JPH067373B2 - デ−タ転送方式 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の利用分野〕 本発明は、計算機システムにおいて、外部記憶装置（ま
たはデータ格納装置・一般を指すものとする）から主記
憶装置（またデータ操作用の一時保管装置・一般を指す
ものとする）にデータを転送する際に、処理要求時に合
致する論理的データを含む物理的データとそのデータ内
において指定された条件を満たす論理的データの存在場
所（アドレス情報）を送る方式。

〔発明の背景〕

計算機システムでは、データの論理的な単位を比較的小
さな単位（以下、レコードと総称する）と、この集合体
（データセット・リレーション、ファイルなどがある
が、以下、ファイルと総称する）で構成するのが一般的
である。

一方、データは外部記憶装置に格納されるが、この物理
的な単位（以下、ブロックと総称する）は論理的な単位
と一致しないのが一般である。

従来の計算機システムに次のようなものがある（例えば
リレーショナル・データベースを採用した計算機システ
ム）。すなわち、各ファイルがどのブロック（一ケ以
上）に格納されているか、および、各ブロックがどの外
部記憶装置のどの部分に格納されているかの情報は持つ
が、各レコードがどのブロック中にあるかの情報は、レ
コード数が膨大なため保持していないというものであ
る。このような計算機システムにおいて、次のような処
理要求が発せられることが多い。すなわち、特定のファ
イルの中から、指定した条件を満たすレコードを取り出
せ、あるいは該レコードに指定した操作（書き替え等）
を施せというものである。このような処理要求に対し
て、従来方法では、該ファイルがどのブロック（群）に
格納されているかを調べ、該当ブロック（群）を外部記
憶装置から主記憶装置に転送し、しかる後に、中央処理
装置（ＣＰＵ）は各ブロックの内容を吟味し、上記の処
理を施していた。この従来方法では、処理要求毎に、Ｃ
ＰＵは条件を満たすレコードが該当ブロック内に存在す
るかチェックを行う必要があるため時間を要するという
問題点があった。

一方、計算機システムに接続されたリレーショナル・デ
ータ・ベース・マシン(RDBM)において、特定のファイル
の中から指定した条件を満たす論理レコードが含まれる
物理ブロックを選別し、これのみを計算機システムの主
記憶装置上に転送する機能が考えられる、これにより、
主記憶の転送データ量ｃｐｎが調べるべき物理ブロック
数が減じうるがしかし主記憶上の該レコードを更新する
場合、物理ブロック上のどこに該レコードが存在するか
不明のため、存在場所（アドレス）を調べる必要がある
という問題がある。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、外部記憶装置から主記憶装置にデータ
を転送する際に、ファイル内において条件に合ったレコ
ードを含むブロック群と、そのブロック群内で条件に合
致したレコードが存在する場所（アドレス）情報を送る
ことにより、データの更新処理時の該レコードのアドレ
スを調べる処理が不要であり、かつ、該レコードに処理
要求が引き続き発生しても、主記憶上で利用可能とな
る。これらにより、ＣＰＵ使用時間が低減でき、また、
該当するブロック群のみを主記憶に送ればよいので、主
記憶量、データ転送量を低減しうる計算機システムの方
式と装置を提供することにある。

〔発明の概要〕

上記目的を達成するために、本発明は、外部記憶装置か
ら主記憶装置に向けて転送される各ブロックの内容を調
べ、各ブロック内において条件に合致したレコードを含
むか否かを判定する機能と、条件に合ったレコードが該
ブロック内のどこに存在するかを示す機能を新たに設置
し、条件に合致したレコードを含むブロックと条件に合
致したレコードの存在場所（アドレス）を示す情報を主
記憶装置に転送することに特徴がある。

〔発明の実施例〕

（実施例） 以下、本発明の実施例を参照して詳細に説明する。実施
例の構成を第１図に示す。１は中央処理装置（ＣＰ
Ｕ）、２は主記憶装置、４は外部記憶装置、３はデータ
ベース・マシン（ＤＢＭ）で、本発明が新たに設置する
装置である。３１は命令受取り部で、１から３への命令
情報を受ける。３２はブロック取得部で指定されたブロ
ックを外部記憶装置４から取り込む。３３はバッファ部
で１つ以上のブロック用バッファとアドレスバッファか
ら成り、各ブロック用バッファにはブロックを格納し、
各アドレスバッファには、条件に合致したレコードがブ
ロックのどこに存在するかを示すアドレス情報を格納す
る。３４はバッファ管理部で、ブロック用バッファ及び
アドレス用バッファの状態を管理するテーブルを持つ。
ブロック用のアドレスの２つの状態テーブルの“バッフ
ァＩＤ”は３３の各ブロック用バッファ、アドレスバッ
ファを識別する。ブロック用バッファ状態テーブルの
“バッファ状態”は該ブロック用バッファは“空”、
“ブロックが入っているが、３５による演算が未完了”
“ブロックが入っており演算が完了”のいずれかの状態
であることを例えば、各々“０”，“１”，“２”など
で表わす。また、ブロック用バッファ状態テーブルの
“処理要求ＩＤ”は該ブロック用バッファ内容がどの処
理要求に応じたブロックで埋められているかを示す。一
方、アドレスバッファ状態テーブルにおいて、“バッフ
ァ状態”は該アドレスバッファが“空”、“アドレス情
報が入っているが該バッファは、満杯でない”、“アド
レス情報が入っていて満杯であることを例えば、各々、
“Ａ”，“Ｂ”，“Ｃ”などで表わす。また、アドレス
バッファ状態テーブルの“処理要求ＩＤ”は、該アドレ
スバッファがどの処理要求に応じて、レコードのアドレ
ス情報を格納しているかを示すもので、ブロック用バッ
ファ状態テーブルの“処理要求ＩＤ”と同じものが格納
される。３５は演算部で、各ブロックの内容を解析し、
各ブロックが指定された条件に合致するレコードが存在
するか否かを判定し、存在する場合、該レコードのアド
レス情報を算出する。３６は演算結果送出部である。

次に上述のごとき構成による実施例の動作について説明
する。

先ず、ＣＰＵ１では次のような処理要求が発行される。
すなわち、特定ファイルの中の、指定された条件を充す
レコードについて、指定された操作（該レコードの一部
ないしは全部の情報の“読み出し”や“書き替え”な
ど）を施せというものである。ＣＰＵ１は、従来方法の
項で述べた手段で、該ファイルを含むブロック（複数個
あり得る）のＩＤ（識別番号）とその外部記憶装置４に
おける格納場所ＩＤを調べる。次に、命令受取り部３１
は１より、該処理要求のＩＤ、上記のブロック格納場所
ＩＤ、対象レコード決定のための条件式に関する情報を
受け取り、演算部３５に渡す。３５は、処理要求テーブ
ル中の空欄を探し、ここに、該処理要求ＩＤと、その処
理要求内容（ブロック格納場所ＩＤ、条件式など）を記
入しさらに、ブロック格納場所ＩＤをブロック取得部３
２に渡す。３２は、指定されたブロック（群）を外部記
憶装置４から取り込み、バッファ管理部の３４のブロッ
ク用バッファ状態テーブルにおいて、バッファ状態が
“０”（空）であるバッファＩＤ（群）を調べ、対応す
るブロック用バッファ（群）に該ブロック（群）を格納
する。しかる後に、３２はバッファ管理部３４において
上記バッファＩＤ（群）に対応するブロック用バッファ
状態テーブルの“バッファ辞態”を“１”（満杯だが演
算未完了）に変える。

一方、演算部３５の動作は図２，図３に示すごとくであ
る。３５は先ずブロック用バッファ状態テーブル３４を
調べ、バッファ状態が“０”以外のバッファＩＤを１つ
探し、これに対応する処理要求ＩＤを読む。３５は、次
に該バッファＩＤに対応するバッファ部３３のブロック
用バッファに格納されたブロックに対し、次の処理を施
す。すなわち、該ブロック中に含まれる先頭レコードか
ら始め、該レコードが該処理要求に対して指定された条
件を満たすかを調べる。もし、満たすならば図３に示す
ごとく処理を行う。まず、３４において、該処理要求Ｉ
Ｄと同じ処理要求ＩＤで、かつ、“バッファ状態”＝
“Ｂ”のアドレスバッファ状態テーブルを探し、そのバ
ッファＩＤに対応する３３のアドレスバッファに該レコ
ードのアドレス情報を格納する。もし、３４において該
当するアドレスバッファ状態テーブルがなければ、“バ
ッファ状態”＝“Ａ”のアドレスバッファ状態テーブル
について、“バッファＩＤ”の小さい順に１つ探し、こ
れに該処理要求ＩＤをセットする。そして、３４の該ア
ドレスバッファ状態テーブルのバッファＩＤに対応する
３３のアドレスバッファに該レコードのアドレス情報を
格納する。その後、該アドレスバッファ３３がアドレス
情報が満杯になったかを判定し、満杯の場合、アドレス
バッファに対応する３４の該アドレスバッファ状態テー
ブルの“バッファ状態”を“Ｃ”とする。このようにし
て、アドレス情報の格納処理が終了すると、図２の中の
次の処理に移り、該ブロック中に未処理のレコードがあ
れば、次のレコードについて、上記の処理を反復し、該
ブロックの処理を完了すると３５はその中に条件を満た
すレコードがあるか判定し、ある場合、該ブロック用バ
ッファのバッファＩＤに対応するブロック用バッファ状
態テーブルの“バッファ状態”を“２”にセットし、な
い場合、該ブロックの内容をクリアし、該ブロックに対
応するブロック用バッファ状態テーブルのバッファ状態
を“０”にして図２中の始めに戻り、以上の動作を反復
する。

他方、演算結果送出部３６は、バッファ状態テーブル３
４の中から、“バッファ状態”が“２”バッファＩＤと
処理要求ＩＤを調べ、次にバッファ部３３から該バッフ
ァＩＤに対応するブロック用バッファ中のブロックと、
これに対応する処理要求ＩＤとを主記憶２に転送する。
ここで、転送のタイミングは、一定周期ごと、あるいは
３４中で“バッファ状態”が“２”のバッファ数が一定
値を超えた時点などとする。また、演算結果送出部は該
処理要求ＩＤに該当する該ファイルにおける全ブロック
の条件判定終了後、条件に合致した最後のブロックを主
記憶２に転送した時点で、次のことを行う。まず３４の
アドレスバッファ状態テーブルの中から該処理要求ＩＤ
と同じ処理要求ＩＤを格納しているか調べ、同じ場合、
バッファ部３３から該バッファＩＤに対応するアドレス
バッファ中のアドレス情報と、これに対応するアドレス
バッファ中のアドレス情報と、これに対応する処理要求
ＩＤとを主記憶２へ、“バッファＩＤ”の小さい順に転
送する。転送終了後、該アドレスバッファの内容を消去
し、バッファＩＤに対応する３４アドレスバッファ状態
テーブルの“バッファ状態”を“Ａ”にし、処理要求Ｉ
Ｄもクリアする。

〔発明の効果〕

以上説明したごとく、上述の本発明によれば、外部記憶
装置から主記憶装置へ更新処理要求時に指定された条件
のレコードを含むブロックと、その条件に合致するレコ
ードが該ブロック内のどこに存在するかのアドレス情報
を転送すればよい。このため、ＣＰＵの条件判定処理が
減じられ、また、データの更新処理時の該レコードのア
ドレスを調べる処理が不要であり、かつ、該レコードに
処理要求が引き続き発生しても、主記憶上で再利用可能
となる。これにより、ＣＰＵ使用時間が低減できる。ま
た、条件に合ったレコードを含むブロック群のみを主記
憶上に送ればよいので、主記憶量、データ転送量等を低
減しうる効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の一実施例の概略構成を示す図、第２
図は、演算部３５が、ブロック内に指定された条件を満
たすレコードが含まれているか判定するための動作を示
すフローチャートである。第３図は、演算部３５が、条
件を満たすレコードがブロック内のどこに存在するかを
アドレス情報を格納するための動作を示すフローチャー
トである。 ３…データベース・マシン、３５…演算部、３４…バッ
ファ管理部、ブロック用バッファ状態テーブル、アドレ
スバッファ状態テーブル。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 佐藤 和洋 神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地 株 式会社日立製作所システム開発研究所内 (72)発明者 倉野 昭 神奈川県小田原市国府津2880番地 株式会 社日立製作所小田原工場内 (72)発明者 福嶋 慎一 神奈川県横浜市戸塚区戸塚町5030番地 株 式会社日立製作所ソフトウエア工場内 (56)参考文献 特開 昭57−8864（ＪＰ，Ａ) 特開 昭57−13563（ＪＰ，Ａ)

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】処理装置におけるデータの論理的単位がレ
   コードと該レコードの集合体であるファイルにより構成
   され、該ファイルが前記レコードと大きさの異なるブロ
   ック単位で外部記憶装置に格納される計算機システムの
   データ転送方式において、前記処理装置と外部記憶装置
   との間に制御装置を設け、該制御装置は、前記処理装置
   から処理の対象となるレコードを含むファイルを格納す
   るブロックの前記外部記憶装置内での格納場所を示す識
   別情報と、前記処理の対象となるレコードを特定するた
   めの条件情報とを受け、前記識別情報により示されるブ
   ロックを前記外部記憶装置より取り込み、取り込んだブ
   ロックごとにブロック内のレコードを検索して前記条件
   情報を満たすレコードを含むか否か判定すると共に、前
   記条件情報を満たすレコードの該ブロック内における格
   納位置情報を取得し、前記判定の結果を基に、取り込ん
   だブロックの中から前記条件情報を満たすレコードを含
   むブロックを選択して前記処理装置に転送し、該転送処
   理が終了した後、前記格納位置情報を前記処理装置に転
   送することを特徴とするデータ転送方式。
2. 【請求項２】前記ブロックの大きさは前記レコードの大
   きさよりも大きいことを特徴とする特許請求の範囲第１
   項記載のデータ転送方式。