JPH04199338A - データベース管理システム - 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】 技術分野 本発明はデータベース管理システムに関し、特に補助記
憶装置上に格納された複数種類の形式をＰ７つレコード
間の論理関係を、アドレスを利用したポインタを用いて
鎖状にレコードを連結することにより表現しているデー
タベース管理システムに関する。

従来技術 従来、この種のデータベース管理システムにおいては、
第６図に示すように、あるレコード（以下親レコードと
する）Ａとそのレコードにセット関係で結ばれたレコー
ド（以下子レコードとする）８１〜Ｂ５の集まり（以下
クラスタとする）とが、複数のブロックにまたがって格
納されているのが一般的である。

このタイプのデータベースで何らかの検索を実行する際
には、親レコードＡをまず検索して、そこからセットを
たどって子レコード８１〜Ｂ５の検索を進めていく形に
なることが多い。

このような検索を行っていく場合、クラスタは一般に複
数のブロックにまたがっているため、次の子レコードが
別のブロックに格納されているという状況が発生しうる
。

従来のデータベース管理システムでは、その時点で検索
の対象となったブロックだけしか物理入力を行わないた
め、上記のように次のブロックが検索の対象となるよう
な場合には必ずブロックの読込み要求が出される。

すなわち、第７図に示すように、親レコードＲＯに位置
付ける時にデータベース管理システムは、まずブロック
Ｎを読込む。

このブロックＮにおいてセットを使って子レコードＲ１
から検索を進めていって子レコードＲ３から子レコード
Ｒ４に進むときに、次のブロックＮ＋１の物理人力が発
生する。

また、子レコードＲ５から子レコードＲ６ヘセツトを使
って検索を行うときにも、同様にブロックＮ＋２の物理
人力が発生する。

上述したように、従来のデータベース管理システムでは
複数のブロックＮ−Ｎ＋２にまたがったクラスタに対す
るセットを使った検索を行うとき、はとんどの場合、複
数回の物理入出力が発生するようになっている。

一般的なデータベースては、クラスタが複数のブロック
Ｎ−Ｎ＋２にまたかっているため、セットを使ってレコ
ードを順に検索していくと、次のレコードが別のブロッ
クに格納されているという状況が発ｌＩ　Ｌうる。

従来のデータベース管理システムでは、上記のように次
のブロックが検索の対象となるような場合に必ず物理人
力か発生する。

つまり、ｌＩ的のレコードが見つかるまでにだとったブ
ロック数の分たけは、物理人出力が発生し、検索性能を
低下させるという問題があった。

また、長期間にわたるデータベースの運用によるレコー
ドの追加や削除なとにより、あるレコードが格納される
ブロック数が設旧当初の了・側鎖よりも大きくなると、
予定回数以上の物理人１１力が発イ１してシステムの性
能低下を招くという問題があった。

発明のｒ’、ｌ　６′Ｊ 本発明は」−記のような従来のものの問題点を除去すべ
くなされたもので、検索時の物理人出力の回数を削減す
ることができ、処理性能を向上させることができるデー
タベース管理システムの提供を１コ的とする。

発明の構成 本発明のデータベース管理システムは、紀ｔθ装置に格
納され、各々の論理関係を示す論理ポインタと物理的な
格納アドレス順を示す物理ポインタとを夫々有する複数
のレコードと、前記レコードの検索時に前記物理ポイン
タを基に生成された前記論理ポインタで連結された前記
レコードの格納範囲のデータを前記記憶装置から一括し
て読１］１すよう制御する制御手段とを有することを特
徴とする。

本発明の他のデータベース管理システムは、本発明のデ
ータベース管理システムに、前記レコードの更新時に更
新内容に応じて前記物理ポインタの書換えを行うレコー
ド更新手段を設けたことを特徴とする。

実施例 次に、本発明の一実施例について図面を参照して説明す
る。

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。図において、本発明の一実施例によるデータト、−
ス管理ンステムは、利用者からのデータヘースＪｆｆｉ
作の要求を受けてデータベース管理システム全体の制御
を行う主制御部１と、データベース５の更新か要求され
た時に従来のシステムと同様の１順でデータベース５の
更新を行い、必要に応し、て物理ポインタの書換えを行
うレコード更新部２と、データベース５の検索時に物理
ポインタの情報をもとに読込むブロックを制御し、デー
タベース５の検索を行うレコード検索部′うと、レコー
ド更新部２とレコード検索部３との要求に応１．て実際
のデータベース５に対する物理人出力をｊｊう入出力部
４と、データベース５とにより構成されている。

第２図は第１図のデータベース５に格納されているレコ
ードの構成を示す図である。図において、レコード６は
ヘッダ部６ａと、レコード間の論理関係を示す論理ポイ
ンタ部６ｂと、物理的な格納アドレス順を示す物理ポイ
ンタ部６Ｃと、データ部６ｄとから構成されている。

親レコードの持つ物理ポインタ部６Ｃは、子レコードの
うち最も高位のアドレスにあるレコードのポインタと最
も低位のアドレスにあるレコードのポインタとからなる
。

これに対し、：ｒレコードの物理ポインタ部６ｃは、同
しクラスタ中の直前と直後のレコードのポインタを持っ
ている。

クラスタ中で最高のアドレスにある子レコードは直後の
了レコードのポインタの代わりに親レコードを指すポイ
ンタを持ち、最低のアドレスにある了レコードは直前の
子レコードのポインタの代わりに親レコードを指すポイ
ンタを持っている。

第３図は本発明の一実施例によってレコードを追加した
場合の物理ポインタと論理ポインタとの更新例を示す概
念図である。第３図（ａ）はレコードを追加する前の状
態を示し、第３図（ｂ）はレコードを追加した後の状態
を示している。また、図中の○はレコードを表し、矢線
はそれらレコードのセット関係を表している。

レコードを追加する前の状態のとき、レコードＲ４とレ
コー）・Ｒ５との間にレコードＲ７（図中・て示す）の
追加を行う。

このとき、論理ポインタはレコードの論理的な順序にし
たかって繋がり、レコードＲＯ−レコー＋：　ＲＩ−レ
コードＲ２→レコードＲ３−レコードＲ６−レコードＲ
４→レコードＲ７→レコードＲ５−レコードＲＯの順序
になる。

これに対し、物理ポインタはレコードの物理的な格納ア
ドレスにしたがって繋ぎ換えられ、レコードＲＯ→レコ
ードＲ１→レコードＲ２→レコードＲ３−レコードＲ４
−レコードＲ５→レコードＲ７−レコードＲ６→レコー
ドＲＯの順序になる。

親レコードＲＯは物理ポインタとして、了しコ−ｌ’　
ＲＩ〜Ｒ７のうち最も高位のアドレスにあるレコードの
ポインタと、最も低位のアドレスにあるレコードのポイ
ンタを持っているので、レコードＲ１とレコードＲ６と
を各々指すポインタを持つことになる。

第４図は第１図のレコード更新部２の動作を示すフロー
チャートであり、第５図は第１図のレコード検索部３の
動作を示すフローチャートである。

これら第１図〜第５図を用いて本発明の一実施例の動作
について説明する。

利用者からデータベース５の更新が要求されると、主制
御部】からレコード更新部２に制御が渡され、レコード
更新部２によって従来と同様の方式でレコードの更新が
実行される（第４図ステップ１１）。

このレコードの更新処理が終了すると、レコード更新部
２は物理ポインタの繋ぎ換え処理を行う。

たとえば、データベース５の更新処理のうちレコードの
追加や削除などが行われると、各レコードの物理ポイン
タの書換えが必要になる。

また、レコードの内容が変更される場合でも、セット関
係の繋ぎ換えが生ずると、レコードの物理ポインタの更
新が必要となる。

レコード更新部２は上記のような物理ポインタの更新の
有無を判断しく第４図ステップ１２）、更新がない場合
にはこれ以降の処理をスキップして処理を終了する。

一方、物理ポインタの更新を行う場合、レコード更新部
２は更新されるレコードのアドレスをもとに、同しクラ
スタ内で物理アドレスが該当子レコードの直前の子レコ
ードの物理ポインタと直後の子レコードの物理ポインタ
とを夫々書換える（第４図ステップ１３）。

次に、レコード更新部２は親レコードの物理ポインタの
更新が必要かとうかを判定する（第４図ステップ１１）
。

親レコードの物理ポインタの更新は、親レコードの物理
ポインタが有するポインタが示す該当クラスタ内の最高
のアドレスにある子レコードが削除されるか、さらに高
位のアドレスに子レコードか追加される場合、あるいは
最低のアドレスにある了レコードが削除されるか、さら
に低位のアドレスに了レコードが追加される場合に行わ
れる。

レコー更新部２はこの親レコードの物理ボイン夕の更新
が必要かとうかを判断し、必要であれば親レコードの物
理ポインタの書換えを行った後に（第４図ステップ１５
）、レコードの更新処理を終了する。

この物理ポインタの処理によって、親レコードには常に
自分自身の属するクラスタの格納アドレスの上限および
下限の情報があることになり、データベース管理システ
ムは外、に親レコードに繋がれている子レコードがどれ
だけの範囲のブロックに格納されているのかを把握する
ことかできる。

利用者からデータベース５の検索が要求されると、主制
御部１からレコード検索部３に制御が渡され、レコード
検索部３によって検索の対象となるレコードが対象セッ
トの親レコードであるか、子レコードであるかが判定さ
れる（第５図ステップ２］）。

検索対象のレコードが子レコードであった場合、レコー
ド検索部３は従来と同様の方法でレコードの検索を行い
（第５図ステップ２６）、検索の動作を終了する。

検索対象のレコードかセットの親レコードテアった場合
、レコード検索部３はまず親レコードの物理ポインタを
参照する（第５図ステップ２２）。

レコード検索部′うはこの親レコードの持つ物理ポイン
タの情報を用いて、検索対象のクラスタの属するブロッ
クの範囲を割出す（第５図ステップ２′３）。

レコード検索部３はこの情報をもとに必要ブロックの一
括読込みを人出力部４に要求する（第５図ステップ２４
）。

人出力部４による必要ブロックの読込み終了後、レコー
ド検索部３は読込んだブロックを使ってレコードの検察
を行い（第５図ステップ２４）、レコードの検察を終了
する。

このように、レコード検索部′３かあるクラスタの親レ
コードを検察するとき、その親レコードの物理ポインタ
をもとに親レコードと、セット関係て繋かれたｒレコー
ドとを含むクラスタ全体のデータを読出すようにするこ
とによって、−【」親レコードの検察を行った後に該当
するクラスタ内てセットを使って子レコードの検索を違
約ていっても、これ以降、物理入出力が発生することは
ない。

よって、検索時の物理入出力の回数を大幅に減らすこと
ができ、このタイプの検索を高速化することができる。

また、長期間にわたって運用を続けてきて格納状態が乱
れているデーターベースであっても、レコードの更新時
に物理ポインタを書換λるようにすることによって、格
納状態の乱れか直接物理入出力の増加につながらず、性
能の低下か表れにくくなる。

さらに、親レコードがクラスタの最」−位および最下位
の格納アドレスを持っているため、親レコードの検索を
実行するだけで格納状態の乱れをある程度知ることがで
きる。

発明の詳細 な説明したように本発明によれば、レコード間の論理関
係を示す論理ポインタに加えて、物理的な格納アドレス
順を示す物理ポインタをレコード内に設け、この物理ポ
インタをもとにｔ７いに連結されるレコードの格納範囲
のデータを一括して読出すようにすることによって、検
索時の物理人出力の回数を削減することかでき、処理性
能を向」−さぜることかできるという効果がある。

【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図のデータベースに格納されたレコードの構
成を示す図、第３図（ａ）、（ｂ）はレコードを追加し
た場合の物理ポインタおよび論理ボイノタの更新例を示
す概念図、第４図は第１図のレコード更新部の動ｆ′［
を示すフローチャー１・、第５図は第１図のレコード検
索部の動イ′１を示すフローチャー１・、第６図は連結
されたレコード間の関係を示す概念Ｍ、第７図は従来例
における物理人出力の発生を説明するための概念図であ
る。 主υ部分の符号の説明 １　・・主制御部 ２　　レコー！・更新部 ３・・・・レコード検索部 ４・・・人出力部 ５・・・・データベース

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）記憶装置に格納され、各々の論理関係を示す論理
   ポインタと物理的な格納アドレス順を示す物理ポインタ
   とを夫々有する複数のレコードと、前記レコードの検索
   時に前記物理ポインタを基に生成された前記論理ポイン
   タで連結された前記レコードの格納範囲のデータを前記
   記憶装置から一括して読出すよう制御する制御手段とを
   有することを特徴とするデータベース管理システム。
2. （２）前記レコードの更新時に更新内容に応じて前記物
   理ポインタの書換えを行うレコード更新手段を設けたこ
   とを特徴とする請求項（１）記載のデータベース管理シ
   ステム。