JPH0283640A - データベース更新方法 - 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】 以下の順序で本発明を説明する。

Ａ産業上の利用分野 Ｂ発明の概要 Ｃ従来の技術（第６図及び第７図） Ｄ発明が解決しようとする問題点（第６図及び第７図） Ｅ問題点を解決するための手段（第１図〜第；３図）Ｆ
作用（第１図〜第３図） Ｇ実施例（第１図〜第６図） Ｈ発明の効果 Ａ産業上の利用分野 本発明はデータベース更新方法に関し、特にＢ”−ｔｒ
ｅｅ構造のデータベース索引を更新する際に適用して好
適なものである。

Ｂ発明の概要 本発明は、Ｂ・−ｔｒｅｅ構造のデータベース索引を削
除するデータベース更新方法において、削除すベきエン
トリのキーによる探索時に、根からの探索濯歴をメモリ
上に記録すると共に、根から探索して最初に到達した葉
に削除すべきエントリが存在しない場合、後続ポインタ
又は先行ポインタを参照して、削除すべきエントリと同
しエントリが存在する後続又は先行の葉を探索し、その
エントリと最初に到達した葉内の任意のエントリを交換
した後、最初に到達した葉内で削除すべきエントリを削
除するようにしたことにより、最初に到達した葉に削除
すべきエントリが存在しない場合にも、葉から節又は根
に戻ることなくエントリを削除し得る。

Ｃ従来の技術 従来データベースの検索、更新等のデータベースアクセ
ス処理においては、その高速化のためＢ”−ｔｒｅｅ構
造でなるデータベース索引を設け、これを利用して検索
、更新等のアクセス処理を行うものが用いられている。

この３’−ｔｒｅｅ構造のデータベース索引は、いわゆ
るＢ　−ｔｒｅｅ構造のデータベース索引に加えて、キ
ーとレコード本体とを分離し、すべてのキーに節又は葉
を持たせ、その節又は葉内の最大キーを親節（又は根）
内に重複させると共に、同一レベルの節又は葉同士をポ
インタでリンクするようになされている。

すなわち、例えば人名データベースに設けられたＢ”−
ｔｒｅｅ構造のデータベース索引は、第５図に示すよう
に、根ＲＯＯＴ、節Ｎ０ＤＥ及び葉ＬＥＡＦの３階層か
ら構成されている。

この根ＲＯＯＴ、節Ｎ０ＤＥ及び葉ＬＥＡＦは、それぞ
れページと呼ばれる磁気ディスク装置の任意の１アクセ
ス単位でなり、第７図に示すように、葉ＬＥＡＦの場合
、このページフォーマットＦＭＴＯのページタイプエリ
アＡＲＴＹＰには「葉」を表す識別子が記憶されており
、次の現在のエントリー数エリアＡＲＥＮアには、現在
この葉１−　Ｅ　Ａ　Ｆに登録されているキーＫＥＹ　
ｉ及びポインタＰＮＴｉでなるエントリＥＮＴｉ　　（
ｉ＝ｌ、２．３）の数が記憶され、また親ページエリア
ＡＲＰＡえ、先行ページエリアＡ、ＲＰＲＥ及び後続ペ
ージエリアＡＲＮＸＴには、それぞれ親となる節Ｎ０Ｄ
Ｅのページ番号、先行する葉ＬＥＡＦ及び後続の葉ＬＥ
ＡＦのページ番号が記憶され、さらに続く記録エリアＡ
Ｒ＊Ｅｃには、キーＫＥＹｉとしての「人名」及びその
キーＫＥＹ　ｉに対応するデータが記録された磁気ディ
スク装置上のレコード番号でなるポインタＰＮＴｉがエ
ントリＥ　Ｎ　Ｔ　ｉとして記録されている。

また節Ｎ０ＤＥの場合、ページフォーマットＦＭＴＯの
ページタイプエリアＡＲｔｙｐには［節Ｊを表す識別子
が記憶されており、次の現在のエントリー数エリアＡ　
Ｒｔ、Ｉｒには、現在この節Ｎ０ＤＥに登録されている
キーＫＥＹｉ及びポインタＰＮＴｉでなるエントリＥＮ
Ｔｉ　　（ｉ＝ｌ、２．３）の数が記憶され、また親ベ
ージエリアＡＲＰＡ１１、先行ページエリアＡＲ，□及
び後続ページエリアＡＲＮＸＴには、それぞれ親節（こ
の場合は根ＲＯＯＴ）のページ番号、先行する節Ｎ０Ｄ
Ｅ及び後続の節Ｎ０ＤＥのページ番号が記憶され、さら
に続く記録エリアＡＲＩＩＥＣには、ポインタＰ　Ｎ　
’Ｆｉとして葉Ｌ　Ｅ　Ａ　Ｆのページ番号が複数記録
されると共に、それぞれのＭ　Ｌ　ｒ＝　Ａ　Ｆ内の最
大の「人名ＪがキーＫＥＹｉとして記録されている。

またさらに根ＲＯＯＴの場合、ページフォーマントＦＭ
ＴＯのページタイプエリアＡＲｔｙｒには「根」を表す
識別子が記憶されており、次の現在のエントリー数エリ
アＡＲｔｓｒには、現在この根ＲＯＯＴに登録されてい
るキーＫＥＹｉ及びポインタＰＮＴｉでなるエントリＥ
ＮＴｉ　　（ｉ＝１．２．３）の数が記憶され、また親
ページエリアＡＲＰＡｌｌ、先行ページエリアＡＲＰ）
Ｉ２及び後続ページエリアＡＲＮＸＴは空白となされ、
さらに続く記録エリアＡＲ□。には、ポインタ））ＮＴ
ｉとして節Ｎ０ＤＥのページ番号が複数記録されると共
に、それぞれの節Ｎ０ＤＥ内の最大の「人名ＪがキーＫ
ＥＹｉとして複数記録されている。

なお根ＲＯＯＴから節Ｎ０ＤＥ及び節Ｎ０ＤＥから葉Ｌ
　Ｅ　Ａ　Ｆに向かうポインタＰＮＴｉは、いわゆるデ
ータベースの検索処理に用いられている。

これに対して例えば後続ベージエリアＡＲＮＫＴに記憶
されている後続の節Ｎ０ＤＥ　（又は葉ＬＥＡＦ）のベ
ージ番号は、先頭節Ｎ０ＤＥ　（又は葉ＬＥＡＦ）から
順に後続する節Ｎ０ＤＥ　（又は葉ＬＥＡＦ）のページ
番号を辿ることにより、鋭部Ｎ０ＤＰ、（又は根ＲＯＯ
Ｔ）に戻ることなく、同一階層の節Ｎ０ＤＥ　（又は葉
ＬＥＡＦ）を順次アクセスし得るようになされ、同様に
先行ベージエリアＡＲｐ＊ｔに記憶されている先行する
節Ｎ０ＤＥ（又は葉ＬＥＡＦ）のページ番号を用いれば
、逆順に順次アクセスし得るようになされている。

また親ページエリアＡＲＰＡＩに記憶されている鋭部Ｎ
０ＤＥ　（又は根ＲＯＯＴ）のページ番号（すなわち節
Ｎ０ＤＥから根ＲＯＯＴ及び葉ＬＥＡＦから節Ｎ０ＤＥ
に向かうポインタ）は、データベース索引の関係を保守
しデータヘースの更新処理に用いられている。

Ｄ発明が解決しようとする問題点 ところが、この鋭部Ｎ０ＤＥ　（又は根ＲＯＯＴ）のペ
ージ番号を用いてデータヘースの更新処理、特にエント
リＥＮＴｉ（キーＫＥＹｉ及びポインタＰＮ’ｒｉの組
み合わせでなる）を削除するとき（すなわち無効な状態
にするとき）、磁気ディスク装置に対して数多くのディ
スクアクセスが発生するという問題がある。

すなわち、人名データベースに設けられたＢ’−ｔｒｅ
ｅ構造のデータベース索引（第５図）においては、例え
ばエントリＥＮＴｉの削除によって、葉ＬＥＡＦを構成
する第６のベージＰ６が削除された場合を考えると、節
Ｎ０ＤＥを構成する第３のベージＰ３は、そのエントリ
ＥＮＴｉが半分以下になるため、節Ｎ０ＤＥを構成する
第４のベージＰ４に併合される。

このとき、葉Ｌ　Ｅ　Ａ　Ｆを構成する第７のベージＰ
７は、鋭部Ｎ　０１）　Ｅが第３のベージＰ３であるた
め、その鋭部Ｎ　ＯＤ　Ｅを第３のベージＰ３から第４
のベージＰ４に更新する必要がある。

従って、この更新においては、磁気ディスク装置から節
Ｎ０ＤＥ又は葉Ｉ−Ｅ　Ａ　Ｆを構成する複数ベージの
読み出しと書き込みが発生し、この結果データベース索
引の更新効率が著しく劣化することを避は得ないという
問題があった。

本発明は以上の点を考慮してなされたもので、従来のＢ
”−ｔｒｅｅ構造のデータベース索引における更新時の
問題を一挙に解決して、エントリの削除等のデータベー
ス索引の更新をより効率的に実行し得るデータベース更
新方法を提案しようとするものである。

Ｅ問題点を解決するだめの手段 かかる問題点を解決するため本発明においては、Ｂ”４
ｒｅｅ構造でなるデータベース索引ＤＢＯの所望のエン
トリＥＮＴｘを削除するデータベース更新方法において
、削除すべきエントリＥＮＴｘのキーＫＥＹｘによる探
索時に、根ＲＯＯＴからの探索履歴をメモリ３上に記録
すると共に、根ＲＯＯＴから探索して最初に到達した葉
ＬＥＡＦに削除すべきエントリＥＮＴ　ｉが存在しない
場合、後続ポインタＡＲｎｘｔ又は先行ポインタＡＲＰ
Ｉえを参照して、削除すべきエントリＥＮＴｘと同じエ
ントリＥＮＴ　ｉが存在する後続葉Ｌ　Ｅ　Ａ　Ｆ又は
先行葉ＬＥＡＦを探索し、そのエントリＥＮＴ　ｉと最
初に到達した葉ＬＥＡＦ内の任意のエントリＥＮＴｉを
交換した後、最初に到達した葉１．．．　Ｅ　Ａ　Ｆ内
で削除すべきエントリＥＮＴｘを削除するようにした。

Ｆ作用 削除すべきエントリＥＮＴｘのキーＫＥＹｘによる探索
時に、最初に到達した葉り、　Ｅ　Ａ　Ｆに削除すべき
エントリＥＮＴｘが存在しない場合にも、葉り、　Ｅ　
Ａ　Ｆから節Ｎ　ＯＤ　ｉＥに戻ることなくエントリＥ
ＮＴ　ｉを削除し得、かくしてエントリＥ　Ｎ　Ｔｉの
削除等のデータベース索引をより効率的に更新し得る。

Ｇ実施例 以下図面について、本発明の一実施例を詳述する。

第１図において、１は全体としてＢ”−ｔｒｅｅ構造の
データベース索引の削除等のデータヘース更新処理を行
うコンピュータシステムを示し、中央処理装置（ＣＰＵ
）２に対して、バスＢＵＳを介してメモリ構成の主記憶
装置３、キーボード４Ａ及びデイスプレィ装置４Ｂでな
る操作部４、磁気ディスク装置５が接続されている。

これにより、例えばキーボード４Ａからのユーザのデー
タヘース更新操作に従って、磁気ディスク装置５に記憶
されている人名データエリアに設けられたＢ”−ｔｒｅ
ｅ構造のデータベース索引ＤＢＯ（第５図）を読み出し
、エントリの削除等のデータエリアの更新処理を行うよ
うになされている。

なおこの場合、根ＲＯＯＴ、節Ｎ０ＤＥ及び葉＋−Ｅ　
Ａ　Ｆは、それぞれ第７図との対応部分に同一符号を付
した第２図に示すように、親ページエリアＡＲＰＡＲを
廃止したページフォーマットＦＭＴ１でなり、このため
第３図に示すデータベース更新処理プログラムＳＰＩを
実行して、データベース索引ＤＢＯを更新する際には、
根ＲＯＯＴから節Ｎ０ＤＥ及び節Ｎ０ＤＥから葉ＬＥＡ
Ｆをアクセスする履歴を記録するようになされている。

この実施例の場合、上述の１ＲＯＯＴから節Ｎ０ＤＥ及
び節Ｎ０ＤＥから葉ＬＥＡＦをアクセスする履歴は、主
記憶装置３のメモリ上に設けられたログバッファＬＯＧ
　（第４図（Ａ））に保持するようになされ、また実際
上データベース更新処理プログラムＳＰＩを実行する際
には、内部レジスタＲＯ（第４図（Ｂ））　、第１及び
第２のワークバッファＢＵＦＯ及びＢＵＦＩ　　（第４
図（Ｃ）及び（Ｄ））が用いられている。

このログバッファＬＯＧは、例えば１ワードでなり、次
にページ番号を書き込む位置を示すカレントログポイン
トＬＯＧ　Ｉ　ＤＸとそれぞれ１ワードでなり、ページ
番号が順次書き込まれるページ番号エリアＬＯＧ　１、
ＬＯＧ２、ＬＯＧ３、・・・・・・とでなる。

また内部レジスタＲＯには、キーＫＥＹｉ及びポインタ
ＰＮＴｉでなるエントリＥＮＴｉを格納するキーエリア
ＲＯＫＥＹ及びポインタエリアＲＯＰＮＴを有してなり
、例えばユーザから指定された削除すべきエントリＥ　
Ｎ　Ｔ、　ｘ等を保持するようになされている。

さらに第１及び第２のワークバッファＢＵＦＯ及びＢＵ
ＦＩは、同様の構成でなり、データベース更新処理プロ
グラムＳＰＩの処理の中で、使用される所定のページを
読み出してデータエリアＢＯＤＴ及びＢｚｊｒに保持し
、またそのページ番号をページ番号エリアＢＯＰＡＧＥ
及びＢＩＰＡＧＥに記憶すると共に、例えば処理の中で
アクセスされたエントリＥＮＴｉの位置を現在エントリ
ＢＯＩＮＤ及びＢＬＩＮＤに記憶するようになされてい
る。

かくして、例えばユーザがキーボード４Ａを用いて、任
意のエントリＥＮＴ　ｉを削除するデータヘース更新操
作を行うと、ＣＰＵ２は上述のログバッファＬ　ＯＧ、
内部レジスタＲＯ，第１及び第２のワークバッファＢＵ
ＦＯ及びＢＵＦＩを用いて、第３図に示す、データベー
ス更新処理プログラムｓｐｔを実行する。

すなわち、ＣＰＬＩ２はデータベース更新処理プログラ
ムＳＰＩに入って、次のステップＳＰ２において、ユー
ザから入力された削除すべきエントリＥＮＴｘを内部レ
ジスタＲＯに格納し、続くステップＳＰ３において、こ
のＢ”−ｔｒｅｅでなるデータベース索引ＤＢＯの根Ｒ
ＯＯＴページを第１のワークバッファＢＵＦＯのデータ
エリアＢＯＤＴに読む。

このとき第１のワークバッファＢＵＦＯの、ページ番号
エリアＢＯＰＡ、ＧＥには、その根Ｒ○ＯＴページのペ
ージ番号が格納される。

続いてＣＰＵ２は、次のステップＳＰ４において、この
根ＲＯＯＴページのページ番号をログバッファＬＯＧに
格納すると共に、カレントログポイン）ＬＯＧＩＤＸを
次にページ番号を格納する位置を示すように更新した後
、続くステップＳＰ５に移る。

ステップＳＰ５においてＣＰＵ２は、第１のワークバッ
ファＢＵＦＯのデータエリアＢＯＤＴに読み込まれたペ
ージの記録エリアＡＰＲＥＣを参照して、内部レジスタ
ＲＯに格納された削除すべきエントリＥＮＴｘのキーＫ
ＥＹｘ以上で、かつ最小のキーＫＥＹ　ｉを持つエント
リＥＮＴｉを現在エントリＢＯＩＮＤを用いて探索する
。

続いてＣＰＵ２はステップＳＰ６において、第１のワー
クバッファＢＵＦＯのデータエリアＢＯＤＴに読み込ま
れたページのページタイプエリアＡＲｒｖｐを参照して
、このページが葉ＬＥＡＦか否かを判断し、否定結果を
得ると、ステップＳＰ７に移って上述のステップＳＰ５
において探索されたエントリＥＮＴ　ｉのポインタＰＮ
Ｔｉが示すページを第１のワークバッファＢＵＦＯのデ
ータエリアＢＯＤＴへ読み込む。

なおこのとき第１のワークバッファＢＵＦＯの、ページ
番号エリアＢＯＰＡＧＥには、読み込まれたページのペ
ージ番号が格納される。

続いてＣＰＵ２は、次のステップＳＰ８において、読み
込んだページのページ番号をログバッファＬＯＧに格納
すると共に、カレントログポイントＬＯＧ■ＤＸを次に
ページ番号を格納する位置を示すように更新した後、上
述のステップＳＰ５に戻る。

このようにして、ＣＰＵ２はステップ５Ｐ５ＳＰ６−３
Ｐ７−３Ｐ８の処理ループを実行することにより、内部
レジスタＲＯに格納されたエントリＥＮＴｘのキーＫＥ
Ｙｘに基づいて、順次根ＲＯＯＴのページから節Ｎ０Ｄ
Ｅのページ及び節Ｎ０ＤＥのページから葉ＬＥＡＦのペ
ージを探索し、やがてステップＳＰ６において肯定結果
を得る、すなわち葉ＬＥＡＦのページまで探索したこと
を検出すると、ＣＰＵ２は次のステップＳＰ９において
、第１のワークバッファＢＵＦＯの内容を第２のワーク
バッファＢＵＦＩにコピーする。

続いてＣＰＵ２はステップ５ｐｉｏにおいて、第２のワ
ークバッファＢＵＦＩのページの３己！ＪエリアＡＲ□
０を参照して、内部レジスタＩマ０に格納された削除す
べきエントリＥ　Ｎ　Ｔｘと同しキーＫＥＹｘ及びポイ
ンタＰＮＴｘでなるエントリＥＮＴｉが存在するか否か
を現在エントリＢ１ｆＮＤを更新しながら探索し、否定
結果を得るとステップ５ＰＩＩに移って、第２のワーク
バッファＢＵＦＩのページの後続ページエリアＡＲＮｘ
ｒを参照して、後続の葉ＬＥＡＦベージを第２のワーク
バッファＢＵＦ　ｌのデータエリアＢＩＤＴに読み込ん
だ後、再度この後続の葉ＬＥＡＦベージについてステッ
プ５ＰＩＯを実行する。

このステップ５ＰＩＯで肯定結果を得るとくすなわち、
第２のワークバッファＢＵＦＩに読み込んだページに削
除すべきエントリＥＮＴｘと同じキーＫＥＹｘ及びポイ
ンタＰＮＴｘでなるエンド’ＪＥＮＴｉが存在すること
を示す）　、ＣＰＵ２はステップ５Ｐ１２に移って、第
１のワークバッファＢＵＦＯ及び第２のワークバッファ
ＢＵＦＩのそれぞれのページ番号エリアＢＯＰＡＧＥ及
びＢＬＰＡＧＥが一致しているか否か、すなわち、削除
すべきエントリＥＮＴｘと同じエントリＥＮＴｉが存在
するページが、上述のステップ５Ｐ５−３Ｐ６−３Ｐ７
−３Ｐ８で示す探索処理で、最初に到達した葉ＬＥＡＦ
ベージか否かを判断する。

ＣＰＵ２は、ここで否定結果を得ると（すなわちこのこ
とは、削除すべきエントリＥＮＴｘと同じエントリＥＮ
Ｔ　ｉが存在するページが最初に到達し、？、：ｇＬＥ
ＡＦページと異なることを示す）、続くステップ５Ｐ１
３に移って、第１のワークバッファＢＵＦＯの現在エン
トリＢＯＩＮＤが示すエントリＥＮＴｉの内容（実際上
、現在エントリＢＯＩＮＤは内部レジスタＲＯに格納さ
れた削除すべきエントリＥＮＴｘのキーＫＥＹｘ以上で
、かつ最小のキーＫＥＹｉを持つエントリＥＮＴｉの位
置を示している）を、第２のワークバッファＢＵＦ　１
の現在エントリＢＬＩＮＤが示す位置にコピーする。

ＣＰＵ２は続くステップ５Ｐ１４において、第２のワー
クバッファＢＵＦＩのデータエリアＢＩＤＴの内容を、
ページ番号エリアＢ　Ｉ　ＰＡＧＥのページ番号が示す
磁気ディスク装置５の位置に書き、次のステップ５Ｐ１
５において、内部レジスタＲＯに格納された削除すべき
エントリＥＮＴｘの内容を、第１のワークバッファＢＵ
Ｆ　Ｏの現在エントリＢＯＩＮＤが示す位置にコピーし
た後、ステップ５ＰＩ６に移る。

このようにしてＣＰＵ２は、最初に到達した葉Ｌ　Ｅ　
Ａ、　Ｆのページに削除するエントリＥＮＴｘが存在し
ないとき、後続の葉ＬＥＡＦページを参照して得た削除
するエントリＥＮＴｘと、最初に到達した葉Ｌ　Ｅ　Ａ
　ＦのページのエントリＥＮＴ　ｉを書き換えるように
なされている。

なおＣＰＵ２は、上述のステップ５Ｐ１２で肯定結果を
得ると（すなわちこのことは、削除すべきエントリＥＮ
Ｔｘと同じエントリＥＮＴ　ｉが存在するページが最初
に到達した葉ＬＥＡＦページであることを示す）、続く
ステップ５Ｐ１６に移る。

ＣＰＵ２はステップ５Ｐ１６において、第１のワークバ
ッファＢＵＦＯの現在エントリＢＯＩＮＤが示す内容、
すなわちユーザから指定された削除すべきエントリＥＮ
Ｔｘを削除すると共に、第１のワークバッファＢＵＦＯ
のデータエリアＢＯＤＴに読み込まれたページの現在の
エントリ数エリアＡＲい、の内容をデクリメントした後
、続くステップ５Ｐ１７４こおいて、第１のワークバッ
ファＢＵＦＯのデータエリアＢＯＤＴに読み込まれたペ
ージのページタイプエリアＡＲＴ□を参照して、このペ
ージが根ＲＯＯＴページか否かを判断し、否定結果を得
ると次のステップ５ＰＩ８に移る。

ステップ５Ｐ１８において、ＣＰＵ２は第１のワークバ
ッファ）３　ｔＪ　Ｆ　ＯのデータエリアＢＯＤＴに読
み込まれたページの現在のエン１−り数エリアＡＲＥＮ
ｔを参照して、現在のエントリ数が半分以下かを判断し
、肯定結果を得ると、続（ステップ５Ｐ１９において第
１のワークバッファＢ　Ｕ　Ｆ”　０のデータエリアＢ
ＯＤＴに読み込まれたページの後続ページエリアＡＲＮ
Ｘアを参照して、後続のページを第２のワークバッファ
ＢＬＩＦ　１のデータエリアＢＩＤＴに読み込み、次の
ステップＳ　Ｐ　２０において、データエリアＢＩＤＴ
に読み込まれたページの現在のエントリ数エリアＡＲａ
＋＜ｒを参照して、第１のワークバッファＢＵＦ　Ｏの
エントリＥＮＴｉが入るか否かを判断する。

ＣＰＵ２はここで肯定結果を得ると、続くステップＳＰ
２１において、第１のワークバッファＢＵＦＯのエント
リＥＮＴ　ｉを第２のワークバッファＢＵＦ　Ｉへ挿入
し、次のステップＳＰ２２において、第２のワークバッ
ファＢＬＩＦＩのデータエリアＢＩＤＴの内容を、ペー
ジ番号エリアＢＩＰＡＧＥのページ番号が示す磁気ディ
スク装置５の位置に書く。

ＣＰＵ２は続くステップ５Ｐ２３において、第１のワー
クバッファＢＵＦＯのエントリＥＮＴｉＯ内、最大エン
トリＩＥＮＴｉを内部レジスタＲＯに格納した後、ステ
ップ５Ｐ２４においてログバッファＬＯＧを参照して、
１段だけ根ＲＯＯＴに近いページのページ番号を得て、
これを第１のワークバッファＢＵＦＯのデータエリアＢ
ＯＤＴに読み込む。

続いてＣＰＵ２はステップＳ　ｌ）　２５において、第
１のワークバッファＢＵＦＯの中で内部レジスタＲＯと
同しエントリＥＮＴｉを探索し、そのエントリＥＮＴｉ
を第１のワークバッファＢＵＦＯの現在エンドすＢＯＩ
ＮＤに書き込み、Ｊ：述のステップ５Ｐ１６に戻る。

このようにして、ＣＰ　ｔＪ　２は」−述のステップ５
Ｐ１６−３Ｐ１７−３Ｐ１８−３Ｐ１９−３Ｐ２０−５
Ｐ２１−３Ｐ２１−３Ｐ２３−３Ｐ２４−３Ｐ２５の処
理ループを実行することにより、ユーザから指定された
エントリＥＮＴｘを削除した後、葉Ｌ　Ｅ　Ａ　Ｆや節
Ｎ０ＤＥページのエントリ数が半分以下になった場合は
、残りのエントリを後続の葉ＬＥＡＦや節Ｎ０ＤＥのペ
ージに挿入可能な場合にのみ挿入した後、エン］・すＥ
ＮＴｘを削除した葉ＬＥＡＦや節Ｎ０ＤＥページを無効
にし、全体として同一階層における葉ＬＥＡＦや節Ｎ０
ＤＥの保守更新処理を実行するようになされている。

またＣＰＵ２は上述のステップ５Ｐ１７において肯定結
果を得た場合、さらにＬ述のステップ５Ｐ１８又はステ
ップ５Ｐ２０において否定結果を得た場合にはステップ
５Ｐ２６に移る。

このステップ５Ｐ２６においてＣＰＵ２は、第■のワー
クバッファＢＵＦＯのデータエリアＢＯＤＴの内容を、
ページ番号エリアＢ　０ＰＡＧＥのページ番号が示す磁
気ディスク装置５の位置に書く。

続いてＣＰＵ２は、次のステップ５Ｐ２７において、上
述のステップＳＰＩ　６において削除した第１のワーク
バッファＢＵＦＯのエントリＥＮＴｉが、最大エントリ
か否かを判断し肯定結果を得ると、続くステップ５Ｐ２
８において、第１のワークバッファＢＵＦＯのデータエ
リアＢＯＤＴに読み込まれたページのページタイプエリ
アＡＲＴＶ＃−を参照して、このページが根ＲＯＯＴペ
ージか否かを判断し、否定結果を得ると次のステップ５
Ｐ２９に移る。

ステップ５Ｐ２９において、ＣＰＵ２は内部レジスタＲ
Ｏに第１のワークバッファＢＵＦＯのデータエリアＢＯ
ＤＴに読み込まれたページの現在の最大エントリＥＮＴ
ｉを格納し、次のステップＳＰ３０において、ログバッ
ファＬ　ＯＧを参照して、１段だけ根ＲＯＯＴに近いペ
ージのページ番号を得て、これを第１のワークバッファ
ＢＵＦＯのデータエリアＢＯＤＴに読み込む。

続いてＣＰＵ２は、ログバッファＬＯＧを参照して、１
段だけ１ＲＯＯＴから遠いページのページ番号を得、こ
のページ番号をポインタＰＮＴｉに持つエントリＥＮＴ
　ｉのキーＫＥＹｉを内部レジスタＲＯに格納されてい
るキー値と交換した後、次のステップ５Ｐ３２において
、第１のワークバッファＢＵＦＯのデータエリアＢＯＤ
Ｔの内容を、ページ番号エリアＢＯＰＡＧＥのページ番
号が示す磁気ディスク装置５の位置に書く。

この後ＣＰＵ２は、次のステップ５Ｐ３３に移って、上
述のエントリＥＮＴ　ｉの変更処理が、最大エントリに
ついての変更か否かを判断し、肯定結果を得ると上述の
ステップ５Ｐ２８に戻って、ステップ５Ｐ２９−３Ｐ３
０−３Ｐ３１−３Ｐ３２−３Ｐ３３の処理ループを実行
し、このようにして、削除又は変更されたエントリＥＮ
Ｔｉが葉り巳ＡＦ又は節Ｎ０ＤＥのページ内の最大エン
トノの場合に、その−以上の節Ｎ０ＤＥ又はｌ’１Ｒ０
０′Ｆについて、エントリＥＮＴｉのキ〜ＫＥＹｉの変
更を行うようになされている。

なお上述のステップ５Ｐ２７又はステップ５Ｐ３３にお
いて否定結果を得た場合、またはステップ５Ｐ２Ｂにお
いて肯定結果を得た場合には、ＣＰＵ２はステップＳＰ
３４に移って、当該データヘース史新処理プログラムＳ
Ｐ１を終了するようになされている。

以上の方法において、例えば第５図に示す、人名データ
エリアに設けられたＢ”−ｔｒｅｅ構造のデータヘース
索引ＤＢＯにおいて、ユーザから削除すべきエントリＥ
ＮＴｘのキーＫＥＹｘ及びポインタＰ　Ｎ　Ｔｘとして
、「佐藤、Ｒ７Ｊが指定されると、ＣＰＵ２は上述のデ
ータヘース更新プログラムＳＰＩから人って、ステップ
ＳＰ２において、内部レジスタＲＯに削除すべきエント
リＥＮＴｘとして、［佐藤、Ｒ７Ｊを格納した後、次の
ステップＳＰ３において、根ＲＯＯＴページとして第１
ページＰｉを、第１のワークバッファＢＩＪＦＯのデー
タエリアＢＯＤＴに読み込み、続くステップＳＰ４にお
いて、このページ番号Ｐ１をログバッファＬＯＧに格納
する。

続いてＣＰＵ２はステップＳＰ５において、内部レジス
タＲＯに格納された削除すべきエントリＥＮＴｘのキー
ＫＥＹｘ　（すなわち「佐藤」）以上で、かつ最小のキ
ーＫＥＹｉを持つエントリＥＮＴｉを現在エントリＢＯ
ＩＮＤを用いて探索し、この場合探索結果でなるエント
リＥＮＴｉとして「佐藤、Ｐ４Ｊを得、現在エントリＢ
０１ＮＤには、このエントリＥＮＴｉｒ佐応、Ｐ４Ｊを
示す値「３」が設定される。

さらにＣＰＵ２は、第１のワークバッファＢＵＦＯに読
み込んだ第１ページＰ１が、根ＲＯＯＴであるため、続
くステップＳＰ６において否定結果を得、次のステップ
ＳＰ７において、探索されたエントリＥＮＴｉのポイン
タＰＮＴｉが示ずページ、すなわち第４ベージＰ４を、
第１のワークバッファＢＵＦＯのデータエリア＋３０　
Ｄ　Ｔに３売み込み、続くステップＳＰ８において、こ
のページ番号Ｐ４をログバッファＬ　ＯＧに格納する。

続いてＣＰＵ２は再度ステップＳＰ５において、新たに
読み出した第４ベージＰ４について、内部レジスタＲＯ
に格納された削除すべきエントリＥＮＴｘのキーＫＥＹ
ｘ　（すなわら「佐藤」）以上で、かつ最小のキーＫＥ
Ｙ　ｉを持つエントリＥＮＴｉを現在エントリＢＯＩＮ
Ｄを用いて探索する。

この場合探索結果でなるエントリＥＮＴ　ｉとして［−
佐藤、Ｐ８Ｊを得、現在エントリＢＯＩＮＤには、この
エントリＥＮＴｉｒ佐藤、Ｐ８Ｊを示す値「２」が設定
される。

さらにＣＰＵ２は、第１のワークバッファＢ［ＪＦＯに
読み込んだ第４ページＰ４が、節Ｎ０ＤＢであるため、
続くステップＳＰ６において、再度否定結果を得、次の
ステップＳＰ７において、探索されたエントリＥＮＴ　
ｉのポインタＰＮＴｉが示すページ、すなわち第８ペー
ジＰ８を、第１のワークバッファＢＵＦＯのデータエリ
アＢＯＤＴに読み込み、続（ステップＳＰ８において、
このページ番号Ｐ８をログバッファＬＯＧに格納する。

続いてＣＰ　ｔＪ　２は、さらにステップＳＰ５におい
て、新たに読み出した第８ページＰ８について、内部レ
ジスタＲＱに格納された削除すべきエントリＥＮＴｘの
キーＫＥＹｘ　（すなわち「佐藤１）以上で、かつ最小
のキーＫＥＹ　ｉを持つエントリＥＮＴ　ｉを現在エン
トリＢＯＩＮＤを用いて探索する。

この場合探索結果でなるエントリＥＮＴ　ｉとして「佐
藤、Ｒ３Ｊを得、現在エントリＢＯＩＮＤには、このエ
ントリＥＮＴｉｒ佐藤、Ｒ３Ｊを示す値「１」が設定さ
れる。

さらにＣＰＵ２は、第１のワークバッファＢＵＦＯに読
み込んだ第８ページＰ８が、葉Ｌ　ＥΔＦであるため、
続くステップＳＰ６において、肯定結果を得、次のステ
ップＳＰ９において、第１のワークバッファＢ　ｔＪ　
Ｆ　Ｏの内容を第２のワークバッファＢ［ＪＦＩにコピ
ーする。

続いてＣＰＵ２はステップ５ＰＩＯにおいて、第２のワ
ークバッファＢＵＦ　ｌの第８ページＰ８の記録エリア
ＡＲ□。を参照して、内部レジスタＲＯに格納された削
除すべきエントリＩ”、　Ｎ　Ｔ　ｘ、すなわち「佐藤
、Ｒ７Ｊと同じエントリＥＮＴｊが存在するか否かを現
在エントリＢＬＩＮＤを更新しながら探索する。

この場合、削除すべきエントリＥＮＴｘ　ｒ佐藤、Ｒ７
Ｊと同じエントリＥＮＴ　ｉが存在しないため否定結果
を得、ステップ５ＰＩＩに移って、第２のワークバッフ
ァＢＵＦ　１の第８ページＰ８の後続ページエリアＡＲ
Ｍ）ＩＴを参照して、後続の葉ＬＥＡＦベージ、すなわ
ち第７ベージＰ７を第２のワークバッファＢＵＦＩのデ
ータエリアＢ　Ｉ　ＤＴに読み込んだ後、再度この第７
ベージＰ７についてステップ５ＰＩＯを実行する。

この第７ベージＰ７においては、削除すべきエントリＥ
ＮＴｘ　ｒ佐藤、Ｒ７Ｊと同じエントリＥＮＴｉが存在
するため、ＣＰＵ２はステップ５Ｐ１０で肯定結果を得
、続くステップ５Ｐ１２に移る。

なおこのとき、第２のワークバッファＢＵＦＩの現在エ
ントリＢｌ！ＮＤは、削除すべきエントリＥＮＴｘ　ｒ
佐藤、Ｒ７Ｊと同じエントリＥＮＴｉの位置を示す値「
３Ｊが設定される。

続いてｃｐｕ２は、第１のワークバッファＢＬＩＦＯ及
び第２のワークバッファＢＵＦ　１の、各ページ番号エ
リアＢＯＰＡＧＥ及びＢ　Ｉ　ＰＡＧＥには、それぞれ
第８ページＰ８及び第７ベージＰ７のページ番号が設定
されているため、次のステップ５Ｐｉ２において、否定
結果を得、続くステップＳ　Ｐ　ｌ　３に移る。

このステップ５Ｐ１３において、ＣＰＵ２は第１のワー
クバッファＢＬＩＦＯの現在エントリ８０１ＮＤが示す
内容、すなわちエントリＥＮＴｉｒ佐藤、Ｒ３Ｊを、第
２のワークバッファＢＵＦＩの現在エントリＢＩＩＮＤ
が示す位置、すなゎらエントリＥＮＴｉｒ佐胚、Ｒ７Ｊ
の位置にコピーした後、次のステップ５Ｐ１４において
、第２のワークバッファＢＵＦ　１のデータエリアＢＩ
ＤＴの内容を、ページ番号エリアＢ　Ｉ　ＰＡＧＥのペ
ージ番号が示す磁気ディスク装置５の位置、すなわち第
７ベージＰ７の位置に書く。

続いてＣＰＵ２は次のステップ５Ｐ１５において、内部
レジスタＲＯに格納された削除すべきエントリＥＮＴｘ
の内容「佐藤、Ｒ７Ｊを、第１のワークバッファＢＵＦ
Ｏの現在エントリＢＯＩＮＤが示ず位置、すなわちエン
トリＥＮＴｉ　ｒ住込、Ｒ３、、Ｊの位置にコピーし、
このようにして、最初に到達した葉ＬＥＡＦでなる第８
ページＰ８に削除するエントリＥＮＴｘが存在しないと
き、後続の葉１．　Ｅ　Ａ　Ｆでなる第７ベージＰ７を
参照して得た削除するエントリＥＮＴｘと、最初に到達
した第８ページのエントリＥＮＴｉを書き換えるように
なされている。

ＣＰＵ２は続くステップ５Ｐ１６において、第１のワー
クバッファＢＵＦＯの現在エントリＢＯＩＮＤが示ずエ
ントリＥＮＴｉｒ佐込、Ｒ７Ｊを削除する。

さらにＣＰＵ２は続くステップ５Ｐ１７において、第１
のワークバッファＢＵＦＯに読み込まれている第８ペー
ジＰ８が、葉ＬＥＡＦベージのため否定結果を得、次の
ステップ５Ｐ１８において、第８ページＰ８のエントリ
数が値「２」のため、ステップ５Ｐ２６に移って、第１
のワークバッファＢＵＦＯのデータエリアＢＯＤＴの内
容を、ページ番号エリアＢ　ＯＰＡＧＥのページ番号が
示す磁気ディスク装置５の位置、すなわち第８ベージＰ
８の位置に書く。

続いてＣＰＵ２は、上述のステップ５Ｐ１６で削除した
第８ベージＰ８のエントリＥＮＴｉｒ佐藤、Ｒ７Ｊが、
最大エントリであることにより、ステップ５Ｐ２７にお
いて肯定結果を得、これによりステップ５Ｐ２８に移り
、ここで第１のワークバッファＢＵＦＯのデータエリア
ＢＯＤＴの内容、すなわち第８ベージＰ８が葉ＬＥＡＦ
ベージであるため否定結果を得、次のステップＳＰ２９
に移る。

このステップ５Ｐ２９においては、内部レジスタＲＯに
第８ページＰ８の新たな最大エン＋−’Ｊ　ＥＮＴｉす
なわち「佐々木、Ｒ１１」を格納し、続くステップ５Ｐ
３０において、ログバッファＬＯＧを参照して、１段だ
け根ＲＯＯＴに近いページのページ番号、すなわち第４
ベージＰ４を得て、これを第１のワークバッファＢＵＦ
ＯのデータエリアＢＯＤＴにＳ売み込む゛。

続いてＣＰＵ２はステップＳＰ３１において、ログバッ
ファＬＯＧを参照して、１段だけ根ＲＯＯＴから遠いペ
ージのページ番号、すなわち第８ベージＰ８を得、この
ページ番号をポインタＰＮ゛Ｙ″ｊに持つエンｈ’ＪＥ
ＮＴｉｒ佐藤、Ｐ８ＪのキＫＥＹｉｒ佐藤」を内部レジ
スタＲＯに格納さ・れているキー値「佐々木」と交換し
た後、次のステップ５Ｐ３２において、第１のワークバ
ッファＢ［ＪＦＯのデータエリアＢＯＤＴの内容を、ペ
ージ番号エリアＢＯＰＡＧＥのページ番号が示す磁気デ
ィスク装置５の位置、すなわち第４ページの位置に書く
。

この１ｃＰＵ２は、次のステップ５Ｐ３３に移って、上
述の第４ページＰ４のエントリＥＮＴ　ｉの変更処理が
、最大エントリについての変更であるため、次のステッ
プ５Ｐ３３に移って肯定結果を得て、上述のステップ５
Ｐ２８に戻り、ここで第１のワークバッファＢＵＦＯの
データエリアＢＯＤＴの内容、すなわち第４ベージＰ４
が節Ｎ。

ＤＥページであるため否定結果を得、次のステップ５Ｐ
２９に移る。

ＣＰＵ２は、上述と同様にステップ５Ｐ２９において、
内部レジスタＲＯに第８ベージｌ）　８の新たな最大エ
ントリＥＮＴ　ｉすなわち「佐々木、Ｒ８」を格納し、
続くステップＳ　Ｐ　３’　０において、ログバッファ
ＬＯＧを参照して、１段だけ根Ｒ○ＯＴに近いページの
ページ番号、すなわち第１ページＰＩを得て、これを第
１のワークバッファＢＵＦＯのデータエリアＢＯＤＴに
読み込む。

続いてＣＰＵ２はステップＳＰ３１において、ログバッ
ファ■、ＯＧを参照して、１段だけ根Ｒ００Ｔから遠い
ページのページ番号、すなわち第４ページＰ４を得、こ
のページ番号をポインタＩ）　ＮＴｉに持つエントリＥ
ＮＴｉｒ佐藤、Ｐ４ＪのキＫＥＹｉｒ佐ｉＪを内部レジ
スタＲＯに格納されているキー値「佐々木」と交換した
後、次のステップ５Ｐ３２において、第１のワークバッ
ファＢＵＦＯのデータエリアＢＯＤＴの内容を、べ一ジ
番号エリアＢＯＰＡＧＥのページ番号が示す（ｆｉ気デ
ィスク装置５の位置、すなわち第１ページの位置に書く
。

この後ＣＰＵ２は、次のステップ５Ｐ３３に移って、上
述の第１ページＰ１のエントリＥＮＴｉの変更処理が、
最大エントリについての変更ではないため否定結果を得
、当該データベース更新処理プログラムＳＰＩを終了す
る。

このようにして、第５図に示す、人名データヘースに設
けられたＢ”−ｔｒｅｅ構造のデータベース索引におい
て、ユーザから削除すべきエントリＥＮＴｘのキーＫＥ
Ｙｘ及びポインタＰＮＴｘとして、［佐藤、Ｒ７Ｊが指
定されると、ＣＰＵ２は上述のデータベース更新プログ
ラムＳＰＩを実行して、ユーザから指定された削除すべ
きエントリＥＮＴＸ、すなわち［佐藤、Ｒ７Ｊを探索し
て削除し、この後第６図に示すように、Ｅ３”−ｔｒｅ
ｅ構造のデータベース索引ＤＢＩを更新するようになさ
れている。

以上の方法によれば、ユーザによって指定された削除す
べきエントリのキーによる探索時に、根からの探索履歴
をメモリ上に記録すると共に、根から探索して最初に到
達した葉に削除すべきエントリが存在しない場合、後続
ポインタを参照して該当するエントリが存在する葉を探
索し、そのエントリと最初に到達した葉内の任意のエン
トリを交換した後、最初に到達した葉内で削除すべきエ
ントリを削除するようにしたことにより、！′１１節（
又は根）ポインタ等の特別なポインタを用いることなく
容易にデータベース索引の所望のエントリを削除すると
共に、葉、節及び根の併合、削除等のＢ”−ｔｒｅｅの
データベース索引の保守を効率的に処理できる。

なお上述の実施例においては、根から探索して最初に到
達した葉に削除すべきエントリが存在しない場合、後続
ポインタを参照して該当するエントリが存在する葉を後
続の葉から探索するようにしたが、これに代え、データ
ベース索引の構成に応じて、先行ポインタを参照して、
先行する葉から探索するようにしても上述の実施例と同
様の効果を実現できる。

さらに上述の実施例においては、本発明を根、節及び葉
の３階層でなるＢ”−ｔｒｅｅ構造でなるデータベース
索引の更新処理に適用したが、節はこれに限らず、複数
階層でも良い。

また上述の実施例においては、根、節及び葉のそれぞれ
の最大エントリ数を３個にした場合について述べたが、
最大エントリ数はこれに限らず、３個以上又は３個以下
でも良く、さらに根、節及び葉の最大エントリ数が同一
でないＢ”−ｔｒｅｅ構造のデータベース索引に適用し
ても上述の実施例と同様の効果を実現できる。

Ｈ発明の効果 上述のように本発明によれば、Ｂ’−ｔｒｅｅ構造でな
るデータベース索引の所望のエントリを削除するデータ
ベース更新方法において、削除すべきエントリのキーに
よる探索時に、根からの探索履歴をメモリ上に記録する
と共に、根から探索して最初に到達した葉に削除すべき
エントリが存在しない場合、後続ポインタ又は先行ポイ
ンタを参照して該当するエントリが存在する葉を探索し
、そのエントリと最初に到達した葉内の任意のエントリ
を交換した後、最初に到達した葉内で削除すべきエント
リを削除するようにしたことにより、組節（又は根）ポ
インタ等の特別なポインタを用いろことなく容易にデー
タベース索引の所望のエントリを削除し得ると共に、葉
、節及び根の併合、削除等のＢ”−ｔｒｅｅ構造のデー
タベース索引の保守を効率的に処理し得るデータベース
更新方法を実現できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例によるデータベース更新方法
が搭載されたコンピュータシステムを示すブロック図、
第２図は実施例によるＢ’−ｔｒｅｅ構造でなるデータ
ベース索引の各ページフォーマットを示す路線図、第３
図（Ａ）及び（Ｂ　）はデータヘース更新処理プログラ
ムを示すフローチャート、第４図はそのデータヘース更
新処理プログラムを実行する際に用いるメモリの説明に
供する路線図、第５図はＢ’４ｒｅｅ構造でなるデータ
ヘース索引を示す路線図、第６図はデータヘース更新処
理後のデータヘース索引を示す路線図、第７図は従来の
データヘース索引の各ページフォーマットを示ず路線図
である。 ■・・・・・・コンピュータシステム、２・・・・・・
ＣＰＵ、３・・・・・・主記憶装置、４・・・・・・操
作部、５・・・・・・磁気ディスク装置。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 Ｂ＾＋−ｔｒｅｅ構造でなるデータベース索引の所望の
   エントリを削除するデータベース更新方法において、 上記削除すべきエントリのキーによる探索時に、根から
   の探索履歴をメモリ上に記録すると共に、上記根から探
   索して最初に到達した葉に上記削除すべきエントリが存
   在しない場合、後続ポインタ又は先行ポインタを参照し
   て、上記削除すべきエントリと同じエントリが存在する
   後続葉又は先行葉を探索し、当該エントリと最初に到達
   した葉内の任意のエントリを交換した後、最初に到達し
   た葉内で上記削除すべきエントリを削除するようにした
   ことを特徴とするデータベース更新方法。