JPH0652531B2 - リレーシヨナル・データベース管理システム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ．産業上の利用分野 本発明は、リレーショナル・データベース管理システム
に関し、具体的には、データベース・マネージャ内の参
照制約の構造的表示に関する。

Ｂ．従来技術 データベース管理システムは、データを記録し維持する
コンピュータ・システムである。リレーショナル・デー
タベース管理システムでは、データが「テーブル」に記
憶される。テーブルは、水平の行と垂直の列をもつもの
と考えることができるインターナショナル・ビジネス・
マシーンズ・コーポレーションのＤａｔａｂａｓｅ２プ
ロダクトは、代表的なリレーショナル・データベース管
理システムの例である。

リレーショナル・データベース内で、重要な機能は「参
照一貫性」機能である。参照一貫性は、テーブルの列間
で必要な関係を強制することにより、２つの異なるテー
ブル（または同じテーブル）の関係する列間のデータ値
の一貫性を保証する。こうした必要な関係は、「参照制
約」と呼ばれている。「従属テーブル」の行は、その
「外部キー」の値が「親テーブル」のある行の「基本キ
ー」の値と一致する場合、またはその外部キーの値が
空、すなわち値を持たない場合に、ある制約に関して参
照一貫性をもつ。言い替えれば、空でない値をもつ従属
テーブルのすべての行は、親テーブルに対応する親行を
もたなければならない。従属行の外部キーが親テーブル
中に一致する基本キー値をもたない場合、その参照制約
に違反することになり、これらのテーブルを含むデータ
ベースの参照一貫性が失われる。参照制約を強制し、そ
れによってデータベースの参照一貫性を維持するため
に、システムは、空でない外部キー値が常に対応する基
本キー値をもつことを保証しなければならない。参照一
貫性を実施する際、システムはまた、基本キー値が一義
的であること、すなわち「実体一貫性」と呼ばれる特性
も保証する。

例を挙げると、従業員番号と部門番号を含むＥＭＰＬＯ
ＹＥＥテーブルと、部門番号を含むＤＥＰＡＲＴＭＥＮ
Ｔテーブルを考えてみる。参照一貫性のため、ＥＭＰＬ
ＯＹＥＥテーブル中のすべての部門番号に対して、ＤＥ
ＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル中に同じ一義的な部門番号が
なければならない。それには、ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブ
ルで定義された参照制約が必要になる。ＤＥＰＡＲＴＭ
ＥＮＴテーブルの部門番号が基本キーとなり、ＥＭＰＬ
ＯＹＥＥテーブルの部門番号はこの制約では外部キーと
なる。

データベースのデータが、基本キーまたは外部キーに影
響を与えるような操作を受けるときは常に、参照一貫性
が強制されなければならない。構造化照会言語（ＳＱ
Ｌ）を使用するリレーショナル・データベース管理シス
テムでは、データは、主としてＬＯＡＤ、ＩＮＳＥＲ
Ｔ、ＤＥＬＥＴＥ及びＵＰＤＡＴＥコマンドとそれらの
結果生じる動作によって修正される。ＬＯＡＤ及びＩＮ
ＳＥＲＴコマンドは共にデータをデータベースに追加
（挿入）する。ＬＯＡＤは通常多くの行を追加し、ＩＮ
ＳＥＲＴは僅かの行しか追加しない。ＤＥＬＥＴＥは１
行または複数の行を削除し、ＵＰＤＡＴＥは１行または
複数の行の内容を変更する。これらの動作の１つが発生
するときは常に、データベースの参照一貫性を確保する
ため、修正された行に関する参照制約が強制されなけれ
ばならない。

リレーショナル・データベース管理システムにおいて参
照一貫性を維持する一方法は、いくつかの事前定義した
事象が発生するときに実行される、システムの外部に常
駐する手続き（プログラムまたはルーチン）を支援する
手段を、システムに設けるものである。こうした手続き
の例は、データが特定のテーブルに挿入されるとき常に
特定のプログラムを実行することである。手続きは、テ
ーブルのインデックスを更新したり、新しく挿入された
データに対して参照制約を強制したりする。後者は、参
照一貫性の「手続き的」実施の例である。いくつかのリ
レーショナル・データベース管理プロダクトに参照一貫
性の手続き的実施が加えられている。

Ｃ．発明が解決しようとする問題 参照一貫性の手続き的実施は、いくつかの欠点を有し、
そのため速度が遅くなり効率が低くなる。手続きは外部
（システム外）にあるので、システムと手続きの間のイ
ンターフェースで余分の処理が必要である。この処理オ
ーバーヘッドを、全体システム内の内部サブシステムは
蒙らない。したがって、外部手続きに関連する処理オー
バーヘッドのない参照一貫性の実施が求められている。

より重要なことであるが、システムがデータを修正する
前後（ただし修正中ではない）に外部手続きが呼び出さ
れるので、データが２回アクセスされなければならな
い。１回はシステムにより、２回目は手続きによる。デ
ータ・アクセスの回数が２倍になるため、システム全体
の速度が大幅に低下することがある。したがって、新し
く修正されたデータに１回だけアクセスし、手続き的実
施に付随する冗長な２重アクセスが不要な、参照一貫性
の実施も求められている。

参照一貫性の手続き的実施はもう一つの欠点をもつ。す
なわちそれらが実施する制約は、コンピュータ・プログ
ラムにしか理解できない。手続きを書くのに使われるプ
ログラミング言語は、データベース・ユーザにはほとん
ど理解できず、また制約を変更する処理はデータベース
の通常のユーザには不可能である。プログラマ以外の人
が参照制約を容易に理解し修正できる、参照一貫性の実
施が求められている。

Ｄ．問題点を解決するための手段 上記の必要性及び以下で説明するその他の必要性は、以
下のように要約される本発明によって満たされる。

本発明は、参照一貫性のオブジェクティブ実施を含む、
コンピュータで実施したリレーショナル・データベース
管理システムからなる。このシステムは、データのレコ
ードを含む少なくとも２つのリレーショナル・テーブル
と、少なくとも１つの関係記述子を含む。関係記述子は
テーブル間の参照制約を記述し、制約の親のテーブルと
従属テーブル及び基本キーと外部キーを識別する。関係
記述子は、実施態様にそのオブジェクティブ文字をもた
らす、データベース・システム内の独立したオブジェク
トである。このシステムはまた、テーブルが修正される
とき関係記述子にアクセスする手段と、テーブルが修正
されるとき関係記述子によって記述される参照制約を強
制する手段も含む。

関係記述子は、システムの実行中により迅速に実行する
ため、コンパイルしデータベース・マネージャに記憶す
ることが好ましい。関係記述子にアクセスする手段は、
関係記述子とデータベース・テーブルを記述するレコー
ド記述子の間にシンボリック・ポインタの２つの連鎖を
含むことが好ましい。

Ｅ．実施例 第１図は、６つの参照制約によって関係づけられた３つ
のテーブルを示す。ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０
は、番号ＤＥＰＴＮＯと名前ＤＥＰＴＮＡＭＥによって
ある企業の各部門を記述し、そのマネージャＭＧＲＮＯ
とそれが属する部門の番号ＡＤＭＲＤＥＰＴを識別す
る。ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２は、すべての従業員
を従業員番号ＥＭＰＮＯによって識別して、基本的個人
情報をリストし、その従業員が働く部門ＷＯＲＫＤＥＰ
Ｔを識別する。ＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４は、その企
業が現在取り組んでいる各プロジェクトを記述し、プロ
ジェクト番号ＰＲＯＪＮＯ、プロジェクト名ＰＲＯＪＮ
ＡＭＥ、従業員責任者及び責任部門をリストし、その個
別プロジェクトが属する大プロジェクトＭＡＪＰＲＯＪ
を識別する。第３図ないし第５図にこれらのテーブルの
サンプル・データを示す。

第１図のテーブルは、第２図にリストするように、６つ
の参照制約によって互いにかつそれ自体に関係づけられ
ている。制約Ｒ１ １６は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテー
ブル１０の統轄部門ＡＭＲＤＥＰＴがＤＥＰＡＲＴＭＥ
ＮＴテーブルの有効部門番号ＤＥＰＴＮＯであることを
必要とする。すなわち、制約Ｒ１ １６の親テーブルは
ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴであり、基本キーはＤＥＰＡＲＴ
ＭＥＮＴテーブルのＤＥＰＴＮＯ列であり、基本インデ
ックスはＤＥＰＴＮＯインデックスである。制約Ｒ１
１６の外部キーは、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０
のＡＤＭＲＤＥＰＴ列であり、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴを
従属テーブル及び親テーブルにする。制約Ｒ１ １６
は、その親テーブルと従属テーブルが同じなので、自己
参照制約である。

制約Ｒ２ １８は、ＥＭＰＬＯＹＥＥ（従属）テーブル
１２の各従業員の勤務部門ＷＯＲＫＤＥＰＴ（外部キ
ー）が、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ（親）テーブル１０の有
効部門ＤＥＰＴＮＯ（基本キー）であることを必要とす
る。制約Ｒ３ ２０は、ＰＲＯＪＥＣＴテーブル１０の
責任部門ＲＥＳＰＤＥＰＴが、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮテー
ブル１０の有効部門ＤＥＰＴＮＯであることを必要とす
る。制約Ｒ４ ２２は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル
１０の部門のマネージャＭＧＲＮＯが、ＥＭＰＬＯＹＥ
Ｅテーブル１２の有効従業員ＥＭＰＮＯであることを必
要とする。制約Ｒ５ ２４は、ＰＲＯＪＥＣＴテーブル
１４のプロジェクトの責任従業員ＲＥＳＰＥＭＰが、Ｅ
ＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２の有効従業員ＥＭＰＮＯで
あることを必要とする。最後に、制約Ｒ６ ２６は、Ｐ
ＲＯＪＥＣＴテーブル１４のプロジェクトの主プロジェ
クトＭＡＪＰＲＯＪが、それ自体ＰＲＯＪＥＣＴテーブ
ル１６の有効プロジェクト番号ＰＲＯＪＮＯであること
を必要とする。Ｒ６も自己参照制約である。

この説明で使用する用語を要約すると、用語「行」は、
テーブル中にあるレコードの外観を指し、「レコード」
は、データベース内に記憶されているその行のデータの
内部表示を指す。「親行」は「親テーブル」の行であ
り、１つまたは複数の従属行の外部キー値と一致する
「基本キー値」をもつ。「従属行」は「従属テーブル」
の行であり、ある親行の基本キー値と一致する「外部キ
ー値」をもつ。「自己参照制約」とは、同じテーブル内
で定義される制約である。すなわち外部キーと基本キー
が同じテーブルにある。自己参照テーブル内に、外部キ
ーが同じ行の基本キーと一致する「自己参照行」がある
ことがある。制約Ｒ１ １６とＲ６ ２６が自己参照制
約である。「サイクル」とは、サイクル内のテーブルが
それ自体の従属テーブルであるような１組の制約であ
る。制約Ｒ２ １８及びＲ４ ２２は１サイクルを形成
する。サイクル内に、所与の行がそれ自体の従属行とな
っている行のサイクルがあることがある。

第２図に示した各制約は、「挿入規則」、「削除規則」
及び「更新規則」を含む。これらの規則は、データベー
スの修正が行なわれるときに参照制約に関してどんな活
動が行なわれるかを指定する。

挿入規則には１種類の規則ＩＮＳＥＲＴだけがあり、こ
れは、従属テーブルに挿入されたどの行も、それが参照
する親テーブルの基本キーの値に等しい外部キー値をも
つことを必要とする。言い替えれば、空でない外部キー
値をもつすべての従属テーブルのすべての行は、その当
該の親テーブルに対する行をもたなければならない。

削除規則は、親テーブルの行が削除されるときに何が起
こるかを指定する。削除規則には３つのオプションがあ
る。ＤＥＬＥＴＥ ＲＥＳＴＲＩＣＴでは、レコードの
基本キー値に等しい外部キー値をもつ従属テーブルの行
がある場合、親テーブルの行は削除できない。すなわ
ち、従属行をもつ間は親行は削除できない。ＤＥＬＥＴ
Ｅ ＣＡＳＣＡＤＥでは、親テーブルの行が削除される
場合、この行の基本キー値に等しい外部キー値をもつ従
属テーブルのすべての行も削除される。言い替えれば、
親行を削除すると、その従属行（及びそれらの従属行な
ど）のすべてが自動的に削除される。最後に、ＤＥＬＥ
ＴＥ ＳＥＴ ＮＵＬＬでは、親テーブルの行が削除さ
れる場合、削除されている親行の基本キー値に等しい従
属テーブルのすべてのレコードの外部キーが空の値に設
定される（すなわち、外部キーが値をもたないことを示
す状態）。ＳＥＴ ＮＵＬＬオプションは、従属行が、
従属行の無差別的削除を避けながら、存在しない親行を
参照しないことを保証する。

更新規則は、基本キーまたは外部キーが更新されるとき
に何が起こるかを指定する。外部キーの更新規則は、外
部キーが空でない値に更新される場合、その値が親テー
ブルのある行の基本キーに一致しなければならないこと
を保証する。基本キーの更新規則は、削除規則と同じ３
つのオプションをもつが、それらの動作のしかたは幾分
異なる。ＵＰＤＡＴＥ ＲＥＳＴＲＩＣＴは、従属テー
ブルに親行の基本キー値に等しい外部キー値をもつ行が
ある場合、親テーブルの基本キーが更新されないように
する。すなわち、親行の基本キーは、その従属行の外部
キーが更新されるまで更新できない。ＵＰＤＡＴＥ Ｃ
ＡＳＣＡＤＥは、親行の基本キーの更新をその行の従属
行の外部キーに伝播する。親テーブルの基本キーがある
値に更新される場合、元の外部キーの値が親テーブルの
元の基本キーの値に等しかった従属テーブルのすべての
行のすべての外部キーが、基本キーの新しい値の一致す
るように更新され、これらの従属行に従属する行も更新
される。ＵＰＤＡＴＥ ＳＥＴＮＵＬＬでは、親テーブ
ルの基本キーが更新される場合、その基本キーが更新さ
れている親行の基本キーの値に等しい従属テーブルのす
べての行の外部キーが空の値に設定される（すなわち、
外部キーが値をもたないことを示す状態）。

オブジェクティブ記述子 本発明の好ましい実施例では、各テーブルは、「レコー
ド記述子」によって記述される。レコード記述子は、テ
ーブルの名前と、テーブルの各レコードを含むフィール
ドの記述を含む。各レコード記述子は、データベース・
システム内で独立したオブジェクトとして存在し、シス
テム内の他のテーブル記述子に影響を及ぼすことなく
（テーブルの定義を修正するために）修正することがで
きる。このために、こうした記述子は「オブジェクティ
ブ」と呼ばれる。

レコード記述子に加えて、各テーブルの各インデックス
は、「インデックス記述子」によって記述される。イン
デックス記述子は、インデックスが定義される対象とな
るキーの記述子を含む。すなわち、親テーブルの基本キ
ーのインデックス記述子（「基本キー・インデックス記
述子」）は、フィールドの数と基本キー列の親テーブル
の関連フィールド番号のリストを含む。インデックス記
述子も、データベース・システム中で独立したオブジェ
クトとして存在し、個別に修正できるので、オブジェク
ティブである。

本発明は、参照制約記述を「関係記述子」と呼ばれるオ
ブジェクトにコンパイルする。このオブジェクトは、そ
れぞれ単一の制約のメタ・データ記述子を含む。コンパ
イルの特徴は、本発明の参照一貫性の実施と従来技術の
実施の主な相違点であり、メタ・データ記述子中で表現
される規則に応じて参照規制を強制するために、データ
ベース・マネージャに埋め込まれた単一の共用手続きを
構成できるようにする。オブジェクティブの特徴は、本
発明の実施を、従来技術による参照一貫性の手続き的実
施から区別するものである。

各関係記述子は、親テーブルと従属テーブル、親テーブ
ルの基本インデックス、及び外部キーを構成する列を識
別して、単一の参照制約を完全に記述する。基本インデ
ックスの記述子は基本キーの列を識別する。（任意選択
の）インデックスが、外部キーの列で定義されたり、イ
ンデックス・キーの一番左の列が外部キーを含むような
列で定義されたりしている場合、関係記述子はこの外部
キー・インデックスも識別する。関係記述子はまた制約
の削除規則と更新規制も指定する。本発明のオブジェク
ティブ関係記述子は、参照制約を強制する処理を大いに
単純にする。というのは、参照一貫性の他の実施で見ら
れる様々な手続きの代わりに、単一の強制手続きが使用
できるからである。さらに、オブジェクティブ関係記述
子は、システム動作中に、コンピュータの高速揮発性メ
モリにおけるデータベース・システムの指定の一環とし
て配置及びアクセスされる。これにより、システムは、
データベース管理システムのメモリ常駐指定の外部に制
約記述子を記憶する、従来技術による参照一貫性の実施
に比べて、参照制約の記述に対して非常に迅速なアクセ
スができる。

インデックス記述子は、ポインタによってレコード記述
子から連鎖される。関係記述子は、２組のポインタによ
って２重にレコード記述子から連鎖される。１組の関係
記述子ポインタは、所与のテーブルを親テーブルとする
関係を識別する、「親テーブル連鎖」を形成する。もう
１組の関係記述子ポインタは、所与のテーブルが従属テ
ーブルとなる関係を識別する、「従属テーブル連鎖」を
形成する。これらの連鎖は、迅速な識別とテーブルの修
正に影響を及ぼす参照制約の強制を可能にする。

制約規則のメタ・データ記述が、親連鎖及び従属連鎖に
参加する単一オブジェクトにコンパイルされるので、制
約の除去の管理が大幅に単純になる。制約を除去する方
法は２つある。第１に、２つのテーブル間の参照一貫性
がもはや望まれないときに制約は明示的に除去される。
第２に、関係のテーブルの１つがなくなるとき、その制
約が暗示的に除去される。

簡単な場合、制約が明示的に除去されると、関係記述子
がすべての連鎖から取り除かれパージされて、２つのテ
ーブルの間の関係が終了する。

より複雑な場合には、その関係中のテーブルの１つが脱
落するとき、脱落したテーブルに関係するすべての関係
が除去されなければならない。脱落したテーブルのレコ
ード記述子は、それが親テーブルとなる関係記述子の連
鎖、及びそれが従属テーブルとなる関係記述子の連鎖に
対するアンカを含むので、脱落したテーブルに関係する
制約をすべて除去するには、各アンカから開始して、そ
の連鎖中の各関係記述子をパージする必要がある。これ
は、脱落したテーブルと他のテーブルの間のすべての関
係を除去する効率のよい方法である。

データベース内での記述子の編成 レコード、インデックス、及び関係記述子の編成は、第
６図を参照すると最もよくわかる。第６図は、第１図な
いし第５図に示した３つのテーブルのレコード、インデ
ックス、及び関係記述子を概略的に示したものである。

第６図は、２つのデータベース、データベースＡ２８と
データベースＢ３０を示す。データベースＡ２０は、第
３図と第４図に示した上記のＤＥＰＡＲＭＥＮＴテーブ
ル１０とＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２を含む。データ
ベースＡ２８はさらに、これらのテーブルのレコード、
インデックス及び関係記述子を含む。データベースＢ３
０は、第５図のＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４とそのテー
ブルに関連するインデックス及び記述子を含む。

ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記述子３２は、ＤＥＰＡ
ＲＴＭＥＮＴテーブル１０のレコードを記述する情報を
含む。こうした情報には、たとえばテーブル１０を含む
列の形式と長さがある。こうした情報は本発明の理解ま
たは説明に必要でないので、これ以上説明しない。ＤＥ
ＰＡＲＭＥＮＴレコード記述子３２は、ＤＥＰＴＮＯイ
ンデックス３８のインデックス記述子３６を指すポイン
タ３４を含む。ＤＥＰＴＮＯインデックス３８は、ＤＥ
ＰＡＲＭＥＮＴテーブル１０の基本キーであるＤＥＰＴ
ＮＯ列に定義されている。すなわち、ＤＥＰＴＮＯイン
デックス３８は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０の
基本キー・インデックスである。

第２のインデックスであるＤＥＰＴＮＡＭＥ４０は、Ｄ
ＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０のＤＥＰＴＮＡＭＥ列
に定義され、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブルの行を部門
名のアルファベット順に並べる手段をもたらす。ＤＥＰ
ＴＮＡＭＥインデックス４０は、その関連するインデッ
クス記述子４２によって記述される。ＤＥＰＴＮＯイン
デックス記述子３６からのポインタ４４は、ＤＥＰＴＮ
ＡＭＥインデックス記述子４２を識別する。したがっ
て、ポインタ３４、４４は、ＤＥＰＴＮＯインデックス
３６及びＤＥＰＴＮＡＭＥインデックス記述子４２を、
ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記述子３２から始まる連
鎖に入れる。

本発明の好ましい実施例では、データベースの関係記述
子は、そのデータベースのレコード記述子から２重に連
鎖される。１組の連鎖は様々な関係記述子をその当該の
親テーブルに接続し、第２組の連鎖は、関係記述子をそ
れらの従属テーブルに接続する。

第６図を見ればわかるように、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレ
コード記述子３２は、２つのポインタ４６、４８を含
む。第１のポインタ４６は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテー
ブル１０が親テーブルとなる第１の関係記述子を指す。
第２のポインタ４８は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル
が従属テーブルとなる第１の関係記述子を指す。参照を
容易にするため、第６図の関係記述子との間のポインタ
は、関係記述子の「親連鎖」中のポインタが「従属連
鎖」中の上記ポインタとなるように引かれる。

ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０が親テーブルである
第１の関係記述子は、参照制約Ｒ１ １６の記述子５０
である。制約Ｒ１ １６は自己参照制約であり、その親
テーブル及び従属テーブルとして同じテーブルＤＥＰＡ
ＲＴＭＥＮＴ１０をもつ。Ｒ１関係記述子５０はＤＥＰ
ＡＲＴＭＥＮＴ親連鎖中の最初の記述子であるが、ＤＥ
ＰＡＲＴＭＥＮＴ従属連鎖中の最後の記述子である。す
なわち、ポインタ４６は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコー
ド記述子３２からＲ１関係記述子５０を指すが、ポイン
タ４８は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記述子４８か
らＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ従属連鎖の第１のメンバ、すな
わちＲ４関係記述子５６を指す。ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ
レコード記述子３２からの従属連鎖は、Ｒ４記述子５６
からＲ１関係記述子５０に続く。

レコード記述子３２のＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴからの親連
鎖は、Ｒ１関係記述子５０からＲ２関係記述子５２に、
またそこからＲ３関係記述子５４に続く。制約Ｒ３の親
テーブルと従属テーブルは、異なるデータベース中にあ
る。その親テーブルＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ１０はデータ
ベースＡ２８中にあるが、その従属テーブルＰＲＯＪＥ
ＣＴ７６はデータベースＢ３０中にある。１つのＲ３関
係記述子５４は、上記のようにデータベースＡ２８中に
ある。第２のＲ３関係記述子５５は、データベースＢ３
０中にあり、２つの逆向きのポインタ５７によって第１
のＲ３関係記述子に接続される。第２のＲ３記述子５５
は、ＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子７６から始まる従属
連鎖の先頭にある。

データベースＡ２８のＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２
は、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０と同様に２つの
インデックスをもつ。ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２の
ＥＭＰＮＯ列のＥＭＰＮＯインデックス５８は、そのテ
ーブルの基本キー・インデックスであり、ＥＭＰＮＯイ
ンデックス記述子６０によって記述される。ＷＯＲＫＤ
ＥＰＴインデックス６２は、ＷＯＲＫＤＥＰＴ列のＥＭ
ＰＬＯＹＥＥテーブル１２を指し、従業員が勤務する部
門に応じた従業員の行の配列を維持する。ＷＯＲＫＤＥ
ＰＴインデックス６２は、ＷＯＲＫＤＥＰＴインデック
ス記述子６４によって記述される。ＥＭＰＮＯインデッ
クス記述子６０もＷＯＲＫＤＥＰＴインデックス記述子
６４も、ＥＭＰＬＯＹＥＥレコード記述子６６から連鎖
されている。

ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２の関係記述子の親連鎖
は、ＥＭＰＬＯＹＥＥレコード記述子６６から始まる。
ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブルをその親テーブルとする第１
の参照制約は、制約Ｒ４ ２２であり、Ｒ４関係記述子
５６によって記述される。すなわち、ＥＭＰＬＯＹＥＥ
レコード記述子６６は、Ｒ４関係記述子５６を指すポイ
ンタ６８を含む。ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２の親連
鎖は、Ｒ４関係記述子５６からＲ５関係記述子７０に続
く。ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２は唯一の参照制約Ｒ
２ １８の従属テーブルである。すなわち、ＥＭＰＬＯ
ＹＥＥレコード記述子６６からの従属連鎖は、Ｒ２関係
記述子５２だけに延びる。

データベースＢ３０中のＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４
は、１つのインデックス、すなわちそれに関連するイン
デックス記述子７４によって記述される、その基本キー
・インデックスＰＲＯＪＮＯ７２だけをもつ。ＰＲＯＪ
ＮＯインデックス記述子７４は、ＰＲＯＪＥＣＴレコー
ド記述子７６から連鎖される。ＰＲＯＪＥＣＴテーブル
１４は、唯一の参照制約、すなわち自己参照制約Ｒ６
２６だけの親テーブルである。したがって、（ＰＲＯＪ
ＥＣＴレコード記述子７６から始まる）ＰＲＯＪＥＣＴ
親連鎖は、１つのメンバーＲ６関係記述子７８しかもた
ない。

ＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４は、３つの参照制約、Ｒ３
２０、Ｒ５ ２４、Ｒ６ ２６の従属テーブルであ
る。制約Ｒ６ ２６は自己参照制約であり、その関係記
述子７８はＰＲＯＪＥＣＴ親連鎖中の第１のかつ唯一の
記述子である。Ｒ６記述子７８は、ＰＲＯＪＥＣＴ従属
連鎖中の最後のメンバーである。

参照制約Ｒ５ ２４の親テーブルと従属テーブルは、異
なるデータベース中にある。その親テーブルＥＭＰＬＯ
ＹＥＥ１２はデータベースＡ２８中にあるが、その従属
テーブルＰＲＯＪＥＣＴ７６はデータベースＢ３０中に
ある。制約Ｒ３と同様に、第１のＲ５関係記述子７０は
データベースＡ２８中にあり、第２のＲ５記述子８０は
データベースＢ３０中にある。したがって、ＰＲＯＪＥ
ＣＴレコード記述子７６からの従属連鎖は、まずデータ
ベースＢ３０のＲ３関係記述子５５へ、そこからデータ
ベースＢのＲ５関係記述子８０へ、最後にＲ６記述子７
８へ延びる。この場合も、２つの逆向きのポインタが、
第１及び第２の関係記述子７０、８０をリンクする。

レコード記述子 上述のように、レコード記述子３２、６６、７６は、本
発明の好ましい実施例の範囲内で動作するために、２つ
のポインタ・フィールドしか必要としない。これらのフ
ィールドの１つは、レコード記述子のテーブルが親テー
ブルとなる第１の関係記述子を指すポインタ、すなわち
レコード記述子の親連鎖中の第１の関係記述子を指すポ
インタを含む。もう一方のフィールドは、従属連鎖中の
第１の関係記述子を指す。これらのポインタを下記の表
１にリストする。

表１ レコード記述子に追加されるフィールド ＲＥＣ．Ａ そのレコードを親連鎖とする第１の関係記
述子を指すポインタ ＲＥＣ．Ｂ そのレコードを従属連鎖とする第１の関係
記述子を指すポインタ ＲＥＣ．Ａは、関係記述子の親連鎖中の第１の関係記述
子を指すポインタである。関係記述子のＲＥＬ．Ｅフィ
ールド（以下で説明する）は、親連鎖を、このレコード
記述子テーブルが親テーブルとなる任意の追加関係記述
子に続ける。

ＲＥＣ．Ｂは、関係記述子の連鎖中の第１の関係記述子
を指すポインタである。その連鎖中では、このテーブル
はその関係の従属テーブルである。関係記述子のＲＥ
Ｌ．Ｊフィールドは、従属連鎖を、このレコード記述子
のテーブルを従属テーブルとする任意の追加関係記述子
に続ける。

関係記述子 表２に、関係記述子を構成するフィールドをリストす
る。

関係記述子の内容の概略を示すと、各関係記述子は、そ
の制約の親テーブルと従属テーブル、外部キー、親テー
ブルと従属テーブルにアクセスするためのアクセス経路
（インデックスまたは走査）、削除規則及び更新規則を
記述する。親テーブルは、常に基本キー・インデックス
を介してアクセスされるので、制約の基本キーの記述
は、基本キー・インデックス記述子から取り出される。
親テーブルと従属テーブルが同じデータベース中にある
場合、各制約ごとに１つの関係記述子があり、親テーブ
ルも従属テーブルもそれを指す。２つのテーブルが異な
るデータベース中にある場合、関係記述子のコピーが各
データベースに存在している。

フィールドＲＥＬ．Ａは、関係名、たとえば“Ｒ１”を
含む。当然、より記述的な関係名、たとえば“ＡＤＭＲ
ＤＥＰＴ”を使ってもよい。

ＲＥＬ．Ｂは、制約の基本キー・インデックスのインデ
ックス記述子を指すポインタを含む。制約が定義される
と、基本キー値の一義性の制約（実体一貫性）を強制す
る、Ｂツリー・インデックス・タイプのアクセス機構が
存在するかどうかが判定される。こうした一義的なイン
デックスが存在する場合、そのインデックス記述子を指
すポインタが、ＲＥＬ．Ｂに入れられる。これは、ＩＮ
ＳＥＲＴ動作で基本キーの一義性の制約に違反したかど
うかを迅速に決定するための手段をもたらす。基本キー
の一義性の制約を強制する他の機構も利用できるが、好
ましい実施例ではそれは実施されない。こうした機構が
存在しない場合、ＩＮＳＥＲＴは制約が１つ定義される
まで禁止される。それが定義されたとき、その条件が現
在満たされているかどうか判定するため、すべての関係
記述子が照会され、ＲＥＬ．Ｂフィールドはインデック
ス記述子を指すようになる。

ＲＥＬ．Ｃは、親テーブルのレコード記述子を指し、制
約の強制中に基本キー・フィールドの属性に対するアク
セスを可能にする。代わりに、基本キー・フィールドの
属性を関係記述子中で複製することもできるが、こうし
た複製は親テーブルのレコード記述子を指す方法ほど望
ましくはないと考えられる。

従属テーブルが関係記述子とは別のデータベース中にあ
る場合、ＲＥＬ．Ｄフィールドは、そのデータベース内
の対応する関係記述子の記号アドレスを含む。ＲＥＬ．
Ｄの記号アドレスは、他方のデータベースの名前と、そ
のデータベース内の対応する関係記述子を指すポインタ
からなる。

ＲＥＬ．Ｅは、親連鎖中の次の関係記述子、すなわち、
同じ親テーブルをもつ次の関係記述子を指す。ＲＥＬ．
Ｆフィールドは、外部キーの記述を含む。具体的には、
外部キーのフィールド数とレコード内の元のフィールド
位置を含む。

ＲＥＬ．Ｇは、制約の外部キー・インデックスがある場
合、それを指すポインタを含む。制約が定義されると、
その外部キーに一致するＢツリー・インデックス、また
はその一番左の列が外部キーに一致するインデックス・
キーをもつＢツリー・インデックスが存在するかどうか
判定される。そのようなＢツリー・インデックスが存在
する場合、そのインデックスの記述子を指すポインタが
ＲＥＬ．Ｂ中に置かれる。外部キー・インデックスが存
在すると、ＤＥＬＥＴＥ及びＵＰＤＡＴＥ演算子が親レ
コードのＤＥＬＥＴＥまたは基本キーのＵＰＤＡＴＥに
続いて従属テーブルに直接アクセスする手段がもたらさ
れ、そのためそれらの実行速度が上がる。外部キー・イ
ンデックスが存在しない場合、基本キーのＤＥＬＴＥと
ＵＰＤＡＴＥが単にゆっくりと進行する。親レコードに
対するこうした活動のたびに一致する従属レコードを見
つけるため、テーブルがすっかり走査される。一致する
アクセス機構が後で定義される場合、関連するインデッ
クス記述子を指すポインタがここで供給される。

ＲＥＬ．Ｈフィールドは、従属テーブルのレコード記述
子を指すポインタを含む。これは、制約強制中に外部キ
ー・フィールドの属性を供給する。代わりに、外部キー
・フィールドの属性を、関係記述子中で複製することも
できるがこうした複製は、従属テーブルのレコード記述
子を指示する方法ほど望ましくはないと考えられる。

親テーブルが関係記述子とは別のデータベース中にある
場合、ＲＥＬ．Ｉフィールドはそのデータベース内に対
応する関係記述子の記号アドレスを含む。ＲＥＬ．Ｄフ
ィールドの記号アドレスと同様に、このアドレスは、他
方のデータベースの名前とそのデータベース内の対応す
る関係記述子を指すポインタからなる。

ＲＥＬ．Ｊは、従属連鎖中の次の関係記述子、すなわち
現記述子と同じ従属テーブルをもつ次の関係記述子を指
すポインタを含む。

ＲＥＬ．Ｋは、制約削除規則“ＲＥＳＴＲＩＣＴ”、
“ＣＡＳＣＡＤＥ”、または“ＳＥＴ ＮＵＬＬ”のど
れかを含む。同様に、ＲＥＬ．Ｌも、制約更新規則“Ｒ
ＥＳＴＲＩＣＴ”、“ＣＡＳＣＡＤＥ”または“ＳＥＴ
ＮＵＬＬ”のどれかを含む。

制約作成 制約は、従属テーブルの作成時、またはテーブルの定義
後に作成される。どちらの場合も、親テーブルがすでに
存在してなければならず、制約の外部キーと一致する基
本キーをもっていなければならない。制約に対する関係
記述子を作成する好ましい実施例の方法の疑似コードに
よる実施を、例１のプログラム断片に示す。親テーブル
と従属テーブルが共に定義されており、制約、親テーブ
ル及び従属テーブルの名前、外部キー定義及びＤＥＬＥ
ＴＥ及びＵＰＤＡＴＥ規則が入力されてプログラム断片
に利用できると仮定されている。

例１の擬似コード・プログラム断片は、２つの主要部分
に分割できる。行１０４−１０７は、参照制約の親テー
ブルに関連する関係記述子及びフィールドを作成する。
行１１８−１３６は、従属テーブルに関連する制約の関
係記述子及びフィールドに関係する。親テーブルと従属
テーブルが同じデータベース中にあるとき、これら２つ
の部分はそのデータベース中に単一の関係記述子を作成
する。親テーブルと従属テーブルが別のデータベース中
にあるとき、行１０４−１１７は、親テーブルのデータ
ベース中で関係記述子を作成し、行１１８−１３６は、
従属テーブルのデータベース中に関係記述子を作成す
る。

作成処理は、まず参照制約に対して指定された外部キー
列を親テーブルの基本キー列と突き合わせて検査するこ
とから始まる。親テーブルのレコード記述子が見つけら
れ（行１００）、外部キー列の長さ及びタイプが、基本
キー列のそれと突き合わせて検査される（行１０１）。
それらが一致しない場合、作成処理は終了する（行１０
２）。そうでない場合、従属テーブルのレコード記述子
が見つけられる。

親テーブルに関連する関係記述子が、行１０４−１１７
で作成される。新しい空の関係記述子が割り振られて書
式化され（行１０４）、参照制約の名前がそのフィール
ドＲＥＬ．Ａ（行１０５）に記憶される。基本キー・イ
ンデックスが存在する場合、そのインデックス記述子を
指すポインタが、新しい関係記述子のフィールドＲＥ
Ｌ．Ｂに記憶される（行１０６−１０７）。存在しない
場合は、上記のように、親テーブルに対するＩＮＳＥＲ
Ｔ動作は許されない。最後に、親テーブルのレコード記
述子を指すポインタ、が新しい関係記述子のＲＥＬ．Ｃ
に記憶される（行１０８）。

次に、親テーブルに関連する新しい関係記述子が、親テ
ーブルのレコード記述子から始まる関係記述子の親連鎖
に接続される。親連鎖が空の場合、親レコード記述子の
フィールドＲＥＣ．Ａはゼロに等しい（行１０９）。こ
の場合、新しい関係記述子を指すポインタがそのフィー
ルドに記憶され（行１１０）、現関係記述子を親連鎖の
先頭に置く。そうではなく、親連鎖がすでに存在してい
る場合（行１１１）、削除動作中に最適な性能を維持す
るために、現関係記述子が、以下の命令が維持されるよ
うな連鎖に入れられる。ＤＥＬＥＴＥＣＡＳＣＡＤＥ関
係記述子、続いてＤＥＬＥＴＥＳＥＴ ＮＵＬＬ関係記
述子、続いてＤＥＬＥＴＥ ＲＥＳＴＲＩＣＴ関係記述
子。更新動作中に最適な性能をもたらす関係記述子の順
序付けも、望みの場合は維持できる。親連鎖への適切な
挿入点を決定するために、その前に新しい関係記述子を
挿入しなければならないような関係記述子が連鎖中で見
つかるまで、親連鎖が親レコード記述子中の原点から追
跡される（行１１３）。次いで、挿入点より前の関係記
述子のフィールドＲＥＬ．Ｅが、現関係記述子を指すよ
うに設定される。連鎖への挿入を完了するために、ＮＥ
Ｗ ＲＥＬ．Ｅは、挿入点より後の関係記述子が存在す
る場合、その記述子を指す（行１１４）。そうでない場
合、ＮＥＷ ＲＥＬ．Ｅはゼロのままとなる。

親テーブルに関連する関係記述子及びフィールドの作成
は、新しい関係記述子のフィールドＲＥＬ．ＫとＲＥ
Ｌ．Ｌに参照制約の削除規則及び更新規則を記憶するこ
とによって完了する。

従属テーブルが親テーブルとは別のデータベース中にあ
る場合、行１１８−１２５で、他方のデータベース中に
第２の関係記述子が作成される。そうではなく、両方の
テーブルが同じデータベース中にある場合、これらの行
はスキップされる。その直後に、行１２６−１３６は、
他方のデータベースの第２の関係記述子が存在する場合
はそれに、またそうでない場合は親テーブルに関連する
元の関係記述子に、この従属テーブルに関連するフィー
ルドの値を記憶する。

他方のデータベース中の第２の関係記述子の作成は、ま
ず従属テーブルのデータベース中の新しい関係記述子に
リンクできるように、親テーブルに関連する作成された
ばかりの関係記述子のフィールドのすべてを記憶するこ
とから始まる（行１２０）。次いでその新しい関係記述
子が割り振られて書式化され、そのフィールドがすべて
ゼロに設定される（行１２１）。親テーブルのデータベ
ース中の旧関係記述子のＲＥＬ．Ｄフィールド中のポイ
ンタを、従属テーブルのデータベース中の現記述子に入
れることにより、データベース間の逆向きのリンク・ポ
インタ対の最初のポインタが、定位置に入れられる（行
１２２）。逆向きのポインタ対の第２のポインタは、従
属テーブルのデータベース中の現記述子のＲＥＬ．Ｉフ
ィールド中のポインタを、親テーブルのデータベース中
の対応する記述子に記憶することにより、定位置に入れ
られる（行１２３）。最後に、参照制約名が、第２の関
係記述子のフィールドＲＥＬ．Ａに記憶される（行１２
４）。

次いで、従属テーブルに関連する現関係記述子（従属テ
ーブルのデータベース中で新しく作成されたもの、また
は両方のテーブルが同じデータベース中にある場合は元
のもの）が初期設定される。外部キーの説明は、フィー
ルドＲＥＬ．Ｆに記憶され（行１２６）、（任意選択
の）外部キー・インデックスを指すポインタが、フィー
ルドＲＥＬ．Ｇに記憶される（行１２７−１２８）。最
後に、従属テーブルのレコード記述子を指すポインタ
が、フィールドＲＥＬ．Ｈは記憶される（行１２９）。

参照制約の関係記述子を作成する最後のステップは、現
関係記述子を、従属テーブルのレコード記述子から始ま
る従属連鎖に接続することである。現関係記述子は、常
に従属連鎖の先頭に置かれる。従属連鎖中に何らかの要
素がある場合、現関係記述子は連鎖中の第１の要素を指
す（行１３０−１３１）。次いで現関係記述子を指すポ
インタを従属レコード記述子のフィールドＲＥＣ．Ｂに
記憶することにより、現関係記述子が従属連鎖の新しい
先頭になる（行１３２）。

これで参照制約の関係記述子を作成する処理が終了し、
記述子をそれに関連する親連鎖及び従属連鎖に接続する
ポインタを含めて、必要な情報が記述子のフィールドに
記憶される。

制約作成の例 本発明による参照制約の作成及び例１の擬似コードを例
示するため、次に第１図ないし第６図の制約Ｒ１ないし
Ｒ６を作成する処理を説明する。第１図ないし第６図に
示す上記の列、キー及びインデックスを含むＤＥＰＡＲ
ＴＭＥＮＴ、ＥＭＰＬＯＹＥＥ及びＰＲＯＪＥＣＴの各
テーブルがすでに作成され、制約の外部キーは常にその
記憶の基本キーに一致しているものと仮定する。参照制
約は、Ｒ１、Ｒ４、Ｒ２、Ｒ６、Ｒ５、Ｒ３の順に作成
される。この順序は、作成処理を最もよく示している。
ただ、制約は任意の順序で作成できることを了解された
い。制約Ｒ１−Ｒ６の関係記述子のフィールドの最終値
を、表３−６に列挙する。表３ないし表６に示した値
は、ユーザによって作成処理に入力されたものなので、
コンパイルされてない形、すなわち原始形である。デー
タベース・マネージャに記憶される実際の値は、システ
ムの動作中に制約の強制をより速くするためにコンパイ
ルされている。

制約Ｒ１ １６は、自己参照制約なので、ＤＥＰＡＲＴ
ＭＥＮＴテーブル１０だけに関係する。ＤＥＰＡＲＴＭ
ＥＮＴレコード記述子３２が見つけられ（行１００、１
０３）、Ｒ１関係記述子５０が割り振られて書式化され
る（行１０４）。制約名“Ｒ１”がフィールドＲＥＬ．
Ａに記憶され（行１０５）、基本キー・インデックスＤ
ＥＰＴＮＯ３８のインデックス記述子３６を指すポイン
タが、フィールドＲＥＬ．Ｂに記憶される（行１０６−
１０７）。ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記述子３２を
指すポインタがＲＥＬ．Ｃに記憶される（行１０８）。
作成処理のこの時点で、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル
１０はどの制約の親テーブルでもない。したがって、Ｄ
ＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記述子３２のフィールドＲ
ＥＣ．ＡがＲ１記述子５０を指すように設定され（行１
０９−１１０）、行１１１−１１５はスキップされる。
第２図に示すように、制約Ｒ１の削除規則及び更新規則
“ＣＡＳＣＡＤＥ”と“ＲＥＳＴＲＩＣ Ｔ”が、それ
ぞれフィールドＲＥＬ．ＫとＲＥＬ．Ｌに記憶される
（行１１６−１１７）。

制約Ｒ１の親テーブルも従属テーブルもデータベースＡ
２８中にあり（行１１８）、したがって行１１９−１２
５はスキップされる。制約Ｒ１の外部キーは、ＤＥＰＡ
ＲＴＭＥＮＴテーブル１０のただ１つの列、すなわち第
３図に示すようにテーブルの４列目にあるＡＤＭＲＤＥ
ＰＴ列を参照する。したがって、Ｒ１記述子５０のフィ
ールドＲＥＬ．Ｆは、“１，４”（行１２６）、すなわ
ち従属（ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ）テーブルの列番号
“４”である“１”外部キー列を含む。制約Ｒ１の外部
キー・インデックスがないので、ＲＥＬ．Ｇはゼロのま
まとなる（行１２７−１２８）。フィールドＲＥＬ．Ｈ
が、Ｒ１の従属レコード記述子、すなわちＤＥＰＡＲＴ
ＭＥＮＴレコード記述子３２を指すように設定される。
最後に、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０はその従属
連鎖中にメンバーをもたないので、Ｒ１記述子５０を指
すポインタ４８が、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記述
子３２のフィールドＲＥＣ．Ｂに記憶される。

次に、ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２を親テーブルとし
ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０を従属テーブルとす
る制約Ｒ４ ２２の関係記述子が作成される。これらの
テーブルのレコード記述子６６、３２が見つけられ（行
１００、１０３）、Ｒ４関係記述子５６が割り振られ、
書式化されて、ゼロに設定される（行１０４）。制約名
“Ｒ４”がＲＥＬ．Ａに記憶され（行１０５）、ＥＭＰ
ＮＯ基本キー・インデックス記述子６０を指すポインタ
がＲＥＬ．Ｂに記憶される（行１０６−１０７）。Ｒ４
関係記述子５６はＥＭＰＬＯＹＥＥ親連鎖の最初のメン
バーなので、ＥＭＰＬＯＹＥＥレコード記述子５６のＲ
ＥＣ．Ａが、Ｒ４記述子を指すように設定される（行１
０９−１１０）。Ｒ４削除規則及び更新規則、“ＳＥＴ
ＮＵＬＬ”が、それぞれＲＥＬ．ＫとＲＥＬ．Ｌに記
憶される（行１１６−１１７）。行１１９−１２５はや
はりスキップされる。外部キー“ＭＧＲＮＯ”は第３図
に示すように従属ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブル１０の
３列目なので、ＲＥＬ．Ｆは“１，３”（行１２６）に
設定される。外部キー・インデックスがないので、ＲＥ
Ｌ．Ｇはゼロのままとなる。ＲＥＬ．Ｈが、従属ＤＥＰ
ＡＲＴＭＥＮＴレコード記述子３２を指すように設定さ
れる（行１２９）。Ｒ４関係記述子５６はＤＥＰＡＲＴ
ＭＥＮＴレコード記述子３２から始まる従属連鎖の最初
の要素なので（行１３０、１３２）、Ｒ４が記述子が、
その連鎖の最初の現要素であるＲ１記述子５０の前に接
続される。すなわち、Ｒ４記述子５６を指すポインタ
が、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴレコード記述子３２のフィー
ルドＲＥＣ．Ｂに記憶され、Ｒ４記述子５６のフィール
ドＲＥＬ．Ｊが、Ｒ１記述子５０を指すように設定され
る（行１３２−１３６）。

次にＲ２関係記述子５２が作成される。上記の制約Ｒ４
２２とは反対に、制約Ｒ２ １８はその親テーブルと
してＤＥＰＡＲＴＭＮＥＴをもち、その従属テーブルと
してＥＭＰＬＯＹＥＥをもつ。Ｒ２関係記述子５２を作
成するために、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ及びＥＭＰＬＯＹ
ＥＥレコード記述子３２、６６が見つけられ（行１０
０、１０３）、Ｒ２記述子５２が割り振られ、書式化さ
れて、ゼロに設定される（行１０４）。制約名“Ｒ２”
がＲＥＬ．Ａに記憶され（行１０５）、ＤＥＰＴＮＯ基
本キー・インデックス記述子４４を指すポインタがＲＥ
Ｌ．Ｂに記憶され（行１０６−１０７）、ＤＥＰＡＲＴ
ＭＥＮＴ親レコード記述子３２を指すポインタがＲＥ
Ｌ．Ｃに記憶される（行１０８）。Ｒ２関係記述子５２
はＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ親連鎖の第２のメンバーなので
（行１０９、１１１）、Ｒ１関係記述子５０（連鎖中の
最後の現メンバー）のＲＥＬ．ＥがＲ２記述子を指すよ
うに設定される（行１１２−１１５）。Ｒ２削除規則及
び更新規則“ＳＥＴ ＮＵＬＬ”と“ＣＡＳＣＡＤＥ”
が、それぞれＲＥＬ．ＫとＲＥＬ．Ｌ（行１１６−１１
７）に記憶される。行１１９−１２５はスキップされ
る。外部キー“ＷＯＲＫＤＥＰＴ”は第４図に示すよう
にＥＭＰＬＯＹＥＥテーブル１２の３列目なので、ＲＥ
Ｌ．Ｆは“１，３”に設定される（行１２６）。ＷＯＲ
ＫＤＥＰＴインデックス６４が制約Ｒ２の外部キー・イ
ンデックスとして働くことができるので、ＲＥＬ．Ｇ
が、ＷＯＲＫＤＥＰＴインデックス記述子６２を指すよ
うに設定される（行１２７−１２８）。ＲＥＬ．Ｈが、
ＥＭＰＬＯＹＥＥ従属レコード記述子３２を指すように
設定される（行１２９）。Ｒ２関係記述子５６がＥＭＰ
ＬＯＹＥＥレコード記述子６６から始まる従属連鎖の最
初の要素なので、Ｒ２記述子を指すポインタが、ＥＭＰ
ＬＯＹＥＥ記述子６６のフィールドＲＥＣ．Ｂに入れら
れる（行１３０−１３１）。

次にＲ６関係記述子７８が作成される。制約Ｒ６ ２６
は自己参照制約なので、ＰＲＯＪＥＣＴテーブル１０だ
けに関係する。ＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子７６が見
つけられると（行１００、１０３）、Ｒ６関係記述子７
８が割り振られ書式化される（行１０４）。制約名“Ｒ
６”がフィールドＲＥＬ．Ａに記憶され（行１０５）、
ＰＲＯＪＮＯ基本キー・インデックス記述子７４を指す
ポインタがフィールドＲＥＬ．Ｂに記憶され（行１０６
−１０７）、ＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子７６を指す
ポインタがＲＥＬ．Ｃに記憶される（行１０８）。作成
処理のこの時点でＰＲＯＪＥＣＴテーブル１０はどの制
約の親テーブルでもないので、ＰＲＯＪＥＣＴレコード
記述子７６のフィールドＲＥＣ．Ａが、Ｒ６関係記述子
７８を指すように設定される（行１０９−１１０）。Ｒ
６削除規則及び更新規則“ＣＡＳＣＡＤＥ”と“ＲＥＳ
ＴＲＩＣＴ”が、それぞれフィールドＲＥＬ．ＫとＲＥ
Ｌ．Ｌに記憶される（行１１６−１１７）。親テーブル
も従属テーブも同じデータベース（Ｂ）にあるので、行
１１９−１２５はスキップされる。外部キー列ＭＡＪＰ
ＲＯＪがＰＲＯＪＥＣＴテーブルの４列目なので、
“１，５”がＲ６記述子７８のＲＥＬ．Ｆに記憶され
る。Ｒ６の外部キー・インデックスはないので、ＲＥ
Ｌ．Ｇはゼロのままとなる。（行１２７−１２８）。フ
ィールドＲＥＬ．Ｈが、ＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子
７６を指すように設定される。最後に、ＰＲＯＪＥＣＴ
従属連鎖にはまだメンバーがないので、ＰＲＯＪＥＣＴ
レコード記述子７６のＲＥＣ．Ｂが、Ｒ６記述子７８を
指すように設定される。

次に、制約Ｒ５の２つの関係記述子がデータベースＡ３
０とＢ３０中で１つずつ作成される。前と同様に、ＥＭ
ＰＬＯＹＥＥ及びＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子が見つ
けられる（行１００、１０３）。まず、Ｒ５関係記述子
７０が、Ｒ５の親テーブルがあったデータベース、すな
わちデータベースＡ２８中で作成される（行１０４）。
制約名“Ｒ５”がＲＥＬ．Ａに記憶され（行１０５）、
ＥＭＰＮＯ基本キー・インデックス記述子６０を指すポ
インタがＲＥＬ．Ｂに記憶され（行１０６−１０７）、
ＥＭＰＬＯＹＥＥ親レコード記述子６６を指すポインタ
がＲＥＬ．Ｃに記憶される（行１０８）。このＲ５関係
記述子５２はＥＭＰＬＯＹＥＥ親連鎖中の第２のメンバ
ーなので（行１０９、１１１）、Ｒ４記述子５６に続い
て、Ｒ４記述子のＲＥＬ．ＥがデータベースＡ２８の現
Ｒ５記述子を指すように設定される（行１１２−１１
５）。Ｒ５削除規則及び更新規則“ＲＥＳＴＲＩＣＴ
“と“ＲＥＳＴＲＩＣＴ”が、それぞれＲＥＬ．ＫとＲ
ＥＬ．Ｌに記憶される（行１１６−１１７）。

例１のプログラム断片の行１１９−１２５は、制約Ｒ５
に対し実行される。というのは、そのテーブルが別のデ
ータベースにあるためである（行１１８）。データベー
スＡ２８の最初のＲ５関係記述子７０が保持され（行１
２０）、データベースＢ３０の第２のＲ５記述子８０が
割り振られてゼロに書式化され、制約名“Ｒ５”が第２
の記述子のフィールドＲＥＬ．Ａに記憶される（行１２
２）。第１のＲ５記述子７０から第２のＲ５記述子８０
に向かうポインタが設定され（行１２３）、また第２の
Ｒ５記述子から第１のＲ５記述子に戻るポインタが設定
される（行１２４）。従属（ＰＲＯＪＥＣＴ）テーブル
に関連する第２のＲ５記述子８０のフィールドが充填さ
れる。ＲＥＬ．Ｆは、外部キーＲＥＳＰＥＭＰがＰＲＯ
ＪＥＣＴテーブル１４の４列目であることを示す値
“１，４”を受け取る。外部キー・インデックスがない
ので、ＲＥＬ．Ｇはゼロのままとなる。ＲＥＬ．ＨがＰ
ＲＯＪＥＣＴレコード記述子７６を指すように設定され
る。最後に、ＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子７６のＲＥ
Ｃ．Ｂフィールドを、第２のＲ５記述子を指すように変
更し、第２のＲ５記述子のＲＥＬ．ＪフィールドをＲ６
関係記述子７８を指すように変更することにより、デー
タベースＢ３０の第２のＲ５記述子が、ＰＲＯＪＥＣＴ
従属連鎖の先頭に連鎖される。

作成される最後の関係記述子は、制約Ｒ３ ２０に対す
るものである。制約Ｒ５と同様に、制約Ｒ３ ２０はデ
ータベースＡとＢ ２８、３０の間にまたがるので、各
データベース中に１つずつ２つの関係記述子が作成され
る。ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ及びＰＲＯＪＥＣＴレコード
記述子が見つけられ（行１００、１０３）、最初のＲ５
関係記述子５４がデータベースＡ２８中で作成される
（行１０４）。制約名“Ｒ３”がＲＥＬ．Ａに記憶され
（行１０５）、ＤＥＰＴＮＯ基本キー・インデックス記
述子３６を指すポインタがＲＥＬ．Ｂに記憶され（行１
０６−１０７）、ＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴ親レコード記述
子３２を指すポインタがＲＥＬ．Ｃに記憶される（行１
０８）。Ｒ２記述子５２のＲＥＬ．ＥがデータベースＡ
２８中の現Ｒ３記述子５４を指すように設定される（行
１１２−１１５）。Ｒ３削除規則及び更新規則“ＲＥＳ
ＴＲＩＣＴ”及び“ＲＥＳＴＲＩＣＴ”が、それぞれＲ
ＥＬ．ＫとＲＥＬ．Ｌに記憶される（行１１６−１１
７）。

データベースＢ３０中で第２のＲ３記述子５５を作成す
ると、データベースＡ２８の第１のＲ３関係記述子５４
が保持されて（行１２０）、データベースＢ３０の第２
のＲ３記述子５５が割り振られてゼロ書式化される（行
１２１）。制約名“Ｒ３”が第２の記述子のフィールド
ＲＥＬ．Ａに記憶される（行１２２）。第１のＲ３記述
子５４から第２のＲ３記述子５５に向かうポインタが設
定され（行１２３）、第２のＲ３記述子から第１のＲ３
記述子に戻るポインタが設定される（行１２４）。従属
（ＰＲＯＪＥＣＴ）テーブルに関連する第２のＲ３記述
子のフィールドが充填される。ＲＥＬ．Ｆは、外部キー
ＲＥＳＰＤＥＰＴがＰＲＯＪＥＣＴテーブル１４の４列
目であることを示す値“１，４”を受け取る。外部キー
・インデックスがないので、ＲＥＬ．Ｇはゼロのままと
なる。ＲＥＬ．ＨがＰＲＯＪＥＣＴレコード記述子７６
を指すように設定され、第２のＲ３記述子５５がＰＲＯ
ＪＥＣＴ従属連鎖の先頭に連鎖される。

制約Ｒ１−Ｒ６の関係記述子のフィールドの最終値を表
３ないし表６に示す。

関係記述子のコンパイル 例１のプログラム断片によって作成される関係記述子
は、システム動作中にデータベース・マネージャに記憶
されるコンパイルされたオブジェクトである。これはコ
ンピュータの高速メモリに記述子を保持し、したがって
記述子に対するアクセスとそれらの制約の強制をきわめ
て迅速に行なうことが可能になる。

関係記述子作成のための入力は、その関係に関するテー
ブルの名前、外部キー、及びユーザによって指定される
規則からなる。この入力は、ユーザの元の原始定義ステ
ートメントから誘導され、構文上及び論理上正しいかど
うか検査されている。この検査は疑似処理モジュールで
実行される。本発明の好ましい実施例の事前処理モジュ
ールの疑似コードによる実施を例２に示す。

関係記述子のユーザの原始定義を事前処理する最初のス
テップは、原始定義ステートメントを解析して解析木に
することである。原始定義ステートメントの要素は、参
照制約のメタ・データを含む。ステートメントの構文、
すなわちその予約ワードの書式と使用が検査される（行
２００）。構文エラーが検出された場合、エラー・メッ
セージが生成されて、事前処理が終了する。そうでない
場合、原始定義ステートメントの要素がトークンに変換
され（行２０３）、トークンが、元のステートメントの
要素の文字列よりはるかに扱いやすいＮ枝解析木（行２
０４）に配列される。トークンは予約ワードとオブジェ
クト名から構成される。行２０４で解析木が作成される
と、予約ワードが予約ワードに対応する内部表示に変換
される。オブジェクト名は、以下に説明するように、行
２１１で内部記号形式に変換されるまで、解析木中でテ
キスト形式のままである。

次に、解釈者がその関係に関連するテーブルの内部名
と、その制約の解析木によって表されるメタ・データに
対応する外部キー及び規則の記述を生成する。この時点
で、既存の関係と現関係の相互作用によって生じる論理
的矛盾が検出され（行２０５）、事前処理が終了され
て、適切なエラー・メッセージが生成される（行２０６
−２０７）。論理的矛盾が検出されない場合、現関係に
必要なオブジェクトが存在するかどうか別の検査が行な
われる（行２０８）。これは、データベースのテキスト
記述を含むデータベース・カタログを検査することによ
って行なわれる。その関係が必要とするオブジェクトが
存在しない場合（行２０９）、事前処理が終了されて、
エラー・メッセージが生成される（行２１０）。そうで
はなく、この最終検査に合格した場合、解析木の記号名
が（テーブル名やインデックス名などの）内部名に変換
される（行２１１）。次に、例１のプログラム断片が呼
び出されて（行２１２）、変換された内部テーブル名と
行２００−２１１の事前処理によって作成された関係記
述とから、コンパイルされたオブジェクティブ関係記述
子を作成する。例１のプログラム断片でコンパイルされ
た記述子が作成された後、参照制約のメタ・データを表
す内部名が、テキスト形式に変換しデータベース・カタ
ログに挿入するために、データベース記述子マネージャ
に戻される（行２１３）。

関係記述子による制約強制 テーブルに対してＩＮＳＥＲＴまたはＬＯＡＤ動作が行
なわれると、そのテーブルの関係記述子の従属連鎖が追
跡され、見つかった制約が強制される。まず、そのテー
ブルのレコード記述子が見つけられる。レコード記述子
のフィールドＲＥＣ．Ｂがゼロの場合、従属連鎖は空で
あり、それ以上の動作は不要である。

レコード記述子のＲＥＣ．Ｂフィールドがゼロでない場
合、そこから始まる関係記述子の連鎖が追跡されて処理
される。こうして見つかった各関係記述子ごとに、フィ
ールドＲＥＬ．Ｆの外部キーの記述を使って、ロードま
たは挿入されているレコードに含まれる外部キーが作成
される。その結果得られる外部キー値が空でない場合、
それを基本キー・インデックスに対する探索引数として
使って、親テーブルに一致する基本キー値をもつ行が存
在することが検証される。そうした行が見つからなかっ
た場合、挿入またはロードされる新しい行はその関係記
述子の参照制約に違反しており、動作は不許可になる。
しかし、従属連鎖中のすべての関係記述子が満足される
場合、ＩＮＳＥＲＴまたはＬＯＡＤの実行が許される。

テーブルの基本キー・フィールドの更新のために、テー
ブルのレコード記述子のＲＥＣ．Ａフィールドにアンカ
ーされた関係記述子の親連鎖が追跡されて処理される。
親連鎖上にある各関係記述子を使って、適用すべきＵＰ
ＤＡＴＥ規則が決定され、従属テーブルが決定され、更
新中の基本キーと一致する外部キーをもつ従属行が見つ
けられる。ＵＰＤＡＴＥ動作は、「参照一貫性」の項で
述べたのとほぼ同様に、このようにして見つかったＵＰ
ＤＡＴＥ規則を強制することによって、許され、あるい
は不許可になる。ＵＰＤＡＴＥ規則が“ＣＡＳＣＡＤ
Ｅ”である場合、このようにして見つかった各従属テー
ブルの親連鎖も、上記のように追跡されて処理される。

外部キー・フィールドが更新される場合、ＲＥＣ．Ｂに
アンカーされた関係記述子の従属連鎖が追跡されて処理
される。修正フィールドを含む外部キーを記述する各関
係記述子は、更新された外部キー値を構成するのに使用
される。更新された値が空でない場合は、それを関係記
述子中で識別された基本キー・インデックスに対する検
索引数として使って、更新された外部キー値と一致する
基本キー値をもつ親行が存在することを検証する。従属
連鎖上のどの関係記述子に対してもそのような行が見つ
からない場合、ＵＰＤＡＴＥ動作は不許可になる。

１行が削除されると、削除された行のレコード記述子の
ＲＥＣ．Ａにアンカーされた関係記述子の親連鎖が追跡
されて処理される。親連鎖上にある各関係記述子を使っ
て、適用すべきＤＥＬＥＴＥ規則が決定され、従属テー
ブルが識別され、削除中の行の基本キー値と一致する外
部キー値をもつ従属行が見つけられる。やはり「参照一
貫性」の項で述べたのとほぼ同様に、関係記述子のＲＥ
Ｌ．Ｋフィールドに記憶された特定のＤＥＬＥＴＥ規則
に応じて、ＤＥＬＥＴＥ動作が実行され、あるいは不許
可になる。ＤＥＬＥＴＥ規則が“ＣＡＳＣＡＤＥ”であ
る場合、そのように見つけられた各従属テーブルの親連
鎖も上記のように追跡されて処理される。

第７図はリレーショナル・データベース管理システムを
示すブロック図である。このシステムは少なくとも２つ
のリレーショナル・テーブル９０と、そのリレーショナ
ル・データベース間の参照制約を記述する少なくとも１
つの関係記述子９１と、リレーショナル・テーブルと関
係記述子の間のアクセス・パスを提供するレコード記述
子９２と、リレーショナル・テーブルが修正されたとき
にシンボリック・ポインタを介して関係記述子をアクセ
スするためのアクセス手段９３と、リレーショナル・テ
ーブルの修正に基づいて関係記述子によって記述される
参照制約を強制する手段９４とを含む。

当然のことながら、例示のために本発明の特定の実施例
について説明したが、本発明の精神と範囲から逸脱せず
に、様々な変更を加えることができる。たとえば、記号
ポインタの代わりにオフセット、直接ポインタまたは記
号位置を使って、レコード、インデックス及び関係記述
子にアクセスすることができる。したがって、本発明の
保護範囲は、特許請求の範囲によってのみ限定される。

Ｆ．効果 本発明によれば、リレーショナル・データベース管理シ
ステムにおける参照一貫性を高速かつ効率よく実施する
ことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、６つの参照制約によって関係づけられた３つ
のテーブルである。 第２図は、第１図の参照制約の指定を示すリストであ
る。 第３図は、その基本キーと外部キー及びサンプル・デー
タを含む第１図のＤＥＰＡＲＴＭＥＮＴテーブルであ
る。 第４図は、その基本キーと外部キー及びサンプル・デー
タを含む第１図のＥＭＰＬＯＹＥＥテーブルである。 第５図は、その基本キーと外部キー及びサンプル・デー
タを含む第１図のＰＲＯＪＥＣＴテーブルである。 第６図は、第１図ないし第５図のテーブルの、本発明に
よる目的レコード、インデックス及び関係記述子の概略
図である。 第７図は、本発明に従うリレーショナル・データベース
管理システムを示すブロック図である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ドナルド・ジエームズ・ハードレイ アメリカ合衆国カリフオルニア州ロス・ガ トス、ライラツク・ウエイ812番地

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】(a)データ・レコードを含む第１のテーブ
   ルと、 (b)データ・レコードを含む第２のテーブルと、 (c)データ・レコードを含む第３のテーブルと、 (d)第１のテーブル及び第２のテーブルの間のポインタ
   接続を有する、第１及び第２のテーブル間での第１の参
   照制約のメタ・データを記述するための第１の関係記述
   子であって、該メタ・データは前記第１の参照制約の親
   テーブルと従属テーブル及び基本キーと外部キーを含
   み、前記第１の関係記述子はデータベース管理システム
   内の独立したオブジェクトであり、 (e)２つの第１のテーブルのうちの１つ及び第３のテー
   ブルの間のポインタ接続を有する、２つの第１のテーブ
   ルのうちの１つ及び第３のテーブル間での第２の参照制
   約のメタ・データを記述するための第２の関係記述子で
   あって、該メタ・データは前記第２の参照制約の親テー
   ブルと従属テーブル及び基本キーと外部キーを含み、前
   記第２の関係記述子はデータベース管理システム内の独
   立したオブジェクトであり、 (f)前記第１及び第２の関係記述子をそれぞれの親テー
   ブルに接続する第１の連鎖と、 (g)前記第１及び第２の関係記述子をそれぞれの従属テ
   ーブルに接続する第２の連鎖と、 (h)前記いずれかのテーブルが修正されるときに前記第
   １及び第２の関係記述子にアクセスする手段と、 (i)こうした修正に基づく第１及び第２の関係記述子に
   よって記述される参照制約を強制する手段と を含む、リレーショナル・データベース管理システム。