JPH03282966A - ハッシュエントリ領域管理方法 - 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】 〔目次〕 概要 産業上の利用分野 従来の技術（第６図） 発明が解決しようとする課題 課題を解決するための手段（第１図） 作用 実施例（第２図〜第５図） 発明の効果 〔概要〕 ハツシュエントリ領域管理方法に関し、データ領域を拡
張してもハツシュ論理を変更することなく管理すること
を目的とし、 入力された目的キー値によりハツシング処理を行ってア
クセス先のブロック番号を得るハツシング処理手段を有
するハツシュエントリ領域管理方法において、複数のブ
ロック区分を有する１次エントリ領域と、１次エントリ
領域と同一の数のブロック区分を有する２次エントリ領
域を設け、１次エントリ領域のブロック番号のブロック
区分に格納できないデータを、２次エントリ領域の同じ
ブロック番号のブロック区分に格納するように管理する
よう構成する。

〔産業上の利用分野〕

本発明はハツシュエントリ領域管理方法に関し、特にデ
ータベースにおけるデータへのエントリに使用する応用
プログラムのハツシュ論理に影響を与えることなく、デ
ータ領域の拡張を可能にするようにしたものである。

〔従来の技術〕

ハツシュエントリはデータをデータベースに格納すると
きの手法の１つであり、データの属性にとられれずに無
作為に、平均的に各ブロックに格納される論理である。

例えば第６図に示す如く、データ領域１．２に形成され
たブロック０．１．２．３をハツシュの論理によりデー
タエントリされるエントリ範囲とすると、各ブロックＯ
〜３に略平均的にデータエントリされるように構成され
ている。

〔発明が解決しようとする課題〕 ところで、従来のハツシュエントリでは、エントリがオ
ーバフローするとき、新しくブロックを追加して、例え
ば第６図の例ではデータ領域３のブロック４を追加して
、ハツシュのエントリ範囲を拡張することが必要である
。このような場合、最初はエントリ範囲がブロック０〜
３０４個のブロックだったものがブロック０〜４の５個
の範囲に拡張されることになるので、このハツシュの範
囲が変化するため応用プログラム内のハツシュ論理をこ
れに応じて変更することが必要であった。

更に、この拡張された各ブロックＯ〜４内のデータを、
この変更後のハツシュ論理にしたがって、各ブロックに
データが平均的に格納するように格納しなおすことが必
要であった。

このため、７度全データを吸い上げて格納しなおすため
、再格納処理中はデータベースが運用停止となり、この
再格納処理中にエラーの発生もあり得るのでこのハツシ
ュ論理の変更に際しての信顧性の確認も必要となり、し
かもこの再格納処理のための費用も必要となるなど、利
用者に対する影響が多大であった。

したがって本発明の目的は、応用プログラムのハツシュ
論理を変更することなく、必要なデータ領域の追加を可
能とするハツシュエントリ領域管理方法を提供すること
である。

〔課題を解決するための手段〕

前記目的を達成するため、本発明では、第１図に示す如
く、ハツシュのエントリ範囲の大きさを例えばエントリ
・ブロック番号０〜３と決め、その２次エントリ　（Ｂ
）の大きさを、これまた同じエントリ・ブロック番号０
〜３とする。２次エントリを更に拡張するときも、同し
エントリ・ブロック番号Ｏ〜３を割当てる。このように
拡張するとき同じエントリ・ブロック番号を割当てる。

なお第１図の例は、最初のエントリ範囲すなわち１次エ
ントリ範囲をＡ、２次エントリ範囲をＢ、Ｃとし、１次
エントリ範囲Ａの次に２次エントリ範囲Ｂをアクセスし
、それから２次エントリ範囲Ｃをアクセスする。

このようなことを可能とするため、本発明では、エント
リ範囲指示テーブル（以下テーブルという）４を設け、
用意されたデータ領域の数及びそれぞれのアドレス情報
を格納してお（。そして目的キー値（例えば口座番号）
が入力されるハツシング部１、このハツシング部１から
出力されるハツシュキーによりアクセス先のブロック番
号を出力するアクセス先変換部２、このアクセス先変換
部２から伝達されたブロック番号によりハツシュエント
リ範囲をアクセスするファイルアクセス部３を有する。

〔作用〕

データをアクセスするとき、まず目的キー値例えば口座
番号を入力する。この目的キー値の数字は、ハツシング
部１によりハツシング関数により処理され、ハツシュキ
ーが出力される。このハツシュキーがアクセス先変換部
２に伝達されると、これによりアクセス先のブロック番
号例えば「２」が得られる。このとき、アクセス先変換
部２には、アクセス先のデータ領域におけるブロックの
数「４」が伝達されている。

前記アクセス先のブロック番号「２」がファイルアクセ
ス部３に伝達されると、ファイルアクセス部３は、テー
ブル４をアクセスしてまず１次エントリ範囲Ａの先頭ア
ドレスを読み出し、これにもとづきデータ領域１のブロ
ック２をアクセスし、目的の口座番号のエントリの有無
をチエツクする。

もし、なければデータ領域の数がいくつあるのかをチエ
ツクし、２次エントリＢであるデータ領域２の存在を検
出し、その先頭アドレスを読み出し、そのブロック２を
アクセスする。これにより目的のエントリが得られれば
、これに対し所定のアクセスが行われる。しかし目的の
エントリが得られなければ、同様にして２次エントリＣ
のデータ領域３のブロック２をアクセスする。このよう
にしてハツシュエントリ範囲を初めの通りのまま、デー
タ領域を拡張することが可能となる。

〔実施例〕

本発明の一実施例を第２図〜第５図にもとづき説明する
。

第２図は本発明の一実施例構成図、第３図はテーブル４
の説明図、第４図はデレクトリの説明図、第５図は本発
明の動作説明図である。

第２図において、第１図と同記号部は同一部分を示し、
１はハツシング部、２はアクセス先変換部、４はテーブ
ル、５はファイル構成情報設定部、６は格納先検出部、
７は格納先処理部、１０はＣＰＵ、１１はファイル制御
部、１２はファイル、２０．２１はそれぞれ端末である
。

ハツシング部１は、端末２０．２１等から入力される例
えば口座番号の如き目的キー値が入力されたとき、これ
を基にハツシングしてハツシュキー算出を行い、得られ
たハツシュキーを出力するものである。

アクセス先変換部２は、前記ハツシング部１から伝達さ
れたハツシュキーにもとづきハツシュ関数処理を行って
その格納先のブロック番号に変換処理を行うものである
。この例では、格納先のブロック数が４であるので、数
値「４」が印加されている。

テーブル４は、第３図に示す如く、データ領域数（この
例では３）、各データ領域の容量ブロック数（この例で
昧４）、データ領域１〜３の先頭アドレス等が記入され
ている。この場合、データ領域１〜３の先頭アドレスと
しては、各データ領域のデレクトリの先頭アドレスが記
入されている。

従って、データ領域１　（１次エントリ）の先頭アドレ
スとしてはこのデータ領域１を含むデータセットのデレ
クトリである第１デレクトリａのアドレスが記入され、
データ領域２　（２次エントリ）の先頭アドレスとして
はこのデータ領域２を含むデータセットのデレクトリで
ある第２デレクトリｂのアドレスが記入され、データ領
域３　（２次エントリ）の先頭アドレスとしては、この
データ領域３を含むデータセントのデレクトリである第
３デレクトリＣのアドレスが記入される。

ファイル構成情報設定部５は、システムの立上り時にテ
ーブル４を設定する制御を行うものである。この場合、
データ領域数、その容量ブロック数、各データ領域の先
頭アドレス等は、予め例えばキーボード２２よりオペレ
ータが入力する。

格納先検出部６は、前記アクセス先変換部２から伝達さ
れたブロック番号のブロックにアクセスするために必要
なデータ領域１．２．３の先頭アドレスをテーブル４に
アクセスしてこれを読み出し、格納処理部７に送出する
ものである。

格納処理部７は、前記格納先検出部６から伝達されたデ
ータ領域の先頭アドレス及びブロック番号と、ハツシン
グ部１より伝達される目的キー値によりファイル１２に
対するアクセス要求電文を作成するものである。このア
クセス要求電文には、アクセス先データ領域及びその先
頭アドレス、ブロック番号、目的キー値等が記入されて
いる。勿論、読取か書込みかも指示されている。

ファイル制御部１１は格納処理部７から伝達された指示
にもとづきファイル１２をアクセス制御するものである
。そしてデータ領域１〜３の指定されたブロック番号の
領域に所定の目的キー値のエントリが検出できないとき
、あるいは指定されたブロック番号領域にエントリ記入
用の空部分が検出できないとき、これを格納処理部７に
報告する。

ファイル１２は、データ領域１〜３が設けられ、またこ
れらに対する第１デレクトリａ〜第３デレクトリＣが設
けられている。第４図として示される第１デレクトリａ
に代表されるように、各デレクトリにはそのブロックの
先頭アドレスが記入されている。

端末２０．２１は例えば口座番号の如き目的キー値やそ
のアクセス要求が出力されるものである。

キーボード２２は、例えばテーブル４及びデータ領域１
〜３を初期設定するときに必要なデータを入力するもの
である。

次に本発明の動作を第５図に示すフローチャートにもと
づき説明する。

Ａ、初期設定及び最初のデータ書込処理（第５図（Ａ）
）■　システムの立上りに、ファイル構成情報設定部５
は、例えば第３図に示す如きテーブル４を作成する。そ
してこれに応じて、ファイル１２でもＡで示すデータ領
域１〜Ｃで示すデータ領域３及び、それぞれのデレクト
リａ　”−ｃが作成される。このようにしてシステムが
立上がる。

■　次に、例えば端末２０より、口座番号の如き目的キ
ー値が入力されたとき、ハツシング部１はこれにもとづ
きハツシングし、ハツシュキー算出を行う。アクセス先
変換部２は、前記ハツシュキーにもとづき、ハツシュ関
数処理を行ってその格納先のブロック番号に変換し、か
くして格納標的ブロックが得られる。

■　格納先検出部６は、このブロック番号により、テー
ブル４をアクセスし、先ずＡで示すデータ領域１の先頭
アドレスつまりファイル１２における第１デレクトリａ
のアドレスを得、これを格納処理部７に送出する。格納
処理部７は、このとき、ハツシング部１より伝達された
目的キー値（この例では口座番号）及び書込みデータと
前記ブロック番号、及び第１デレクトリａのアドレスを
送出し、ファイル制御部１１に書込み要求を行う。

これにもとづき、ファイル制御部１１がデータ領域１の
該当ブロック番号のブロックをサーチし、空部分を検出
すればこれに口座番号等の必要事項を書棒み、正常通知
をＣＰＵｌ０に行う。

■　しかし、このデータ領域１の該当ブロック番号のブ
ロックに空部分がなければ、ファイル制御部１１はこれ
を格納処理部７に通知する。これにより格納処理部７は
格納先検出部６に対し、データ領域１の該当ブロック番
号を記憶させ、更に格納先検出部６に対しデータ領域１
の次のデータ領域２の有無をチエツクさせる。これによ
り格納先検出部６はデータ領域数が３であり、データ領
域１がアクセスずみであることより、■ Ｂで示すデータ領域２の先頭アドレス、この例では、第
２デレクトリｂのアドレスを読出し、これを前記保持し
たブロック番号とともに格納処理部７に通知する。これ
により、今度は、データ領域２の同一ブロック番号のブ
ロックに対し、サーチが行われる。このようにしてサー
チ未ファイルの検出が行われ、これに対してアクセスが
行われる。そして、全データ領域の該当番号のブロック
をサーチした結果、空部分がなければ異常通知されるこ
とになる。

Ｂ１通常のアクセス処理（第５図（Ｂ））■　例えば端
末２１より、口座番号の如き目的キー値が入力されたと
き、ハツシング部１はこれによりハツシングしてハツシ
ュキー算出を行い、アクセス先変換部２はこのハツシュ
キーにもとづき格納先ブロック番号に変換し、これによ
り格納標的ブロックが得られる。

■　格納先検出部６は、このブロック番号により、テー
ブル４をアクセスし、まずデータ領域１の先頭アドレス
を得、これを格納処理部７に送出する。格納処理部７は
、このときハツシング部１より伝達された目的キー値（
例えば口座番号）と書込みの場合は書込みデータと、前
記ブロック番号及びデータ領域１の先頭アドレスを送出
し、ファイル制御部１１に対しアクセス要求を行う。

■　これにもとづき、ファイル制御部１１がデータ領域
１の該当ブロック番号のブロックをサーチし、目的デー
タを検出すれば所定の処理を行い、正常通知をＣＰＵｌ
０に行う。

■　しかし、デ二り領域１の該当ブロック番号のブロッ
クをアクセスしても目的キー値のデータが検出されなけ
れば、ファイル制御部１１はこれを格納処理部７に通知
する。これにより格納処理部７は格納先検出部６に対し
、データ領域１の該当ブロック番号を記憶させ、格納先
検出部６に対し、データ領域１０次に更にデータ領域の
有無をチエツクさせる。これにより格納先検出部６は、
データ領域数が３であり、アクセス済みのデータ領域が
１であることにより、全ファイルのサーチが完了してい
ないことを認識し、次のデータ領域であるデータ領域２
の先頭アドレスをテーブル４より読み出し、これを前記
保持したブロック番号とともに格納処理部７に通知する
。これにより、今度はデータ領域２の同一ブロック番号
のブロックに対し、サーチが行われることになる。この
ようにしてサーチ未ファイルの検出が行われ、これに対
してアクセスが行われ目的データの検出が行われること
になる。そして全データ領域の該当番号のブロックをサ
ーチした結果目的データが検出されなければ異常通知さ
れることになる。

なお、２次エントリ部分の複数の領域のうち、後段のも
ののブロック数を１次エントリ部分より少なくし、１次
エントリのブロック番号を２次エントリのどのブロック
番号に格納するのか対応表を設けて管理しておくことに
より、同様に管理することもできる。

なお、前記説明では、データ領域数が３、各領域のブロ
ック数が４であり、目的キーとじて口座番号を例として
説明したが、本発明は勿論これらにのみ限定されるもの
ではない。

〔発明の効果〕

本発明によれば、ハツシュエントリ手法のデータベース
へのデータ領域の追加が、応用プログラムのハツシュ論
理の変更な〈実施可能となる。これにより、従来のデー
タベースの再格納処理を実施する必要がなくなるために
、データ領域の拡張を、データベース第１３用者に影響
な〈実施可能となり、データベースシステムの信顛性を
向上するものとなる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理説明図、 第２図は本発明の一実施例構成図、 第３図はテーブル説明図、 第４菌はデレクトリ説明図、 第５図は本発明の動作説明図、 第６図は従来例を示す。 一ハツシング部 ・−アクセス先変換部 ファイルアクセス部 テーブル

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 入力された目的キー値によりハッシング処理を行ってア
   クセス先のブロック番号を得るハッシング処理手段を有
   するハッシュエントリ領域管理方法において、 複数のブロック区分を有する１次エントリ領域と、 １次エントリ領域と同一の数のブロック区分を有する２
   次エントリ領域を設け、 １次エントリ領域のブロック番号のブロック区分に格納
   できないデータを、２次エントリ領域の同じブロック番
   号のブロック区分に格納するようにしたことを特徴とす
   る ハッシュエントリ領域管理方法。