JPH0267648A - ツリー構造データベースのレコード追加方式 - 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、ツリー構造データベースのレコード追加方式
に関し、特に、各レコードの集合をページ単位に格納す
るデータベースを、各々のページ単位にツリー構造デー
タベースとして、Ｂ　−ｔｒｅｅ（Ｂ　ａｌａｎｃｅｄ
　ｔｒｅｅ）型式のファイル構造をとるデータベースに
おいて、該当ページ内に追加レコードを追加し、または
、該当ページ内に追加レコードが追加できない場合は、
ページ分割を行い、レコードの追加を行うツリー構造デ
ータベースのレコード追加方式に関するものである。

〔従来の技術〕

従来、データベースシステムの各々の要素のレコードデ
ータは、所定のアクセス速度で読み出せる性能が要求さ
れるため、各レコードの集合をページ単位に格納するデ
ータベースは、各々ノヘージ単位にツリー構造データベ
ースとして管理するＢ−ｔｒｅｅ型式のファイル構造を
とるデータベースが用いられるようになっている。この
ようなり−ｔｒｅｅ型式のファイル構造をとるデータベ
ースは、レコード検索をツリー構造データのインデック
スによって行う。このため、レコード検索のためのイン
デックスを数階層の本構造として構成し、インデックス
の最上位のルートノードからリーフノートのデータレコ
ードに至る本構造の階層数がどのデータレコードに対し
ても常に等しい構造とされるので、各レコードのアクセ
ス時間が均一化されるという特徴を有する、なお、この
場合、階層構造のインデックスレコード、データベース
のデータ要素のデータレコード等が共に格納される物理
ファイルは、いわゆるＤＡＳＤ　（直接アクセス記憶装
置）である磁気ディスク装置が使用されるので、ファイ
ル処理を行う場合のアクセスされる単位はページ単位と
なっている。

このように、ページ単位に各レコードの集合を格納する
ファイル装置を利用して、各々のレコードをツリー構造
データとして管理するツリー構造データベースにおいて
は、Ｂ−ｔｒｅｅ型式データ構造のファイル構造をとる
データベースが用いられるようになっている。

第５図は、Ｂ−ｔｒｅｅ型式データ構造のデータベース
のファイル構造を説明する図である。第５図において、
５１はルートノードのページであるルートページ、５２
．５３．５４１：Ｌインデックスノードのページである
インデックスページ、また、５５はインデックスノード
の各々のポインタでポイントされるデータノードのり一
フページである。この例のＢ−ｔｒｅｅ型式のデータ構
造としては、インデックスノードが１階層となっており
、ルートノードの１階層と合せて、インデックス部が２
階層のツリー構造データとなっている。ルートノードの
ページおよび各々のインデックスノードのページのポイ
ンタからの縦方向ポインタ（実線）によりツリー構造の
データ構造を形成すると共に、同じ階層ではポインタ、
レコードキーが昇順となって、横方向にも検索できるよ
うになっている。また、レコードを格納する場合、ソー
トした状態でページ単位に格納するので、各々のページ
の間にはページ単位に横方向ポインタ（破線）をも有す
る構造となっている。このようなデータ構造のデータベ
ースにおいては、各々の上位ノードのポインタが、下位
ノードのポインタの最大値を格納することにより、下位
ノードの１つの管理単位のページをポイントする。例え
ば、ルートノードのルートページ５１のポインタ５１ａ
は「５０」となっており、ポインタの最大値が「５０」
のインデックスノードであるインデックスページ５２を
ポイントしている。

また、ルートノードのルートページ５１のポインタ５１
ｂは「９０」となっており、最大値がｒ９０Ｊのポイン
タを有するインデックスノードであるインデックスペー
ジ５３をポイントしている。

このように、Ｂ−ｔｒｅｅ型式のデータ構造を有するデ
ータベースにおいては、各々のページ内のレコードキー
、ポインタ等のキーデータが、例えば昇順にソートされ
て格納される。また、データベースのページに、キーデ
ータを各ページ内に昇順に格納するについては、ページ
内のキーデータのキー値の共通部分を左から圧縮して格
納する。キー値を圧縮して格納する例を第６図に示す。

第６図に示すように、一連のキーレコード６１を格納し
ているページ内のキーレコードのキー値として、　ｒ４
７１Ｊ　、　　ｒ４７２Ｊ　、ｒ４７３Ｊ　。

ｒ４７５Ｊ　、ｒ４７６Ｊのキー値を格納する場合、前
の２桁は共通なので、最初のキー値はｒ４７１Ｊと記憶
するが、それに続く後のキーのｒ４７２Ｊ。

ｒ４７３」、ｒ４７５」、ｒ４７６」に対しては、前の
２桁を省略するキー値圧縮処理を行い５その結果、格納
するキー値としてはｒ４７１Ｊ、ｒ２Ｊｒ３Ｊ、ｒ５」
、１６ノとする。これらのキー値は順に格納して、キー
値が圧縮された状態で格納される。

キー値の圧縮方式は、データベースで扱うデータのレコ
ード数は非常に多くなるので、データベースにおいては
良く用いられている手法である。

このようにページ内のキー値の共通部分を左から圧縮し
て格納する方式は、従来から、データベースシステムの
データ構造として良く用いられている。

なお、上述のようなり−ｔｒｅｅ型式のデータ構造をと
るデータにレコード追加するためのデータアクセス法に
関しては、ファイルの１ページに１ノードを格納し、ペ
ージ内にレコードを詰めていって一杯になったらページ
を分割して格納していく方式が、エイ・シー・エム、ト
ランザクション。

オン、データベースシステムズ、第２巻、第１号（１９
７７年３月）、第１１頁〜第２６頁（ＡＣＭ　Ｔｒａｎ
ｓａｃｔｉｏｎ　ｏｎ　Ｄａｔａｂａｓｅ　Ｓｙｓｔｅ
ｍｓ、Ｖｏｌ、２゜Ｎｏ、ｌ、Ｍａｒｃｈ、１９７７、
ｐｐ１１〜２６）なる文献に記載されている。

〔発明が解決しようとする課題〕

しかしながら、上述の従来の技術においては。

Ｂ−ｔｒｅｅ型式のデータ構造のデータベースにレコー
ド追加する場合、レコード追加によりページ分割を行う
必要が生じた時にページ分割が行われるが、ページが分
割されるタイミングと、キーデータの圧縮処理が行われ
るタイミングとが同一であるため、ページ分割した後の
２つのページのスペース効率が、５０％を下まわる点に
ついて配慮がされていない。すなわち、レコード追加に
よりページ分割を行った後にキーデータのキー値の圧縮
が行われるため、キー値の圧縮の結果として、ペジ分割
を行なわなくてもレコードのキーの追加が可能な場合に
もページ分割が行なわれて、ページ分割後の２つのペー
ジのスペース効率が５０％を下まわる場合が多くある。

特に、キー値が近接したレコード群をキー上昇順または
キー下降順に連続して追加した場合には、キー圧縮率が
大きく、ページ分割後においてスペース効率が極端に悪
化するという問題がある。

本発明は、上記問題点を解決するためになされたもので
ある。

本発明の目的は、キー値の圧縮の度合にかかわらずに、
ページ分割後のスペース効率を低下させないツリー構造
データベースのレコード追加方式を提供することにある
。

本発明の前記ならびにその他の目的と新規な特徴は、本
明細書の記述及び添付図面によって明らかになるであろ
う。

〔課題を解決するための手段〕

前記目的を達成するため、本発明においては、各レコー
ドの集合をページ単位に格納するデータベースを、各々
のページ単位にツリー構造データとして管理するツリー
構造データベースにおいて、ツリー構造データベースの
要素のページにレコードを追加する際、まず、ページの
内部を論理的に２つのノードに分割し、レコードの追加
処理を行い、レコード追加ができない場合のみページの
分割を行い、レコードの追加処理を行うことを特徴とす
る。

また、ツリー構造データベースの要素のページにレコー
ドを追加する際、まず、ページの内部を論理的に２つの
ノードに分割し、レコードの追加処理を行い、１ページ
内の２つのノードの間でレコードの移動を行い、各ノー
ドのレコードの格納領域をバランスさせた後にページの
分割を行うことを特徴とする。

〔作用〕

前記手段によれば、ツリー構造データベースの要素のペ
ージにレコードを追加する際、まず、ページの内部を論
理的に２つのノードに分割し、レコードの追加処理を行
い、レコード追加ができない場合のみページの分割を行
い、レコードの追加処理を行う。すなわち、ページ内が
レコードで満杯に近づき、空スペースがなく、レコード
追加が行えなくなると、ページ分割を行い、各ページ内
でレコードを追加するスペースを形成してレコード追加
する。この場合、まず、ページの内部を論理的に２つの
ノードに分割する。この時、キー値の圧縮が行われるた
め、同一ページ内に、更に多くのレコードを格納できる
空スペースが形成されて、レコード追加が可能となる。

このように、まず、論理的に２つのノードに分割し、レ
コード追加が可能な場合にはそのままレコード追加を行
うので、ページ分割を行わなくてすむ。レコード追加が
できなくなった時に、ページ分割を行う・このため、そ
の後のページの分割の後には、ページ分割によって作ら
れた２つのページのスペース効率は全体として５０％を
割ることがない。

更に、ツリー構造データベースの要素のページにレコー
ドを追加する際、まず、ページの内部を論理的に２つの
ノードに分割し、レコードの追加処理を行い、１ページ
内の２つのノートの間でレコードの移動を行い、各ノー
ドのレコードの格納領域をバランスさせた後にページの
分割を行う。

これにより、論理的に２つのノードに分割した１ページ
内の２つのノードの間の格納領域に、大きさに不均衡が
あれば、大きい方から小さい方へレコードを移す処理を
行う。このため、ページ分割後に、２つのページの一方
のスペース効率が、特に悪くなることはない。

このように、ツリー構造データベースの各ページの中に
より多くのレコードを格納することができ５全体として
スペース効率が向上する。

〔実施例〕

以下、本発明の一実施例を図面を用いて具体的に説明す
る。

第１図は、本発明の一実施例にかかるツリー構造データ
ベースのレコード追加方式の処理例を示すフローチャー
トである。第１図を参照して、本実施例におけるレコー
ドを追加する処理を説明する。

ツリー構造データベースにレコードを追加する処理を行
う場合、まず、ステップ１において、Ｂ−ｔｒｅｅ型式
のデータベースにおけるツリー構造データのインデック
ス部を検索し、ポインタをたどって追加レコードの入る
べきデータノートのリーフ（最下段）ページを見つける
。次に、ステップ２において、検索したデータノードの
リーフページが論理的に２ノードに分かれたページか否
かを判定する。論理的に２ノードに分かれたページでな
ければ、当該リーフページのデータノードは。

未だレコード追加が可能なノードであるので、ステップ
３に進み、レコード追加処理を行う。次にステップ４に
おいて、レコード追加処理を行った結果、当該ページに
格納するレコードのページ内使用長が分割限界値より大
であるか否かを判定する。このステップ４の判定の結果
、ページ内使用長が分割限界値より大であれば、次のレ
コード追加処理は行えなくなるので、ステップ５に進ん
で。

当該ページ内を論理的に２ノードに分ける処理を行う。

これにより、レコードのキー値により圧縮できるものは
圧縮されて、当該ページにスペースが増大する場合があ
る。なお、ステップ４の判定の結果、ページ内使用長が
分割限界値より大でなければ、次のレコード追加処理が
可能なので、そのまま処理を終了する。

一方、ステップ２の判定処理において、追加レコードの
入るべき検索したデータノードのリーフページが論理的
に２ノードに分かれたページであれば、当該リーフペー
ジのデータノードは、レコード追加により物理的にペー
ジ分割を行うことが必要となる可能性があるので、次の
ステップ６において、当該ページ内に追加レコードが入
るか否かを判定する。ステップ６に判定の結果、ページ
内に追加レコードが入る場合には１次のステップ゛７に
おいて、レコードの追加処理を行う。レコード追加処理
の結果により論理的に分割したノードの間に不均衡が生
じる場合には、ページ分割処理を行った場合のスペース
効率が悪くなるので、次のステップ８において、左右の
ノードの間でレコードを移せるか否かを判定し、左右の
ノードの間でレコードを移せる場合には、ステップ９に
おいて、論理的に分割した左右のノードの間でレコード
を移動する処理を行う。

また、ステップ６の判定処理において、当該ページ内に
追加レコードが入らない場合には、ステップ１０に進み
、ステップ１０において論理的に分かれている各ノード
対応にして、物理的に２つのページに分割するページ分
割処理を行う。ページ分割により各ページに追加レコー
ドが入る未使用領域が増大したので、次のステップ１１
において、追加レコードが入る該当ページ内にレコード
を追加する処理を行い処理を終了する。

このような処理を行うことにより、一連のツリ−構造デ
ータベースにおけるレコードの追加処理を行う。

第２ａ図、第２ｂ図、第２Ｃ図、第２ｄ図、および第２
ｅ図は、それぞれ、上述のレコード追加処理によって、
ページにレコードを追加した場合の各ステップの処理の
具体的な説明図である。これらの各図は、それぞれに、
レコード追加処理を行う場合に、ページにレコードを追
加する処理を行い、ノートの分割、ページの分割が起き
る様子を示している。各回において、２１は上位ページ
、２２はレコードが追加される下位ページである。上位
ページ内のキー値８０は、下位ページ内の最大キー値の
一部分を表わし、このキー値により、下位ページ２２を
ポイントしている。

ツリー構造のデータベースが、第２ａ図に示すような状
態にあるものとする。まず、第２ａ図に示すように、イ
ンデックス部の上位ページ２１のポインタ２１ａがポイ
ントしている下位ページ２２のレコード２０に対して、
ｒ４７ＦＪなるキーレコードを追加する場合、未使用領
域が十分にある場合には、そのままｒ４７ＦＪなるキー
レコード２７が追加されて（ステップ３）、第２ｂ図に
示すようになる。この時点で下位ページ２２におけるキ
ーレコードを格納しているページ内使用長が分割限界値
より大となるので、ページ内部が論理的に２つのノード
に分割され（ステップ４．５）、第２ｃ図に示すような
状態となる。

第２ｃ図において、２４は論理的に分割した左部分ノー
ド、２５は右部分ノードである。また、２３は２つのノ
ードのキー値の境界点を表わすセパレータである。論理
的に分割した場合、キー値の圧縮の処理が行われ、左部
分ノード２４内の先頭以外のレコードは２バイト分が左
から圧縮された状態となる。これにより、未使用領域が
増大する。

更に、キーレコードｒ４７４Ｊ　、ｒ４．７６Ｊ　。

ｒ４８５Ｊ　、ｒ４８７Ｊが追加されると、レコード追
加処理（ステップ７）が行われて、第２ｄ図に示すよう
な状態となる。この状態は満杯状態であり、この状態に
おいて、更にキーレコード［４７５」を追加することに
なると、ページ分割処理が行なわれた後に、レコード追
加が行なわれることになる（ステップ１０．１１）。こ
の結果、第２ｅ図に示すような状態となる。ここでのペ
ージ分割の処理では、セパレータ２３が、上位ページ２
１におけるポインタ２１ｂとして追加される。

次に、ページ内の２つのノードの間でのレコードの移動
（ステップ９）を説明する。第３ａ図および第３ｂ図は
、ページ内の２つのノードの間でのレコードの移動を説
明する説明図である。

第３ａ図および第３ｂ図において、３１は上位ページ、
３２は下位ページ、３３は論理的に２ノードに分けたセ
パレータ、３４は左部分ノード、３５は右部分ノードで
ある。また、３６はレコード移動後の下位ページである
。ここでは、左部分ノード３４内の先頭以外のレコード
は、左から３バイト圧縮されている。ここでの圧縮長は
、セパレータ３３と上位ページ３１内のキー値ｒＡＡＡ
ＫＪ　との共通部分の長さに等しい。この論理的に２ノ
ードの分割している状態において、右部分ノードから左
部分ノードへのレコードの移動後には、第３ｂ図に示す
ような状態の下位ページ３６となる。これにより、右部
分ノード３５から左部分ノード３４へ、４個のレコード
が移動されて圧縮されたため、未使用の領域が増え、当
該ページ内には更に多くのレコードを格納できるように
なる状態を示している。

第３ａ図および第３ｂ図は、右部分ノードから左部分ノ
ードへのレコードの移動を示す説明図であるが、また、
第４ａ図および第４ｂ図に示すように、逆に、左部分ノ
ード４４から右部分ノード４５へのレコードの移動も行
われる。この結果、第４ａ図に示すような上位ページ４
１に対する下位ページ４２は、セパレータ４３のデータ
を変更して、レコード移動を行い、第４ｂ図に示すよう
な下位ページ４６となる。これによりレコードの圧縮率
が増大して、より多くの追加レコードの格納が可能とな
る。

また、このように論理的に２ノードに分割されたノード
間のレコード移動を示す第３ａ図および第３ｂ図と、第
４ａ図および第４ｂ図においては、それぞれ、キーレコ
ードがキー上昇順、キー下降順にレコードが追加された
場合に、スペース効率が悪化しないような状態となる方
法の例を示している。

以上、説明したように、本実施例の要部をまとめれば、
次のようになる。

（１）ツリ一端造データベースにおいて、ページ内にレ
コードを追加していく際に、残り未使用領域の長さでは
、レコード追加が不可能となってしまう場合に、まず、
論理的に２ノードに分割し、その後にページ分割を行う
。

（２）このページ分割は、残り未使用領域の長さが所定
の割合を下まわった時に、ページの内部を論理的に２つ
のノードに分割することとする。

（３）そして、論理的にノート分割したページに更にレ
コードを追加して行って、ページ内に追加レコードが格
納できなくなった時に、実際の物理的なページ分割を行
う。

（４）論理的にノード分割したページの１ページ内に２
つのノードがある時に、必要に応じて一方のノートから
他のノードへレコードを移して２つのノードの間のデー
タの偏りを調整する。

（５）これにより、ページ内がレコードで満杯に近づき
、空きの未使用領域がなくなり、レフ−１〜追加が行え
なくなると、ページ分割を行い、各ページ内でレコード
を追加する未使用領域を増大させてレコード追加する。

（６）この場合、ページの内部を論理的に２つのノード
に分割すると、この時、キー値の圧縮が行われるため、
同一ページ内に、更に多くのレコードを格納できる空ス
ペースが形成されて、レコード追加が可能となる。

（７）論理的に２つのノードに分割し、レコード追加が
可能な場合にはそのままレコード追加を行うので、ペー
ジ分割を行わなくてすむ。

（８）そして、レコード追加ができなくなった時にペー
ジ分割を行うため、その後のページの分割の後には、ペ
ージ分割によって作られた２つのページのスペース効率
は全体として５０％を割ることがない。

（９）論理的に２つのノードに分割した１ページ内の２
つのノードの間で、大きさに不均衡があれば、大きい方
から小さい方へレコードを移す処理を行う。このため、
ページ分割後に、２つのページの一方のスペース効率が
、特に悪くなることはない。

（１０）そのため、Ｂ−ｔｒｅｅ型式のツリー構造デー
タベースに格納されているすべてのレコードをキー上昇
順に入力する場合にもディスクのアクセスを要するペー
ジ入力回数が削減でき処理能力が向上する。

（１１）更に、参照頻度の高い磁気ディスク装置のペー
ジをメモリ内に常駐する方法を用いて、Ｂ−ｔｒｅｅ型
式のツリー構造データベースにアクセスする場合には、
同じページの中により多くのレコードが格納されるため
、キー値によりランダムにＢ−ｔｒｅｅ型式のツリー構
造データベースにアクセスする場合に、目的とするレコ
ードがメモリ内に常駐されている確率が高くなるので、
磁気ディスク装置のページ入力回数が削減され処理能力
が向上する。

以上、本発明を実施例にもとづき具体的に説明したが、
本発明は、前記実施例に限定されるものではなく、その
要旨を逸脱しない範囲において種々変更可能であること
は言うまでもない。

〔発明の効果〕

以上、説明したように、本発明によれば、ツリ構造デー
タベースにおいて、同じページの中により多くのレコー
ドを格納することができ、Ｂ−ｔｒｅｅ型式のツリー構
造データベースのスペース効率が向上する。そのため、
Ｂ−ｔｒｅｅに格納されているすべてのレコードをキー
上昇順に入力する場合にもディスクのアクセスを要する
ページ入力回数が削減でき処理能力が向上する。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の一実施例にかかるツリー構造データ
ベースのレコード追加方式の処理例を示すフローチャー
ト、 第２ａ図、第２ｂ図、第２ｃ図、第２ｄ図、および第２
ｅ図は、それぞれ、上述のレコード追加処理によって、
ページにレコードを追加した場合の各ステップの処理の
具体的な説明図、第３ａ図および第３ｂ図は、ページ内
の２つのノードの間での左側ノードから右側ノートへの
レコード移動を説明する説明図、 第４ａ図および第４ｂ図は、逆に、左部分ノードから右
部分ノートへのレコードの移動を示す説明図、 第５図は、Ｂ−ｔｒｅｅ型式データ構造のデータベース
のファイル構造を説明する図、 第６図は、昇順にソートされたページ内のキ値の共通部
分を左から圧縮して格納する処理を説明する説明図であ
る。 図中、２１．３１．４１・・・上位ページ、２２．３２
．３６゜４２．４６・・・下位ページ、２３．３３．４
３・・セパレータ、２４、３４．４４・・・左部分ノー
ト、２５．３５．４５・・・右部分ノード、２７・・・
追加されたレコード、５１・・ルートページ、５２．５
３．５４・・・インデックスページ、５５・・・リーフ
ページ。 ！ｆ１２ａ図 １１、２ｂ面 箱２ａ図 箋２ｄ圓 悌２ｅ図 箋４ａ回 第４ｂ回 笥３ａ口 ？！、３ｂ圓 雉５図 算６図 ら１

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、各レコードの集合をページ単位に格納するデータベ
   ースを、各々のページ単位にツリー構造データとして管
   理するツリー構造データベースにおいて、ツリー構造デ
   ータベースの要素のページにレコードを追加する際、ま
   ず、ページの内部を論理的に２つのノードに分割し、レ
   コードの追加処理を行い、レコード追加ができない場合
   のみページの分割を行い、レコードの追加処理を行うこ
   とを特徴とするツリー構造データベースのレコード追加
   方式。 ２、各レコードの集合をページ単位に格納するデータベ
   ースを、各々のページ単位にツリー構造データとして管
   理するツリー構造データベースにおいて、ツリー構造デ
   ータベースの要素のページにレコードを追加する際、ま
   ず、ページの内部を論理的に２つのノードに分割し、レ
   コードの追加処理を行い、１ページ内の２つのノードの
   間でレコードの移動を行い、各ノードのレコードの格納
   領域をバランスさせた後にページの分割を行うことを特
   徴とするツリー構造データベースのレコード追加方式。