝　まれない　　＝／ ＮＤ ＮＤ ＣＡＳＥ（標識が「部分充填」また は「満杯」である） ／＝　ページは少な（と　＝／ ／＝　もいくつかの現デ　＝／ ／＝　−夕を含む　　　　＝／ Ｄ。

ＩＦテーブル・レベル・ロック力 テーブル走査動作によって保持さ れる場合、ＴＨＥＮ ／＝　テーブル・レベ　＝／ ／＝　ル・ロックが保　＝／ ／＝　持されているの　＝／ ／＝　で、共用ページ　＝／ ／＝　・ロックは必要　＝／ ／＝　でない　　　　　＝／ Ｄｏなにもしない ／＝　ページはロッ　＝／ ／＝　りされない　　＝／ ＮＤ ＬＳＥ ／＝　ページ・レベル　＝／ ／＝　・ロックが必要　＝／ ／＝　である　　　　　＝／ ページを共用モードでロックす る ＩＦデータ・ページはすでにバラ ノア中にない場合、ＴＨＥＮ バッファをデータ・ページに割 り当てる データ・ページにアクセスし、 それを読む ＬＳＥ バッファ内のページを読む ＮＤ ＥＮＤ　　　５ＥＬＥＣＴ ／＝　現ページの状況源 ／＝　識の評価を終了し ／＝た ＯＯＰ 次のデータ・ページ ＮＤ ／＝ ＝／ ＝／ ＝／ ＝／ ／＝　について内側のループ＝／ ／＝　を繰り返す　　　　　＝／ ＥＮＤ　　ＬＯＯＰ ／＝　テーブルの次のセグメ　＝／ ／＝　ントについて外側のルーエフ 表２の疑似コードに示したりレージ日ンの走査は、基本
的に、テーブルのセグメント１６にわたる外側Ｄｏルー
プ、各セグメントのデータ・ページエ８にわたる内側Ｄ
ｏループ、及び内側ＤＯループ内で、空間マツプ・ペー
ジ１４のセグメント制御ブロック２０のその状況標識２
２内の値に従ってデータ・ページを処理するための、行
２０５．２０８及び２２８の３つのＣＡＳＥステートメ
ントを何する５ＥＬＥＣＴ構造から構成される。

行２０１と２４３の間の外側ＤＯループは、空間マツプ
・ページ１４を通じてテーブルのセグメント制御ブロッ
ク２０連鎖をたどることにより、テーブルの各セグメン
ト１６を処理する。テーブルのセグメント１６用のセグ
メント制御ブロック２０を有する各空間マツプ・ページ
１４が、行２０２でアクセスされる。

行２０３と２４２の間の内側Ｄｏループは、セグメント
化されたテーブル空間では、各セグメントがテーブル等
の特定のデータ・エンティティのためのデータのみを含
むことが必要なので、現セグメント１６内のすべてのデ
ータ・ページ１８を処理する。この内側ＤＯループは、
セグメント制御ブロック２０のデータ・ページ状況標識
２６のリストを通して読み、５ＥＬＥＣＴ構造を使って
、標識の値に従って、各標識の対応するデータ・ページ
１８を処理する。

行２０４と２４１の間の５ＥＬＥＣＴ構造は、データ・
ページ状況標識２６の異なる値を処理するための、行２
０５．２０８及び２２８の３つのＣＡＳＥステートメン
トを含む。行２０５の最初のＣＡＳＥステートメントに
より、テーブル走査動作は、「未フォーマット」という
状況標識２６値を有する物理的に空のページ、及び大量
削除のため論理的に空になり、したがって「大量削除」
の標識値を有するデータ・ページを飛び越す。これら２
種類のデータ・ページ１８は有効または現データを含ま
ないので、無視できる。したがって、行２０６及び２０
７では何も行なわれない。すなわち、ページはロックま
たは読取りを行なわない。

行２０８の第２のＣＡＳＥステートメントは、限定削除
のために論理的に空になっているデータ・ページ１８を
処理する。テーブル走査動作でテーブル全体にわたるテ
ーブル・レベル・ロックを獲得した場合、他のユーザま
たはアプリケーションは同時にそのテーブルを操作する
ことができない。

したがって、行２１０−２１２で、「限定削除ｊページ
は、廃用データのみを含み、それらの内容は同時にユー
ザまたはアプリケーションによって変更できないので、
無視される。この場合も、不必要なロック及び読取りア
クセスが回避される。

テーブル走査がテーブル・レベル・ロックを有せず、そ
の代わりにページ・レベル・ロッキングが活動状態にあ
る場合は、行２１３−２２７が実行されて、そのページ
に関する共用ロックが要求され（行２１５）、さらに、
ロックが得られたとき、そのページが少なくともいくつ
かの現データを含む場合は（行２１６）、そのページが
アクセスされ読み取られる（行２１７−２２３）。ロッ
クが得られたとき、ページが依然として論理的に空であ
り、廃用データのみを含む場合は（行２２４）、そのペ
ージは無視しても安全であり、何も実行されず、やはり
不必要なロックが回避され、論理的に空のデータ・ペー
ジが読み取られる。

行２２８の第３のＣＡＳＥステートメントは、少なくと
もいくつかの現データを含むページ１８を識別する、「
部分充填」または「満杯」というデータ・ページ状況源
ｊ１２Ｂの値を取る。テーブル走査動作がテーブルに対
するテーブル・レベル・ロックを獲得しなかった場合（
行２３０−２３２）、そのページは共用モードでロック
される（行２３３−２３４）。次に、そのページがすで
にバッファ内にない場合、データ・ページがアクセスさ
れ、読み取られる。

５ＥＬＥＣＴ構造は行２４１で終了し、次のデータ・ペ
ージ１８について内側ＤＯループ（行２０３−２４２）
が繰り返される。現セグメント１６の最後のデータ・ペ
ージが内側Ｄｏループを通じて処理されると、テーブル
全体が走査されるまで、そのテーブルの次のセグメント
１６について外側Ｄｏループ（行２０１−２４３）が繰
り返される。

Ｅ−５セグメント化されたテーブル空間への挿入 表３に、本発明によるセグメント化されたテーブル空間
１６中のデータ・ページ１８にデータを挿入するための
方法の疑似コードによる実施態様を示す。

表３ セグメント化されたテーブル空間への 挿入の疑似コード Ｄｏ　　　ＬＯＯＰ 非滴杯ページが見つかるまで、テーブルの各セグメント
について ／＝　空間マツプ・ページ内 ／＝　及びページ間にわたる ／＝　テーブルのセグメント ／＝　制御ブロックの連鎖を ／＝　たどる ＝／ ＝／ ＝／ ＝／ ＝／ セグメントの用の空間マツプ・ページ にアクセスし、セグメントのセグメン ト制御ブロックを読む Ｄｏ　　　ＬＯＯＰ 非溝杯データ・ページが見つかるま で、現セグメントの各データ・ペー ジについて ／＝　セグメント制御ブ　＝／ ／＝　ロック内のデータ　＝／ ／＝　・ページ状況標識　＝／ ／＝、のりストをたどる　＝／ ＩＦページの状況標識が「溝杯」 でない場合、ＴＨＥＮ ／＝　ページはさらに　＝／ ／＝　データを受は取　＝／ ／＝　ることかできる　＝／ ＩＦテーブル働レベル・ロック が挿入動作によって保持される 場合、ＴＨＥＮ Ｄｏなにもしない ＮＤ ＬＳＥ ＤＯ ページを排他モードで条件つ きでロックする ＩＦロックが獲得された場合、 ＴＨＥＮ 内側ループ及び外側ループ から脱出する ／＝　データの　＝／ ／＝　挿入に進　＝／ ／＝　　む　　　　　　　＝／ ＬＳＥ ＤＯなにもしない ／＝　内側及び　＝／ ／＝　外側ルー　＝／ ／＝　プを続行　＝／ ／＝　する　　　＝／ ＮＤ ＮＤ ＬＳＥ ／＝　それ以上のデータ　＝／ ／＝　を挿入す余裕がな　＝／ ／＝　　い　　　　　　　　　　　　　　＝／Ｄｏなに
もしない ／＝　内側ループ及び　＝／ ／＝　外側ループを続　＝／ ／＝　行する　　　　　＝／ ＮＤ ＥＮＤ　　ＤＯ現上セグメント各データ・ページについ
て ／；　次のデータ・ページ　＝／ ／＝　について内側ループ　＝／ ／；　を繰り返す　　　　　＝／ ＥＮＤ　　Ｄｏテーブルの各セグメントについて ／＝　次のセグメントについ　＝／ ／＝　で外側ループを繰り返　＝／ ／＝　す新しいセグメントを　＝／ ／＝　割り振る　　　　　　　　＝／ ＩＦ非満杯ページが見つかった場合、 ＨＥＮ ／＝　既存のセグメントに余　＝／ ／＝　地がない一新しいセグ　＝／ ／＝　メントを追加する　　　＝／ Ｄ。

テーブルに対して新しいセグメントを 割り振る ＩＦ子テーブルレベル・ロックが挿入 動作によって保持されない場合、 ＨＥＮ この新しいセグメントの最初のペー ジを排他モードでロックする この新しいセグメントをテーブルのセ グメント連鎖の終わりに加える ＮＤ ＥＮＤ　　ＩＦ ／＝　必要に応じてページをフォー＝／／＝　マットす
るかまたは読む　　＝／Ｄ。

５ＥＬＥＣＴ現データ・ページ用のデータ・ページ状況
標識 ＣＡＳＥ　（標識が「非様式化」である）／＝　ページ
は物理的に空で　＝／ ／；　あり、まだフォーマット＝／ ／＝　されておらず、アクセ　＝／ ／＝　スして読む必要がない　＝／ Ｏ 空のバッファ（２進Ｏにセットされた）をページに割り
当てる ＲＥＤＯ０ＮＬＹログ標識をもつ フォーマット・ログ・レコードを書く データを含まないものとしてページを フォーマットする ＮＤ ／＝　　３５３−３６４の口　＝／ ／＝　グ及び挿入に進む　　＝／ ＣＡＳＥ　（標識が「大量削除」である）／＝　ページ
は大量削除のた　＝／ ／＝　めに論理的に空であり、＝／ ／＝　アクセスして読む必要　＝／ ／＝　がない　　　　　　　　＝／ Ｏ 空のバッファ（２進Ｏにセットされた）をページに割り
当てる 一ＲＥＤＯ０ＮＬＹログ標識、及び −ＮＯＮ−ＺＥＲＯＰＨＹＳＩＣＡ Ｌ　　ＰＡＧＥログ標識をもつフォー マット・ログ・レコードを書く ／＝　矛盾した記憶デー　＝／ ／＝　夕を検査するため　＝／ ／＝　に、システム再給　＝／ ／＝　動中に使用する　　＝／ データを含まないものとしてページを フォーマットする ＮＤ ／＝　　３５３−３６４の口　＝／ ／＝　グ及び挿入に進む　　＝／ ＣＡＳＥ　（標識が「限定削除」または「部分充填」で
ある） ／＝　ページが限定削除のた ／；　めに論理的に空である ／；　か、あるいは現データ ／＝　または有効データで部 ／；　公的に溝たされており、 ／；　その前イメージを記録 ／＝　するために読まなけれ ＝／ ＝／ ＝／ ＝／ ＝／ ＝／ ＝／ ／＝　ばならない　　　　　　＝／ Ｏ ＩＦデータ・ぺふジがすでにバッファ にない場合、ＴＨＥＮ バッファをデータ・ページに割り当 てる データ・ページにアクセスしてそれ を読む ＬＳＥ バッファ内のページを読む ＮＤ ／＝　　３５３−３Ｅｔ４の口　＝／ ／＝　グ及び挿入に進む　　＝／ ＮＤ ／＝ ／＝ ／＝ ＥＬＥＣＴ ページ状況標識に依存　＝／ するフォーマット及び　＝／ 読取りを終了した　　　＝／ ／＝　挿入を記録し、新しいデータを挿　＝／／＝ ／＝ ／＝ 入する　　　　　　　　　　　　　＝／７’−タ・ヘ−
’）の前及び後のイメージのログ・レコードを書く 新しいデータをデータ・ページに挿入する ＮＤ データ・ページの状況標識を更新　＝／する　　　　　
　　　　　　　　　　＝／Ｏ ＩＦデータ・ページがこのとき滴杯である場合、ＴＨＥ
Ｎ ／＝　ページがそれ以上デー　＝／ ／＝　夕を受は取ることがで　＝／ ／＝　きない　　　　　　　　＝／ セグメント制御ブロック内のページの 状況標識を「溝柱」にセットする ＬＳＥ ／＝　ページが依然として　＝／ ／＝　さらにデータを受け　＝／ ／＝　取ることができる　　＝／ ３６１　　セグメント制御ブロック内のページの状況標
識を「部分充填」にセットする ３６２　　空間マツプ・ページの前及び後のイメージの
ログ・レコードを書く ３６３　　空間マツプ・ページ上のセグメントのセグメ
ント制御ブロックを更新する ３６４　　ＥＮＤ 表３に示した挿入動作の疑似コードによる実施態様は、
２つの主要部分を有する。すなわち、新しいデータの挿
入が可能なデータ・ページ１８を探し出すための２つの
ネストされたＤｏループの組（行３０１−３２１）と、
データをロックし、フォーマットし、読み取り、記録し
、ページに挿入し、さらに、空間マツプ・ページ１４上
のセグメント制御ブロック２０内のページの状況標識２
６を更新するための後続の一連のモジュール（行３２２
−３２９、３３０−３５２、３５３−３５６及び３５７
−３６８）である。

行３０１と３２１の間のネストされたＤＯループは、新
しいデータの挿入が可能な最初の使用可能なデータ・ペ
ージ１８を探し出す。行３０１と３２１の間の外側ルー
プは、テーブル空間の空間マツプ・ページ１４に沿って
テーブルのセグメント制御ブロック２０連鎖をたどるこ
とにより、テーブルのセグメント１６をループする。行
３０３と３２０の間の内側Ｄｏループは、非満杯データ
・ページ１８が見つかるまで、セグメント制御ブロック
２０のデータ・ページ状況標識２６のリストを読む。「
滴杯」以外の状況標識２６が見つかると（行３０４）、
Ｄｏループを出て、ロック、フォーマット、読取り等の
ための一連のモジュールが開始される。セグメント１６
内のすべてのデータ・ページ１８が滴杯と示された場合
は（行３１７）、内側ＤＯループを出て、非満杯データ
・ページ１８が見つかるまで、次のセグメント１６につ
いて外側ループを繰り返す。非満杯ページが見つからな
い場合は、新しいセグメントがテーブルに割り振られる
（行３２２−３２９）。

一度データ・ページ１８がロックされると、必要に応じ
て行３３２−３４３で再フォ−マツトされるか、または
３４４−３５１で読み取られる。

取られる処置はページの状況標識２６の値によって決ま
る。「未フォーマット」及び「大量削除」標識２６を有
するページ１８は最初に読み取られずに再フォ−マツト
され、「部分充填」または「限定削除」標識を有するペ
ージは再フォ−マツトせずに読み取られなければならな
い。行３３１と３５２の間の５ＥＬＥＣＴ構造は、それ
ぞれ「未フォーマット」、「大量削除」及び「部分充填
」、または「限定削除」状況標識を処理する３つのＣＡ
ＳＥステートメントを含む。

ページが「未フォーマット」の場合は、データが挿入さ
れる前に読み取る必要はない。したがって、そのページ
に空のバッファ（２進０にセットされた）が割り当てら
れ（行３３４）、ログ標識ＲＥＤＯＯＮＬＹをもつフォ
ーマット・ログ・レコードが書かれ（行３３５）、次に
、その空のバッファがデータを含まないページとしてフ
ォーマットされる（行３３６）。このときバッファは新
しいデータを挿入され、記録され、物理的記憶域に書か
れる準備ができている。

大量削除の結果廃用データのみを含む「大量削除」ペー
ジは行３３８−３４３で処理される。未フォーマット・
ページと同様、大量削除されたページは読まれない。そ
の代わり、２進Ｏにセットされた空のバッファが〜その
ページに割り当てられ、フォーマット・ログ・レコード
が書かれる（行３４０−３４１）。大量削除されたペー
ジが再フォ−マツトされるときに書かれるフォーマット
・ログ・レコードは、ＲＥＤＯ０ＮＬＹログ標識及びＮ
０ＮＺＥＲＯＰＨＹＳＩＣＡＬ　　ＰＡＧＥログ標識を
含む。Ｎ０ＮＺＥＲＯＰＨＹＳＩＣＡＬＰＡＧＥログ標
識は、後で「データの保全性」の項で説明するように、
整合性のない記憶データがあるかどうか検査するために
システム再始動中に使用される。フォーマット・ログ・
レコードが書かれた後は、このとき空のバッファは、デ
ータを含まないページ、のためのヘッダ及びフッタでフ
ォーマットされ（行３４２）、そのページは行３５３−
３Ｅ１４のロギング及び挿入モジュールを適用する準備
ができている。

新しいデータが挿入されるページ１８が「部分充填」ま
たは「限定削除」　（限定削除で古くなったデータのみ
を含むページになるため論理的に空）である場合は、ペ
ージ１８は再フォ−マツトされてはならないが、その代
わりに、その既存の内容の「前のイメージ」が記録され
ることが可能なように、アクセスされ、読み取られなけ
ればならない。行３４４のＣＡＳＥステートメントが、
行３４５−３５１でアクセスされて読み取られ、次いで
行３５３−３８４のロギング及び挿入モジュールで処理
されるページを識別する。

データ・ページ１８が必要に応じて再フォ−マツトまた
は読み取られると、行３５３−３６４のロギング及び挿
入モジュールは、ページの前及び後のイメージのログ・
レコードを書き、新しいデータをページに挿入する。行
３５５での挿入には、ページ１８の新しい内容を物理的
記憶域に書き込むことを含む。

挿入動作の最後のステップは、空間マツプ・ページ１４
のそのセグメント制御ブロック２０におけるデータ・ペ
ージの状況標識２６を更新することである（行３５７−
３６４）。新しい挿入でページが滴杯になり、そのペー
ジにそれ以上データを受は入れることができなくなった
場合（行３５８）、ページの状況標識２６は「滴杯」に
セットされる（行３５９）。そうでない場合は、ページ
の状況標識２６が「部分充填」にセットされる（行３６
０−３６１）。行３６２で空間マツプ・ページの前及び
後のイメージのログ・レコードが書かれ、変更されたデ
ータ・ページ状況標識２６を含むセグメント制御ブロッ
ク２０が空間マツプ・ページ１４上で更新される（行３
６３）。この更新は、更新された空間マツプ・ページ１
４を物理的記憶域に転送することを含む。

Ｅ−６セグメント化されたテーブル空間でのデータの保
全性 データベース管理システムは、ユーザまたはアプリケ−
シロンが矛盾したデータにアクセスすることを防止しな
ければならない。このデータの保全性の必要性は、有用
なデータベース管理システムにとって欠くことのできな
い要件である。ページがバッファから物理的記憶域に転
送されている間にシステムが破壊し、物理的に記憶され
たページの最初の部分が更新されたデータを含み、ペー
ジの最後の部分が古くなったデータを含んだままである
場合、データ・ページ１８は矛盾したデータを含む可能
性がある。

この状態を検出するための好ましい方法は、２つの保全
性検査ビット、すなわち、ページの始めの１ビツトと終
わりの１ビツトを維持することである。整合性のあるデ
ータを含むページでは、これらの２ビツトは同じ値を有
する（すなわち、共にオンか、または共にオフになる）
。保全性ビットが異なる場合は、ページのデータは矛盾
したものとして扱われる。ページが物理的記憶域に転送
されるたびに、保全性ビットが反転される（オフからオ
ンに、またはオンからオフに変更される）。

ページが部分的にのみ転送された場合は、２つの保全性
ビットが−散しなくなる。

前述のように、入出力読取り（すなわち、ページ・アク
セス及び読取り）は、大量削除によって生じた論理的に
空のページが挿入動作に使用されるときは、実行されな
い。入出力読取りが実行されないので、物理的に記憶さ
れたページに関する保全性ビットの値は不明である。こ
のため、新たに挿入されたデータを含む再使用されたペ
ージが部分的にのみ物理的記憶域に転送された場合、ペ
ージの始めの新しい保全性ビットが、物理的に記憶され
たページの終わりの古い置き換えられていない保全性ビ
ットと一致するかも知れないので、矛盾した状態が検出
できない可能性が残る。

この検出不能な矛盾したデータの可能性を回避するため
、大量削除されたページが再フォ−マツトされるときに
書かれるページ・フォーマット・ログ・レコートニ、Ｎ
０ＮＺＥＲＯＰＨＹＳＩＣＡＬ　　ＰＡＧＥログ標識が
含まれる（表３の行３２９）。Ｎ０ＮＺＥＲＯＰＨＹＳ
ＩＣＡＬＰＡＧＥログ標識は、システム再始動中にフォ
ーマット・ログ・レコードを再び適用して、物理的に記
憶されたページの内容を２進０で置き換えなければなら
ないことを示す。先行書込みロギングを使用するデータ
ベース管理システムは通常、ページが更新されるとき、
ページ・ヘッダ及びログ・レコードの両方にタイムスタ
ンプ値を入れる。

フォーマット・ログ・レコードにＮ０ＮＺＥＲＯＰＨＹ
ＳＩＣＡＬ　　ＰＡＧＥログ標識がなければ、たとえペ
ージが実際には部分的にのみ転送された場合でも、物理
的に記憶されたページのタイムスタンプがログ・レコー
ドのタイムスタンプと一致するので、再始動中にシステ
ムは、前に大量削除され、このとき更新されたページが
首尾よく物理的記憶域に転送されたものと見なすはずで
ある。Ｎ０ＮＺＥＲＯＰＨＹＳＩＣＡＬ　　ＰＡＧＥロ
グ標識を用いる場合、システムはまずページを２進０に
セットし、次にそれを新たに挿入されたデータでリセッ
トする。セグメント化されたテーブル空間１０における
データの保全性を保証するこの方法は、先行書込みロギ
ングの使用に基づいており、データベース管理システム
は、更新されたページを物理的記憶域に転送する前に、
更新されたログ・レコードを書くことを強制される。

データの保全性を保証するためのこの方法の疑似コード
による実施態様を表４に示す。

表４ データの保全性を保証する疑似コード ＩＦページ要求について入出力読取りが開始された場合
、ＴＨＥＮ ／＝　保全性ビットを検査す　＝／ ／＝　　る　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
＝／Ｏ ＩＦ保全性検査ビットが一致しない場 合、ＴＨＥＮ ページを損傷を受けたものとしてマー クする ログ・レコードからページを回復す る ＬＳＥ ／＝　保全性ビットが一致　＝／ ／＝　する　　　　　　　　＝／ ＤＯなにもしない ＮＤ ＮＤ ＩＦベージをバッファから物理的記憶域に転送する場合
、ＴＨＥＮ Ｄ。

／＝　保全性ビットをリセ　＝／ ／＝　　ットする　　　　　　　　＝／保全性ビットを
反転する ／＝　すなわち、両ビット ／＝　が現在オフにセット ／＝　されている場合は両　＝／ ＝／ ＝／ ／＝　ビットをオンに変更 ／＝シ、現在オフである ／＝　場合はオンにセット ／＝　する ４１２　　　ＥＮＤ ＝／ ＝／ ＝／ ＝／ 表４に示したデータの保全性を保証する方法は、２つの
独立したモジュール、すなわち、ページからデータを読
み取る前に保全性ビットを検査するためのモジュールと
、新しいデータがページに書き込まれるときに保全性ビ
ットをセットするためのもう１つのモジュールから成る
。行４０１−４０９の第１のモジュールは、ページ１８
が読み取られようとするとき、ページ１８の保全性ビッ
トを検査する（行４０１）。ページの始めと終わりの保
全性ビットが同じ値を含まない場合は（行４０３）、ペ
ージは損傷を受けたものとしてマークされる（行４０４
）。損傷を受けたページは、ログ・レコードを使ってペ
ージを回復することにより、その最後の整合性のある状
態に戻される（行４０５）。ページの保全性ビットが一
致する場合は、何も行なわれず（行４０６−４０８）、
ページはただちに正常に読み取られることが可能である
。

データ保全性を保証する方法の第２のモジュール（行４
１０−４１２）は、ページがバッファから物理的記憶域
に転送されようとするとき、保全性ビットをリセットす
る（行４１０）。そのような転送の前に、保全性ビット
が反転される。ビットが現在オンである場合は、オフに
変更（反転）され、現在オフである場合は、オンに反転
される（行４０１）。

セグメント化されたテーブル空間１０におけるデータの
保全性を保証するための上記の方法を用いると、データ
・ページのロック及び読取りを最小限にするための本発
明の方法を使って、読取り及び挿入動作中に必要なペー
ジ・アクセスの回数を減少させ、それによってデータベ
ース管理システムの処理能力をある程度向上させること
ができる。

例示のために特定の実施例及び実施様態について説明し
たが、本発明の精神及び範囲から逸脱することなく種々
の変更を加えることができることを理解されたい。たと
えば、ページの不必要なロック及び読取りを回避できる
ようにデータ・ページの状況をページから独立して記憶
するという本発明の基本的要件を溝たしている限り、異
なる編成のセグメント化されたテーブル空間に本発明を
適用することができる。さらに、本発明はリレーショナ
ル・データベース管理システムに限定されたものではな
く、他の種類のコンピュータによるデータ処理システム
にも有効に適用することができる。

Ｆ１発明の効果 本発明を用いればデータベース・システム等における操
作を高速化することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の好ましい実施例の方法に必要なセグ
メント化されたテーブル空間を示す。 第２図は第１図のセグメント化されたテーブル空間とそ
れに関連する空間マツプ・ページを示す。 第３図は第２図の空間マツプ・ページのセグメント制御
ブロックのフォーマツトラ示ス。

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）２以上のページより成る物理的記憶空間において
   、上記ページにアクセスする方法であって、 （ａ）データを含むページ上に単一のデータ・エンティ
   ティに関するデータだけを記憶し、 （ｂ）上記データを含むページの状態を、上記データを
   含むページとは別個に記憶し、 （ｃ）１つのデータ・エンティティのデータのすべてを
   削除した結果として廃用データのみを含むページを、該
   ページがデータをまったく含まないかのようにアクセス
   するステップを含む、記憶空間のページにアクセスする
   方法。
2. （２）複数のページから成る物理的記憶空間であって、
   上記各ページが単一のデータ・エンティティに関するデ
   ータのみを含み、該ページの状態の表示が上記ページと
   は別個に記憶されるものにおいて、上記ページにアクセ
   スする方法であって、 （ａ１）現データで完全に一杯のページに関して第１の
   表示を記憶し、 （ａ２）現データで一部が充填されたページに関して第
   ２の表示を記憶し、 （ａ３）データを含まないページに関して第３の表示を
   記憶し、 （ａ４）データの全体的削除の結果として廃用データの
   みを含むページに関して第４の表示を記憶し、 （ａ５）データの一部限定削除の結果として廃用データ
   のみを含むページに関して第５の表示を記憶する第１の
   ステップと、 任意の順序の、 （ｂ）２以上のデータのページを走査するとき、上記第
   １または第２の表示を有するページをロックし且つ読み
   取り、 （ｃ）上記走査中に、上記第３または第４の表示を有す
   るページはロックも読取りも行なわず、 （ｄ）上記走査中に、上記第５の表示を有するページを
   ロックし、該ページが現データを含んでいる場合にのみ
   該ページを読み取り、 （ｅ）上記第３または第４の表示を有するページに対し
   て、該ページを最初に読み取ることなく、データを挿入
   し、 （ｆ）上記第２または第５の表示を有するページに対し
   て、該ページをロックし且つ読み取った後で、データを
   挿入する、 各ステップとを有する、記憶空間のページにアクセスす
   る方法。