JPH0581101A - キーの記憶割り当て方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 ノード長より長いキーに対する記憶割り当て
を可能にする。 【構成】 Ｂ＋‐treeのノード中の固定長領域に格納で
きないキーに対しては、格納可能なキー部分をノードの
キー先頭部１８に記憶し、オーバーフローした部分を、
入出力ブロックの可変長領域であるキー記憶領域１３に
格納する。キースロット領域１１には、格納されたキー
の長さとその格納位置が記憶される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、二次記憶装置上に木構
造インデックスを構築する際のキーの記憶割り当て方法
において、ノードに格納できない長いキーに対する記憶
割り当て方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】ＶＳＡＭ（Ｖirtual Ｓtorage Ａccess
Ｍethod；仮想記憶アクセス方式）は、データ管理プロ
グラムの内の一つのアクセス技法であり、外部記憶装置
である磁気ディスク装置と仮想記憶装置内のプログラム
とのデータのやり取りを行うもので、外部記憶装置の物
理的属性から独立するように、その記憶形式が設計され
ている。すなわち、図５に示すように、ＶＳＡＭでは、
複数個のレコードからなるコントロールインタバル（Ｃ
Ｉ）を単位として、磁気ディスク装置とメモリ間で入出
力データの転送が行われる。更に、ＶＳＡＭでは、連続
した領域にある複数個のＣＩの集合であるコントロール
エリア（ＣＡ）を単位にして管理し、ＣＡは磁気ディス
ク装置上の連続した領域（エクステント）に割り付けら
れる。

【０００３】ＶＳＡＭデータセットの編成法の一つにキ
ー順データセット（Ｋey ＳeqencedＤata Ｓet；ＫＳＤ
Ｓ）があり、このデータセットは、キー（例えば、社員
番号、年齢等）の昇順にレコードが順序付けられてい
て、レコードの取りだしを高速に行うためのインデック
スを持っている。

【０００４】インデックスは、木構造を用いて作成され
る。木構造とは、図６に示すように、根を上に葉を下に
して構成され、Ａ，Ｂ，Ｃ，．．．Ｊ，Ｋをノード
（節）といい、根以外のノードは上位のノードに接続さ
れ、末端のノード（Ｃ，Ｅ，Ｆ，Ｇ，Ｉ，Ｊ，Ｋ）を葉
という。

【０００５】図７は、ＶＳＡＭにおける木構造インデッ
クスを示し、インデックスレコードの集まりであるシー
ケンスセットと、シーケンスセットよりも一つ上のレベ
ルのインデックスレコードの集まりであるインデックス
セットからなる階層構造となっている。図中における各
箱は前述したＣＩを示している。

【０００６】図８は、ＫＳＤＳのデータセット構成図で
ある。シーケンスセットにおけるインデックスレコード
は、一つのＣＡ対応に作成され、ＣＡを構成する各ＣＩ
内のレコードの最高キーと、それに対応する各ＣＩへの
ポインタ（垂直ポインタ）が格納されている。この最高
キーと垂直ポインタのペアをインデックスエントリとい
う。また、インデックスセット内のインデックスレコー
ドは、一つ下位にある複数のインデックスレコード、す
なわちシーケンスセットを管理し、それらのインデック
スレコード内の最高キーと、それに対応する各インデッ
クスレコードへのポインタ（垂直ポインタ）を持ってい
る。さらに、シーケンスセット、インデックスセット
は、同レベルの次のインデックスレコードへのポインタ
（水平ポインタ）を持っている。

【０００７】キーによってレコードを検索する場合に
は、インデックスセットから垂直ポインタをたどってシ
ーケンスセットのＣＩを探す。このＣＩは一つのＣＡ内
のレコードを指しているので、そのポインタをたどるこ
とによってレコードを検索する。また、キー順処理の場
合は、シーケンスセットを使用し、ＣＡ内の最高キーを
処理した後、次のＣＡに移るとき、シーケンスセットの
水平ポインタをたどって次のシーケンスセットを読み込
み、キー順にレコードをアクセスする。

【０００８】上記したファイル編成法は、レコードの挿
入、削除処理が頻繁に行われても、インデックスを動的
に再配置してバランスを保つようになっていて（つま
り、インデックスセットからシーケンスセットを経てレ
コードに至るどのルートにおいても、そのアクセス時間
にバラツキがない）、このような木構造インデックスを
Ｂ＋‐treeという。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】上記した木構造インデ
ックス（Ｂ＋‐tree）を磁気ディスク装置等の二次記憶
装置上に構築する場合、通常、ノード（前述したＶＳＡ
Ｍにおけるコントロールインタバル，ＣＩ）の大きさ
と、キーを格納する領域の大きさを固定長としている。
このため、データ中に一つでもデータ長が長いキーがあ
る場合、キー格納領域の大きさをそれに合わせて確保し
なければならず、従って短いキーが格納されている領域
については、その記憶領域が無駄になってしまうという
問題があった。

【００１０】更に、１ノード中に格納されるキーの数
は、前述したように木の分岐数となるので、ノードの大
きさに対してキーの格納領域をあまり大きく確保するこ
とができず、このためノード長を越えるような長さのキ
ーを処理することができないという問題があった。

【００１１】本発明の目的は、ノード長より長いキーに
対する記憶割り当てが可能で、長さの異なるキーを格納
する場合の記憶効率を向上させたキーの記憶割り当て方
法を提供することにある。

【００１２】

【課題を解決するための手段】前記目的を達成するため
に、本発明では、二次記憶装置上に木構造インデックス
を作成するときのキーの記憶割り当て方法において、木
構造インデックスのノードに収容できないキーの一部分
を、ノード外の所定領域に格納することを特徴としてい
る。

【００１３】

【作用】Ｂ＋‐treeのノード中の固定長領域に格納でき
ないキーに対しては、格納可能なキー部分をノードのキ
ー先頭部に記憶し、オーバーフローした部分を、入出力
ブロックの可変長領域であるキー記憶領域に格納し、格
納されたキーの長さとその格納位置をキースロット領域
に記憶する。これによって、ノードに格納できないよう
な長いキーの場合でも処理することができ、またキー格
納領域を可変長領域に割り付けているので、長さが異な
るキーを効率良く格納することができる。

【００１４】

【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。図２は、本発明に係るＢ＋‐tree構造デ
ータ処理装置のブロック構成図を示し、キーボード、マ
ウス等からなる入力装置２１、中央処理装置２２Ａと主
記憶装置２２Ｂからなるデータ処理装置２２、後述する
入出力ブロックが記憶されている二次記憶装置２３、処
理された情報を表示するための表示装置２４、処理され
た情報を記憶印刷するためのプリンタ２５から構成され
ている。

【００１５】図１は、本発明に係る二次記憶装置２３上
に設けられた入出力ブロックの構成を示す図である。Ｂ
＋‐treeのノード（ＶＳＡＭのコントロールインタバ
ル，ＣＩ）１４は、複数のキー１，キー２と垂直ポイン
タ１５からなり、各キーは、キー長１６と、ポインタ１
７とキー先頭部１８からなっている。キー長１６には、
キーの長さが格納され、キー先頭部１８は、ノードに格
納されたキーの一部分を表し、ノードに格納できないオ
ーバーフローしたキー部分は、ポインタ１７で指示され
た入出力ブロックに格納される。

【００１６】入出力ブロックは、前（低位のアドレス）
からブロック管理領域１０、キースロット領域１１、空
き領域１２、キー記憶領域１３の順に配列構成されてい
る。ブロック管理領域１０には、入出力ブロックの空き
領域１２の長さを表す空き長さデータ記憶領域１０Ａ
と、空き領域１２の先頭位置を表す空き先頭アドレス記
憶領域１０Ｂと、空き最終位置を表す空き最終スロット
領域１０Ｃからなっている。キースロット領域１１に
は、ノードに全てを格納できない各キーについて、入出
力ブロック中に格納されるオーバーフローした部分のキ
ーの長さ（第１キー長、第２キー長等）とその格納位置
（第１キー位置、第２キー位置等）が記憶されている。
この第１キー長と第１キー位置を合わせた長さをスロッ
ト長という。そして、キー記憶領域１３には、入出力ブ
ロックの最後（高位のアドレス）から前の方に順に、第
１キー１３Ａ、第２キー１３Ｂ，第３キー１３Ｃが記憶
されている。このように、本実施例では、一つの入出力
ブロック中には複数個のキーが格納される。

【００１７】このように構成された本発明の入出力ブロ
ックは、以下のようにして管理される。すなわち、 （１）キーは入出力ブロックの最後から順に、可変長領
域に割り当てられて格納される。 （２）スロットは、オーバーフローした部分のキー長と
キー位置（つまり入出力ブロックの先頭からのオフセッ
ト）のペアからなり、各キーが管理される。 （３）スロットは入出力ブロックの先頭から確保され
る。 （４）レコードが削除されてそのレコードのキーを削除
する場合は、スロットは空きスロットとなり（空きスロ
ットマークを付ける）、キー記憶領域１３は後につめら
れる。 （５）ノードからキーを指すために張るポインタ１７
は、キーを直接指さずに、そのキーを管理しているスロ
ットを指しているので、削除処理によってキーを削除し
てもスロットを空きスロットにするだけで、キーを指す
ポインタを張り変える必要がない。 （６）Ｂ＋‐treeは、一つの木の中に同じキーが複数回
現われるが、これらの同一のキーは１ヶ所に格納共用さ
れ、重複することはない。

【００１８】図３は、本実施例のキー格納領域確保の処
理を表すフローチャートである。すなわち、この処理
は、Ｂ＋‐treeに新しくレコードを挿入する際に、キー
の長さがノード内の固定長領域より長い場合に、キー格
納用のブロックに領域を確保して、ノードに格納できな
いオーバーフローしたキー部分を該領域中に入れる処理
である。

【００１９】ブロック管理領域１０のデータ記憶領域１
０Ａに示される空き長さが、“オーバーフロー部分のキ
ー長＋スロット長”以上あるか否かをステップ３０１で
判断し、“オーバーフロー部分のキー長＋スロット長”
以上ある場合は、ステップ３０２に、そうでない場合
は、ステップ３０５に進む。“オーバーフロー部分のキ
ー長＋スロット長”以上ある場合は、ステップ３０２
で、空きスロットマークの付いたスロットが調べられ、
空きスロットマークの付いたスロットがないときには、
ブロック管理領域１０の最終スロット領域１０Ｃを変更
してスロットを確保し、次いでステップ３０３で、ブロ
ック管理領域１０の空き先頭アドレス記憶領域１０Ｂを
変更して、キー格納領域を確保し、ステップ３０４で入
出力ブロックの空き領域１２を変更する。

【００２０】ステップ３０１で、ブロック管理領域１０
のデータ記憶領域１０Ａに示される空き長さが、“オー
バーフロー部分のキー長＋スロット長”に満たない場合
は、ステップ３０５で、他の入出力ブロックを生成し
て、前記したステップ３０１からステップ３０４と同様
にしてキー格納領域を確保する。

【００２１】図４は、本実施例のキー格納領域解放処理
のフローチャートである。レコードが削除されてそのレ
コードのキーを削除するときは、ステップ４０１で削除
されるキー（例えば、図１の第２キーとする）より前に
あるキー（図１の第３キー）を全て後に移動することに
よって、当該キーを削除し、ステップ４０２に進む。ス
テップ４０２では、移動したキーを管理するスロットの
キー位置を変更し、次いでステップ４０３では、空き領
域１２の長さを表す空き長さデータ記憶領域１０Ａの長
さを、削除したオーバーフロー部分のキー長分だけ増加
し、ステップ４０４では、削除されたキーのスロットに
空きスロットマークを付けて処理を終了する。

【００２２】

【発明の効果】以上、説明したように、本発明によれ
ば、木構造インデックスの長いキー部分をノード外の入
出力ブロックに動的に格納しているので、ノードに格納
できないような長いキーの場合でも処理することがで
き、またキー格納領域を可変長領域に割り付けているの
で、長さが異なるキーを効率良く格納することができ
る。更に、木構造インデックス内に複数回現われるキー
を１ヶ所に格納し共用しているので、記憶効率と処理効
率を向上させることができ、またキーの一部分がノード
内にあるので、ノード内のキー部分のみを参照すること
によって検索することも可能である。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明に係る二次記憶装置上に設けられた入出
力ブロックの構成を示す図である。

【図２】本発明に係るＢ＋‐tree構造データ処理装置の
ブロック構成図である。

【図３】本実施例のキー格納領域確保処理のフローチャ
ートである。

【図４】本実施例のキー格納領域解放処理のフローチャ
ートである。

【図５】ＶＳＡＭにおけるファイル構成図である。

【図６】木構造の例を示す図である。

【図７】ＶＳＡＭにおける木構造インデックスを示す図
である。

【図８】ＫＳＤＳのデータセット構成図である。

【符号の説明】

１０ ブロック管理領域 １１ キースロット領域 １２ 空き領域 １３ キー記憶領域 １４ Ｂ＋‐treeのノード １５ 垂直ポインタ １６ キー長 １７ ポインタ １８ キー先頭部

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 二次記憶装置上に木構造インデックスを
   作成するときのキーの記憶割り当て方法において、木構
   造インデックスのノードに収容できないキーの一部分
   を、ノード外の所定領域に格納することを特徴とするキ
   ーの記憶割り当て方法。