JPH07152634A - マネジメント・インフォメーション・ベース及びその生成方法 - Google Patents
マネジメント・インフォメーション・ベース及びその生成方法Info
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- JPH07152634A JPH07152634A JP5298416A JP29841693A JPH07152634A JP H07152634 A JPH07152634 A JP H07152634A JP 5298416 A JP5298416 A JP 5298416A JP 29841693 A JP29841693 A JP 29841693A JP H07152634 A JPH07152634 A JP H07152634A
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L41/00—Arrangements for maintenance, administration or management of data switching networks, e.g. of packet switching networks
- H04L41/04—Network management architectures or arrangements
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- H04L41/00—Arrangements for maintenance, administration or management of data switching networks, e.g. of packet switching networks
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- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/40—Network security protocols
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L69/00—Network arrangements, protocols or services independent of the application payload and not provided for in the other groups of this subclass
- H04L69/30—Definitions, standards or architectural aspects of layered protocol stacks
- H04L69/32—Architecture of open systems interconnection [OSI] 7-layer type protocol stacks, e.g. the interfaces between the data link level and the physical level
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- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Computer And Data Communications (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 ＯＳＩ管理のＭＩＢ（Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ
Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｂａｓｅ）において、イン
スタンスの包含関係の柔軟な追加削除を可能にしＭＩＢ
全体の保守運用を容易にし、効率的なネットワーク管理
を、可能にする。 【構成】 包含木の深さレベル毎に分けたファイル１
１，１２に、インスタンス間の包含関係を示す親子、兄
弟の関係をポインタにより保持する。インスタンスの管
理情報を管理対象クラス毎に分けたファイル２１，２
２，…，２ｎに格納し、包含関係を格納したファイルか
ら管理情報を格納したファイル中の、該当インスタンス
の管理情報をポインタで指す。またインスタンスファイ
ルに、最大属性数７１ａ、属性値最大サイズ７１ｂを持
ち、インスタンス毎の情報として管理情報の更新時刻７
３も持つ。
Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｂａｓｅ）において、イン
スタンスの包含関係の柔軟な追加削除を可能にしＭＩＢ
全体の保守運用を容易にし、効率的なネットワーク管理
を、可能にする。 【構成】 包含木の深さレベル毎に分けたファイル１
１，１２に、インスタンス間の包含関係を示す親子、兄
弟の関係をポインタにより保持する。インスタンスの管
理情報を管理対象クラス毎に分けたファイル２１，２
２，…，２ｎに格納し、包含関係を格納したファイルか
ら管理情報を格納したファイル中の、該当インスタンス
の管理情報をポインタで指す。またインスタンスファイ
ルに、最大属性数７１ａ、属性値最大サイズ７１ｂを持
ち、インスタンス毎の情報として管理情報の更新時刻７
３も持つ。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】この発明は、開放型システム間相
互接続（ＯＳＩ：Ｏｐｅｎ ＳｙｓｔｅｍｓＩｎｔｅｒ
ｃｏｎｎｅｃｔｉｏｎ）管理のデータベースの内部構成
に関するものである。特に、この発明はマネジメント・
インフォメーション・ベース（ＭＩＢ：Ｍａｎａｇｅｍ
ｅｎｔ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｂａｓｅ）の構成及
びそのメンテナンスに関するものである。
互接続（ＯＳＩ：Ｏｐｅｎ ＳｙｓｔｅｍｓＩｎｔｅｒ
ｃｏｎｎｅｃｔｉｏｎ）管理のデータベースの内部構成
に関するものである。特に、この発明はマネジメント・
インフォメーション・ベース（ＭＩＢ：Ｍａｎａｇｅｍ
ｅｎｔ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｂａｓｅ）の構成及
びそのメンテナンスに関するものである。
【０００２】
【従来の技術】当初のＯＳＩ参照モデルには、ネットワ
ーク全体を管理する仕組みは導入されておらず、ネット
ワーク管理の基本的な考え方は存在していなかった。ネ
ットワークに接続するノードの数が増え、ネットワーク
全体の通信量が増加するのに伴い、ネットワーク管理者
がネットワーク全体の管理対象の状態を正確にかつリア
ルタイムに把握することが要求されるようになってき
た。その要求に応えるためネットワーク全体の資源を積
極的に管理するためのシステムが、ＯＳＩ管理システム
である。ネットワーク管理にはいろいろな要求があっる
が、ＯＳＩではさまざまな要求に対して、ネットワーク
で提供する仕組みを以下のようにいくつかに分類してい
る。 １．障害管理（ＦＡＵＬＴ ＭＡＮＡＧＥＭＥＮＴ） エラー発生記録の管理、エラー検出通知の受付と対処、
診断機能の遂行 ２．課金管理（ＡＣＣＯＵＮＴＩＮＧ ＭＡＮＡＧＥＭ
ＥＮＴ） ネットワーク資源を消耗させたり損害を与えるユーザー
の通知、ネットワーク資源使用の上限の設定。 ３．構成および名前管理（ＣＯＮＦＩＧＵＲＡＴＩＯＮ
ＡＮＤ ＮＡＭＥＭＡＮＡＧＥＭＥＮＴ） 継続的にネットワークサービスを提供するために、ネッ
トワーク資源を統制し、個々を識別し、データの集配を
務める仕組み。具体的には、システムパラメータの設
定、ネットワーク資源の起動と停止、ネットワークの状
況に影響を与えるデータの収集、ネットワークの構成の
変更など。 ４．性能管理（ＰＥＲＦＯＲＭＡＮＣＥ ＭＡＮＡＧＥ
ＭＥＮＴ） ネットワーク資源の動作状況、および通信の効果を評価
するために必要な機能。具体的には、解析や計画のため
の統計データの収集、システムの使用状況記録の維持管
理、ネットワーク上の通信量を測定し、ネットワークの
負荷が適正量を越えないように監視、不正データがない
かどうか、ネットワーク診断用など。 ５．セキュリティ管理（ＳＥＣＵＲＩＴＹ ＭＡＮＡＧ
ＥＭＥＮＴ） ネットワーク資源の保全をはかる。具体的には、認証の
仕組み、アクセス管理、暗号化、セキュリティ記録の維
持管理。
ーク全体を管理する仕組みは導入されておらず、ネット
ワーク管理の基本的な考え方は存在していなかった。ネ
ットワークに接続するノードの数が増え、ネットワーク
全体の通信量が増加するのに伴い、ネットワーク管理者
がネットワーク全体の管理対象の状態を正確にかつリア
ルタイムに把握することが要求されるようになってき
た。その要求に応えるためネットワーク全体の資源を積
極的に管理するためのシステムが、ＯＳＩ管理システム
である。ネットワーク管理にはいろいろな要求があっる
が、ＯＳＩではさまざまな要求に対して、ネットワーク
で提供する仕組みを以下のようにいくつかに分類してい
る。 １．障害管理（ＦＡＵＬＴ ＭＡＮＡＧＥＭＥＮＴ） エラー発生記録の管理、エラー検出通知の受付と対処、
診断機能の遂行 ２．課金管理（ＡＣＣＯＵＮＴＩＮＧ ＭＡＮＡＧＥＭ
ＥＮＴ） ネットワーク資源を消耗させたり損害を与えるユーザー
の通知、ネットワーク資源使用の上限の設定。 ３．構成および名前管理（ＣＯＮＦＩＧＵＲＡＴＩＯＮ
ＡＮＤ ＮＡＭＥＭＡＮＡＧＥＭＥＮＴ） 継続的にネットワークサービスを提供するために、ネッ
トワーク資源を統制し、個々を識別し、データの集配を
務める仕組み。具体的には、システムパラメータの設
定、ネットワーク資源の起動と停止、ネットワークの状
況に影響を与えるデータの収集、ネットワークの構成の
変更など。 ４．性能管理（ＰＥＲＦＯＲＭＡＮＣＥ ＭＡＮＡＧＥ
ＭＥＮＴ） ネットワーク資源の動作状況、および通信の効果を評価
するために必要な機能。具体的には、解析や計画のため
の統計データの収集、システムの使用状況記録の維持管
理、ネットワーク上の通信量を測定し、ネットワークの
負荷が適正量を越えないように監視、不正データがない
かどうか、ネットワーク診断用など。 ５．セキュリティ管理（ＳＥＣＵＲＩＴＹ ＭＡＮＡＧ
ＥＭＥＮＴ） ネットワーク資源の保全をはかる。具体的には、認証の
仕組み、アクセス管理、暗号化、セキュリティ記録の維
持管理。
【０００３】ＯＳＩにおけるネットワーク管理の標準化
作業は検討段階にある。例えば管理情報をどのようにマ
ネジメント・インフォメーション・ベースに記憶するか
は特にＯＳＩの基準においては定められておらず、個々
のシステムにまかされたものとなっている。
作業は検討段階にある。例えば管理情報をどのようにマ
ネジメント・インフォメーション・ベースに記憶するか
は特にＯＳＩの基準においては定められておらず、個々
のシステムにまかされたものとなっている。
【０００４】図２７は、一般的なＯＳＩ管理システムの
一例を示す図である。ＯＳＩ管理システムは大きく分け
て２つのネットワークで構成されている。１つは個々の
資源で構成された管理対象ネットワーク２００である。
もう１つは管理対象ネットワーク２００に存在する個々
の資源を管理するための管理ネットワーク１００であ
る。管理対象ネットワーク２００内に存在している個々
の資源のことを管理対象という。例えば図２７において
は、管理対象としてシステム２１０、ローカル・エリア
・ネットワーク２１１、ワークステーション２１２、シ
ステム２２０、プライベート・ブランチ・エクスチェン
ジャ２２１、パーソナルコンピュータ２２２、タイム・
ディビジョン・マルチプレクサー２２３が存在してい
る。これらの管理対象はユーザの要求に合わせてシステ
ム化されたネットワークである。管理対象ネットワーク
２００はユーザの業務を実際に実行するためのシステム
を提供する。一方、管理ネットワーク１００は管理対象
ネットワーク２００に存在する管理対象を監視及び管理
するためのネットワークである。管理ネットワーク１０
０には各管理対象を監視するエージェント１０２ａ，１
０２ｂ，１０２ｃ…が存在する。また、各エージェント
１０２ａ，１０２ｂ，１０２ｃからの情報を総合的に管
理するマネージャ１０１が存在する。さらにエージェン
ト及びマネージャがアクセスするための情報を記憶する
マネジメント・インフォメーション・ベース１１０が存
在する。また、マネージャ１０１とエージェント１０２
ａ，１０２ｂ，１０２ｃ…とマネジメント・インフォメ
ーション・ベース１１０を結合するネットワーク１０３
が存在する。エージェントは管理対象ネットワーク２０
０内の管理対象を管理する為に、前述したようなネット
ワーク管理に必要な管理情報の授受を行う。エージェン
トは管理対象に対して管理操作を行い、また管理対象か
らの通知を受け取る。マネージャ１０１はエージェント
に対して管理操作を指示する。また、マネージャ１０１
はエージェントが管理対象から受け取った通知をエージ
ェントから受け取る。このようにマネージャからエージ
ェントへ、そしてエージェントから管理対象に管理操作
の実行が行われる。一方、管理対象からエージェント
へ、そしてエージェントからマネージャに対して管理対
象で発生した情報の通知が行われる。この管理操作の実
行は、マネジメント用のプロトコルに沿って行われる。
このようにマネージャとエージェント及びエージェント
と管理対象との間で受渡しした情報は管理情報としてマ
ネジメント・インフォメーション・ベース１１０に記憶
される。ここでこれらの管理情報をどのようにマネジメ
ント・インフォメーション・ベースに記憶するかは特に
ＯＳＩの基準においては定められておらず、個々のシス
テムにまかされたものとなっている。
一例を示す図である。ＯＳＩ管理システムは大きく分け
て２つのネットワークで構成されている。１つは個々の
資源で構成された管理対象ネットワーク２００である。
もう１つは管理対象ネットワーク２００に存在する個々
の資源を管理するための管理ネットワーク１００であ
る。管理対象ネットワーク２００内に存在している個々
の資源のことを管理対象という。例えば図２７において
は、管理対象としてシステム２１０、ローカル・エリア
・ネットワーク２１１、ワークステーション２１２、シ
ステム２２０、プライベート・ブランチ・エクスチェン
ジャ２２１、パーソナルコンピュータ２２２、タイム・
ディビジョン・マルチプレクサー２２３が存在してい
る。これらの管理対象はユーザの要求に合わせてシステ
ム化されたネットワークである。管理対象ネットワーク
２００はユーザの業務を実際に実行するためのシステム
を提供する。一方、管理ネットワーク１００は管理対象
ネットワーク２００に存在する管理対象を監視及び管理
するためのネットワークである。管理ネットワーク１０
０には各管理対象を監視するエージェント１０２ａ，１
０２ｂ，１０２ｃ…が存在する。また、各エージェント
１０２ａ，１０２ｂ，１０２ｃからの情報を総合的に管
理するマネージャ１０１が存在する。さらにエージェン
ト及びマネージャがアクセスするための情報を記憶する
マネジメント・インフォメーション・ベース１１０が存
在する。また、マネージャ１０１とエージェント１０２
ａ，１０２ｂ，１０２ｃ…とマネジメント・インフォメ
ーション・ベース１１０を結合するネットワーク１０３
が存在する。エージェントは管理対象ネットワーク２０
０内の管理対象を管理する為に、前述したようなネット
ワーク管理に必要な管理情報の授受を行う。エージェン
トは管理対象に対して管理操作を行い、また管理対象か
らの通知を受け取る。マネージャ１０１はエージェント
に対して管理操作を指示する。また、マネージャ１０１
はエージェントが管理対象から受け取った通知をエージ
ェントから受け取る。このようにマネージャからエージ
ェントへ、そしてエージェントから管理対象に管理操作
の実行が行われる。一方、管理対象からエージェント
へ、そしてエージェントからマネージャに対して管理対
象で発生した情報の通知が行われる。この管理操作の実
行は、マネジメント用のプロトコルに沿って行われる。
このようにマネージャとエージェント及びエージェント
と管理対象との間で受渡しした情報は管理情報としてマ
ネジメント・インフォメーション・ベース１１０に記憶
される。ここでこれらの管理情報をどのようにマネジメ
ント・インフォメーション・ベースに記憶するかは特に
ＯＳＩの基準においては定められておらず、個々のシス
テムにまかされたものとなっている。
【０００５】次に、図２８を用いて管理情報の構造につ
いて説明する。ＯＳＩ管理システムにおいては、ネット
ワーク管理において発生する管理情報は管理対象の追
加、修正等がリアルタイムに発生することを考慮し、拡
張性を持つ概念でその構造を記述する。そしてその具体
的な方法としてオブジェクト指向型の設計を取り入れて
いる。このオブジェクト指向設計の特徴はクラスとイン
スタンスという概念を導入した点である。図２８にこの
クラスとインスタンスのいくつかの例を示す。図２８に
おいて、楕円はクラスを示し、四角はインスタンスを示
す。（ａ）においては、コンピュータというクラスに対
してパーソナルコンピュータ、ワークステーション、ス
モールビジネスコンピュータというインスタンスが存在
する場合を示している。また、（ｂ）においてはパーソ
ナルコンピュータというクラスに対して８ビット機、１
６ビット機、３２ビット機というインスタンスが存在す
る場合を示している。また、（ｃ）においては動物とい
うクラスに対して、イヌ、ネコ、馬というインスタンス
が存在する場合を示している。クラスとは共通の特性を
定義したものである。インスタンスとはクラスで定義さ
れた特性を持つ具体化されたものである。以下、ＯＳＩ
管理のためのクラスを管理対象クラスと呼ぶ。また、Ｏ
ＳＩ管理のためのインスタンスを管理対象インスタンス
あるいは単にインスタンスと呼ぶ。
いて説明する。ＯＳＩ管理システムにおいては、ネット
ワーク管理において発生する管理情報は管理対象の追
加、修正等がリアルタイムに発生することを考慮し、拡
張性を持つ概念でその構造を記述する。そしてその具体
的な方法としてオブジェクト指向型の設計を取り入れて
いる。このオブジェクト指向設計の特徴はクラスとイン
スタンスという概念を導入した点である。図２８にこの
クラスとインスタンスのいくつかの例を示す。図２８に
おいて、楕円はクラスを示し、四角はインスタンスを示
す。（ａ）においては、コンピュータというクラスに対
してパーソナルコンピュータ、ワークステーション、ス
モールビジネスコンピュータというインスタンスが存在
する場合を示している。また、（ｂ）においてはパーソ
ナルコンピュータというクラスに対して８ビット機、１
６ビット機、３２ビット機というインスタンスが存在す
る場合を示している。また、（ｃ）においては動物とい
うクラスに対して、イヌ、ネコ、馬というインスタンス
が存在する場合を示している。クラスとは共通の特性を
定義したものである。インスタンスとはクラスで定義さ
れた特性を持つ具体化されたものである。以下、ＯＳＩ
管理のためのクラスを管理対象クラスと呼ぶ。また、Ｏ
ＳＩ管理のためのインスタンスを管理対象インスタンス
あるいは単にインスタンスと呼ぶ。
【０００６】次に、図２９を用いて、管理対象クラスに
ついて、さらに説明する。図２９は継承木の一例を示す
図であり、楕円印は管理対象クラスを示している。また
図において、上下関係はスーパークラス及びサブクラス
の関係を示している。サブクラスはスーパークラスの特
性を継承する。ここで特性とは属性、操作、通知、振る
舞いを意味する。サブクラスはスーパークラスの特性を
継承しているとともに、新たな特性を追加することがで
きる。逆にサブクラスはスーパークラスの特性のうち何
れかのものを削除するということは許されない。例え
ば、図２９において、ネットワークというサブクラスは
システムというスーパークラスが持つ特性をすべて継承
している。同様にワークステーションというサブクラス
はシステムの特性をすべて継承している。
ついて、さらに説明する。図２９は継承木の一例を示す
図であり、楕円印は管理対象クラスを示している。また
図において、上下関係はスーパークラス及びサブクラス
の関係を示している。サブクラスはスーパークラスの特
性を継承する。ここで特性とは属性、操作、通知、振る
舞いを意味する。サブクラスはスーパークラスの特性を
継承しているとともに、新たな特性を追加することがで
きる。逆にサブクラスはスーパークラスの特性のうち何
れかのものを削除するということは許されない。例え
ば、図２９において、ネットワークというサブクラスは
システムというスーパークラスが持つ特性をすべて継承
している。同様にワークステーションというサブクラス
はシステムの特性をすべて継承している。
【０００７】次に、図３０を用いて管理対象インスタン
スの包含木の例について説明する。管理対象インスタン
スを一意に識別するために管理対象インスタンスに名前
がつけられる。この名前付けは包含木と呼ばれるツリー
に基づいて名前付けがなされる。この包含木は管理対象
インスタンスの包含関係を示している。図３０におい
て、（ａ）は管理対象インスタンスの表現方法を示して
いる。管理対象インスタンスは管理対象クラスのラベル
と管理対象インスタンスに割り振られた識別子によって
表現することができる。図３０の（ｂ）は（ａ）に示し
た表現方法を用いて包含木を図示したものである。包含
木の上下関係は親子関係を示している。包含木の左右関
係は兄弟関係を示している。この包含木の例は図２７に
示した管理対象ネットワーク２００の場合を示したもの
である。例えば、この包含木はルートに対してシステム
２１０とシステム２２０が存在している。また、システ
ム２１０にはネットワーク２１１とワークステーション
２１２が存在していることを示している。
スの包含木の例について説明する。管理対象インスタン
スを一意に識別するために管理対象インスタンスに名前
がつけられる。この名前付けは包含木と呼ばれるツリー
に基づいて名前付けがなされる。この包含木は管理対象
インスタンスの包含関係を示している。図３０におい
て、（ａ）は管理対象インスタンスの表現方法を示して
いる。管理対象インスタンスは管理対象クラスのラベル
と管理対象インスタンスに割り振られた識別子によって
表現することができる。図３０の（ｂ）は（ａ）に示し
た表現方法を用いて包含木を図示したものである。包含
木の上下関係は親子関係を示している。包含木の左右関
係は兄弟関係を示している。この包含木の例は図２７に
示した管理対象ネットワーク２００の場合を示したもの
である。例えば、この包含木はルートに対してシステム
２１０とシステム２２０が存在している。また、システ
ム２１０にはネットワーク２１１とワークステーション
２１２が存在していることを示している。
【０００８】次に、相対識別名ＲＤＮと識別名ＤＮにつ
いて説明する。各管理対象インスタンスが持っている名
前属性型とその値から構成される組を相対識別名（ＲＤ
Ｎ）と呼ぶ。例えば、ワークステーション２１２の相対
識別名は（ＷＳＩＤ＝”Ｗ１”）である。同様に、ワー
クステーション２２４の相対識別名は（ＷＳＩＤ＝”Ｗ
１”）である。一方、包含木に沿って前述した相対識別
名を並べた名前を識別名（ＤＮ）と呼ぶ。例えば、ワー
クステーション２１２の場合、識別名は（システムＩＤ
＝”ＸＹＺ”）（ＷＳＩＤ＝”Ｗ１”）である。また、
ワークステーション２２４の場合の識別名は（システム
ＩＤ＝”ＯＰＱ”）（ＷＳＩＤ＝”Ｗ１”）である。以
上のように、ワークステーション２１２とワークステー
ション２２４の相対識別名は同一であり互いを識別する
ことはできないが、識別名を用いることにより、管理対
象を一意に識別することができる。
いて説明する。各管理対象インスタンスが持っている名
前属性型とその値から構成される組を相対識別名（ＲＤ
Ｎ）と呼ぶ。例えば、ワークステーション２１２の相対
識別名は（ＷＳＩＤ＝”Ｗ１”）である。同様に、ワー
クステーション２２４の相対識別名は（ＷＳＩＤ＝”Ｗ
１”）である。一方、包含木に沿って前述した相対識別
名を並べた名前を識別名（ＤＮ）と呼ぶ。例えば、ワー
クステーション２１２の場合、識別名は（システムＩＤ
＝”ＸＹＺ”）（ＷＳＩＤ＝”Ｗ１”）である。また、
ワークステーション２２４の場合の識別名は（システム
ＩＤ＝”ＯＰＱ”）（ＷＳＩＤ＝”Ｗ１”）である。以
上のように、ワークステーション２１２とワークステー
ション２２４の相対識別名は同一であり互いを識別する
ことはできないが、識別名を用いることにより、管理対
象を一意に識別することができる。
【０００９】図３１及び図３２は特開平３−２３１３５
２号公報に示された継承木の論理構成図及び継承木の物
理構成図である。図３１に示すような継承木を図３２に
示すような構成によりマネジメント・インフォメーショ
ン・ベースに記憶する例を示している。図３２において
は、各管理対象クラスをノードとして表現している。各
ノードには左のポインタと右のポインタが存在してい
る。左のポインタは図３１における親子関係を示すポイ
ンタである。また、右のポインタは兄弟関係を示すポイ
ンタである。このような左のポインタと右のポインタを
用いることにより継承木を検索することができる。
２号公報に示された継承木の論理構成図及び継承木の物
理構成図である。図３１に示すような継承木を図３２に
示すような構成によりマネジメント・インフォメーショ
ン・ベースに記憶する例を示している。図３２において
は、各管理対象クラスをノードとして表現している。各
ノードには左のポインタと右のポインタが存在してい
る。左のポインタは図３１における親子関係を示すポイ
ンタである。また、右のポインタは兄弟関係を示すポイ
ンタである。このような左のポインタと右のポインタを
用いることにより継承木を検索することができる。
【００１０】次に、図３３は情報処理学会第４２回（平
成３年前期）全国大会（１−１６９〜１−１７０）にお
いて発表されたマネジメント・インフォメーション・ベ
ースのデータ構造を示す図である。インスタンスの属性
情報はインスタンス情報テーブル４００を介してアクセ
スすることができる。インスタンス情報テーブル４００
には上下左右のインスタンスを表すアドレスが保持され
ているとともに、フォワードポインタ検索ができるよう
にフォワードアドレスが記憶されている。上下左右のア
ドレスは包含木を検索するために用いるものである。ま
た、フォワードアドレスはインスタンスが包含する下位
のインスタンス群を特定するためのものである。このよ
うに、２分木検索とフォワードポインタ検索の２方式を
併用することでインスタンスの高速検索を可能としてい
る。このインスタンス情報テーブル４００はエージェン
ト情報テーブル４１０から参照される。そして、これら
エージェント情報テーブル４１０とインスタンス情報テ
ーブル４００はエージェント単位に記憶されている。一
方、クラス情報テーブル５００は上位クラスアドレスと
下位クラスアドレスの上下アドレスを持つことによりク
ラス情報を検索する。アトリビュート情報テーブル５２
０には各クラスの属性が記憶されており、これらの情報
はクラス情報テーブル５００のアトリビュートリスト情
報を用いて参照することができる。
成３年前期）全国大会（１−１６９〜１−１７０）にお
いて発表されたマネジメント・インフォメーション・ベ
ースのデータ構造を示す図である。インスタンスの属性
情報はインスタンス情報テーブル４００を介してアクセ
スすることができる。インスタンス情報テーブル４００
には上下左右のインスタンスを表すアドレスが保持され
ているとともに、フォワードポインタ検索ができるよう
にフォワードアドレスが記憶されている。上下左右のア
ドレスは包含木を検索するために用いるものである。ま
た、フォワードアドレスはインスタンスが包含する下位
のインスタンス群を特定するためのものである。このよ
うに、２分木検索とフォワードポインタ検索の２方式を
併用することでインスタンスの高速検索を可能としてい
る。このインスタンス情報テーブル４００はエージェン
ト情報テーブル４１０から参照される。そして、これら
エージェント情報テーブル４１０とインスタンス情報テ
ーブル４００はエージェント単位に記憶されている。一
方、クラス情報テーブル５００は上位クラスアドレスと
下位クラスアドレスの上下アドレスを持つことによりク
ラス情報を検索する。アトリビュート情報テーブル５２
０には各クラスの属性が記憶されており、これらの情報
はクラス情報テーブル５００のアトリビュートリスト情
報を用いて参照することができる。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】マネジメント・インフ
ォメーション・ベースに記憶されるデータ量は大規模な
ものとなる。また、各インスタンスへのアクセス処理は
高速に行われることが要求される。さらに、管理情報は
管理対象の状態が変化するたびにダイナミックにかつリ
アルタイムに更新されるため、容易にかつ高速に更新が
可能な構成をとる必要がある。従来のＯＳＩ管理システ
ムにおいては、各管理対象の関係や管理対象の構成をア
プリケーション設定時、またはアプリケーションプログ
ラムのコンパイル時に静的に取り込んでいた。従って、
管理対象間の包含関係や管理情報の構成をアプリケーシ
ョン側で吸収しなければならず、柔軟なシステム構築が
難しかった。
ォメーション・ベースに記憶されるデータ量は大規模な
ものとなる。また、各インスタンスへのアクセス処理は
高速に行われることが要求される。さらに、管理情報は
管理対象の状態が変化するたびにダイナミックにかつリ
アルタイムに更新されるため、容易にかつ高速に更新が
可能な構成をとる必要がある。従来のＯＳＩ管理システ
ムにおいては、各管理対象の関係や管理対象の構成をア
プリケーション設定時、またはアプリケーションプログ
ラムのコンパイル時に静的に取り込んでいた。従って、
管理対象間の包含関係や管理情報の構成をアプリケーシ
ョン側で吸収しなければならず、柔軟なシステム構築が
難しかった。
【００１２】例えば、スーパークラスにおいて特性等の
変更が生ずると、そのスーパークラス定義の変更に基づ
きサブクラスの定義をし直し、関連するプログラムのコ
ンパイル及びリンクをし直す必要があった。図２９、図
３１及び図３３に示した従来のマネジメント・インフォ
メーション・ベースはこのようなアプリケーション側の
負担を軽減するとともに、インスタンスの高速アクセス
及びネットワークの構成変更に伴うダイナミックな更新
を可能にするために考えられたものである。しかし、こ
れらのシステムにおいても管理対象クラス及び管理対象
インスタンスの両方にわたって総合的にかつ柔軟的にシ
ステムを構築するという点においてはまだ考慮すべき点
が残っている。
変更が生ずると、そのスーパークラス定義の変更に基づ
きサブクラスの定義をし直し、関連するプログラムのコ
ンパイル及びリンクをし直す必要があった。図２９、図
３１及び図３３に示した従来のマネジメント・インフォ
メーション・ベースはこのようなアプリケーション側の
負担を軽減するとともに、インスタンスの高速アクセス
及びネットワークの構成変更に伴うダイナミックな更新
を可能にするために考えられたものである。しかし、こ
れらのシステムにおいても管理対象クラス及び管理対象
インスタンスの両方にわたって総合的にかつ柔軟的にシ
ステムを構築するという点においてはまだ考慮すべき点
が残っている。
【００１３】さらに、前述したようにＯＳＩにおけるネ
ットワーク管理の標準化作業は検討段階にあり例えば管
理情報をどのようにマネジメント・インフォメーション
・ベースに記憶するかは特にＯＳＩの基準においては定
められておらず、個々のシステムにまかされたものとな
っている。
ットワーク管理の標準化作業は検討段階にあり例えば管
理情報をどのようにマネジメント・インフォメーション
・ベースに記憶するかは特にＯＳＩの基準においては定
められておらず、個々のシステムにまかされたものとな
っている。
【００１４】この発明は上記のような問題点を解決する
ためになされたもので、マネジメント・インフォメーシ
ョン・ベースの新たなファイル構成を提案するととも
に、そのファイル構成に基づくＯＳＩ管理システムを提
供することを目的とする。さらに、前述した管理の仕組
みのうち、特に、構成および名前管理に有効な手段を提
供することを目的とする。具体的には以下の点である。 （１）オブジェクト指向の概念を用いて表現されたネッ
トワーク管理の管理情報のデータベースにおけるインス
タンス間の包含関係の追加、削除を柔軟に行えること。 （２）マネジメント・インフォメーション・ベースの保
守が容易であること。 （３）マネジメント・インフォメーション・ベースに記
憶されたインスタンスの追加及び削除の繰り返しに対し
て、無駄なリソースを発生させないこと。
ためになされたもので、マネジメント・インフォメーシ
ョン・ベースの新たなファイル構成を提案するととも
に、そのファイル構成に基づくＯＳＩ管理システムを提
供することを目的とする。さらに、前述した管理の仕組
みのうち、特に、構成および名前管理に有効な手段を提
供することを目的とする。具体的には以下の点である。 （１）オブジェクト指向の概念を用いて表現されたネッ
トワーク管理の管理情報のデータベースにおけるインス
タンス間の包含関係の追加、削除を柔軟に行えること。 （２）マネジメント・インフォメーション・ベースの保
守が容易であること。 （３）マネジメント・インフォメーション・ベースに記
憶されたインスタンスの追加及び削除の繰り返しに対し
て、無駄なリソースを発生させないこと。
【００１５】
【課題を解決するための手段】第１の発明に係るマネジ
メント・インフォメーション・ベースは、以下の要素を
有するものである。 （ａ）インスタンスの包含関係を記憶する包含関係ファ
イル、（ｂ）インスタンスの管理情報を記憶するインス
タンスファイル、（ｃ）上記包含関係ファイルと上記イ
ンスタンスファイルを用いて、管理情報をアクセスする
データベースアクセス部。
メント・インフォメーション・ベースは、以下の要素を
有するものである。 （ａ）インスタンスの包含関係を記憶する包含関係ファ
イル、（ｂ）インスタンスの管理情報を記憶するインス
タンスファイル、（ｃ）上記包含関係ファイルと上記イ
ンスタンスファイルを用いて、管理情報をアクセスする
データベースアクセス部。
【００１６】第２の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、インスタンスの包含関係を親子
兄弟を示す包含木で表すとともに、上記包含関係ファイ
ルは、包含木の深さレベル毎に複数設けられたことを特
徴とする。
メーション・ベースは、インスタンスの包含関係を親子
兄弟を示す包含木で表すとともに、上記包含関係ファイ
ルは、包含木の深さレベル毎に複数設けられたことを特
徴とする。
【００１７】第３の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、複数の包含関係ファイルに、各
ファイル毎に定められた所定数の兄弟を記憶する複数の
領域が設けられたことを特徴とする。
メーション・ベースは、複数の包含関係ファイルに、各
ファイル毎に定められた所定数の兄弟を記憶する複数の
領域が設けられたことを特徴とする。
【００１８】第４の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、管理対象に管理対象クラスを割
り当てるとともに、上記管理対象クラス毎に上記インス
タンスファイルを複数設けることを特徴とする。
メーション・ベースは、管理対象に管理対象クラスを割
り当てるとともに、上記管理対象クラス毎に上記インス
タンスファイルを複数設けることを特徴とする。
【００１９】第５の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、上記データベースアクセス部
に、新たな管理対象クラスが追加された場合に、その管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルを生成す
る管理対象クラスメンテナンス部を備えたことを特徴と
する。
メーション・ベースは、上記データベースアクセス部
に、新たな管理対象クラスが追加された場合に、その管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルを生成す
る管理対象クラスメンテナンス部を備えたことを特徴と
する。
【００２０】第６の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、新たなインスタンスが追加され
た場合、そのインスタンスが存在する深さレベルに対応
する包含関係ファイルにそのインスタンスを追加し、そ
のインスタンスの管理対象クラスに対応するインスタン
スファイルにそのインスタンスを追加するとともに、包
含関係ファイルに追加したインスタンスからインスタン
スファイルに追加したインスタンスをアクセスするポイ
ンタを付加するインスタンスメンテナンス部を備えたデ
ータベースアクセス部を有することを特徴とする。
メーション・ベースは、新たなインスタンスが追加され
た場合、そのインスタンスが存在する深さレベルに対応
する包含関係ファイルにそのインスタンスを追加し、そ
のインスタンスの管理対象クラスに対応するインスタン
スファイルにそのインスタンスを追加するとともに、包
含関係ファイルに追加したインスタンスからインスタン
スファイルに追加したインスタンスをアクセスするポイ
ンタを付加するインスタンスメンテナンス部を備えたデ
ータベースアクセス部を有することを特徴とする。
【００２１】第７の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、上記インスタンスファイルに、
インスタンスが持つ管理情報のサイズを記憶するサイズ
記憶部を有することを特徴とする。
メーション・ベースは、上記インスタンスファイルに、
インスタンスが持つ管理情報のサイズを記憶するサイズ
記憶部を有することを特徴とする。
【００２２】第８の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、管理情報のサイズの変更があっ
た場合、上記サイズ記憶部にある管理情報のサイズを新
たなサイズに変更し、新たなサイズに基づいてインスタ
ンスファイルを再生する管理情報サイズメンテナンス部
を備えたデータベースアクセス部を有することを特徴と
する。
メーション・ベースは、管理情報のサイズの変更があっ
た場合、上記サイズ記憶部にある管理情報のサイズを新
たなサイズに変更し、新たなサイズに基づいてインスタ
ンスファイルを再生する管理情報サイズメンテナンス部
を備えたデータベースアクセス部を有することを特徴と
する。
【００２３】第９の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、管理対象ネットワークの構成が
変更されることによる包含木の変更があった場合、上記
包含関係ファイルの親子あるいは兄弟のポインタの付け
変えを行うことにより、包含木の変更を行う包含木メン
テナンス部を備えたデータベースアクセス部を有するこ
とを特徴とする。
メーション・ベースは、管理対象ネットワークの構成が
変更されることによる包含木の変更があった場合、上記
包含関係ファイルの親子あるいは兄弟のポインタの付け
変えを行うことにより、包含木の変更を行う包含木メン
テナンス部を備えたデータベースアクセス部を有するこ
とを特徴とする。
【００２４】第１０の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースは、上記データベースアクセス部
に、少なくとも上記包含関係ファイルおよび上記インス
タンスファイルのいずれかのファイルのガーベージコレ
クションを行うガーベージコレクション部を備えたこと
を特徴とする。
ォメーション・ベースは、上記データベースアクセス部
に、少なくとも上記包含関係ファイルおよび上記インス
タンスファイルのいずれかのファイルのガーベージコレ
クションを行うガーベージコレクション部を備えたこと
を特徴とする。
【００２５】第１１の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースは、各インスタンスの管理情報の
更新時刻を記憶するインスタンスファイルを有し、上記
更新時刻に基づいて管理情報のアクセスの制御を行う表
示処理部を備えたデータベースアクセス部を有すること
を特徴とする。
ォメーション・ベースは、各インスタンスの管理情報の
更新時刻を記憶するインスタンスファイルを有し、上記
更新時刻に基づいて管理情報のアクセスの制御を行う表
示処理部を備えたデータベースアクセス部を有すること
を特徴とする。
【００２６】第１２の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースの生成方法は、以下の工程を有す
るものである。 （ａ）インスタンスの包含木の深さレベル毎に複数の包
含関係ファイルを生成する包含関係ファイル生成工程、
（ｂ）生成した複数の包含関係ファイル間でインスタン
スの親子関係を保持し、個々のファイル内でインスタン
スの兄弟関係を保持するように、インスタンスを登録す
る包含関係登録工程、（ｃ）インスタンスの管理情報を
記憶するインスタンスファイルを管理対象クラス毎に生
成するインスタンスファイル生成工程、（ｄ）インスタ
ンスファイルにインスタンスを登録するインスタンスフ
ァイル登録工程。
ォメーション・ベースの生成方法は、以下の工程を有す
るものである。 （ａ）インスタンスの包含木の深さレベル毎に複数の包
含関係ファイルを生成する包含関係ファイル生成工程、
（ｂ）生成した複数の包含関係ファイル間でインスタン
スの親子関係を保持し、個々のファイル内でインスタン
スの兄弟関係を保持するように、インスタンスを登録す
る包含関係登録工程、（ｃ）インスタンスの管理情報を
記憶するインスタンスファイルを管理対象クラス毎に生
成するインスタンスファイル生成工程、（ｄ）インスタ
ンスファイルにインスタンスを登録するインスタンスフ
ァイル登録工程。
【００２７】第１３の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースの生成方法は、さらに、インスタ
ンスの管理情報を収集し、インスタンスファイルに記憶
する管理情報記憶工程を備えたことを特徴とする。
ォメーション・ベースの生成方法は、さらに、インスタ
ンスの管理情報を収集し、インスタンスファイルに記憶
する管理情報記憶工程を備えたことを特徴とする。
【００２８】
【作用】第１の発明におけるマネジメント・インフォメ
ーション・ベースは、データ構造が大きく二つに分かれ
ており、包含関係ファイルがインスタンスの包含関係を
記憶し、インスタンスファイルがインスタンスの管理情
報を記憶する。さらに、これらのファイルを用いてデー
タベースアクセス部が、管理情報をアクセスする。この
ため、インスタンスの包含関係をマネジメント・インフ
ォメーション・ベースのなかに持つことができる。
ーション・ベースは、データ構造が大きく二つに分かれ
ており、包含関係ファイルがインスタンスの包含関係を
記憶し、インスタンスファイルがインスタンスの管理情
報を記憶する。さらに、これらのファイルを用いてデー
タベースアクセス部が、管理情報をアクセスする。この
ため、インスタンスの包含関係をマネジメント・インフ
ォメーション・ベースのなかに持つことができる。
【００２９】第２の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、インスタンスの包含関係を親子
兄弟を示す包含木で表すとともに、包含関係ファイル
は、包含木の深さレベル毎に複数設けられている。この
ため、リソースの節約につながるとともに、ファイル名
を一意に容易に特定できる。
メーション・ベースは、インスタンスの包含関係を親子
兄弟を示す包含木で表すとともに、包含関係ファイル
は、包含木の深さレベル毎に複数設けられている。この
ため、リソースの節約につながるとともに、ファイル名
を一意に容易に特定できる。
【００３０】第３の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、複数の包含関係ファイルに、各
ファイル毎に定められた所定数の兄弟を記憶する複数の
領域が設けられている。このため、管理対象の包含関係
に応じた値をファイル毎に設定することが可能となる。
メーション・ベースは、複数の包含関係ファイルに、各
ファイル毎に定められた所定数の兄弟を記憶する複数の
領域が設けられている。このため、管理対象の包含関係
に応じた値をファイル毎に設定することが可能となる。
【００３１】第４の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、管理対象に管理対象クラスを割
り当てるとともに、その管理対象クラス毎にインスタン
スファイルを複数設けるものである。これにより、管理
対象クラスの追加削除に対応した、マネジメント・イン
フォメーション・ベースの保守が可能となる。
メーション・ベースは、管理対象に管理対象クラスを割
り当てるとともに、その管理対象クラス毎にインスタン
スファイルを複数設けるものである。これにより、管理
対象クラスの追加削除に対応した、マネジメント・イン
フォメーション・ベースの保守が可能となる。
【００３２】第５の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、管理対象クラスメンテナンス部
が、新たな管理対象クラスが追加された場合に、その管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルを生成す
る。このため、ネットワークにおける管理対象クラスの
追加を、動的に、マネジメント・インフォメーション・
ベースに反映することができる。
メーション・ベースは、管理対象クラスメンテナンス部
が、新たな管理対象クラスが追加された場合に、その管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルを生成す
る。このため、ネットワークにおける管理対象クラスの
追加を、動的に、マネジメント・インフォメーション・
ベースに反映することができる。
【００３３】第６の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、インスタンスメンテナンス部
が、新たなインスタンスが追加された場合、そのインス
タンスが存在する深さレベルに対応する包含関係ファイ
ルにそのインスタンスを追加し、そのインスタンスの管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルにそのイ
ンスタンスを追加するとともに、包含関係ファイルに追
加したインスタンスからインスタンスファイルに追加し
たインスタンスをアクセスするポインタを付加する。こ
のため、動的な、インスタンスの追加削除が可能とな
る。
メーション・ベースは、インスタンスメンテナンス部
が、新たなインスタンスが追加された場合、そのインス
タンスが存在する深さレベルに対応する包含関係ファイ
ルにそのインスタンスを追加し、そのインスタンスの管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルにそのイ
ンスタンスを追加するとともに、包含関係ファイルに追
加したインスタンスからインスタンスファイルに追加し
たインスタンスをアクセスするポインタを付加する。こ
のため、動的な、インスタンスの追加削除が可能とな
る。
【００３４】第７の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースにおいて、インスタンスファイル
は、クラス毎にインスタンスが持つ管理情報のサイズを
記憶するサイズ記憶部を有している。これにより、管理
対象クラスの属性に適合した管理情報サイズを設定でき
る。
メーション・ベースにおいて、インスタンスファイル
は、クラス毎にインスタンスが持つ管理情報のサイズを
記憶するサイズ記憶部を有している。これにより、管理
対象クラスの属性に適合した管理情報サイズを設定でき
る。
【００３５】第８の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースにおいて、管理情報のサイズの変更
があった場合、上記サイズ記憶部にある管理情報のサイ
ズを新たなサイズに変更し、新たなサイズに基づいてイ
ンスタンスファイルを再生する管理情報サイズメンテナ
ンス部を備えている。このため、属性の追加削除を動的
に、容易に行うことができる。
メーション・ベースにおいて、管理情報のサイズの変更
があった場合、上記サイズ記憶部にある管理情報のサイ
ズを新たなサイズに変更し、新たなサイズに基づいてイ
ンスタンスファイルを再生する管理情報サイズメンテナ
ンス部を備えている。このため、属性の追加削除を動的
に、容易に行うことができる。
【００３６】第９の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、包含木メンテナンス部が、管理
対象ネットワークの構成が変更されることによる包含木
の変更があった場合、上記包含関係ファイルの親子ある
いは兄弟のポインタの付け変えを行うことにより、包含
木の変更を行う。このため、ネットワーク管理運用中に
管理対象ネットワークの構成の変更があっても、柔軟に
対応できる。
メーション・ベースは、包含木メンテナンス部が、管理
対象ネットワークの構成が変更されることによる包含木
の変更があった場合、上記包含関係ファイルの親子ある
いは兄弟のポインタの付け変えを行うことにより、包含
木の変更を行う。このため、ネットワーク管理運用中に
管理対象ネットワークの構成の変更があっても、柔軟に
対応できる。
【００３７】第１０の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースは、ガーベージコレクション部を
備え、ガーベージコレクション部は、包含関係ファイル
やインスタンスファイルのガーベージコレクションを行
う。これにより、リソースを節約し、資源の有効活用を
図ることができる。
ォメーション・ベースは、ガーベージコレクション部を
備え、ガーベージコレクション部は、包含関係ファイル
やインスタンスファイルのガーベージコレクションを行
う。これにより、リソースを節約し、資源の有効活用を
図ることができる。
【００３８】第１１の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースにおいて、インスタンスファイル
は、各インスタンスの管理情報の更新時刻を記憶し、表
示処理部は、その更新時刻と、表示処理終了時刻を比較
して、その比較に基づいてマネジメント・インフォメー
ション・ベースの管理情報の表示を行う。このため、常
に表示を継続させる必要が無くなり、ネットワーク管理
システムの運用が効率的となる。
ォメーション・ベースにおいて、インスタンスファイル
は、各インスタンスの管理情報の更新時刻を記憶し、表
示処理部は、その更新時刻と、表示処理終了時刻を比較
して、その比較に基づいてマネジメント・インフォメー
ション・ベースの管理情報の表示を行う。このため、常
に表示を継続させる必要が無くなり、ネットワーク管理
システムの運用が効率的となる。
【００３９】第１２の発明におけるマネジメント・イン
フォメーション・ベースは、以下の複数の工程により生
成される。すなわち、包含関係ファイル生成工程は、イ
ンスタンスの包含木の深さレベル毎に複数の包含関係フ
ァイルを生成する。包含関係登録工程は、生成した複数
の包含関係ファイル間でインスタンスの親子関係を保持
し、個々のファイル内でインスタンスの兄弟関係を保持
するように、インスタンスを登録する。インスタンスフ
ァイル生成工程は、インスタンスの管理情報を記憶する
インスタンスファイルを管理対象クラス毎に生成する。
インスタンスファイル登録工程は、インスタンスファイ
ルにインスタンスを登録する。これにより、マネジメン
ト・インフォメーション・ベースを効率よく生成するこ
とができる。
フォメーション・ベースは、以下の複数の工程により生
成される。すなわち、包含関係ファイル生成工程は、イ
ンスタンスの包含木の深さレベル毎に複数の包含関係フ
ァイルを生成する。包含関係登録工程は、生成した複数
の包含関係ファイル間でインスタンスの親子関係を保持
し、個々のファイル内でインスタンスの兄弟関係を保持
するように、インスタンスを登録する。インスタンスフ
ァイル生成工程は、インスタンスの管理情報を記憶する
インスタンスファイルを管理対象クラス毎に生成する。
インスタンスファイル登録工程は、インスタンスファイ
ルにインスタンスを登録する。これにより、マネジメン
ト・インフォメーション・ベースを効率よく生成するこ
とができる。
【００４０】第１３の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースの生成方法は、さらに、インスタ
ンスの管理情報を収集し、インスタンスファイルに記憶
する管理情報記憶工程を備えたことを特徴とする。これ
により、ネットワークの管理動作を開始することができ
る。
ォメーション・ベースの生成方法は、さらに、インスタ
ンスの管理情報を収集し、インスタンスファイルに記憶
する管理情報記憶工程を備えたことを特徴とする。これ
により、ネットワークの管理動作を開始することができ
る。
【００４１】
実施例１．以下に、この発明の一実施例を図について説
明する。図１はデータベースの概要を示したものであ
る。１はインスタンスにより構成される包含木を示す。
１１，１２はそれぞれ包含木における深さレベル１、深
さレベル２の包含関係ファイルである。２１，２２，２
３はそれぞれ管理対象クラス毎のインスタンスファイル
である。３１はこれらのファイルを有するマネジメント
・インフォメーション・ベースを示したものである。
明する。図１はデータベースの概要を示したものであ
る。１はインスタンスにより構成される包含木を示す。
１１，１２はそれぞれ包含木における深さレベル１、深
さレベル２の包含関係ファイルである。２１，２２，２
３はそれぞれ管理対象クラス毎のインスタンスファイル
である。３１はこれらのファイルを有するマネジメント
・インフォメーション・ベースを示したものである。
【００４２】図２に、包含関係ファイル、インスタンス
ファイルの詳細を示す。包含関係ファイルにおいて、４
１〜４４は兄弟を格納する兄弟格納領域を示す。５１，
５２，５３は兄弟格納領域の空き管理を行うためのデー
タである。６１〜６４は包含木を保持するためのインス
タンス毎のデータである。このインスタンス毎のデータ
としてはフラグ、子供へのポインタ、クラス、インスタ
ンスへのポインタ、インスタンス名が記憶される。イン
スタンス名には相対識別名が格納される。
ファイルの詳細を示す。包含関係ファイルにおいて、４
１〜４４は兄弟を格納する兄弟格納領域を示す。５１，
５２，５３は兄弟格納領域の空き管理を行うためのデー
タである。６１〜６４は包含木を保持するためのインス
タンス毎のデータである。このインスタンス毎のデータ
としてはフラグ、子供へのポインタ、クラス、インスタ
ンスへのポインタ、インスタンス名が記憶される。イン
スタンス名には相対識別名が格納される。
【００４３】インスタンスファイルにおいて、７１はク
ラス毎のインスタンスが持ち得る最大属性数７１ａと属
性値最大サイズ７１ｂを格納するサイズ領域である。こ
の最大属性数及び属性値最大サイズをかけ合わせること
により後述する管理情報のサイズを求めることができ
る。８１，８２はインスタンス毎の管理情報を格納する
管理情報領域を示す。１０１，１０２はそれぞれ自分の
子を指すポインタである。１１１はクラスとインスタン
スポインタを用いて、インスタンスファイル中の該当イ
ンスタンスを指す。１２１は兄弟格納領域に兄弟のイン
スタンスを格納しきれなくなり、新たな兄弟格納領域を
確保した場合に、この新たな兄弟格納領域を指し示すた
めのポインタである。
ラス毎のインスタンスが持ち得る最大属性数７１ａと属
性値最大サイズ７１ｂを格納するサイズ領域である。こ
の最大属性数及び属性値最大サイズをかけ合わせること
により後述する管理情報のサイズを求めることができ
る。８１，８２はインスタンス毎の管理情報を格納する
管理情報領域を示す。１０１，１０２はそれぞれ自分の
子を指すポインタである。１１１はクラスとインスタン
スポインタを用いて、インスタンスファイル中の該当イ
ンスタンスを指す。１２１は兄弟格納領域に兄弟のイン
スタンスを格納しきれなくなり、新たな兄弟格納領域を
確保した場合に、この新たな兄弟格納領域を指し示すた
めのポインタである。
【００４４】管理情報領域８１，８２のサイズは、７１
の最大属性数と属性値最大サイズから計算される。例え
ば、最大属性数＝２であり、属性値最大サイズが８であ
る場合には、管理情報領域８１，８２は最大属性数×属
性値最大サイズ＝２×８（バイト）のサイズを持つ領域
となる。
の最大属性数と属性値最大サイズから計算される。例え
ば、最大属性数＝２であり、属性値最大サイズが８であ
る場合には、管理情報領域８１，８２は最大属性数×属
性値最大サイズ＝２×８（バイト）のサイズを持つ領域
となる。
【００４５】次に、図３を用いて包含関係ファイルの構
成について説明する。図３において、深さレベル１の包
含関係ファイル１１は兄弟格納領域４１に２人の兄弟ま
で保持することができる場合を示している。一方、深さ
レベル２の包含関係ファイル１２は兄弟格納領域４２，
４３，４４にそれぞれ４人の兄弟まで保持することがで
きる場合を示している。このように包含関係ファイルは
深さレベル毎に持つとともに各深さレベル毎に兄弟格納
領域に格納できる兄弟数を変えて持つことができる。こ
の兄弟数は管理対象の包含関係に応じた値を設定するこ
とができる。図３の例においては、深さレベル１におい
ては兄弟が２人しか存在しないため、深さレベル１の包
含関係ファイル１１には兄弟格納領域４１に２つのデー
タ６１，６２を記憶する領域を予め確保したものであ
る。また、深さレベル２の包含関係ファイル１２におい
ては兄弟格納領域４２，４３，４４にそれぞれ４つの兄
弟が格納できるようにしたものである。包含木の深さレ
ベル２において、兄弟数が最大４の場合にはこのように
４つのデータを格納する領域を設ければよい。
成について説明する。図３において、深さレベル１の包
含関係ファイル１１は兄弟格納領域４１に２人の兄弟ま
で保持することができる場合を示している。一方、深さ
レベル２の包含関係ファイル１２は兄弟格納領域４２，
４３，４４にそれぞれ４人の兄弟まで保持することがで
きる場合を示している。このように包含関係ファイルは
深さレベル毎に持つとともに各深さレベル毎に兄弟格納
領域に格納できる兄弟数を変えて持つことができる。こ
の兄弟数は管理対象の包含関係に応じた値を設定するこ
とができる。図３の例においては、深さレベル１におい
ては兄弟が２人しか存在しないため、深さレベル１の包
含関係ファイル１１には兄弟格納領域４１に２つのデー
タ６１，６２を記憶する領域を予め確保したものであ
る。また、深さレベル２の包含関係ファイル１２におい
ては兄弟格納領域４２，４３，４４にそれぞれ４つの兄
弟が格納できるようにしたものである。包含木の深さレ
ベル２において、兄弟数が最大４の場合にはこのように
４つのデータを格納する領域を設ければよい。
【００４６】なお、この数は兄弟の最大数に合わせる必
要はない。例えば、深さレベル２の兄弟の最大数が５で
ある場合であっても、図３に示すように４つの領域を保
持するようにしてもかまわない。兄弟格納領域４２にお
いて、３つ目のデータを格納する場合には、未使用領域
６３ｃに対して新たなデータを格納する。一方、兄弟格
納領域４３に対して新たなデータを格納する場合には、
既に４つのデータで占められているため５つ目のデータ
は他の領域例えば兄弟格納領域４４に格納する。その方
法は兄弟格納領域の空き管理用データにおいて、ポイン
タ１２１を用いて領域がオーバーフローしたことを示
し、オーバーフローしたデータが格納されている新たな
領域４４をポイントする。このようにして、新たなデー
タを未使用領域６５ａに格納する。このように兄弟格納
領域に格納できるデータ数は必ずしも兄弟の最大数であ
る必要はない。オーバーフローした場合には、他の兄弟
格納領域にそのオーバーフローしたデータを格納するこ
とができる。
要はない。例えば、深さレベル２の兄弟の最大数が５で
ある場合であっても、図３に示すように４つの領域を保
持するようにしてもかまわない。兄弟格納領域４２にお
いて、３つ目のデータを格納する場合には、未使用領域
６３ｃに対して新たなデータを格納する。一方、兄弟格
納領域４３に対して新たなデータを格納する場合には、
既に４つのデータで占められているため５つ目のデータ
は他の領域例えば兄弟格納領域４４に格納する。その方
法は兄弟格納領域の空き管理用データにおいて、ポイン
タ１２１を用いて領域がオーバーフローしたことを示
し、オーバーフローしたデータが格納されている新たな
領域４４をポイントする。このようにして、新たなデー
タを未使用領域６５ａに格納する。このように兄弟格納
領域に格納できるデータ数は必ずしも兄弟の最大数であ
る必要はない。オーバーフローした場合には、他の兄弟
格納領域にそのオーバーフローしたデータを格納するこ
とができる。
【００４７】次に、図４を用いてインスタンスファイル
の例について説明する。図４においては、システム用の
インスタンスファイルとネットワーク用のインスタンス
ファイルとワークステーション用のインスタンスファイ
ルを示している。システム用インスタンスファイルの最
大属性数は２であり、属性値最大サイズは８である。従
って、管理情報８１ａは２×８バイトのサイズを持つ。
同様に管理情報８２ａも１６バイトのサイズを持つ。次
に、ネットワーク用インスタンスファイルにおいては、
最大属性数が５であり、属性値最大サイズが１６である
ため、管理情報８１ｂと８２ｂはそれぞれ５×１６バイ
トのサイズを持つ。同様にしてワークステーション用イ
ンスタンスファイルの管理情報８１ｃ、８２ｃは６×８
バイトの管理情報サイズを持つ。
の例について説明する。図４においては、システム用の
インスタンスファイルとネットワーク用のインスタンス
ファイルとワークステーション用のインスタンスファイ
ルを示している。システム用インスタンスファイルの最
大属性数は２であり、属性値最大サイズは８である。従
って、管理情報８１ａは２×８バイトのサイズを持つ。
同様に管理情報８２ａも１６バイトのサイズを持つ。次
に、ネットワーク用インスタンスファイルにおいては、
最大属性数が５であり、属性値最大サイズが１６である
ため、管理情報８１ｂと８２ｂはそれぞれ５×１６バイ
トのサイズを持つ。同様にしてワークステーション用イ
ンスタンスファイルの管理情報８１ｃ、８２ｃは６×８
バイトの管理情報サイズを持つ。
【００４８】次に、図５は管理情報の一例を示す図であ
る。図５に示す管理情報はワークステーション用インス
タンスファイルの管理情報の一例である。図４に示すよ
うに、ワークステーション用インスタンスファイルに６
×８バイトのサイズで管理情報を記憶できる場合、図５
に示すようにそのワークステーションが送信したデータ
数、そのワークステーションが受信したデータ数、その
ワークステーションの送信回数、そのワークステーショ
ンが受信した受信回数、送信エラー回数、受信エラー回
数を管理情報として記憶する。
る。図５に示す管理情報はワークステーション用インス
タンスファイルの管理情報の一例である。図４に示すよ
うに、ワークステーション用インスタンスファイルに６
×８バイトのサイズで管理情報を記憶できる場合、図５
に示すようにそのワークステーションが送信したデータ
数、そのワークステーションが受信したデータ数、その
ワークステーションの送信回数、そのワークステーショ
ンが受信した受信回数、送信エラー回数、受信エラー回
数を管理情報として記憶する。
【００４９】次に、図６を用いて包含関係ファイルのフ
ァイル名について説明する。包含関係ファイルのファイ
ル名には包含木の深さレベルをファイル名に用いる。こ
の例においては、サブディレクトリＤＢがマネジメント
・インフォメーション・ベースのサブディレクトリを示
しており、ＳＵＢＴＲＥＥが包含関係ファイルのサブデ
ィレクトリを示している。さらに１は深さレベル１のフ
ァイル名を示している。このように深さレベル１のファ
イル名は／ＤＢ／ＳＵＢＴＲＥＥ／１により表される。
同様に深さレベル２のファイル名は／ＤＢ／ＳＵＢＴＲ
ＥＥ／２により表される。このように包含木の深さレベ
ルを用いることにより包含関係ファイルが一意にかつ容
易に特定できる。
ァイル名について説明する。包含関係ファイルのファイ
ル名には包含木の深さレベルをファイル名に用いる。こ
の例においては、サブディレクトリＤＢがマネジメント
・インフォメーション・ベースのサブディレクトリを示
しており、ＳＵＢＴＲＥＥが包含関係ファイルのサブデ
ィレクトリを示している。さらに１は深さレベル１のフ
ァイル名を示している。このように深さレベル１のファ
イル名は／ＤＢ／ＳＵＢＴＲＥＥ／１により表される。
同様に深さレベル２のファイル名は／ＤＢ／ＳＵＢＴＲ
ＥＥ／２により表される。このように包含木の深さレベ
ルを用いることにより包含関係ファイルが一意にかつ容
易に特定できる。
【００５０】次に、図７を用いてインスタンスファイル
のファイル名について説明する。インスタンスファイル
のファイル名にはインスタンスの識別名を用いる。識別
名は相対識別名を順に記述したものであるが、その相対
識別名の値を／をセパレータとして記述した文字列をフ
ァイル名に用いる。例えば、図７に示すように管理対象
クラス”システム”のオブジェクト識別子が”ＳＹＳ”
であり、管理対象クラス”ネットワーク”のオブジェク
ト識別子が”ＮＥＴ”である場合、管理対象クラス”シ
ステム”のインスタンスファイルのファイル名は／ＤＢ
／ＳＹＳｉである。また管理対象クラス”ネットワー
ク”のインスタンスファイルのファイル名は／ＤＢ／Ｓ
ＹＳ／ＮＥＴｉである。ここでｉをファイル名に用いる
のは、サブディレクトリかファイルかを識別するための
ものであり、ｉが付いているものがファイル名を示し、
ｉがついていないものはサブディレクトリそのものを示
す。例えば／ＤＢ／ＳＹＳはサブディレクトリであるこ
とを示し、／ＤＢ／ＳＹＳｉはファイル名を示す。
のファイル名について説明する。インスタンスファイル
のファイル名にはインスタンスの識別名を用いる。識別
名は相対識別名を順に記述したものであるが、その相対
識別名の値を／をセパレータとして記述した文字列をフ
ァイル名に用いる。例えば、図７に示すように管理対象
クラス”システム”のオブジェクト識別子が”ＳＹＳ”
であり、管理対象クラス”ネットワーク”のオブジェク
ト識別子が”ＮＥＴ”である場合、管理対象クラス”シ
ステム”のインスタンスファイルのファイル名は／ＤＢ
／ＳＹＳｉである。また管理対象クラス”ネットワー
ク”のインスタンスファイルのファイル名は／ＤＢ／Ｓ
ＹＳ／ＮＥＴｉである。ここでｉをファイル名に用いる
のは、サブディレクトリかファイルかを識別するための
ものであり、ｉが付いているものがファイル名を示し、
ｉがついていないものはサブディレクトリそのものを示
す。例えば／ＤＢ／ＳＹＳはサブディレクトリであるこ
とを示し、／ＤＢ／ＳＹＳｉはファイル名を示す。
【００５１】次に、図８を用いてマネジメント・インフ
ォメーション・ベース３１をアクセスするデータベース
アクセス部５００について説明する。データベースアク
セス部５００にはマネジメント・インフォメーション・
ベース３１をアクセスし、追加、更新するためのいくつ
かの処理部が用意されている。
ォメーション・ベース３１をアクセスするデータベース
アクセス部５００について説明する。データベースアク
セス部５００にはマネジメント・インフォメーション・
ベース３１をアクセスし、追加、更新するためのいくつ
かの処理部が用意されている。
【００５２】管理対象クラスメンテナンス部５１０は管
理対象クラスが追加された場合にその管理対象クラスに
対応するインスタンスファイルを生成する。また、管理
対象クラスが削除された場合には、対応するインスタン
スファイルを削除する。
理対象クラスが追加された場合にその管理対象クラスに
対応するインスタンスファイルを生成する。また、管理
対象クラスが削除された場合には、対応するインスタン
スファイルを削除する。
【００５３】次に、インスタンスメンテナンス部５２０
はインスタンスの追加及び削除を行う。インスタンスメ
ンテナンス部５２０は包含関係ファイルに対して追加す
るインスタンスを深さレベルに対応する包含関係ファイ
ルに登録する。また、追加するインスタンスをそのイン
スタンスが属する管理対象クラスのインスタンスファイ
ルに追加する。
はインスタンスの追加及び削除を行う。インスタンスメ
ンテナンス部５２０は包含関係ファイルに対して追加す
るインスタンスを深さレベルに対応する包含関係ファイ
ルに登録する。また、追加するインスタンスをそのイン
スタンスが属する管理対象クラスのインスタンスファイ
ルに追加する。
【００５４】次に、管理情報サイズメンテナンス部５３
０は任意の管理対象クラスに対して新たな属性を追加し
たり、既に存在する属性を削除する。
０は任意の管理対象クラスに対して新たな属性を追加し
たり、既に存在する属性を削除する。
【００５５】次に、包含木メンテナンス部５４０は管理
対象ネットワークの構成が変更されることによる包含木
の変更を行う。包含木メンテナンス部５４０は包含関係
ファイルの親子あるいは兄弟のポインタの付け変えを行
うことにより、包含木の変更を行う。
対象ネットワークの構成が変更されることによる包含木
の変更を行う。包含木メンテナンス部５４０は包含関係
ファイルの親子あるいは兄弟のポインタの付け変えを行
うことにより、包含木の変更を行う。
【００５６】次に、ガーベージコレクション部５５０は
包含関係ファイル及びインスタンスファイルに未使用領
域が散らばった場合にこれを１つにまとめる。
包含関係ファイル及びインスタンスファイルに未使用領
域が散らばった場合にこれを１つにまとめる。
【００５７】次に、表示処理部５６０はインスタンスフ
ァイル内の管理情報を表示するものである。オペレータ
はこの表示処理部５６０からの管理情報の出力を監視す
ることにより、管理対象の状態を把握する。
ァイル内の管理情報を表示するものである。オペレータ
はこの表示処理部５６０からの管理情報の出力を監視す
ることにより、管理対象の状態を把握する。
【００５８】また、５７０は包含関係ファイル及びイン
スタンスファイルを生成するファイル生成部である。
スタンスファイルを生成するファイル生成部である。
【００５９】以下、これらデータベースアクセス部５０
０に設けられた各部の処理について説明する。
０に設けられた各部の処理について説明する。
【００６０】〔ファイル生成部５７０の処理〕図９を用
いてファイル生成部が包含関係ファイル及びインスタン
スファイルを生成する手順について説明する。ファイル
生成部５７０は、このマネジメント・インフォメーショ
ン・ベースを生成する場合に最初に一度だけ実行される
ものである。図１０はＭＩＢの初期状態を示す図であ
る。生成前の状態なので、まだなにも存在しない。ま
ず、Ｓ１において包含木の深さレベル毎に包含関係ファ
イルを生成する。この状態を図１１に示す。まだなにも
登録されていない、空の包含関係ファイルだけが、ＭＩ
Ｂのなかに存在する。次に、Ｓ２において管理対象クラ
ス毎にインスタンスファイルを生成する。この包含関係
ファイルの生成とインスタンスファイルの生成は順序を
逆に行ってもかまわない。この時点では単にファイルが
生成されるだけであり、ファイルの内容については何も
登録されていない。この状態を図１２に示す。次に、Ｓ
３において親子、兄弟を示すポインタを付加して包含関
係ファイルにインスタンスを登録する。前述したよう
に、包含関係ファイル間でインスタンスの親子関係を保
持し、個々の包含関係ファイル内でインスタンスの兄弟
関係を保持するようにポインタ付けを行う。この状態を
図１３に示す。次に、Ｓ４において管理対象に対応する
インスタンスをインスタンスファイルに登録する。イン
スタンスファイルに登録されたインスタンスは包含関係
ファイルからリンク付けがなされる。この時点ではイン
スタンスファイルに登録されたインスタンスはまだ管理
情報の領域を有しているのみであり、実際の属性値はま
だ収集されていない。この状態を図１４に示す。次に、
Ｓ５において管理対象からの管理情報を収集し、得られ
た属性値を対応するインスタンスの管理情報としてイン
スタンスファイルに記憶する。この状態を図１５に示
す。
いてファイル生成部が包含関係ファイル及びインスタン
スファイルを生成する手順について説明する。ファイル
生成部５７０は、このマネジメント・インフォメーショ
ン・ベースを生成する場合に最初に一度だけ実行される
ものである。図１０はＭＩＢの初期状態を示す図であ
る。生成前の状態なので、まだなにも存在しない。ま
ず、Ｓ１において包含木の深さレベル毎に包含関係ファ
イルを生成する。この状態を図１１に示す。まだなにも
登録されていない、空の包含関係ファイルだけが、ＭＩ
Ｂのなかに存在する。次に、Ｓ２において管理対象クラ
ス毎にインスタンスファイルを生成する。この包含関係
ファイルの生成とインスタンスファイルの生成は順序を
逆に行ってもかまわない。この時点では単にファイルが
生成されるだけであり、ファイルの内容については何も
登録されていない。この状態を図１２に示す。次に、Ｓ
３において親子、兄弟を示すポインタを付加して包含関
係ファイルにインスタンスを登録する。前述したよう
に、包含関係ファイル間でインスタンスの親子関係を保
持し、個々の包含関係ファイル内でインスタンスの兄弟
関係を保持するようにポインタ付けを行う。この状態を
図１３に示す。次に、Ｓ４において管理対象に対応する
インスタンスをインスタンスファイルに登録する。イン
スタンスファイルに登録されたインスタンスは包含関係
ファイルからリンク付けがなされる。この時点ではイン
スタンスファイルに登録されたインスタンスはまだ管理
情報の領域を有しているのみであり、実際の属性値はま
だ収集されていない。この状態を図１４に示す。次に、
Ｓ５において管理対象からの管理情報を収集し、得られ
た属性値を対応するインスタンスの管理情報としてイン
スタンスファイルに記憶する。この状態を図１５に示
す。
【００６１】このようにしてファイル生成部５７０は包
含関係ファイルとインスタンスファイルを生成し、この
生成終了により管理動作を開始することができる。な
お、このファイル生成後においても、新たにインスタン
スファイルが作られる場合、あるいはインスタンスファ
イルに新たなインスタンスを追加する場合が存在する。
これらの動作については管理対象クラスメンテナンス部
５１０及びインスタンスメンテナンス部５２０の処理に
おいて説明する。
含関係ファイルとインスタンスファイルを生成し、この
生成終了により管理動作を開始することができる。な
お、このファイル生成後においても、新たにインスタン
スファイルが作られる場合、あるいはインスタンスファ
イルに新たなインスタンスを追加する場合が存在する。
これらの動作については管理対象クラスメンテナンス部
５１０及びインスタンスメンテナンス部５２０の処理に
おいて説明する。
【００６２】〔管理対象クラスメンテナンス部５１０の
処理〕以下に管理対象クラスメンテナンス部５１０にお
ける処理を管理対象クラスの追加と削除に分けて説明す
る。
処理〕以下に管理対象クラスメンテナンス部５１０にお
ける処理を管理対象クラスの追加と削除に分けて説明す
る。
【００６３】（１）管理対象クラスの追加 前述したように、インスタンスファイルは管理対象クラ
スに対応して複数生成される。従って、管理対象ネット
ワークの中に新たな管理対象クラスを持つ管理対象が追
加された場合には、その新たな管理対象クラスに対応す
るインスタンスファイルが生成されなければならない。
インスタンスファイルを生成する場合、インスタンスフ
ァイルのファイル名には図７に示したように管理対象ク
ラスのオブジェクト識別子を用いる。このように、管理
対象クラス毎の最大属性数と属性値の最大サイズ、及び
初期状態の空き管理データだけを持つインスタンスファ
イルを事前に用意しておく。この初期状態のインスタン
スファイルの生成は、オンライン運転中も可能である。
例えば、オンライン運転中にインスタンスファイルに対
してのアクセスをロックすることによりインスタンスフ
ァイルに対して排他制御を行うことができ、その排他制
御を行っている間にインスタンスファイルを生成するこ
とができる。追加した管理対象クラスに属するインスタ
ンスを追加する場合は、その管理対象クラスのオブジェ
クト識別子より、インスタンスファイルのファイル名を
特定する。このようにして、追加するインスタンスは、
すでに用意しておいたインスタンスファイルに格納され
る。なお、管理対象クラスを新たに追加する場合、包含
関係ファイルに対する処置は不要である。すなわち、包
含関係ファイルに対して管理対象クラスメンテナンス部
５１０は特別な処理を行わない。 （２）管理対象クラスの削除 管理対象ネットワークから管理対象が削除され、その管
理対象が属している管理対象クラスを削除する場合、そ
の管理対象クラスに対応するインスタンスファイルを削
除する。削除対象となる管理対象クラスのインスタンス
ファイルを、その管理対象クラスのオブジェクト識別子
により検索し、登録されているインスタンスのインスタ
ンス名を得る。このインスタンス名を使用して、包含関
係ファイルからのインスタンスの削除及びインスタンス
ファイルからのインスタンスの削除を実施する。（イン
スタンスの削除については後述する。）以上の処理を削
除対象となるクラスのインスタンスファイルに登録され
ているすべてのインスタンスに対して繰り返す。登録さ
れているインスタンスが存在しなくなったら、削除対象
となるクラスのインスタンスファイルを削除する。ＭＩ
Ｂのデータベース全体に排他制御を行うことにより、管
理対象クラスの削除はオンライン運転中も可能である。
スに対応して複数生成される。従って、管理対象ネット
ワークの中に新たな管理対象クラスを持つ管理対象が追
加された場合には、その新たな管理対象クラスに対応す
るインスタンスファイルが生成されなければならない。
インスタンスファイルを生成する場合、インスタンスフ
ァイルのファイル名には図７に示したように管理対象ク
ラスのオブジェクト識別子を用いる。このように、管理
対象クラス毎の最大属性数と属性値の最大サイズ、及び
初期状態の空き管理データだけを持つインスタンスファ
イルを事前に用意しておく。この初期状態のインスタン
スファイルの生成は、オンライン運転中も可能である。
例えば、オンライン運転中にインスタンスファイルに対
してのアクセスをロックすることによりインスタンスフ
ァイルに対して排他制御を行うことができ、その排他制
御を行っている間にインスタンスファイルを生成するこ
とができる。追加した管理対象クラスに属するインスタ
ンスを追加する場合は、その管理対象クラスのオブジェ
クト識別子より、インスタンスファイルのファイル名を
特定する。このようにして、追加するインスタンスは、
すでに用意しておいたインスタンスファイルに格納され
る。なお、管理対象クラスを新たに追加する場合、包含
関係ファイルに対する処置は不要である。すなわち、包
含関係ファイルに対して管理対象クラスメンテナンス部
５１０は特別な処理を行わない。 （２）管理対象クラスの削除 管理対象ネットワークから管理対象が削除され、その管
理対象が属している管理対象クラスを削除する場合、そ
の管理対象クラスに対応するインスタンスファイルを削
除する。削除対象となる管理対象クラスのインスタンス
ファイルを、その管理対象クラスのオブジェクト識別子
により検索し、登録されているインスタンスのインスタ
ンス名を得る。このインスタンス名を使用して、包含関
係ファイルからのインスタンスの削除及びインスタンス
ファイルからのインスタンスの削除を実施する。（イン
スタンスの削除については後述する。）以上の処理を削
除対象となるクラスのインスタンスファイルに登録され
ているすべてのインスタンスに対して繰り返す。登録さ
れているインスタンスが存在しなくなったら、削除対象
となるクラスのインスタンスファイルを削除する。ＭＩ
Ｂのデータベース全体に排他制御を行うことにより、管
理対象クラスの削除はオンライン運転中も可能である。
【００６４】〔インスタンスメンテナンス部５２０の処
理〕次に、インスタンスメンテナンス部５２０の処理を
包含関係ファイルに対する処理とインスタンスファイル
に対する処理に分けて説明する。管理対象ネットワーク
に対して新たな管理対象が追加された場合、その管理対
象をインスタンスとして包含関係ファイル及びインスタ
ンスファイルに追加する処理を行う。逆に、管理対象ネ
ットワークから管理対象が取り除かれた場合には、包含
関係ファイル及びインスタンスファイルから対応するイ
ンスタンスを削除する。 ＜包含関係ファイルに対する処理＞ （１）インスタンスの追加 （ａ）インスタンスを追加する場合には、そのインスタ
ンスの深さレベルに応じた包含関係ファイルを検索し、
格納すべき兄弟格納領域を検索する。検索した兄弟格納
領域の中に既に他の兄弟が存在する場合は、その兄弟格
納領域の未使用領域にインスタンスを追加する。 （ｂ）兄弟が存在していない場合は、まだ兄弟格納領域
が確保されていないので、新たな兄弟格納領域を確保
し、その中にインスタンスを追加する。その後、確保し
た兄弟格納領域を親からポイントする。 （２）インスタンスの削除 （ａ）削除しようとするインスタンスが子を持っている
場合は、削除失敗とする。または、削除するインスタン
スが子を持っている場合は、子を持っていることを表示
し、オペレータの選択により子孫もすべて削除する。 （ｂ）削除しようとするインスタンスが子を持っていな
い場合は、そのインスタンスを削除する。削除した結
果、兄弟が存在しなくなった場合すなわち、そのインス
タンスの親が子を持たなくなった場合は、兄弟格納領域
を解放し、親が持っている子へのポインタをクリアす
る。 ＜インスタンスファイルに対する処理＞ （１）インスタンスの追加 前述した包含関係ファイルにおけるインスタンスの追加
が成功した場合に、該当インスタンスが属するクラスの
インスタンスファイルに管理情報を格納し、包含関係フ
ァイル上のインスタンスポインタが管理情報を格納した
レコードを指すようする。 （２）インスタンスの削除 前述した包含関係ファイルにおけるインスタンスの削除
が成功した場合、該当インスタンスをインスタンスファ
イルから削除する。なお、包含関係ファイル、インスタ
ンスファイルともに、インスタンスを追加した場合は、
フラグを使用中にセットする。削除の場合は、フラグを
リセットし、未使用とする。
理〕次に、インスタンスメンテナンス部５２０の処理を
包含関係ファイルに対する処理とインスタンスファイル
に対する処理に分けて説明する。管理対象ネットワーク
に対して新たな管理対象が追加された場合、その管理対
象をインスタンスとして包含関係ファイル及びインスタ
ンスファイルに追加する処理を行う。逆に、管理対象ネ
ットワークから管理対象が取り除かれた場合には、包含
関係ファイル及びインスタンスファイルから対応するイ
ンスタンスを削除する。 ＜包含関係ファイルに対する処理＞ （１）インスタンスの追加 （ａ）インスタンスを追加する場合には、そのインスタ
ンスの深さレベルに応じた包含関係ファイルを検索し、
格納すべき兄弟格納領域を検索する。検索した兄弟格納
領域の中に既に他の兄弟が存在する場合は、その兄弟格
納領域の未使用領域にインスタンスを追加する。 （ｂ）兄弟が存在していない場合は、まだ兄弟格納領域
が確保されていないので、新たな兄弟格納領域を確保
し、その中にインスタンスを追加する。その後、確保し
た兄弟格納領域を親からポイントする。 （２）インスタンスの削除 （ａ）削除しようとするインスタンスが子を持っている
場合は、削除失敗とする。または、削除するインスタン
スが子を持っている場合は、子を持っていることを表示
し、オペレータの選択により子孫もすべて削除する。 （ｂ）削除しようとするインスタンスが子を持っていな
い場合は、そのインスタンスを削除する。削除した結
果、兄弟が存在しなくなった場合すなわち、そのインス
タンスの親が子を持たなくなった場合は、兄弟格納領域
を解放し、親が持っている子へのポインタをクリアす
る。 ＜インスタンスファイルに対する処理＞ （１）インスタンスの追加 前述した包含関係ファイルにおけるインスタンスの追加
が成功した場合に、該当インスタンスが属するクラスの
インスタンスファイルに管理情報を格納し、包含関係フ
ァイル上のインスタンスポインタが管理情報を格納した
レコードを指すようする。 （２）インスタンスの削除 前述した包含関係ファイルにおけるインスタンスの削除
が成功した場合、該当インスタンスをインスタンスファ
イルから削除する。なお、包含関係ファイル、インスタ
ンスファイルともに、インスタンスを追加した場合は、
フラグを使用中にセットする。削除の場合は、フラグを
リセットし、未使用とする。
【００６５】〔管理情報サイズメンテナンス部５３０の
処理〕任意の管理対象クラスに対して、属性を追加また
は削除した場合の処理を以下に示す。ここで属性の追加
とは、あるインスタンスが持つ管理情報の属性の数を増
加させる場合、及びあるインスタンスの管理情報の属性
のサイズが増加する場合の何れかをいう。例えば、図１
６に示す管理情報の場合には、最大属性数が６個であ
り、属性値最大サイズが８バイトの場合を示している。
そして、属性１から属性４が管理情報として格納されて
いる。このような状態で、例えば新たに属性５が追加さ
れた場合には、まだ未使用領域が存在しているため、こ
の未使用領域を用いて属性５を記憶することができる。
あるいは、属性１から属性４まで存在している状態で新
たに３つの属性を追加する場合、未使用領域は２つしか
残っていないため、最大属性数６を越えて属性を記憶す
る必要性が生ずる。また、一方、属性４のサイズが変更
され１６バイト使用するような変更が生じた場合には、
未使用領域が残されているため属性４を新たに未使用領
域を使用して記憶することができる。しかし、属性４が
例えば３２バイトに増加するような場合には未使用領域
をすべて合わせても３２バイトには足らなくなる。この
ように任意の管理対象クラスに対して属性が追加された
場合、すなわち属性の数を増加させる場合およびサイズ
が変更された場合には以下のような処理を行う。また、
属性を削除する場合にも同様に以下のような処理を行
う。
処理〕任意の管理対象クラスに対して、属性を追加また
は削除した場合の処理を以下に示す。ここで属性の追加
とは、あるインスタンスが持つ管理情報の属性の数を増
加させる場合、及びあるインスタンスの管理情報の属性
のサイズが増加する場合の何れかをいう。例えば、図１
６に示す管理情報の場合には、最大属性数が６個であ
り、属性値最大サイズが８バイトの場合を示している。
そして、属性１から属性４が管理情報として格納されて
いる。このような状態で、例えば新たに属性５が追加さ
れた場合には、まだ未使用領域が存在しているため、こ
の未使用領域を用いて属性５を記憶することができる。
あるいは、属性１から属性４まで存在している状態で新
たに３つの属性を追加する場合、未使用領域は２つしか
残っていないため、最大属性数６を越えて属性を記憶す
る必要性が生ずる。また、一方、属性４のサイズが変更
され１６バイト使用するような変更が生じた場合には、
未使用領域が残されているため属性４を新たに未使用領
域を使用して記憶することができる。しかし、属性４が
例えば３２バイトに増加するような場合には未使用領域
をすべて合わせても３２バイトには足らなくなる。この
ように任意の管理対象クラスに対して属性が追加された
場合、すなわち属性の数を増加させる場合およびサイズ
が変更された場合には以下のような処理を行う。また、
属性を削除する場合にも同様に以下のような処理を行
う。
【００６６】（ａ）属性を追加してもクラス毎にインス
タンスファイルに持っている最大属性数、属性値最大サ
イズが変わらない場合は、なにもしない。 （ｂ）属性を追加または削除した結果、クラス毎のイン
スタンスファイルに持っている最大属性数、属性値最大
サイズに変更が必要な場合は、属性追加／削除後の最大
属性数、属性値最大サイズ及び初期状態の空き管理デー
タだけを持つテンポラリファイルを用意する。このと
き、テンポラリファイルの各レコードサイズは、テンポ
ラリファイルに設定した最大属性数、属性値最大サイズ
より決まる。図１７はインスタンスファイルに持ってい
る最大属性数及び属性値最大サイズに変更が生じ、テン
ポラリファイルを生成した場合を示している。インスタ
ンスファイルの最大属性数＝６がテンポラリファイルに
おいては８に変更されている。また、同じくインスタン
スファイルの属性値最大サイズ＝８がテンポラリファイ
ルにおいては１６に変更されている。また、インスタン
スファイルにおいて管理情報のサイズは６×８バイトで
あったものがテンポラリファイルの管理情報のサイズは
８×１６に変更されている。次に該当のインスタンスフ
ァイルの空き管理データをテンポラリファイルの空き管
理データにコピーする。該当インスタンスファイルの各
レコードの内容をテンポラリファイルの同一のレコード
位置に追加して行く。属性削除の場合は、削除する属性
を除いた管理情報をコピーする。すべてのレコードを移
し終えてから、インスタンスファイルを削除し、テンポ
ラリファイルのファイル名を削除したインスタンスファ
イルのファイル名に変更する。このファイル名変更の処
理までをＭＩＢのデータベース全体に排他制御でロック
をかけることにより、オンライン運転中でも属性の追加
／削除が可能となる。
タンスファイルに持っている最大属性数、属性値最大サ
イズが変わらない場合は、なにもしない。 （ｂ）属性を追加または削除した結果、クラス毎のイン
スタンスファイルに持っている最大属性数、属性値最大
サイズに変更が必要な場合は、属性追加／削除後の最大
属性数、属性値最大サイズ及び初期状態の空き管理デー
タだけを持つテンポラリファイルを用意する。このと
き、テンポラリファイルの各レコードサイズは、テンポ
ラリファイルに設定した最大属性数、属性値最大サイズ
より決まる。図１７はインスタンスファイルに持ってい
る最大属性数及び属性値最大サイズに変更が生じ、テン
ポラリファイルを生成した場合を示している。インスタ
ンスファイルの最大属性数＝６がテンポラリファイルに
おいては８に変更されている。また、同じくインスタン
スファイルの属性値最大サイズ＝８がテンポラリファイ
ルにおいては１６に変更されている。また、インスタン
スファイルにおいて管理情報のサイズは６×８バイトで
あったものがテンポラリファイルの管理情報のサイズは
８×１６に変更されている。次に該当のインスタンスフ
ァイルの空き管理データをテンポラリファイルの空き管
理データにコピーする。該当インスタンスファイルの各
レコードの内容をテンポラリファイルの同一のレコード
位置に追加して行く。属性削除の場合は、削除する属性
を除いた管理情報をコピーする。すべてのレコードを移
し終えてから、インスタンスファイルを削除し、テンポ
ラリファイルのファイル名を削除したインスタンスファ
イルのファイル名に変更する。このファイル名変更の処
理までをＭＩＢのデータベース全体に排他制御でロック
をかけることにより、オンライン運転中でも属性の追加
／削除が可能となる。
【００６７】なお、この時点では、新しいインスタンス
ファイルには元のインスタンスファイルにあったデータ
と同じものがコピーされただけであり、追加された属性
あるいはサイズが増加した属性の新たな属性値はまだ記
録されていない。従って、新しいインスタンスファイル
に登録されているインスタンスの属性値を収集し、管理
情報を最新の状態に更新する。例えば、図５に示す管理
情報に対して新たに使用時間という属性を追加する場合
には、新たな属性として追加された使用時間の値が属性
値として登録されていないため、マネージャはエージェ
ントに対して各管理対象の使用時間を通知するような指
示を出す。エージェントは管理対象から使用時間の通知
を受け、各インスタンスに対して使用時間という属性値
を記憶することにより、インスタンスファイルの管理情
報を最新の状態にする。
ファイルには元のインスタンスファイルにあったデータ
と同じものがコピーされただけであり、追加された属性
あるいはサイズが増加した属性の新たな属性値はまだ記
録されていない。従って、新しいインスタンスファイル
に登録されているインスタンスの属性値を収集し、管理
情報を最新の状態に更新する。例えば、図５に示す管理
情報に対して新たに使用時間という属性を追加する場合
には、新たな属性として追加された使用時間の値が属性
値として登録されていないため、マネージャはエージェ
ントに対して各管理対象の使用時間を通知するような指
示を出す。エージェントは管理対象から使用時間の通知
を受け、各インスタンスに対して使用時間という属性値
を記憶することにより、インスタンスファイルの管理情
報を最新の状態にする。
【００６８】〔包含木メンテナンス部５４０の処理〕次
に、管理対象ネットワークの構成が変更され、包含木を
変更しなければならない場合の処理について説明する。
図１８において、インスタンス１３１を境に包含関係１
４１から包含関係１４２に変更となった場合を例にとっ
て新しい包含関係をデータベースに反映する処理を以下
に説明する。図１８において、１３１〜１３６はネット
ワークを構成するインスタンスである。１４１はネット
ワーク構成変更前のインスタンスの包含関係を示し、１
４２は変更後のインスタンスの包含関係を示す。１４
５，１４６はデータベース上の包含関係を１４１から１
４２に変更するまでの過程において発生する包含関係を
示す。
に、管理対象ネットワークの構成が変更され、包含木を
変更しなければならない場合の処理について説明する。
図１８において、インスタンス１３１を境に包含関係１
４１から包含関係１４２に変更となった場合を例にとっ
て新しい包含関係をデータベースに反映する処理を以下
に説明する。図１８において、１３１〜１３６はネット
ワークを構成するインスタンスである。１４１はネット
ワーク構成変更前のインスタンスの包含関係を示し、１
４２は変更後のインスタンスの包含関係を示す。１４
５，１４６はデータベース上の包含関係を１４１から１
４２に変更するまでの過程において発生する包含関係を
示す。
【００６９】ネットワークの構成が変更された場合に
は、まずエージェントが包含木に変更があったことを管
理対象ネットワークから知らされることにより包含関係
１４２を認識する。それに対してマネージャは以前の包
含関係１４１を記憶しており、包含関係１４１と包含関
係１４２には矛盾がある。そこでマネージャはエージェ
ントが認識した包含木と同様の包含木を認識するために
以下のような処理を行う。マネージャはエージェントを
経由して、包含関係変更があったインスタンス１３１か
ら、ＯＳＩ管理のプロトコルを利用して、１レベル下位
のインスタンスを得る。その結果インスタンス１３２，
１３５が得られる。マネージャの管理するデータベース
上は、包含関係１４１となっているため、包含関係にイ
ンスタンス１３５を追加し、その結果包含関係１４５と
なる。次にマネージャは、エージェントを経由して、イ
ンスタンス１３２から、ＯＳＩ管理のプロトコルを利用
し、１レベル下位のインスタンスを得る。その結果、イ
ンスタンス１３３が得られる。マネージャの管理するデ
ータベース上は包含関係１４５となっているため、包含
関係１４５からインスタンス１３４を削除する。その結
果、包含関係１４６となる。次に、マネージャは同様に
インスタンス１３５からＯＳＩ管理のプロトコルを利用
し１レベル下位のインスタンスを得る。その結果、イン
スタンス１３６が得られる。マネージャの管理するデー
タベース上は包含関係１４６となっているため、包含関
係１４６にインスタンス１３６を追加する。同様の処理
をインスタンス１３３，１３６の順に実施すると、イン
スタンス１３３，１３６の下位のインスタンスは存在し
ない。従って、包含関係に対する新たな変更は生じな
い。このようにして、ネットワーク管理のためのデータ
ベース上も包含木は包含関係１４２となり、実際の管理
対象ネットワークの構成と一致する。前述したように包
含関係の変更前後で境となったインスタンス１３１が明
確にでない場合は、マネージャはインスタンス１３１の
かわりに、ｒｏｏｔから同様に１レベル毎に下位のイン
スタンスの構成を変更後の包含関係に合わせていくこと
により、データベースを最新の状態に保つことができ
る。
は、まずエージェントが包含木に変更があったことを管
理対象ネットワークから知らされることにより包含関係
１４２を認識する。それに対してマネージャは以前の包
含関係１４１を記憶しており、包含関係１４１と包含関
係１４２には矛盾がある。そこでマネージャはエージェ
ントが認識した包含木と同様の包含木を認識するために
以下のような処理を行う。マネージャはエージェントを
経由して、包含関係変更があったインスタンス１３１か
ら、ＯＳＩ管理のプロトコルを利用して、１レベル下位
のインスタンスを得る。その結果インスタンス１３２，
１３５が得られる。マネージャの管理するデータベース
上は、包含関係１４１となっているため、包含関係にイ
ンスタンス１３５を追加し、その結果包含関係１４５と
なる。次にマネージャは、エージェントを経由して、イ
ンスタンス１３２から、ＯＳＩ管理のプロトコルを利用
し、１レベル下位のインスタンスを得る。その結果、イ
ンスタンス１３３が得られる。マネージャの管理するデ
ータベース上は包含関係１４５となっているため、包含
関係１４５からインスタンス１３４を削除する。その結
果、包含関係１４６となる。次に、マネージャは同様に
インスタンス１３５からＯＳＩ管理のプロトコルを利用
し１レベル下位のインスタンスを得る。その結果、イン
スタンス１３６が得られる。マネージャの管理するデー
タベース上は包含関係１４６となっているため、包含関
係１４６にインスタンス１３６を追加する。同様の処理
をインスタンス１３３，１３６の順に実施すると、イン
スタンス１３３，１３６の下位のインスタンスは存在し
ない。従って、包含関係に対する新たな変更は生じな
い。このようにして、ネットワーク管理のためのデータ
ベース上も包含木は包含関係１４２となり、実際の管理
対象ネットワークの構成と一致する。前述したように包
含関係の変更前後で境となったインスタンス１３１が明
確にでない場合は、マネージャはインスタンス１３１の
かわりに、ｒｏｏｔから同様に１レベル毎に下位のイン
スタンスの構成を変更後の包含関係に合わせていくこと
により、データベースを最新の状態に保つことができ
る。
【００７０】〔ガーベージコレクション部５５０の処
理〕ガーベージコレクション部５５０は包含関係ファイ
ルあるいはインスタンスファイルにインスタンスの追
加、削除が行われることにより生じた無駄な領域を削除
する。前述したデータベースの構造では、インスタンス
の追加／削除を繰り返すことにより、無駄な領域がでて
くる。この無駄な領域を削除するための処理を以下に示
す。
理〕ガーベージコレクション部５５０は包含関係ファイ
ルあるいはインスタンスファイルにインスタンスの追
加、削除が行われることにより生じた無駄な領域を削除
する。前述したデータベースの構造では、インスタンス
の追加／削除を繰り返すことにより、無駄な領域がでて
くる。この無駄な領域を削除するための処理を以下に示
す。
【００７１】＜包含関係ファイルのファイル容量縮少＞
下記の２通りの方法で縮少する。 （１）図２において、ポインタ１２１が指すように兄弟
格納領域が複数カ所にまたがっている場合で、以下の式
が成り立つとき、数カ所の領域にちらばっている兄弟を
さらに少ない領域にまとめて、未使用の兄弟格納領域を
増やす。 兄弟の合計数≦（兄弟が使用している兄弟格納領域数−
１）×（１つの兄弟格納領域に格納できる最大兄弟数） 図１９は、包含関係ファイルの兄弟格納領域をまとめる
場合を示す図である。図１９（ａ）において、包含関係
ファイルには兄弟１、兄弟２、兄弟３の３つの兄弟が記
憶されている。この３つの兄弟が使用している兄弟格納
領域は兄弟格納領域４１，４２，４３である。従って、
兄弟が使用している兄弟格納領域数は３となる。また、
１つの兄弟格納領域に格納できる最大兄弟数はこの例に
おいては２である。従って、図１９（ｃ）に示す計算式
の通り条件が成り立つために数カ所の領域に散らばって
いる兄弟を少ない領域にまとめる。図１９（ｂ）に示す
ように、この例においては３つの兄弟は兄弟格納領域４
１と４２に格納され、兄弟格納領域４３は解放される。 （２）図２０は包含関係ファイルの縮少例を示す。図２
０において（ａ）はインスタンスの追加／削除の結果、
ある深さレベルの包含関係ファイル内で使用中の兄弟格
納領域と未使用の兄弟格納領域がランダムに並んでいる
様子を示す。（ｂ）は包含関係ファイルの縮少処理によ
り使用中の兄弟格納領域と未使用の兄弟格納領域がソー
トされた様子を示す。包含関係ファイルのうちのある深
さレベルのファイルにおいて、図２０（ａ）のように使
用中の兄弟格納領域と未使用の兄弟格納領域がランダム
に並んでいる場合、使用中の兄弟格納領域の内容を、フ
ァイル先頭からの相対位置が自領域よりも近い未使用の
兄弟格納領域に移し、この兄弟の親が持つ子へのポイン
タも書き換える。上記の処理を繰り返し、図２０（ｂ）
に示すようにファイルの先頭からは、使用中の兄弟格納
領域が連続して並び、その次から未使用の兄弟格納領域
が連続して並ぶようにする。次にファイルの先頭から使
用中の兄弟格納領域すべてをテンポラリのファイルにコ
ピーし、さらにテンポラリファイルを元の包含関係ファ
イルに上書きする。テンポラリファイルは削除する。こ
の結果、包含関係ファイルは縮少される。
下記の２通りの方法で縮少する。 （１）図２において、ポインタ１２１が指すように兄弟
格納領域が複数カ所にまたがっている場合で、以下の式
が成り立つとき、数カ所の領域にちらばっている兄弟を
さらに少ない領域にまとめて、未使用の兄弟格納領域を
増やす。 兄弟の合計数≦（兄弟が使用している兄弟格納領域数−
１）×（１つの兄弟格納領域に格納できる最大兄弟数） 図１９は、包含関係ファイルの兄弟格納領域をまとめる
場合を示す図である。図１９（ａ）において、包含関係
ファイルには兄弟１、兄弟２、兄弟３の３つの兄弟が記
憶されている。この３つの兄弟が使用している兄弟格納
領域は兄弟格納領域４１，４２，４３である。従って、
兄弟が使用している兄弟格納領域数は３となる。また、
１つの兄弟格納領域に格納できる最大兄弟数はこの例に
おいては２である。従って、図１９（ｃ）に示す計算式
の通り条件が成り立つために数カ所の領域に散らばって
いる兄弟を少ない領域にまとめる。図１９（ｂ）に示す
ように、この例においては３つの兄弟は兄弟格納領域４
１と４２に格納され、兄弟格納領域４３は解放される。 （２）図２０は包含関係ファイルの縮少例を示す。図２
０において（ａ）はインスタンスの追加／削除の結果、
ある深さレベルの包含関係ファイル内で使用中の兄弟格
納領域と未使用の兄弟格納領域がランダムに並んでいる
様子を示す。（ｂ）は包含関係ファイルの縮少処理によ
り使用中の兄弟格納領域と未使用の兄弟格納領域がソー
トされた様子を示す。包含関係ファイルのうちのある深
さレベルのファイルにおいて、図２０（ａ）のように使
用中の兄弟格納領域と未使用の兄弟格納領域がランダム
に並んでいる場合、使用中の兄弟格納領域の内容を、フ
ァイル先頭からの相対位置が自領域よりも近い未使用の
兄弟格納領域に移し、この兄弟の親が持つ子へのポイン
タも書き換える。上記の処理を繰り返し、図２０（ｂ）
に示すようにファイルの先頭からは、使用中の兄弟格納
領域が連続して並び、その次から未使用の兄弟格納領域
が連続して並ぶようにする。次にファイルの先頭から使
用中の兄弟格納領域すべてをテンポラリのファイルにコ
ピーし、さらにテンポラリファイルを元の包含関係ファ
イルに上書きする。テンポラリファイルは削除する。こ
の結果、包含関係ファイルは縮少される。
【００７２】＜インスタンスファイルの縮少＞図２１は
インスタンスファイルの縮少例を示す。図２１において
（ａ）はインスタンスの追加／削除の結果、あるクラス
のインスタンスファイル内で使用中のインスタンス毎の
管理情報格納領域と未使用の管理情報格納領域がランダ
ムに並んでいる様子を示す。（ｂ）はインスタンスファ
イルの縮少処理により使用中の管理情報格納領域と未使
用の管理情報格納領域がソートされた様子を示す。任意
のクラスのインスタンスファイルにおいて、図２に示す
ような管理情報格納領域８１，８２が、図２１（ａ）の
ように使用中、未使用とランダムに並んでいる場合、使
用中の管理情報格納領域の内容を、ファイル先頭からの
相対位置が自領域よりも近い未使用の管理情報格納領域
に移す。包含関係ファイルのインスタンスポインタも移
動先のポインタに書き換える。以上の処理を繰り返し、
図２１（ｂ）に示すように、ファイルの先頭からは、使
用中の管理情報格納領域が連続して並び、その次から未
使用の管理情報格納領域が連続して並ぶようにする。次
にファイルの先頭から使用中の管理情報格納領域すべて
をテンポラリのファイルにコピーし、さらにテンポラリ
ファイルを元のインスタンスファイルに上書きする。テ
ンポラリファイルは削除する。この結果、インスタンス
ファイルは縮少される。
インスタンスファイルの縮少例を示す。図２１において
（ａ）はインスタンスの追加／削除の結果、あるクラス
のインスタンスファイル内で使用中のインスタンス毎の
管理情報格納領域と未使用の管理情報格納領域がランダ
ムに並んでいる様子を示す。（ｂ）はインスタンスファ
イルの縮少処理により使用中の管理情報格納領域と未使
用の管理情報格納領域がソートされた様子を示す。任意
のクラスのインスタンスファイルにおいて、図２に示す
ような管理情報格納領域８１，８２が、図２１（ａ）の
ように使用中、未使用とランダムに並んでいる場合、使
用中の管理情報格納領域の内容を、ファイル先頭からの
相対位置が自領域よりも近い未使用の管理情報格納領域
に移す。包含関係ファイルのインスタンスポインタも移
動先のポインタに書き換える。以上の処理を繰り返し、
図２１（ｂ）に示すように、ファイルの先頭からは、使
用中の管理情報格納領域が連続して並び、その次から未
使用の管理情報格納領域が連続して並ぶようにする。次
にファイルの先頭から使用中の管理情報格納領域すべて
をテンポラリのファイルにコピーし、さらにテンポラリ
ファイルを元のインスタンスファイルに上書きする。テ
ンポラリファイルは削除する。この結果、インスタンス
ファイルは縮少される。
【００７３】以上のガーベージコレクション処理は、Ｍ
ＩＢのデータベース全体に排他制御でロックをかけるこ
とにより、オンライン運転中でもデータベース全体の縮
少が可能となる。
ＩＢのデータベース全体に排他制御でロックをかけるこ
とにより、オンライン運転中でもデータベース全体の縮
少が可能となる。
【００７４】〔表示処理部５６０の処理〕図２２は、本
実施例によるデータ構造を用いたＭＩＢを有するネット
ワーク管理装置の構成例を示す。３１は本実施例による
データ構造を用いたＭＩＢを示す。５１０〜５５０は前
述のデータベースを更新し、ユーザとのインタフェース
は持たない処理群を示す。これに対し、５６０はＭＩＢ
の内容をユーザに対して表示する表示処理部である。３
０４は表示処理部５６０がＭＩＢ表示処理の終了時刻を
格納するためのファイルを示す。図２２において、ＭＩ
Ｂ表示処理終了時に、ＭＩＢ表示処理終了時刻をＭＩＢ
表示処理終了時刻ファイル３０４に格納しておく。ＭＩ
Ｂ表示処理が実行されていない間も、更新処理部５１０
〜５５０がＭＩＢを更新し、その都度、インスタンスフ
ァイルの各インスタンス毎に持つ更新時刻を更新する。
次に、表示処理部５６０が立ち上がった時、前回のＭＩ
Ｂ表示処理終了時刻とインスタンスファイル内の更新時
刻を比較し、前回のＭＩＢ表示処理終了時刻より後で更
新されたインスタンスの管理情報をピックアップし表示
する。例えば、ＭＩＢ表示処理終了時刻ファイル３０４
が表示処理終了時刻として１０：００を記憶しており、
表示処理部５６０がその後起動された場合には、ＭＩＢ
のインスタンスの更新時刻が１０：００よりも遅いもの
を選択し表示する。この処理により常にＭＩＢの内容を
表示させておく必要はなくなり、効率的なネットワーク
管理システムの運用が可能となる。インスタンス毎の更
新時刻は、インスタンスファイルではなく、包含関係フ
ァイルに持っても同様の作用が可能である。
実施例によるデータ構造を用いたＭＩＢを有するネット
ワーク管理装置の構成例を示す。３１は本実施例による
データ構造を用いたＭＩＢを示す。５１０〜５５０は前
述のデータベースを更新し、ユーザとのインタフェース
は持たない処理群を示す。これに対し、５６０はＭＩＢ
の内容をユーザに対して表示する表示処理部である。３
０４は表示処理部５６０がＭＩＢ表示処理の終了時刻を
格納するためのファイルを示す。図２２において、ＭＩ
Ｂ表示処理終了時に、ＭＩＢ表示処理終了時刻をＭＩＢ
表示処理終了時刻ファイル３０４に格納しておく。ＭＩ
Ｂ表示処理が実行されていない間も、更新処理部５１０
〜５５０がＭＩＢを更新し、その都度、インスタンスフ
ァイルの各インスタンス毎に持つ更新時刻を更新する。
次に、表示処理部５６０が立ち上がった時、前回のＭＩ
Ｂ表示処理終了時刻とインスタンスファイル内の更新時
刻を比較し、前回のＭＩＢ表示処理終了時刻より後で更
新されたインスタンスの管理情報をピックアップし表示
する。例えば、ＭＩＢ表示処理終了時刻ファイル３０４
が表示処理終了時刻として１０：００を記憶しており、
表示処理部５６０がその後起動された場合には、ＭＩＢ
のインスタンスの更新時刻が１０：００よりも遅いもの
を選択し表示する。この処理により常にＭＩＢの内容を
表示させておく必要はなくなり、効率的なネットワーク
管理システムの運用が可能となる。インスタンス毎の更
新時刻は、インスタンスファイルではなく、包含関係フ
ァイルに持っても同様の作用が可能である。
【００７５】以上のように、この実施例は、ＯＳＩ管理
のＭＩＢの内部構造において、インスタンスの包含関係
を格納する部分と、インスタンスの管理情報を格納する
部分に分けたことを特徴とする。また、インスタンスの
管理情報を格納する部分を管理対象クラス毎に分けたこ
とを特徴とする。また、前述の管理対象クラス毎に分け
た管理情報格納部分に、そのクラスのインスタンスが持
ち得る属性の数と各々の属性値の中の予想される最大サ
イズを持つことを特徴とする。また、インスタンスの包
含関係を格納する部分を、包含木の深さレベル毎に分け
たことを特徴とする。また、管理情報格納部分に、各イ
ンスタンスの管理情報の更新時刻を記憶することを特徴
とする。
のＭＩＢの内部構造において、インスタンスの包含関係
を格納する部分と、インスタンスの管理情報を格納する
部分に分けたことを特徴とする。また、インスタンスの
管理情報を格納する部分を管理対象クラス毎に分けたこ
とを特徴とする。また、前述の管理対象クラス毎に分け
た管理情報格納部分に、そのクラスのインスタンスが持
ち得る属性の数と各々の属性値の中の予想される最大サ
イズを持つことを特徴とする。また、インスタンスの包
含関係を格納する部分を、包含木の深さレベル毎に分け
たことを特徴とする。また、管理情報格納部分に、各イ
ンスタンスの管理情報の更新時刻を記憶することを特徴
とする。
【００７６】以上のように、この実施例に係るデータベ
ースは、その内部構造にインスタンス間の包含関係を表
した部分と、個々のインスタンスが持つ管理情報を格納
する部分とがある。この包含関係を表した部分におい
て、インスタンス間の親子、兄弟の関係を用いてインス
タンスの包含関係を柔軟に追加削除可能とする。また、
包含関係ファイルを深さレベル毎に分け、各深さレベル
毎に、１つの兄弟格納領域に格納できる最大の兄弟数を
持つことにより、管理対象の包含関係に応じた値を設定
できる。この結果、無駄な領域を確保しておく必要性を
減らすことができる。また、インスタンスをクラス毎に
分け、各ファイル毎に、最大属性数、属性値の最大サイ
ズを持つことにより、各クラス毎のインスタンスの管理
情報格納領域のサイズをファイル毎に固定値としても、
無駄な領域を確保しておく必要性が少なくなる。
ースは、その内部構造にインスタンス間の包含関係を表
した部分と、個々のインスタンスが持つ管理情報を格納
する部分とがある。この包含関係を表した部分におい
て、インスタンス間の親子、兄弟の関係を用いてインス
タンスの包含関係を柔軟に追加削除可能とする。また、
包含関係ファイルを深さレベル毎に分け、各深さレベル
毎に、１つの兄弟格納領域に格納できる最大の兄弟数を
持つことにより、管理対象の包含関係に応じた値を設定
できる。この結果、無駄な領域を確保しておく必要性を
減らすことができる。また、インスタンスをクラス毎に
分け、各ファイル毎に、最大属性数、属性値の最大サイ
ズを持つことにより、各クラス毎のインスタンスの管理
情報格納領域のサイズをファイル毎に固定値としても、
無駄な領域を確保しておく必要性が少なくなる。
【００７７】実施例２．以下、この発明の他の実施例を
図２３に基づいて説明する。図２３において、１１，１
２，１３はそれぞれ深さレベル１，２，３の包含関係フ
ァイルである。この包含関係ファイルによって包含関係
を表現する。２１，２２，２３はそれぞれのクラス毎の
インスタンスファイルである。このインスタンスファイ
ルの中に管理情報を格納する。１５１，１５２はそれぞ
れ自分の親、子を指すポインタである。１５３，１５４
はそれぞれ自分の兄、弟を指すポインタである。１６１
は包含木中の深さレベルとレコードＮｏを用いて包含関
係ファイル中の当該インスタンスを指すポインタであ
る。１６２はクラス名とインスタンスポインタを用いて
インスタンスファイル中の当該インスタンスを指すポイ
ンタである。また、フラグ１６３は空き管理用に用いる
フラグである。また、深さレベル１６４は包含木中の深
さレベルを示すものである。また、インスタンス名６６
はインスタンスの識別名が記憶される。属性数６７は各
々のインスタンスが使っている属性の数を記憶する。ま
た、属性の大きさ６８は各々のクラスの属性の最大値が
記憶できる大きさである。また、属性領域の大きさ６９
は各々のクラスの属性の最大数分の領域を確保したもの
である。また、属性は制御フラグ６８ａと属性ＩＤ６８
ｂと属性値６８ｃから構成されている。制御フラグ６８
ａは属性値６８ｃをアクセスする場合の制御に用いるも
のである。例えばアクセス時間、あるいはアクセス件等
を記憶する。属性ＩＤ６８ｂは属性値６８ｃの種別を表
す識別子が記憶される。この実施例におけるインスタン
ス間の親子、兄弟の関係は親と子、兄と弟を互いにポイ
ントし合う形をとる点が前述した実施例と異なる点であ
る。従って、前述した実施例では兄から弟へのポインタ
のみが存在していたのに対して、この実施例においては
弟から兄を指すポインタが存在している。また、前述し
た実施例では親から子を指すポインタのみが存在してい
たのに対して、この実施例では子から親を示すポインタ
が存在している。さらに、包含関係ファイルとインスタ
ンスファイルの関係においては前述した実施例において
は、包含関係ファイルからインスタンスファイルをポイ
ントしていたのに対して、この実施例ではインスタンス
ファイルから包含関係ファイルをポイントできるように
なっている。このようにこの実施例では相互に参照する
ことが可能になるため、途中の要素の追加削除が容易な
データベースが構築される。従って、包含関係をより柔
軟に追加、削除することが可能となる。また、この実施
例が前述した実施例と異なる点は、兄弟格納領域という
ブロック化された領域を設けることなく、１つのインス
タンス単位に包含関係ファイルにインスタンスを追加で
きる点である。
図２３に基づいて説明する。図２３において、１１，１
２，１３はそれぞれ深さレベル１，２，３の包含関係フ
ァイルである。この包含関係ファイルによって包含関係
を表現する。２１，２２，２３はそれぞれのクラス毎の
インスタンスファイルである。このインスタンスファイ
ルの中に管理情報を格納する。１５１，１５２はそれぞ
れ自分の親、子を指すポインタである。１５３，１５４
はそれぞれ自分の兄、弟を指すポインタである。１６１
は包含木中の深さレベルとレコードＮｏを用いて包含関
係ファイル中の当該インスタンスを指すポインタであ
る。１６２はクラス名とインスタンスポインタを用いて
インスタンスファイル中の当該インスタンスを指すポイ
ンタである。また、フラグ１６３は空き管理用に用いる
フラグである。また、深さレベル１６４は包含木中の深
さレベルを示すものである。また、インスタンス名６６
はインスタンスの識別名が記憶される。属性数６７は各
々のインスタンスが使っている属性の数を記憶する。ま
た、属性の大きさ６８は各々のクラスの属性の最大値が
記憶できる大きさである。また、属性領域の大きさ６９
は各々のクラスの属性の最大数分の領域を確保したもの
である。また、属性は制御フラグ６８ａと属性ＩＤ６８
ｂと属性値６８ｃから構成されている。制御フラグ６８
ａは属性値６８ｃをアクセスする場合の制御に用いるも
のである。例えばアクセス時間、あるいはアクセス件等
を記憶する。属性ＩＤ６８ｂは属性値６８ｃの種別を表
す識別子が記憶される。この実施例におけるインスタン
ス間の親子、兄弟の関係は親と子、兄と弟を互いにポイ
ントし合う形をとる点が前述した実施例と異なる点であ
る。従って、前述した実施例では兄から弟へのポインタ
のみが存在していたのに対して、この実施例においては
弟から兄を指すポインタが存在している。また、前述し
た実施例では親から子を指すポインタのみが存在してい
たのに対して、この実施例では子から親を示すポインタ
が存在している。さらに、包含関係ファイルとインスタ
ンスファイルの関係においては前述した実施例において
は、包含関係ファイルからインスタンスファイルをポイ
ントしていたのに対して、この実施例ではインスタンス
ファイルから包含関係ファイルをポイントできるように
なっている。このようにこの実施例では相互に参照する
ことが可能になるため、途中の要素の追加削除が容易な
データベースが構築される。従って、包含関係をより柔
軟に追加、削除することが可能となる。また、この実施
例が前述した実施例と異なる点は、兄弟格納領域という
ブロック化された領域を設けることなく、１つのインス
タンス単位に包含関係ファイルにインスタンスを追加で
きる点である。
【００７８】実施例３．次に、図２４から図２６を用い
て具体的なファイル構成及び具体的なデータ構造につい
て説明する。図２４はこの実施例におけるファイル名を
示しており、ここでは包含関係ファイルをｓｕｂｔｒｅ
ｅ＿ｆｉｌｅとしている。また、インスタンスファイル
はｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅとしている。次に、図２
５はファイルの構成を示す図である。これらのファイル
はインスタンスの包含関係と属性値を格納するためのデ
ータベースを構成している。ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅ
には、包含関係が格納され、包含木の深さレベル毎にフ
ァイルが分かれている。ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅに
属性値が格納され、クラス毎にファイルが分かれてい
る。アプリケーションは、共通のアプリケーションプロ
グラムインターフェース（ＡＰＩ）を使ってアクセスで
きる。
て具体的なファイル構成及び具体的なデータ構造につい
て説明する。図２４はこの実施例におけるファイル名を
示しており、ここでは包含関係ファイルをｓｕｂｔｒｅ
ｅ＿ｆｉｌｅとしている。また、インスタンスファイル
はｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅとしている。次に、図２
５はファイルの構成を示す図である。これらのファイル
はインスタンスの包含関係と属性値を格納するためのデ
ータベースを構成している。ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅ
には、包含関係が格納され、包含木の深さレベル毎にフ
ァイルが分かれている。ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅに
属性値が格納され、クラス毎にファイルが分かれてい
る。アプリケーションは、共通のアプリケーションプロ
グラムインターフェース（ＡＰＩ）を使ってアクセスで
きる。
【００７９】＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｈｅａｄｅｒ＞各ｓｕ
ｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅの制御データが入る構造体であ
る。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ＞ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒ
ｅｃｏｒｄ以下のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍには、同一
の親を持つインスタンス（各インスタンスの兄弟）を格
納する。ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄは、これらのｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍを管理するための構造体であ
る。同一の親を持つインスタンスが、一つのｓｕｂｔｒ
ｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄに入り切らない場合は、他のｓｕｂ
ｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄに残りのインスタンスを格納す
る。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ＞各インスタンス毎に存在
し、ＲＤＮ、下位のｓｕｂｔｒｅｅ（子のインスタン
ス）へのポインタ、クラス、及び、ｉｎｓｔａｎｃｅ＿
ｆｉｌｅにおいて、属性値を格納しているレコードのレ
コード番号を持つ。
ｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅの制御データが入る構造体であ
る。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ＞ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒ
ｅｃｏｒｄ以下のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍには、同一
の親を持つインスタンス（各インスタンスの兄弟）を格
納する。ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄは、これらのｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍを管理するための構造体であ
る。同一の親を持つインスタンスが、一つのｓｕｂｔｒ
ｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄに入り切らない場合は、他のｓｕｂ
ｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄに残りのインスタンスを格納す
る。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ＞各インスタンス毎に存在
し、ＲＤＮ、下位のｓｕｂｔｒｅｅ（子のインスタン
ス）へのポインタ、クラス、及び、ｉｎｓｔａｎｃｅ＿
ｆｉｌｅにおいて、属性値を格納しているレコードのレ
コード番号を持つ。
【００８０】＜ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｈｅａｄｅｒ＞各ｉ
ｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅの制御データが入る構造体で
ある。 ＜ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ＞各インスタンスの
属性値が入る構造体である。
ｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅの制御データが入る構造体で
ある。 ＜ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ＞各インスタンスの
属性値が入る構造体である。
【００８１】次に図２６を用いてデータ構造について説
明する。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｈｅａｄｅｒ＞ （１）ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅの空きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒ
ｅｃｏｒｄは、ポインタによって次々にリンクされてい
る。ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄは、ｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｆｉｌｅの最初の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃ
ｏｒｄへのポインタである。但し、あるｓｕｂｔｒｅｅ
＿ｒｅｃｏｒｄが、”使用中”から”空き”になったと
き、そのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄは、ｆｉｒｓｔ
＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄからポイントされ、直前にｆ
ｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄからポイントされて
いた空きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄは、新しくｆ
ｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄからポイントされた
空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄからポイントされ
る。従って、ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄがｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅの先頭に一番近い空きｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄとは、かぎらない。空きｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄもｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅの先
頭のほうから順にリンクしているとはかぎらない。次の
新しいｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄを追加する場合
は、ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄがポイントし
ているｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄから使用してい
く。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ＞ （１）ｎｅｘｔ＿ｒｅｃｏｒｄ＿ｐｔｒ そのレコードが”使用中”／”空き”を示すフラグを持
つ。また、空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄの場合
は、次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄへのポイン
タを持つ（次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄがな
い場合は、ポインタとして、ＮＵＬＬが入る）。使用中
のレコードの場合は、ポインタ部分（フラグ以外の部
分）にＮＵＬＬが入る。但し、同一の親を持つインスタ
ンスが、一つのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄに入り切
らない場合は、他のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄに残
りのインスタンスを格納するため、そのｓｕｂｔｒｅｅ
＿ｒｅｃｏｒｄへのポインタを格納する。同一の親を持
つインスタンスが複数のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ
に格納された場合、親は最初に作成されたｓｕｂｔｒｅ
ｅ＿ｒｅｃｏｒｄへのポインタを持ち、残りのｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄは、ｎｅｘｔ＿ｒｅｃｏｒｄ＿ｐ
ｒｔにより作成順にリンクされていく。複数のｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄへ、同一の親を持つインスタンス
を格納した後で、それらのインスタンスがいくつかが削
除されても、一つのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄへま
とめることはしない。 （２）ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｉｔｅｍ ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄにおける空きのｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｉｔｅｍの管理方法は、ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉ
ｌｅにおける空きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄの管
理方法と同じ（空きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍをポイ
ンタでつないでいく）である。ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿
ｉｔｅｍは、ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄにおける最
初の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍへのポインタを持
つ。
明する。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｈｅａｄｅｒ＞ （１）ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅの空きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒ
ｅｃｏｒｄは、ポインタによって次々にリンクされてい
る。ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄは、ｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｆｉｌｅの最初の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃ
ｏｒｄへのポインタである。但し、あるｓｕｂｔｒｅｅ
＿ｒｅｃｏｒｄが、”使用中”から”空き”になったと
き、そのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄは、ｆｉｒｓｔ
＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄからポイントされ、直前にｆ
ｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄからポイントされて
いた空きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄは、新しくｆ
ｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄからポイントされた
空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄからポイントされ
る。従って、ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄがｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅの先頭に一番近い空きｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄとは、かぎらない。空きｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄもｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅの先
頭のほうから順にリンクしているとはかぎらない。次の
新しいｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄを追加する場合
は、ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄがポイントし
ているｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄから使用してい
く。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ＞ （１）ｎｅｘｔ＿ｒｅｃｏｒｄ＿ｐｔｒ そのレコードが”使用中”／”空き”を示すフラグを持
つ。また、空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄの場合
は、次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄへのポイン
タを持つ（次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄがな
い場合は、ポインタとして、ＮＵＬＬが入る）。使用中
のレコードの場合は、ポインタ部分（フラグ以外の部
分）にＮＵＬＬが入る。但し、同一の親を持つインスタ
ンスが、一つのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄに入り切
らない場合は、他のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄに残
りのインスタンスを格納するため、そのｓｕｂｔｒｅｅ
＿ｒｅｃｏｒｄへのポインタを格納する。同一の親を持
つインスタンスが複数のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ
に格納された場合、親は最初に作成されたｓｕｂｔｒｅ
ｅ＿ｒｅｃｏｒｄへのポインタを持ち、残りのｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄは、ｎｅｘｔ＿ｒｅｃｏｒｄ＿ｐ
ｒｔにより作成順にリンクされていく。複数のｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄへ、同一の親を持つインスタンス
を格納した後で、それらのインスタンスがいくつかが削
除されても、一つのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄへま
とめることはしない。 （２）ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｉｔｅｍ ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄにおける空きのｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｉｔｅｍの管理方法は、ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉ
ｌｅにおける空きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄの管
理方法と同じ（空きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍをポイ
ンタでつないでいく）である。ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿
ｉｔｅｍは、ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄにおける最
初の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍへのポインタを持
つ。
【００８２】＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ＞ （１）ｃｈｉｌｄ＿ｒｅｃｏｒｄ ｎｅｘｔ＿ｒｅｃｏｒｄ＿ｐｔｒと同様に、ｓｕｂｔｒ
ｅｅ＿ｉｔｅｍの”使用中”／”空き”を示すフラグを
持つ。また、空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍの場合は、
次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍへのポインタを持つ
（次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍがない場合は、ポ
インタとしてＮＵＬＬが入る）。使用中のｓｕｂｔｒｅ
ｅ＿ｉｔｅｍの場合は、ポインタ部分（フラグ以外の部
分）にＮＵＬＬ、または、下位のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉ
ｌｅのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄへのポインタ（子
インスタンスへのポインタ）が入る。 （２）ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｎｕｍｂｅｒ ｃｌａｓｓが示すｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅの中で、
属性値を格納しているレコードのレコード番号を持つ。 （３）ｃｌａｓｓ 当該インスタンスが属する管理オブジェクトクラスが入
る。 （４）ｒｄｎ 当該インスタンスのＲＤＮが入る。
ｅｅ＿ｉｔｅｍの”使用中”／”空き”を示すフラグを
持つ。また、空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍの場合は、
次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍへのポインタを持つ
（次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍがない場合は、ポ
インタとしてＮＵＬＬが入る）。使用中のｓｕｂｔｒｅ
ｅ＿ｉｔｅｍの場合は、ポインタ部分（フラグ以外の部
分）にＮＵＬＬ、または、下位のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉ
ｌｅのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄへのポインタ（子
インスタンスへのポインタ）が入る。 （２）ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｎｕｍｂｅｒ ｃｌａｓｓが示すｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅの中で、
属性値を格納しているレコードのレコード番号を持つ。 （３）ｃｌａｓｓ 当該インスタンスが属する管理オブジェクトクラスが入
る。 （４）ｒｄｎ 当該インスタンスのＲＤＮが入る。
【００８３】＜ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｈｅａｄｅｒ＞ （１）ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｉｎｓｔａｎｃｅ ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅにおける空きのｉｎｓｔａ
ｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄの管理方法は、ｓｕｂｔｒｅｅ＿
ｆｉｌｅにおける空きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ
の管理方法と同じ（空きのｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏ
ｒｄをポインタでつないでいく）である。ｆｉｒｓｔ＿
ｆｒｅｅ＿ｉｎｓｔａｎｃｅは、ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆ
ｉｌｅにおける最初の空きｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏ
ｒｄへのポインタを持つ。
ｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄの管理方法は、ｓｕｂｔｒｅｅ＿
ｆｉｌｅにおける空きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ
の管理方法と同じ（空きのｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏ
ｒｄをポインタでつないでいく）である。ｆｉｒｓｔ＿
ｆｒｅｅ＿ｉｎｓｔａｎｃｅは、ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆ
ｉｌｅにおける最初の空きｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏ
ｒｄへのポインタを持つ。
【００８４】＜ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ＞ （１）ｎｅｘｔ＿ｆｒｅｅ＿ｉｎｓｔａｎｃｅ ｎｅｘｔ＿ｒｅｃｏｒｄ＿ｐｒｔと同様に、ｉｎｓｔａ
ｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄの”使用中”／”空き”を示すフ
ラグを持つ。また、空きｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒ
ｄの場合は、次の空きｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ
へのポインタを持つ（次の空きｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅ
ｃｏｒｄがない場合は、ポインタとして、ＮＵＬＬが入
る）。使用中のｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄの場合
は、ポインタ部分（フラグ以外の部分）にＮＵＬＬが入
る。 （２）ｆｄｎ 当該インスタンスのＤＮが入る。 （３）ａｔｔｒｉｂｕｔｅ 当該ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅのクラスが持ち得る属
性の最大数分存在する。各々のａｔｔｒｉｂｕｔｅに
は、属性のオブジェクト識別子と属性値が入る。
ｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄの”使用中”／”空き”を示すフ
ラグを持つ。また、空きｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒ
ｄの場合は、次の空きｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ
へのポインタを持つ（次の空きｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅ
ｃｏｒｄがない場合は、ポインタとして、ＮＵＬＬが入
る）。使用中のｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄの場合
は、ポインタ部分（フラグ以外の部分）にＮＵＬＬが入
る。 （２）ｆｄｎ 当該インスタンスのＤＮが入る。 （３）ａｔｔｒｉｂｕｔｅ 当該ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅのクラスが持ち得る属
性の最大数分存在する。各々のａｔｔｒｉｂｕｔｅに
は、属性のオブジェクト識別子と属性値が入る。
【００８５】以上のようにこの実施例では、ファイルの
構成及びデータ構造の具体例について説明した。
構成及びデータ構造の具体例について説明した。
【００８６】実施例１においては、データベースの概要
およびデータ構造を説明しながら、属性の例としては使
用時間等をあげた。次に、他の属性の具体例を示す。
およびデータ構造を説明しながら、属性の例としては使
用時間等をあげた。次に、他の属性の具体例を示す。
【００８７】実施例４．例えば、属性として、管理対象
毎のパスワードを格納すれば、端末から入力されたパス
ワードと照合して、ユーザーのアクセスを制御したり、
管理対象である資源への不当なアクセスを防ぐことが可
能である。これによって、ネットワーク管理機能のひと
つとして、セキュリティ管理を実現できる。
毎のパスワードを格納すれば、端末から入力されたパス
ワードと照合して、ユーザーのアクセスを制御したり、
管理対象である資源への不当なアクセスを防ぐことが可
能である。これによって、ネットワーク管理機能のひと
つとして、セキュリティ管理を実現できる。
【００８８】実施例５．また、属性として、使用時間の
他に、送受信のデータ件数、送受信データ量等を記憶さ
せるようにすれば、ネットワーク資源の使用量を測定
し、ネットワークの負荷が、適正量を越えないように監
視し、ネットワーク運用の最適化を図ることができる。
他に、送受信のデータ件数、送受信データ量等を記憶さ
せるようにすれば、ネットワーク資源の使用量を測定
し、ネットワークの負荷が、適正量を越えないように監
視し、ネットワーク運用の最適化を図ることができる。
【００８９】実施例６．上記実施例に加えて、属性とし
て更に金額を格納すれば、ネットワークの使用量を反映
させた課金管理を行うことができる。
て更に金額を格納すれば、ネットワークの使用量を反映
させた課金管理を行うことができる。
【００９０】
【発明の効果】第１の発明によれば、管理情報はインス
タンスファイルに格納され、インスタンスの包含関係は
包含関係ファイルに格納される。このように、インスタ
ンスの包含関係をマネジメント・インフォメーション・
ベースのなかに持つことができるので、ネットワーク管
理の対象となる個々の資源の変更を、ネットワーク運用
中にダイナミックに、マネジメント・インフォメーショ
ン・ベースに反映させることが可能となった。
タンスファイルに格納され、インスタンスの包含関係は
包含関係ファイルに格納される。このように、インスタ
ンスの包含関係をマネジメント・インフォメーション・
ベースのなかに持つことができるので、ネットワーク管
理の対象となる個々の資源の変更を、ネットワーク運用
中にダイナミックに、マネジメント・インフォメーショ
ン・ベースに反映させることが可能となった。
【００９１】第２の発明によれば、インスタンスの包含
関係は親子兄弟を示す包含木で表される。そのため、管
理対象インスタンスの検索を効率的に行える。また、包
含関係ファイルは、包含木の深さレベル毎に複数設けら
れている。このため、リソースの節約につながる。さら
に、包含関係ファイルは、包含木の階層に沿って名前付
けされているため、ファイル名を一意に容易に特定でき
る。
関係は親子兄弟を示す包含木で表される。そのため、管
理対象インスタンスの検索を効率的に行える。また、包
含関係ファイルは、包含木の深さレベル毎に複数設けら
れている。このため、リソースの節約につながる。さら
に、包含関係ファイルは、包含木の階層に沿って名前付
けされているため、ファイル名を一意に容易に特定でき
る。
【００９２】第３の発明によれば、個々の包含関係ファ
イルに、各ファイル毎に定められた所定数の兄弟を記憶
する複数の領域が設けられている。このため、管理対象
の包含関係に応じた適正な値をファイル毎に設定するこ
とが可能となるので、余分な領域を確保しておく必要が
なくなる。
イルに、各ファイル毎に定められた所定数の兄弟を記憶
する複数の領域が設けられている。このため、管理対象
の包含関係に応じた適正な値をファイル毎に設定するこ
とが可能となるので、余分な領域を確保しておく必要が
なくなる。
【００９３】第４の発明によれば、管理対象に管理対象
クラスを割り当て、その管理対象クラス毎にインスタン
スファイルを複数設ける。これにより、ネットワーク内
で、管理対象クラスの追加削除の要求が発生した場合、
ネットワーク運用中でも、その追加削除をマネジメント
・インフォメーション・ベース上に反映することが可能
となる。
クラスを割り当て、その管理対象クラス毎にインスタン
スファイルを複数設ける。これにより、ネットワーク内
で、管理対象クラスの追加削除の要求が発生した場合、
ネットワーク運用中でも、その追加削除をマネジメント
・インフォメーション・ベース上に反映することが可能
となる。
【００９４】第５の発明によれば、管理対象クラスメン
テナンス部が、新たな管理対象クラスが追加された場合
に、その管理対象クラスに対応するインスタンスファイ
ルを生成する。このため、ネットワークにおける管理対
象クラスの追加を、動的に、行える。必要に応じて、フ
ァイル生成が可能なので、リソースの節約にもなる。
テナンス部が、新たな管理対象クラスが追加された場合
に、その管理対象クラスに対応するインスタンスファイ
ルを生成する。このため、ネットワークにおける管理対
象クラスの追加を、動的に、行える。必要に応じて、フ
ァイル生成が可能なので、リソースの節約にもなる。
【００９５】第６の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、インスタンスメンテナンス部
が、新たなインスタンスが追加された場合、そのインス
タンスが存在する深さレベルに対応する包含関係ファイ
ルにそのインスタンスを追加し、そのインスタンスの管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルにそのイ
ンスタンスを追加するとともに、包含関係ファイルに追
加したインスタンスからインスタンスファイルに追加し
たインスタンスをアクセスするポインタを付加する。こ
のため、動的な、インスタンスの追加削除が可能とな
る。
メーション・ベースは、インスタンスメンテナンス部
が、新たなインスタンスが追加された場合、そのインス
タンスが存在する深さレベルに対応する包含関係ファイ
ルにそのインスタンスを追加し、そのインスタンスの管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルにそのイ
ンスタンスを追加するとともに、包含関係ファイルに追
加したインスタンスからインスタンスファイルに追加し
たインスタンスをアクセスするポインタを付加する。こ
のため、動的な、インスタンスの追加削除が可能とな
る。
【００９６】第７の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースにおいて、インスタンスファイル
は、インスタンスが持つ管理情報のサイズを記憶するサ
イズ記憶部を有している。これにより、管理対象クラス
の属性に適合した管理情報サイズを設定できる。従来の
ように、管理情報格納部分にクラス毎の属性の種類を持
たずに、クラス毎にインスタンスが持ち得る属性の最大
数と各々の属性値の中の予想される最大サイズを持つこ
とにより、属性の追加／削除が容易になり、リソースの
節約につながる。
メーション・ベースにおいて、インスタンスファイル
は、インスタンスが持つ管理情報のサイズを記憶するサ
イズ記憶部を有している。これにより、管理対象クラス
の属性に適合した管理情報サイズを設定できる。従来の
ように、管理情報格納部分にクラス毎の属性の種類を持
たずに、クラス毎にインスタンスが持ち得る属性の最大
数と各々の属性値の中の予想される最大サイズを持つこ
とにより、属性の追加／削除が容易になり、リソースの
節約につながる。
【００９７】第８の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースにおいて、管理情報のサイズの変更
があった場合、上記サイズ記憶部にある管理情報のサイ
ズを新たなサイズに変更し、新たなサイズに基づいてイ
ンスタンスファイルを再生する管理情報サイズメンテナ
ンス部を備えている。このため、従来のように、プログ
ラムのコンパイルやリンクのやり直しをせず、オンライ
ン運転中に属性の追加削除を動的に、容易に行うことが
できる。
メーション・ベースにおいて、管理情報のサイズの変更
があった場合、上記サイズ記憶部にある管理情報のサイ
ズを新たなサイズに変更し、新たなサイズに基づいてイ
ンスタンスファイルを再生する管理情報サイズメンテナ
ンス部を備えている。このため、従来のように、プログ
ラムのコンパイルやリンクのやり直しをせず、オンライ
ン運転中に属性の追加削除を動的に、容易に行うことが
できる。
【００９８】第９の発明によれば、包含木メンテナンス
部が、管理対象ネットワークの構成が変更されることに
よる包含木の変更があった場合、上記包含関係ファイル
の親子あるいは兄弟のポインタの付け変えを行うことに
より、包含木の変更を行う。このため、ネットワーク管
理運用中に管理対象ネットワークの構成の変更があって
も、柔軟に対応できる。
部が、管理対象ネットワークの構成が変更されることに
よる包含木の変更があった場合、上記包含関係ファイル
の親子あるいは兄弟のポインタの付け変えを行うことに
より、包含木の変更を行う。このため、ネットワーク管
理運用中に管理対象ネットワークの構成の変更があって
も、柔軟に対応できる。
【００９９】第１０の発明によればガーベージコレクシ
ョン部は、包含関係ファイルやインスタンスファイルの
ガーベージコレクションを行う。これにより、リソース
を節約し、資源の有効活用を図ることができる。
ョン部は、包含関係ファイルやインスタンスファイルの
ガーベージコレクションを行う。これにより、リソース
を節約し、資源の有効活用を図ることができる。
【０１００】第１１の発明によれば表示処理部は、イン
スタンスファイルに記憶した各インスタンスの管理情報
の更新時刻と、表示処理終了時刻を比較して、その比較
に基づいてマネジメント・インフォメーション・ベース
の管理情報の表示を行う。このため、常に表示を継続さ
せる必要が無くなり、ネットワーク管理システムの運用
が効率的となる。
スタンスファイルに記憶した各インスタンスの管理情報
の更新時刻と、表示処理終了時刻を比較して、その比較
に基づいてマネジメント・インフォメーション・ベース
の管理情報の表示を行う。このため、常に表示を継続さ
せる必要が無くなり、ネットワーク管理システムの運用
が効率的となる。
【０１０１】第１２および第１３の発明におけるマネジ
メント・インフォメーション・ベースは、以下の複数の
工程により生成される。すなわち、包含関係ファイル生
成工程は、インスタンスの包含木の深さレベル毎に複数
の包含関係ファイルを生成する。包含関係登録工程は、
生成した複数の包含関係ファイル間でインスタンスの親
子関係を保持し、個々のファイル内でインスタンスの兄
弟関係を保持するように、インスタンスを登録する。イ
ンスタンスファイル生成工程は、インスタンスの管理情
報を記憶するインスタンスファイルを管理対象クラス毎
に生成する。インスタンスファイル登録工程は、インス
タンスファイルにインスタンスを登録する。さらに、管
理情報記憶工程は、インスタンスの管理情報を収集し、
インスタンスファイルに記憶する。これにより、ネット
ワーク管理のためのマネジメント・インフォメーション
・ベースが生成され、ネットワークの管理動作を開始す
ることができる。
メント・インフォメーション・ベースは、以下の複数の
工程により生成される。すなわち、包含関係ファイル生
成工程は、インスタンスの包含木の深さレベル毎に複数
の包含関係ファイルを生成する。包含関係登録工程は、
生成した複数の包含関係ファイル間でインスタンスの親
子関係を保持し、個々のファイル内でインスタンスの兄
弟関係を保持するように、インスタンスを登録する。イ
ンスタンスファイル生成工程は、インスタンスの管理情
報を記憶するインスタンスファイルを管理対象クラス毎
に生成する。インスタンスファイル登録工程は、インス
タンスファイルにインスタンスを登録する。さらに、管
理情報記憶工程は、インスタンスの管理情報を収集し、
インスタンスファイルに記憶する。これにより、ネット
ワーク管理のためのマネジメント・インフォメーション
・ベースが生成され、ネットワークの管理動作を開始す
ることができる。
【０１０２】以上のように、この発明によれば、ＯＳＩ
参照モデルによるネットワーク管理のためのＭＩＢおよ
びその生成において、従来、静的に取り込んでいた管理
対象の構成を、ネットワーク運用中に動的に変更するこ
とができ、より効率的なネットワーク管理の保守、運営
を可能にした。
参照モデルによるネットワーク管理のためのＭＩＢおよ
びその生成において、従来、静的に取り込んでいた管理
対象の構成を、ネットワーク運用中に動的に変更するこ
とができ、より効率的なネットワーク管理の保守、運営
を可能にした。
【図１】この発明の一実施例によるマネジメント・イン
フォメーション・ベースの概要を示す図である。
フォメーション・ベースの概要を示す図である。
【図２】この発明の一実施例による包含関係ファイル、
インスタンスファイルの詳細構造を示す図である。
インスタンスファイルの詳細構造を示す図である。
【図３】この発明の一実施例による包含関係ファイルの
一例を示す図である。
一例を示す図である。
【図４】この発明の一実施例によるインスタンスファイ
ルの一例を示す図である。
ルの一例を示す図である。
【図５】この発明の一実施例による管理情報の一例を示
す図である。
す図である。
【図６】この発明の一実施例による包含関係ファイルの
ファイル名を示す図である。
ファイル名を示す図である。
【図７】この発明の一実施例によるインスタンスファイ
ルのファイル名を示す図である。
ルのファイル名を示す図である。
【図８】この発明の一実施例によるデータベースアクセ
ス部を示す図である。
ス部を示す図である。
【図９】この発明のファイル生成部が包含関係ファイル
およびインスタンスファイルを生成する手順を示す図で
ある。
およびインスタンスファイルを生成する手順を示す図で
ある。
【図１０】この発明のファイル生成部が包含関係ファイ
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
【図１１】この発明のファイル生成部が包含関係ファイ
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
【図１２】この発明のファイル生成部が包含関係ファイ
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
【図１３】この発明のファイル生成部が包含関係ファイ
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
【図１４】この発明のファイル生成部が包含関係ファイ
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
【図１５】この発明のファイル生成部が包含関係ファイ
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
【図１６】この発明の一実施例による最大属性数と属性
値最大サイズを説明する図である。
値最大サイズを説明する図である。
【図１７】この発明の一実施例によるインスタンスファ
イルの管理情報サイズの変更を示す図である。
イルの管理情報サイズの変更を示す図である。
【図１８】この発明の一実施例によるデータベース上の
包含木の変更例を示す図である。
包含木の変更例を示す図である。
【図１９】この発明の一実施例による包含関係ファイル
の兄弟格納領域の縮小例を示す図である。
の兄弟格納領域の縮小例を示す図である。
【図２０】この発明の一実施例による包含関係ファイル
の縮少例を示す図である。
の縮少例を示す図である。
【図２１】この発明の一実施例によるインスタンスファ
イルの縮少例を示す図である。
イルの縮少例を示す図である。
【図２２】この発明の一実施例によるネットワーク管理
装置構成例を示す図である。
装置構成例を示す図である。
【図２３】この発明の他の実施例によるマネジメント・
インフォメーション・ベースを示す図である。
インフォメーション・ベースを示す図である。
【図２４】この発明の他の実施例によるファイル名を示
す図である。
す図である。
【図２５】この発明の他の実施例によるファイル構成を
示す図である。
示す図である。
【図２６】この発明の他の実施例によるデータ構造を示
す図である。
す図である。
【図２７】従来の一般的なＯＳＩ管理システムを示す図
である。
である。
【図２８】従来のクラスとインスタンスの例を示す図で
ある。
ある。
【図２９】従来の継承木の一例を示す図である。
【図３０】従来の包含木の例を示す図である。
【図３１】従来の継承木の論理構成図である。
【図３２】従来の継承木の物理構成図である。
【図３３】従来のマネジメント・インフォメーション・
ベースのデータ構造を示す図である。
ベースのデータ構造を示す図である。
１ 包含木 １１〜１２ 深さレベル毎の包含関係ファイル ２１〜２３ 管理対象クラス毎のインスタンスファイル ３１ マネジメント・インフォメーション・ベース ４１〜４４ 兄弟格納領域 ５１〜５３ 兄弟格納領域の空き管理用データ ６１〜６４ 包含木のためのインスタンス毎のデータ ７１ サイズ領域 ８１，８２ インスタンス毎の管理情報 １０１，１０２ 子を指すポインタ １１１ 管理情報を指すポインタ １２１ 残りの兄弟を指すポインタ １３１〜１３５ ネットワークを構成するインスタンス １４１ ネットワーク構成変更前の包含木 １４２ ネットワーク構成変更後の包含木 １４５，１４６ データベース上の包含木変更過程 ２０１ 包含関係ファイル縮少処理前の例 ２０２ 包含関係ファイル縮少処理によるソート後の例 ２０３ インスタンスファイル縮少処理前の例 ２０４ インスタンスファイル縮少処理によるソート後
の例 ３０１ ネットワーク管理装置におけるＭＩＢ表示処理 ３０２ ネットワーク管理装置における包含関係ファイ
ル／インスタンスファイル群 ３０３ ネットワーク管理装置におけるＭＩＢ更新処理 ３０４ ネットワーク管理装置におけるＭＩＢ表示処理
終了時刻格納ファイル
の例 ３０１ ネットワーク管理装置におけるＭＩＢ表示処理 ３０２ ネットワーク管理装置における包含関係ファイ
ル／インスタンスファイル群 ３０３ ネットワーク管理装置におけるＭＩＢ更新処理 ３０４ ネットワーク管理装置におけるＭＩＢ表示処理
終了時刻格納ファイル
─────────────────────────────────────────────────────
【手続補正書】
【提出日】平成６年１１月３０日
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】全文
【補正方法】変更
【補正内容】
【書類名】 明細書
【発明の名称】 マネジメント・インフォメーション・
ベース及びその生成方法
ベース及びその生成方法
【特許請求の範囲】
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】この発明は、開放型システム間相
互接続（ＯＳＩ：Ｏｐｅｎ ＳｙｓｔｅｍｓＩｎｔｅｒ
ｃｏｎｎｅｃｔｉｏｎ）管理のデータベースの内部構成
に関するものである。特に、この発明はマネジメント・
インフォメーション・ベース（ＭＩＢ：Ｍａｎａｇｅｍ
ｅｎｔ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｂａｓｅ）の構成及
びそのメンテナンスに関するものである。
互接続（ＯＳＩ：Ｏｐｅｎ ＳｙｓｔｅｍｓＩｎｔｅｒ
ｃｏｎｎｅｃｔｉｏｎ）管理のデータベースの内部構成
に関するものである。特に、この発明はマネジメント・
インフォメーション・ベース（ＭＩＢ：Ｍａｎａｇｅｍ
ｅｎｔ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｂａｓｅ）の構成及
びそのメンテナンスに関するものである。
【０００２】
【従来の技術】当初のネットワークには、ネットワーク
全体を管理する仕組みは導入されておらず、ネットワー
ク管理の基本的な考え方は存在していなかった。ネット
ワークに接続するノードの数が増え、ネットワーク全体
の通信量が増加するのに伴い、ネットワーク管理者がネ
ットワーク全体の管理対象の状態を正確にかつリアルタ
イムに把握することが要求されるようになってきた。そ
の要求に応えるためネットワーク全体の資源を積極的に
管理するためのシステムが、ＯＳＩ管理システムであ
る。ネットワーク管理にはいろいろな要求があるが、Ｏ
ＳＩではさまざまな要求に対して、ネットワーク管理で
提供する機能を以下のようにいくつかに分類している。 １．障害管理（ＦＡＵＬＴ ＭＡＮＡＧＥＭＥＮＴ） エラー発生記録の管理、エラー検出通知の受付と対処、
診断機能の遂行 ２．課金管理（ＡＣＣＯＵＮＴＩＮＧ ＭＡＮＡＧＥＭ
ＥＮＴ） ネットワーク資源の利用状況に応じて課金したり、コス
トを算出する仕組み。 ３．構成および名前管理（ＣＯＮＦＩＧＵＲＡＴＩＯＮ
ＡＮＤ ＮＡＭＥ ＭＡＮＡＧＥＭＥＮＴ） 継続的にネットワークサービスを提供するために、ネッ
トワーク資源を統制し、個々を識別し、データの集配を
務める仕組み。具体的には、システムパラメータの設
定、ネットワーク資源の起動と停止、ネットワークの状
況に影響を与えるデータの収集、ネットワークの構成の
変更など。 ４．性能管理（ＰＥＲＦＯＲＭＡＮＣＥ ＭＡＮＡＧＥ
ＭＥＮＴ） ネットワーク資源の動作状況、および通信の効果を評価
するために必要な機能。具体的には、解析や計画のため
の統計データの収集、システムの使用状況記録の維持管
理、ネットワーク上の通信量を測定し、ネットワークの
負荷が適正量を越えないように監視、不正データがない
かどうか、ネットワーク診断用など。 ５．セキュリティ管理（ＳＥＣＵＲＩＴＹ ＭＡＮＡＧ
ＥＭＥＮＴ） ネットワーク資源の保全をはかる。具体的には、認証の
仕組み、アクセス管理、暗号化、セキュリティ記録の維
持管理。
全体を管理する仕組みは導入されておらず、ネットワー
ク管理の基本的な考え方は存在していなかった。ネット
ワークに接続するノードの数が増え、ネットワーク全体
の通信量が増加するのに伴い、ネットワーク管理者がネ
ットワーク全体の管理対象の状態を正確にかつリアルタ
イムに把握することが要求されるようになってきた。そ
の要求に応えるためネットワーク全体の資源を積極的に
管理するためのシステムが、ＯＳＩ管理システムであ
る。ネットワーク管理にはいろいろな要求があるが、Ｏ
ＳＩではさまざまな要求に対して、ネットワーク管理で
提供する機能を以下のようにいくつかに分類している。 １．障害管理（ＦＡＵＬＴ ＭＡＮＡＧＥＭＥＮＴ） エラー発生記録の管理、エラー検出通知の受付と対処、
診断機能の遂行 ２．課金管理（ＡＣＣＯＵＮＴＩＮＧ ＭＡＮＡＧＥＭ
ＥＮＴ） ネットワーク資源の利用状況に応じて課金したり、コス
トを算出する仕組み。 ３．構成および名前管理（ＣＯＮＦＩＧＵＲＡＴＩＯＮ
ＡＮＤ ＮＡＭＥ ＭＡＮＡＧＥＭＥＮＴ） 継続的にネットワークサービスを提供するために、ネッ
トワーク資源を統制し、個々を識別し、データの集配を
務める仕組み。具体的には、システムパラメータの設
定、ネットワーク資源の起動と停止、ネットワークの状
況に影響を与えるデータの収集、ネットワークの構成の
変更など。 ４．性能管理（ＰＥＲＦＯＲＭＡＮＣＥ ＭＡＮＡＧＥ
ＭＥＮＴ） ネットワーク資源の動作状況、および通信の効果を評価
するために必要な機能。具体的には、解析や計画のため
の統計データの収集、システムの使用状況記録の維持管
理、ネットワーク上の通信量を測定し、ネットワークの
負荷が適正量を越えないように監視、不正データがない
かどうか、ネットワーク診断用など。 ５．セキュリティ管理（ＳＥＣＵＲＩＴＹ ＭＡＮＡＧ
ＥＭＥＮＴ） ネットワーク資源の保全をはかる。具体的には、認証の
仕組み、アクセス管理、暗号化、セキュリティ記録の維
持管理。
【０００３】ＯＳＩにおけるネットワーク管理の標準化
作業は検討段階にある。例えば管理情報をどのようにマ
ネジメント・インフォメーション・ベースに記憶するか
は特にＯＳＩの基準においては定められておらず、個々
のシステムにまかされたものとなっている。
作業は検討段階にある。例えば管理情報をどのようにマ
ネジメント・インフォメーション・ベースに記憶するか
は特にＯＳＩの基準においては定められておらず、個々
のシステムにまかされたものとなっている。
【０００４】図２７は、一般的なＯＳＩ管理システムの
一例を示す図である。ＯＳＩ管理システムは大きく分け
て２つのネットワークで構成されている。１つは個々の
資源で構成された管理対象ネットワーク２００である。
もう１つは管理対象ネットワーク２００に存在する個々
の資源を管理するための管理ネットワーク１００であ
る。管理対象ネットワーク２００内に存在している個々
の資源のことを管理対象という。例えば図２７において
は、管理対象としてシステム２１０、ローカル・エリア
・ネットワーク２１１、ワークステーション２１２、シ
ステム２２０、プライベート・ブランチ・エクスチェン
ジャ２２１、パーソナルコンピュータ２２２、タイム・
ディビジョン・マルチプレクサー２２３が存在してい
る。これらの管理対象はユーザの要求に合わせてシステ
ム化されたネットワークである。管理対象ネットワーク
２００はユーザの業務を実際に実行するためのシステム
を提供する。一方、管理ネットワーク１００は管理対象
ネットワーク２００に存在する管理対象を監視及び管理
するためのネットワークである。管理ネットワーク１０
０には各管理対象を監視するエージェント１０２ａ，１
０２ｂ，１０２ｃ…が存在する。また、各エージェント
１０２ａ，１０２ｂ，１０２ｃからの情報を総合的に管
理するマネージャ１０１が存在する。さらにエージェン
ト及びマネージャがアクセスするための情報を記憶する
マネジメント・インフォメーション・ベース１１０が存
在する。また、マネージャ１０１とエージェント１０２
ａ，１０２ｂ，１０２ｃ…とマネジメント・インフォメ
ーション・ベース１１０を結合するネットワーク１０３
が存在する。エージェントは管理対象ネットワーク２０
０内の管理対象を管理する為に、前述したようなネット
ワーク管理に必要な管理情報の授受を行う。エージェン
トは管理対象に対して管理操作を行い、また管理対象か
らの通知を受け取る。マネージャ１０１はエージェント
に対して管理操作を指示する。また、マネージャ１０１
はエージェントが管理対象から受け取った通知をエージ
ェントから受け取る。このようにマネージャからエージ
ェントへ、そしてエージェントから管理対象に管理操作
の実行が行われる。一方、管理対象からエージェント
へ、そしてエージェントからマネージャに対して管理対
象で発生した情報の通知が行われる。この管理操作の実
行は、マネジメント用のプロトコルに沿って行われる。
このようにマネージャとエージェント及びエージェント
と管理対象との間で受渡しした情報は管理情報としてマ
ネジメント・インフォメーション・ベース１１０に記憶
される。ここでこれらの管理情報をどのようにマネジメ
ント・インフォメーション・ベースに記憶するかは特に
ＯＳＩの基準においては定められておらず、個々のシス
テムにまかされたものとなっている。
一例を示す図である。ＯＳＩ管理システムは大きく分け
て２つのネットワークで構成されている。１つは個々の
資源で構成された管理対象ネットワーク２００である。
もう１つは管理対象ネットワーク２００に存在する個々
の資源を管理するための管理ネットワーク１００であ
る。管理対象ネットワーク２００内に存在している個々
の資源のことを管理対象という。例えば図２７において
は、管理対象としてシステム２１０、ローカル・エリア
・ネットワーク２１１、ワークステーション２１２、シ
ステム２２０、プライベート・ブランチ・エクスチェン
ジャ２２１、パーソナルコンピュータ２２２、タイム・
ディビジョン・マルチプレクサー２２３が存在してい
る。これらの管理対象はユーザの要求に合わせてシステ
ム化されたネットワークである。管理対象ネットワーク
２００はユーザの業務を実際に実行するためのシステム
を提供する。一方、管理ネットワーク１００は管理対象
ネットワーク２００に存在する管理対象を監視及び管理
するためのネットワークである。管理ネットワーク１０
０には各管理対象を監視するエージェント１０２ａ，１
０２ｂ，１０２ｃ…が存在する。また、各エージェント
１０２ａ，１０２ｂ，１０２ｃからの情報を総合的に管
理するマネージャ１０１が存在する。さらにエージェン
ト及びマネージャがアクセスするための情報を記憶する
マネジメント・インフォメーション・ベース１１０が存
在する。また、マネージャ１０１とエージェント１０２
ａ，１０２ｂ，１０２ｃ…とマネジメント・インフォメ
ーション・ベース１１０を結合するネットワーク１０３
が存在する。エージェントは管理対象ネットワーク２０
０内の管理対象を管理する為に、前述したようなネット
ワーク管理に必要な管理情報の授受を行う。エージェン
トは管理対象に対して管理操作を行い、また管理対象か
らの通知を受け取る。マネージャ１０１はエージェント
に対して管理操作を指示する。また、マネージャ１０１
はエージェントが管理対象から受け取った通知をエージ
ェントから受け取る。このようにマネージャからエージ
ェントへ、そしてエージェントから管理対象に管理操作
の実行が行われる。一方、管理対象からエージェント
へ、そしてエージェントからマネージャに対して管理対
象で発生した情報の通知が行われる。この管理操作の実
行は、マネジメント用のプロトコルに沿って行われる。
このようにマネージャとエージェント及びエージェント
と管理対象との間で受渡しした情報は管理情報としてマ
ネジメント・インフォメーション・ベース１１０に記憶
される。ここでこれらの管理情報をどのようにマネジメ
ント・インフォメーション・ベースに記憶するかは特に
ＯＳＩの基準においては定められておらず、個々のシス
テムにまかされたものとなっている。
【０００５】次に、図２８を用いて管理情報の構造につ
いて説明する。ＯＳＩ管理システムにおいては、ネット
ワーク管理において発生する管理情報は管理対象の追
加、修正等がリアルタイムに発生することを考慮し、拡
張性を持つ概念でその構造を記述する。そしてその具体
的な方法としてオブジェクト指向型の設計を取り入れて
いる。このオブジェクト指向設計の特徴はクラスとイン
スタンスという概念を導入した点である。図２８にこの
クラスとインスタンスのいくつかの例を示す。図２８に
おいて、楕円はクラスを示し、四角はインスタンスを示
す。（ａ）においては、コンピュータというクラスに対
してパーソナルコンピュータ、ワークステーション、ス
モールビジネスコンピュータというインスタンスが存在
する場合を示している。また、（ｂ）においてはパーソ
ナルコンピュータというクラスに対して８ビット機、１
６ビット機、３２ビット機というインスタンスが存在す
る場合を示している。また、（ｃ）においては動物とい
うクラスに対して、イヌ、ネコ、馬というインスタンス
が存在する場合を示している。クラスとは共通の特性を
定義したものである。インスタンスとはクラスで定義さ
れた特性を持つ具体化されたものである。以下、ＯＳＩ
管理のためのクラスを管理対象クラスと呼ぶ。また、Ｏ
ＳＩ管理のためのインスタンスを管理対象インスタンス
あるいは単にインスタンスと呼ぶ。
いて説明する。ＯＳＩ管理システムにおいては、ネット
ワーク管理において発生する管理情報は管理対象の追
加、修正等がリアルタイムに発生することを考慮し、拡
張性を持つ概念でその構造を記述する。そしてその具体
的な方法としてオブジェクト指向型の設計を取り入れて
いる。このオブジェクト指向設計の特徴はクラスとイン
スタンスという概念を導入した点である。図２８にこの
クラスとインスタンスのいくつかの例を示す。図２８に
おいて、楕円はクラスを示し、四角はインスタンスを示
す。（ａ）においては、コンピュータというクラスに対
してパーソナルコンピュータ、ワークステーション、ス
モールビジネスコンピュータというインスタンスが存在
する場合を示している。また、（ｂ）においてはパーソ
ナルコンピュータというクラスに対して８ビット機、１
６ビット機、３２ビット機というインスタンスが存在す
る場合を示している。また、（ｃ）においては動物とい
うクラスに対して、イヌ、ネコ、馬というインスタンス
が存在する場合を示している。クラスとは共通の特性を
定義したものである。インスタンスとはクラスで定義さ
れた特性を持つ具体化されたものである。以下、ＯＳＩ
管理のためのクラスを管理対象クラスと呼ぶ。また、Ｏ
ＳＩ管理のためのインスタンスを管理対象インスタンス
あるいは単にインスタンスと呼ぶ。
【０００６】次に、図２９を用いて、管理対象クラスに
ついて、さらに説明する。図２９は継承木の一例を示す
図であり、楕円印は管理対象クラスを示している。また
図において、上下関係はスーパークラス及びサブクラス
の関係を示している。サブクラスはスーパークラスの特
性を継承する。ここで特性とは属性、操作、通知、振る
舞いを意味する。サブクラスはスーパークラスの特性を
継承しているとともに、新たな特性を追加することがで
きる。逆にサブクラスはスーパークラスの特性のうち何
れかのものを削除するということは許されない。例え
ば、図２９において、ネットワークというサブクラスは
システムというスーパークラスが持つ特性をすべて継承
している。同様にワークステーションというサブクラス
はシステムの特性をすべて継承している。
ついて、さらに説明する。図２９は継承木の一例を示す
図であり、楕円印は管理対象クラスを示している。また
図において、上下関係はスーパークラス及びサブクラス
の関係を示している。サブクラスはスーパークラスの特
性を継承する。ここで特性とは属性、操作、通知、振る
舞いを意味する。サブクラスはスーパークラスの特性を
継承しているとともに、新たな特性を追加することがで
きる。逆にサブクラスはスーパークラスの特性のうち何
れかのものを削除するということは許されない。例え
ば、図２９において、ネットワークというサブクラスは
システムというスーパークラスが持つ特性をすべて継承
している。同様にワークステーションというサブクラス
はシステムの特性をすべて継承している。
【０００７】次に、図３０を用いて管理対象インスタン
スの包含木の例について説明する。管理対象インスタン
スを一意に識別するために管理対象インスタンスに名前
がつけられる。この名前付けは包含木と呼ばれるツリー
に基づいて名前付けがなされる。この包含木は管理対象
インスタンスの包含関係を示している。図３０におい
て、（ａ）は管理対象インスタンスの表現方法を示して
いる。管理対象インスタンスは管理対象クラスのオブジ
ェクト識別子と管理対象インスタンスに割り振られた識
別名によって表現することができる。図３０の（ｂ）は
（ａ）に示した表現方法を用いて包含木を図示したもの
である。包含木の上下関係は親子関係を示している。包
含木の左右関係は兄弟関係を示している。この包含木の
例は図２７に示した管理対象ネットワーク２００の場合
を示したものである。例えば、この包含木はルートに対
してシステム２１０とシステム２２０が存在している。
また、システム２１０にはネットワーク２１１とワーク
ステーション２１２が存在していることを示している。
スの包含木の例について説明する。管理対象インスタン
スを一意に識別するために管理対象インスタンスに名前
がつけられる。この名前付けは包含木と呼ばれるツリー
に基づいて名前付けがなされる。この包含木は管理対象
インスタンスの包含関係を示している。図３０におい
て、（ａ）は管理対象インスタンスの表現方法を示して
いる。管理対象インスタンスは管理対象クラスのオブジ
ェクト識別子と管理対象インスタンスに割り振られた識
別名によって表現することができる。図３０の（ｂ）は
（ａ）に示した表現方法を用いて包含木を図示したもの
である。包含木の上下関係は親子関係を示している。包
含木の左右関係は兄弟関係を示している。この包含木の
例は図２７に示した管理対象ネットワーク２００の場合
を示したものである。例えば、この包含木はルートに対
してシステム２１０とシステム２２０が存在している。
また、システム２１０にはネットワーク２１１とワーク
ステーション２１２が存在していることを示している。
【０００８】次に、相対識別名ＲＤＮと識別名ＤＮにつ
いて説明する。各管理対象インスタンスが持っている名
前属性型とその値から構成される組を相対識別名（ＲＤ
Ｎ）と呼ぶ。例えば、ワークステーション２１２の相対
識別名は（ＷＳＩＤ＝”Ｗ１”）である。同様に、ワー
クステーション２２４の相対識別名は（ＷＳＩＤ＝”Ｗ
１”）である。一方、包含木に沿って前述した相対識別
名を並べた名前を識別名（ＤＮ）と呼ぶ。例えば、ワー
クステーション２１２の場合、識別名は（システムＩＤ
＝”ＸＹＺ”）（ＷＳＩＤ＝”Ｗ１”）である。また、
ワークステーション２２４の場合の識別名は（システム
ＩＤ＝”ＯＰＱ”）（ＷＳＩＤ＝”Ｗ１”）である。以
上のように、ワークステーション２１２とワークステー
ション２２４の相対識別名は同一であり互いを識別する
ことはできないが、識別名を用いることにより、管理対
象を一意に識別することができる。
いて説明する。各管理対象インスタンスが持っている名
前属性型とその値から構成される組を相対識別名（ＲＤ
Ｎ）と呼ぶ。例えば、ワークステーション２１２の相対
識別名は（ＷＳＩＤ＝”Ｗ１”）である。同様に、ワー
クステーション２２４の相対識別名は（ＷＳＩＤ＝”Ｗ
１”）である。一方、包含木に沿って前述した相対識別
名を並べた名前を識別名（ＤＮ）と呼ぶ。例えば、ワー
クステーション２１２の場合、識別名は（システムＩＤ
＝”ＸＹＺ”）（ＷＳＩＤ＝”Ｗ１”）である。また、
ワークステーション２２４の場合の識別名は（システム
ＩＤ＝”ＯＰＱ”）（ＷＳＩＤ＝”Ｗ１”）である。以
上のように、ワークステーション２１２とワークステー
ション２２４の相対識別名は同一であり互いを識別する
ことはできないが、識別名を用いることにより、管理対
象を一意に識別することができる。
【０００９】図３１及び図３２は特開平３−２３１３５
２号公報に示された継承木の論理構成図及び継承木の物
理構成図である。図３１に示すような継承木を図３２に
示すような構成によりマネジメント・インフォメーショ
ン・ベースに記憶する例を示している。図３２において
は、各管理対象クラスをノードとして表現している。各
ノードには左のポインタと右のポインタが存在してい
る。左のポインタは図３１における親子関係を示すポイ
ンタである。また、右のポインタは兄弟関係を示すポイ
ンタである。このような左のポインタと右のポインタを
用いることにより継承木を検索することができる。
２号公報に示された継承木の論理構成図及び継承木の物
理構成図である。図３１に示すような継承木を図３２に
示すような構成によりマネジメント・インフォメーショ
ン・ベースに記憶する例を示している。図３２において
は、各管理対象クラスをノードとして表現している。各
ノードには左のポインタと右のポインタが存在してい
る。左のポインタは図３１における親子関係を示すポイ
ンタである。また、右のポインタは兄弟関係を示すポイ
ンタである。このような左のポインタと右のポインタを
用いることにより継承木を検索することができる。
【００１０】次に、図３３は情報処理学会第４２回（平
成３年前期）全国大会（１−１６９〜１−１７０）にお
いて発表されたマネジメント・インフォメーション・ベ
ースのデータ構造を示す図である。インスタンスの属性
情報はインスタンス情報テーブル４００を介してアクセ
スすることができる。インスタンス情報テーブル４００
には上下左右のインスタンスを表すアドレスが保持され
ているとともに、フォワードポインタ検索ができるよう
にフォワードアドレスが記憶されている。上下左右のア
ドレスは包含木を検索するために用いるものである。ま
た、フォワードアドレスはインスタンスが包含する下位
のインスタンス群を特定するためのものである。このよ
うに、２分木検索とフォワードポインタ検索の２方式を
併用することでインスタンスの高速検索を可能としてい
る。このインスタンス情報テーブル４００はエージェン
ト情報テーブル４１０から参照される。そして、これら
エージェント情報テーブル４１０とインスタンス情報テ
ーブル４００はエージェント単位に記憶されている。一
方、クラス情報テーブル５００は上位クラスアドレスと
下位クラスアドレスの上下アドレスを持つことによりク
ラス情報を検索する。アトリビュート情報テーブル５２
０には各クラスの属性が記憶されており、これらの情報
はクラス情報テーブル５００のアトリビュートリスト情
報を用いて参照することができる。
成３年前期）全国大会（１−１６９〜１−１７０）にお
いて発表されたマネジメント・インフォメーション・ベ
ースのデータ構造を示す図である。インスタンスの属性
情報はインスタンス情報テーブル４００を介してアクセ
スすることができる。インスタンス情報テーブル４００
には上下左右のインスタンスを表すアドレスが保持され
ているとともに、フォワードポインタ検索ができるよう
にフォワードアドレスが記憶されている。上下左右のア
ドレスは包含木を検索するために用いるものである。ま
た、フォワードアドレスはインスタンスが包含する下位
のインスタンス群を特定するためのものである。このよ
うに、２分木検索とフォワードポインタ検索の２方式を
併用することでインスタンスの高速検索を可能としてい
る。このインスタンス情報テーブル４００はエージェン
ト情報テーブル４１０から参照される。そして、これら
エージェント情報テーブル４１０とインスタンス情報テ
ーブル４００はエージェント単位に記憶されている。一
方、クラス情報テーブル５００は上位クラスアドレスと
下位クラスアドレスの上下アドレスを持つことによりク
ラス情報を検索する。アトリビュート情報テーブル５２
０には各クラスの属性が記憶されており、これらの情報
はクラス情報テーブル５００のアトリビュートリスト情
報を用いて参照することができる。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】マネジメント・インフ
ォメーション・ベースに記憶されるデータ量は大規模な
ものとなる。また、各インスタンスへのアクセス処理は
高速に行われることが要求される。さらに、管理情報は
管理対象の状態が変化するたびにダイナミックにかつリ
アルタイムに更新されるため、容易にかつ高速に更新が
可能な構成をとる必要がある。従来のＯＳＩ管理システ
ムにおいては、各管理対象の関係や管理対象の構成をア
プリケーション設定時、またはアプリケーションプログ
ラムのコンパイル時に静的に取り込んでいた。従って、
管理対象間の包含関係や管理情報の構成をアプリケーシ
ョン側で吸収しなければならず、柔軟なシステム構築が
難しかった。
ォメーション・ベースに記憶されるデータ量は大規模な
ものとなる。また、各インスタンスへのアクセス処理は
高速に行われることが要求される。さらに、管理情報は
管理対象の状態が変化するたびにダイナミックにかつリ
アルタイムに更新されるため、容易にかつ高速に更新が
可能な構成をとる必要がある。従来のＯＳＩ管理システ
ムにおいては、各管理対象の関係や管理対象の構成をア
プリケーション設定時、またはアプリケーションプログ
ラムのコンパイル時に静的に取り込んでいた。従って、
管理対象間の包含関係や管理情報の構成をアプリケーシ
ョン側で吸収しなければならず、柔軟なシステム構築が
難しかった。
【００１２】例えば、スーパークラスにおいて特性等の
変更が生ずると、そのスーパークラス定義の変更に基づ
きサブクラスの定義をし直し、関連するプログラムのコ
ンパイル及びリンクをし直す必要があった。図３１、図
３２及び図３３に示した従来のマネジメント・インフォ
メーション・ベースはこのようなアプリケーション側の
負担を軽減するとともに、インスタンスの高速アクセス
及びネットワークの構成変更に伴うダイナミックな更新
を可能にするために考えられたものである。しかし、こ
れらのシステムにおいても管理対象クラス及び管理対象
インスタンスの両方にわたって総合的にかつ柔軟的にシ
ステムを構築するという点においてはまだ考慮すべき点
が残っている。
変更が生ずると、そのスーパークラス定義の変更に基づ
きサブクラスの定義をし直し、関連するプログラムのコ
ンパイル及びリンクをし直す必要があった。図３１、図
３２及び図３３に示した従来のマネジメント・インフォ
メーション・ベースはこのようなアプリケーション側の
負担を軽減するとともに、インスタンスの高速アクセス
及びネットワークの構成変更に伴うダイナミックな更新
を可能にするために考えられたものである。しかし、こ
れらのシステムにおいても管理対象クラス及び管理対象
インスタンスの両方にわたって総合的にかつ柔軟的にシ
ステムを構築するという点においてはまだ考慮すべき点
が残っている。
【００１３】さらに、前述したようにＯＳＩにおけるネ
ットワーク管理の標準化作業は検討段階にあり例えば管
理情報をどのようにマネジメント・インフォメーション
・ベースに記憶するかは特にＯＳＩの基準においては定
められておらず、個々のシステムにまかされたものとな
っている。
ットワーク管理の標準化作業は検討段階にあり例えば管
理情報をどのようにマネジメント・インフォメーション
・ベースに記憶するかは特にＯＳＩの基準においては定
められておらず、個々のシステムにまかされたものとな
っている。
【００１４】この発明は上記のような問題点を解決する
ためになされたもので、マネジメント・インフォメーシ
ョン・ベースの新たなファイル構成を提案するととも
に、そのファイル構成に基づくＯＳＩ管理システムを提
供することを目的とする。さらに、前述した管理の仕組
みのうち、特に、構成および名前管理に有効な手段を提
供することを目的とする。具体的には以下の点である。 （１）オブジェクト指向の概念を用いて表現されたネッ
トワーク管理の管理情報のデータベースにおけるインス
タンス間の包含関係の追加、削除を柔軟に行えること。 （２）マネジメント・インフォメーション・ベースの保
守が容易であること。 （３）マネジメント・インフォメーション・ベースに記
憶されたインスタンスの追加及び削除の繰り返しに対し
て、無駄なリソースを発生させないこと。
ためになされたもので、マネジメント・インフォメーシ
ョン・ベースの新たなファイル構成を提案するととも
に、そのファイル構成に基づくＯＳＩ管理システムを提
供することを目的とする。さらに、前述した管理の仕組
みのうち、特に、構成および名前管理に有効な手段を提
供することを目的とする。具体的には以下の点である。 （１）オブジェクト指向の概念を用いて表現されたネッ
トワーク管理の管理情報のデータベースにおけるインス
タンス間の包含関係の追加、削除を柔軟に行えること。 （２）マネジメント・インフォメーション・ベースの保
守が容易であること。 （３）マネジメント・インフォメーション・ベースに記
憶されたインスタンスの追加及び削除の繰り返しに対し
て、無駄なリソースを発生させないこと。
【００１５】
【課題を解決するための手段】第１の発明に係るマネジ
メント・インフォメーション・ベースは、以下の要素を
有するものである。 （ａ）インスタンスの包含関係を記憶する包含関係ファ
イル、（ｂ）インスタンスの管理情報を記憶するインス
タンスファイル、（ｃ）上記包含関係ファイルと上記イ
ンスタンスファイルを用いて、管理情報をアクセスする
データベースアクセス部。
メント・インフォメーション・ベースは、以下の要素を
有するものである。 （ａ）インスタンスの包含関係を記憶する包含関係ファ
イル、（ｂ）インスタンスの管理情報を記憶するインス
タンスファイル、（ｃ）上記包含関係ファイルと上記イ
ンスタンスファイルを用いて、管理情報をアクセスする
データベースアクセス部。
【００１６】第２の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、インスタンスの包含関係を親子
兄弟を示す包含木で表すとともに、上記包含関係ファイ
ルは、包含木の深さレベル毎に複数設けられたことを特
徴とする。
メーション・ベースは、インスタンスの包含関係を親子
兄弟を示す包含木で表すとともに、上記包含関係ファイ
ルは、包含木の深さレベル毎に複数設けられたことを特
徴とする。
【００１７】第３の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、複数の包含関係ファイルに、各
ファイル毎に定められた所定数の兄弟を記憶する複数の
領域が設けられたことを特徴とする。
メーション・ベースは、複数の包含関係ファイルに、各
ファイル毎に定められた所定数の兄弟を記憶する複数の
領域が設けられたことを特徴とする。
【００１８】第４の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、管理対象に管理対象クラスを割
り当てるとともに、上記管理対象クラス毎に上記インス
タンスファイルを複数設けることを特徴とする。
メーション・ベースは、管理対象に管理対象クラスを割
り当てるとともに、上記管理対象クラス毎に上記インス
タンスファイルを複数設けることを特徴とする。
【００１９】第５の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、上記データベースアクセス部
に、新たな管理対象クラスが追加された場合に、その管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルを生成す
る管理対象クラスメンテナンス部を備えたことを特徴と
する。
メーション・ベースは、上記データベースアクセス部
に、新たな管理対象クラスが追加された場合に、その管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルを生成す
る管理対象クラスメンテナンス部を備えたことを特徴と
する。
【００２０】第６の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、新たなインスタンスが追加され
た場合、そのインスタンスが存在する深さレベルに対応
する包含関係ファイルにそのインスタンスを追加し、そ
のインスタンスの管理対象クラスに対応するインスタン
スファイルにそのインスタンスを追加するとともに、包
含関係ファイルに追加したインスタンスからインスタン
スファイルに追加したインスタンスをアクセスするポイ
ンタを付加するインスタンスメンテナンス部を備えたデ
ータベースアクセス部を有することを特徴とする。
メーション・ベースは、新たなインスタンスが追加され
た場合、そのインスタンスが存在する深さレベルに対応
する包含関係ファイルにそのインスタンスを追加し、そ
のインスタンスの管理対象クラスに対応するインスタン
スファイルにそのインスタンスを追加するとともに、包
含関係ファイルに追加したインスタンスからインスタン
スファイルに追加したインスタンスをアクセスするポイ
ンタを付加するインスタンスメンテナンス部を備えたデ
ータベースアクセス部を有することを特徴とする。
【００２１】第７の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、上記インスタンスファイルに、
インスタンスが持つ管理情報のサイズを記憶するサイズ
記憶部を有することを特徴とする。
メーション・ベースは、上記インスタンスファイルに、
インスタンスが持つ管理情報のサイズを記憶するサイズ
記憶部を有することを特徴とする。
【００２２】第８の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、管理情報のサイズの変更があっ
た場合、上記サイズ記憶部にある管理情報のサイズを新
たなサイズに変更し、新たなサイズに基づいてインスタ
ンスファイルを再生する管理情報サイズメンテナンス部
を備えたデータベースアクセス部を有することを特徴と
する。
メーション・ベースは、管理情報のサイズの変更があっ
た場合、上記サイズ記憶部にある管理情報のサイズを新
たなサイズに変更し、新たなサイズに基づいてインスタ
ンスファイルを再生する管理情報サイズメンテナンス部
を備えたデータベースアクセス部を有することを特徴と
する。
【００２３】第９の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、管理対象ネットワークの構成が
変更されることによる包含木の変更があった場合、上記
包含関係ファイルの親子あるいは兄弟のポインタの付け
変えを行うことにより、包含木の変更を行う包含木メン
テナンス部を備えたデータベースアクセス部を有するこ
とを特徴とする。
メーション・ベースは、管理対象ネットワークの構成が
変更されることによる包含木の変更があった場合、上記
包含関係ファイルの親子あるいは兄弟のポインタの付け
変えを行うことにより、包含木の変更を行う包含木メン
テナンス部を備えたデータベースアクセス部を有するこ
とを特徴とする。
【００２４】第１０の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースは、上記データベースアクセス部
に、少なくとも上記包含関係ファイルおよび上記インス
タンスファイルのいずれかのファイルのガーベージコレ
クションを行うガーベージコレクション部を備えたこと
を特徴とする。
ォメーション・ベースは、上記データベースアクセス部
に、少なくとも上記包含関係ファイルおよび上記インス
タンスファイルのいずれかのファイルのガーベージコレ
クションを行うガーベージコレクション部を備えたこと
を特徴とする。
【００２５】第１１の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースは、各インスタンスの管理情報の
更新時刻を記憶するインスタンスファイルを有し、上記
更新時刻に基づいて管理情報のアクセスの制御を行う表
示処理部を備えたデータベースアクセス部を有すること
を特徴とする。
ォメーション・ベースは、各インスタンスの管理情報の
更新時刻を記憶するインスタンスファイルを有し、上記
更新時刻に基づいて管理情報のアクセスの制御を行う表
示処理部を備えたデータベースアクセス部を有すること
を特徴とする。
【００２６】第１２の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースの生成方法は、以下の工程を有す
るものである。 （ａ）インスタンスの包含木の深さレベル毎に複数の包
含関係ファイルを生成する包含関係ファイル生成工程、
（ｂ）生成した複数の包含関係ファイル間でインスタン
スの親子関係を保持し、個々のファイル内でインスタン
スの兄弟関係を保持するように、インスタンスを登録す
る包含関係登録工程、（ｃ）インスタンスの管理情報を
記憶するインスタンスファイルを管理対象クラス毎に生
成するインスタンスファイル生成工程、（ｄ）インスタ
ンスファイルにインスタンスを登録するインスタンスフ
ァイル登録工程。
ォメーション・ベースの生成方法は、以下の工程を有す
るものである。 （ａ）インスタンスの包含木の深さレベル毎に複数の包
含関係ファイルを生成する包含関係ファイル生成工程、
（ｂ）生成した複数の包含関係ファイル間でインスタン
スの親子関係を保持し、個々のファイル内でインスタン
スの兄弟関係を保持するように、インスタンスを登録す
る包含関係登録工程、（ｃ）インスタンスの管理情報を
記憶するインスタンスファイルを管理対象クラス毎に生
成するインスタンスファイル生成工程、（ｄ）インスタ
ンスファイルにインスタンスを登録するインスタンスフ
ァイル登録工程。
【００２７】第１３の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースの生成方法は、さらに、インスタ
ンスの管理情報を収集し、インスタンスファイルに記憶
する管理情報記憶工程を備えたことを特徴とする。
ォメーション・ベースの生成方法は、さらに、インスタ
ンスの管理情報を収集し、インスタンスファイルに記憶
する管理情報記憶工程を備えたことを特徴とする。
【００２８】
【作用】第１の発明におけるマネジメント・インフォメ
ーション・ベースは、データ構造が大きく二つに分かれ
ており、包含関係ファイルがインスタンスの包含関係を
記憶し、インスタンスファイルがインスタンスの管理情
報を記憶する。さらに、これらのファイルを用いてデー
タベースアクセス部が、管理情報をアクセスする。この
ため、インスタンスの包含関係をマネジメント・インフ
ォメーション・ベースのなかに持つことができる。
ーション・ベースは、データ構造が大きく二つに分かれ
ており、包含関係ファイルがインスタンスの包含関係を
記憶し、インスタンスファイルがインスタンスの管理情
報を記憶する。さらに、これらのファイルを用いてデー
タベースアクセス部が、管理情報をアクセスする。この
ため、インスタンスの包含関係をマネジメント・インフ
ォメーション・ベースのなかに持つことができる。
【００２９】第２の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、インスタンスの包含関係を親子
兄弟を示す包含木で表すとともに、包含関係ファイル
は、包含木の深さレベル毎に複数設けられている。この
ため、リソースの節約につながるとともに、ファイル名
を一意に容易に特定できる。また、この構造により、イ
ンスタンスの検索を容易に行える。
メーション・ベースは、インスタンスの包含関係を親子
兄弟を示す包含木で表すとともに、包含関係ファイル
は、包含木の深さレベル毎に複数設けられている。この
ため、リソースの節約につながるとともに、ファイル名
を一意に容易に特定できる。また、この構造により、イ
ンスタンスの検索を容易に行える。
【００３０】第３の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、複数の包含関係ファイルに、各
ファイル毎に定められた所定数の兄弟を記憶する複数の
領域が設けられている。このため、管理対象の包含関係
に応じた値をファイル毎に設定することが可能となる。
この構造により、インスタンスの追加、削除を容易かつ
高速にしている。
メーション・ベースは、複数の包含関係ファイルに、各
ファイル毎に定められた所定数の兄弟を記憶する複数の
領域が設けられている。このため、管理対象の包含関係
に応じた値をファイル毎に設定することが可能となる。
この構造により、インスタンスの追加、削除を容易かつ
高速にしている。
【００３１】第４の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、管理対象に管理対象クラスを割
り当てるとともに、その管理対象クラス毎にインスタン
スファイルを複数設けるものである。これにより、管理
対象クラスの追加削除に対応した、マネジメント・イン
フォメーション・ベースの保守が可能となる。また、ク
ラス毎に分けることにより、その各々のインスタンスが
持つ属性の数、大きさ等が、同等のものを１つのファイ
ルに集める事が可能となる。このことにより、インスタ
ンスの削除／追加の時のリソースの再利用を可能とし、
リソースの節約が可能となる。また、マネージメント・
インフォメーション・ベースの保守も容易となる。
メーション・ベースは、管理対象に管理対象クラスを割
り当てるとともに、その管理対象クラス毎にインスタン
スファイルを複数設けるものである。これにより、管理
対象クラスの追加削除に対応した、マネジメント・イン
フォメーション・ベースの保守が可能となる。また、ク
ラス毎に分けることにより、その各々のインスタンスが
持つ属性の数、大きさ等が、同等のものを１つのファイ
ルに集める事が可能となる。このことにより、インスタ
ンスの削除／追加の時のリソースの再利用を可能とし、
リソースの節約が可能となる。また、マネージメント・
インフォメーション・ベースの保守も容易となる。
【００３２】第５の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、管理対象クラスメンテナンス部
が、新たな管理対象クラスが追加された場合に、その管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルを生成す
る。このため、ネットワークにおける管理対象クラスの
追加を、動的に、マネジメント・インフォメーション・
ベースに反映することができる。
メーション・ベースは、管理対象クラスメンテナンス部
が、新たな管理対象クラスが追加された場合に、その管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルを生成す
る。このため、ネットワークにおける管理対象クラスの
追加を、動的に、マネジメント・インフォメーション・
ベースに反映することができる。
【００３３】第６の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、インスタンスメンテナンス部
が、新たなインスタンスが追加された場合、そのインス
タンスが存在する深さレベルに対応する包含関係ファイ
ルにそのインスタンスを追加し、そのインスタンスの管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルにそのイ
ンスタンスを追加するとともに、包含関係ファイルに追
加したインスタンスからインスタンスファイルに追加し
たインスタンスをアクセスするポインタを付加する。こ
のため、動的な、インスタンスの追加削除が可能とな
る。
メーション・ベースは、インスタンスメンテナンス部
が、新たなインスタンスが追加された場合、そのインス
タンスが存在する深さレベルに対応する包含関係ファイ
ルにそのインスタンスを追加し、そのインスタンスの管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルにそのイ
ンスタンスを追加するとともに、包含関係ファイルに追
加したインスタンスからインスタンスファイルに追加し
たインスタンスをアクセスするポインタを付加する。こ
のため、動的な、インスタンスの追加削除が可能とな
る。
【００３４】第７の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースにおいて、インスタンスファイル
は、クラス毎にインスタンスが持つ管理情報のサイズを
記憶するサイズ記憶部を有している。これにより、管理
対象クラスの属性に適合した管理情報サイズを設定でき
る。これにより、リソースの節約ができる。
メーション・ベースにおいて、インスタンスファイル
は、クラス毎にインスタンスが持つ管理情報のサイズを
記憶するサイズ記憶部を有している。これにより、管理
対象クラスの属性に適合した管理情報サイズを設定でき
る。これにより、リソースの節約ができる。
【００３５】第８の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースにおいて、管理情報のサイズの変更
があった場合、上記サイズ記憶部にある管理情報のサイ
ズを新たなサイズに変更し、新たなサイズに基づいてイ
ンスタンスファイルを再生する管理情報サイズメンテナ
ンス部を備えている。このため、属性の追加削除を動的
に、容易に行うことができる。
メーション・ベースにおいて、管理情報のサイズの変更
があった場合、上記サイズ記憶部にある管理情報のサイ
ズを新たなサイズに変更し、新たなサイズに基づいてイ
ンスタンスファイルを再生する管理情報サイズメンテナ
ンス部を備えている。このため、属性の追加削除を動的
に、容易に行うことができる。
【００３６】第９の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、包含木メンテナンス部が、管理
対象ネットワークの構成が変更されることによる包含木
の変更があった場合、上記包含関係ファイルの親子ある
いは兄弟のポインタの付け変えを行うことにより、包含
木の変更を行う。このため、ネットワーク管理運用中に
管理対象ネットワークの構成の変更があっても、柔軟に
対応できる。
メーション・ベースは、包含木メンテナンス部が、管理
対象ネットワークの構成が変更されることによる包含木
の変更があった場合、上記包含関係ファイルの親子ある
いは兄弟のポインタの付け変えを行うことにより、包含
木の変更を行う。このため、ネットワーク管理運用中に
管理対象ネットワークの構成の変更があっても、柔軟に
対応できる。
【００３７】第１０の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースは、ガーベージコレクション部を
備え、ガーベージコレクション部は、包含関係ファイル
やインスタンスファイルのガーベージコレクションを行
う。これにより、リソースを節約し、資源の有効活用を
図ることができる。
ォメーション・ベースは、ガーベージコレクション部を
備え、ガーベージコレクション部は、包含関係ファイル
やインスタンスファイルのガーベージコレクションを行
う。これにより、リソースを節約し、資源の有効活用を
図ることができる。
【００３８】第１１の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースにおいて、インスタンスファイル
は、各インスタンスの管理情報の更新時刻を記憶し、表
示処理部は、その更新時刻と、表示処理終了時刻を比較
して、その比較に基づいてマネジメント・インフォメー
ション・ベースの管理情報の表示を行う。このため、常
に表示を継続させる必要が無くなり、ネットワーク管理
システムの運用が効率的となる。
ォメーション・ベースにおいて、インスタンスファイル
は、各インスタンスの管理情報の更新時刻を記憶し、表
示処理部は、その更新時刻と、表示処理終了時刻を比較
して、その比較に基づいてマネジメント・インフォメー
ション・ベースの管理情報の表示を行う。このため、常
に表示を継続させる必要が無くなり、ネットワーク管理
システムの運用が効率的となる。
【００３９】第１２の発明におけるマネジメント・イン
フォメーション・ベースは、以下の複数の工程により生
成される。すなわち、包含関係ファイル生成工程は、イ
ンスタンスの包含木の深さレベル毎に複数の包含関係フ
ァイルを生成する。包含関係登録工程は、生成した複数
の包含関係ファイル間でインスタンスの親子関係を保持
し、個々のファイル内でインスタンスの兄弟関係を保持
するように、インスタンスを登録する。インスタンスフ
ァイル生成工程は、インスタンスの管理情報を記憶する
インスタンスファイルを管理対象クラス毎に生成する。
インスタンスファイル登録工程は、インスタンスファイ
ルにインスタンスを登録する。これにより、マネジメン
ト・インフォメーション・ベースを効率よく生成するこ
とができる。
フォメーション・ベースは、以下の複数の工程により生
成される。すなわち、包含関係ファイル生成工程は、イ
ンスタンスの包含木の深さレベル毎に複数の包含関係フ
ァイルを生成する。包含関係登録工程は、生成した複数
の包含関係ファイル間でインスタンスの親子関係を保持
し、個々のファイル内でインスタンスの兄弟関係を保持
するように、インスタンスを登録する。インスタンスフ
ァイル生成工程は、インスタンスの管理情報を記憶する
インスタンスファイルを管理対象クラス毎に生成する。
インスタンスファイル登録工程は、インスタンスファイ
ルにインスタンスを登録する。これにより、マネジメン
ト・インフォメーション・ベースを効率よく生成するこ
とができる。
【００４０】第１３の発明に係るマネジメント・インフ
ォメーション・ベースの生成方法は、さらに、インスタ
ンスの管理情報を収集し、インスタンスファイルに記憶
する管理情報記憶工程を備えたことを特徴とする。これ
により、ネットワークの管理動作を開始することができ
る。
ォメーション・ベースの生成方法は、さらに、インスタ
ンスの管理情報を収集し、インスタンスファイルに記憶
する管理情報記憶工程を備えたことを特徴とする。これ
により、ネットワークの管理動作を開始することができ
る。
【００４１】
【実施例】 実施例１．以下に、この発明の一実施例を図について説
明する。図１はデータベースの概要を示したものであ
る。１はインスタンスにより構成される包含木を示す。
１１，１２はそれぞれ包含木における深さレベル１、深
さレベル２の包含関係ファイルである。２１，２２，２
３はそれぞれ管理対象クラス毎のインスタンスファイル
である。３１はこれらのファイルを有するマネジメント
・インフォメーション・ベースを示したものである。
明する。図１はデータベースの概要を示したものであ
る。１はインスタンスにより構成される包含木を示す。
１１，１２はそれぞれ包含木における深さレベル１、深
さレベル２の包含関係ファイルである。２１，２２，２
３はそれぞれ管理対象クラス毎のインスタンスファイル
である。３１はこれらのファイルを有するマネジメント
・インフォメーション・ベースを示したものである。
【００４２】図２に、包含関係ファイル、インスタンス
ファイルの詳細を示す。包含関係ファイルにおいて、４
１〜４４は兄弟を格納する兄弟格納領域を示す。５１，
５２，５３は兄弟格納領域の空き管理を行うためのデー
タである。６１〜６４は包含木内のインスタンスの関係
を保持するためのインスタンス毎のデータである。この
インスタンス毎のデータとしてはフラグ、子供へのポイ
ンタ、クラス、インスタンスへのポインタ、インスタン
ス名が記憶される。インスタンス名には包含関係ファイ
ルでは相対識別名、インスタンスファイルでは識別名が
格納される。
ファイルの詳細を示す。包含関係ファイルにおいて、４
１〜４４は兄弟を格納する兄弟格納領域を示す。５１，
５２，５３は兄弟格納領域の空き管理を行うためのデー
タである。６１〜６４は包含木内のインスタンスの関係
を保持するためのインスタンス毎のデータである。この
インスタンス毎のデータとしてはフラグ、子供へのポイ
ンタ、クラス、インスタンスへのポインタ、インスタン
ス名が記憶される。インスタンス名には包含関係ファイ
ルでは相対識別名、インスタンスファイルでは識別名が
格納される。
【００４３】インスタンスファイルにおいて、７１はク
ラス毎のインスタンスが持ち得る最大属性数７１ａと属
性値最大サイズ７１ｂを格納するサイズ領域である。こ
の最大属性数及び属性値最大サイズをかけ合わせること
により後述する管理情報のサイズを求めることができ
る。８１，８２はインスタンス毎の管理情報を格納する
管理情報領域を示す。１０１，１０２はそれぞれ自分の
子を指すポインタである。１１１はクラスとインスタン
スポインタを用いて、インスタンスファイル中の該当イ
ンスタンスを指す。１２１は兄弟格納領域に兄弟のイン
スタンスを格納しきれなくなり、新たな兄弟格納領域を
確保した場合に、この新たな兄弟格納領域を指し示すた
めのポインタである。
ラス毎のインスタンスが持ち得る最大属性数７１ａと属
性値最大サイズ７１ｂを格納するサイズ領域である。こ
の最大属性数及び属性値最大サイズをかけ合わせること
により後述する管理情報のサイズを求めることができ
る。８１，８２はインスタンス毎の管理情報を格納する
管理情報領域を示す。１０１，１０２はそれぞれ自分の
子を指すポインタである。１１１はクラスとインスタン
スポインタを用いて、インスタンスファイル中の該当イ
ンスタンスを指す。１２１は兄弟格納領域に兄弟のイン
スタンスを格納しきれなくなり、新たな兄弟格納領域を
確保した場合に、この新たな兄弟格納領域を指し示すた
めのポインタである。
【００４４】管理情報領域８１，８２のサイズは、７１
の最大属性数と属性値最大サイズから計算される。例え
ば、最大属性数＝２であり、属性値最大サイズが８であ
る場合には、管理情報領域８１，８２は最大属性数×属
性値最大サイズ＝２×８（バイト）のサイズを持つ領域
となる。
の最大属性数と属性値最大サイズから計算される。例え
ば、最大属性数＝２であり、属性値最大サイズが８であ
る場合には、管理情報領域８１，８２は最大属性数×属
性値最大サイズ＝２×８（バイト）のサイズを持つ領域
となる。
【００４５】次に、図３を用いて包含関係ファイルの構
成について説明する。図３において、深さレベル１の包
含関係ファイル１１は兄弟格納領域４１に２人の兄弟ま
で保持することができる場合を示している。一方、深さ
レベル２の包含関係ファイル１２は兄弟格納領域４２，
４３，４４にそれぞれ４人の兄弟まで保持することがで
きる場合を示している。このように包含関係ファイルは
深さレベル毎に持つとともに各深さレベル毎に兄弟格納
領域に格納できる兄弟数を変えて持つことができる。こ
の兄弟数は管理対象の包含関係に応じた値を設定するこ
とができる。図３の例においては、深さレベル１におい
ては兄弟が２人しか存在しないため、深さレベル１の包
含関係ファイル１１には兄弟格納領域４１に２つのデー
タ６１，６２を記憶する領域を予め確保したものであ
る。また、深さレベル２の包含関係ファイル１２におい
ては兄弟格納領域４２，４３，４４にそれぞれ４つの兄
弟が格納できるようにしたものである。包含木の深さレ
ベル２において、兄弟数が最大４の場合にはこのように
４つのデータを格納する領域を設ければよい。
成について説明する。図３において、深さレベル１の包
含関係ファイル１１は兄弟格納領域４１に２人の兄弟ま
で保持することができる場合を示している。一方、深さ
レベル２の包含関係ファイル１２は兄弟格納領域４２，
４３，４４にそれぞれ４人の兄弟まで保持することがで
きる場合を示している。このように包含関係ファイルは
深さレベル毎に持つとともに各深さレベル毎に兄弟格納
領域に格納できる兄弟数を変えて持つことができる。こ
の兄弟数は管理対象の包含関係に応じた値を設定するこ
とができる。図３の例においては、深さレベル１におい
ては兄弟が２人しか存在しないため、深さレベル１の包
含関係ファイル１１には兄弟格納領域４１に２つのデー
タ６１，６２を記憶する領域を予め確保したものであ
る。また、深さレベル２の包含関係ファイル１２におい
ては兄弟格納領域４２，４３，４４にそれぞれ４つの兄
弟が格納できるようにしたものである。包含木の深さレ
ベル２において、兄弟数が最大４の場合にはこのように
４つのデータを格納する領域を設ければよい。
【００４６】なお、この数は兄弟の最大数に合わせる必
要はない。例えば、深さレベル２の兄弟の最大数が５で
ある場合であっても、図３に示すように４つの領域を保
持するようにしてもかまわない。兄弟格納領域４２にお
いて、３つ目のデータを格納する場合には、未使用領域
６３ｃに対して新たなデータを格納する。一方、兄弟格
納領域４３に対して新たなデータを格納する場合には、
既に４つのデータで占められているため５つ目のデータ
は他の領域例えば兄弟格納領域４４に格納する。その方
法は兄弟格納領域の空き管理用データにおいて、ポイン
タ１２１を用いて領域がオーバーフローしたことを示
し、オーバーフローしたデータが格納されている新たな
領域４４をポイントする。このようにして、新たなデー
タを未使用領域６５ａに格納する。このように兄弟格納
領域に格納できるデータ数は必ずしも兄弟の最大数であ
る必要はない。オーバーフローした場合には、他の兄弟
格納領域にそのオーバーフローしたデータを格納するこ
とができる。
要はない。例えば、深さレベル２の兄弟の最大数が５で
ある場合であっても、図３に示すように４つの領域を保
持するようにしてもかまわない。兄弟格納領域４２にお
いて、３つ目のデータを格納する場合には、未使用領域
６３ｃに対して新たなデータを格納する。一方、兄弟格
納領域４３に対して新たなデータを格納する場合には、
既に４つのデータで占められているため５つ目のデータ
は他の領域例えば兄弟格納領域４４に格納する。その方
法は兄弟格納領域の空き管理用データにおいて、ポイン
タ１２１を用いて領域がオーバーフローしたことを示
し、オーバーフローしたデータが格納されている新たな
領域４４をポイントする。このようにして、新たなデー
タを未使用領域６５ａに格納する。このように兄弟格納
領域に格納できるデータ数は必ずしも兄弟の最大数であ
る必要はない。オーバーフローした場合には、他の兄弟
格納領域にそのオーバーフローしたデータを格納するこ
とができる。
【００４７】次に、図４を用いてインスタンスファイル
の例について説明する。図４においては、システム用の
インスタンスファイルとネットワーク用のインスタンス
ファイルとワークステーション用のインスタンスファイ
ルを示している。システム用インスタンスファイルの最
大属性数は２であり、属性値最大サイズは８である。従
って、管理情報８１ａは２×８バイトのサイズを持つ。
同様に管理情報８２ａも１６バイトのサイズを持つ。次
に、ネットワーク用インスタンスファイルにおいては、
最大属性数が５であり、属性値最大サイズが１６である
ため、管理情報８１ｂと８２ｂはそれぞれ５×１６バイ
トのサイズを持つ。同様にしてワークステーション用イ
ンスタンスファイルの管理情報８１ｃ、８２ｃは６×８
バイトの管理情報サイズを持つ。
の例について説明する。図４においては、システム用の
インスタンスファイルとネットワーク用のインスタンス
ファイルとワークステーション用のインスタンスファイ
ルを示している。システム用インスタンスファイルの最
大属性数は２であり、属性値最大サイズは８である。従
って、管理情報８１ａは２×８バイトのサイズを持つ。
同様に管理情報８２ａも１６バイトのサイズを持つ。次
に、ネットワーク用インスタンスファイルにおいては、
最大属性数が５であり、属性値最大サイズが１６である
ため、管理情報８１ｂと８２ｂはそれぞれ５×１６バイ
トのサイズを持つ。同様にしてワークステーション用イ
ンスタンスファイルの管理情報８１ｃ、８２ｃは６×８
バイトの管理情報サイズを持つ。
【００４８】次に、図５は管理情報の一例を示す図であ
る。図５に示す管理情報はワークステーション用インス
タンスファイルの管理情報の一例である。図４に示すよ
うに、ワークステーション用インスタンスファイルに６
×８バイトのサイズで管理情報を記憶できる場合、図５
に示すようにそのワークステーションが送信したデータ
数、そのワークステーションが受信したデータ数、その
ワークステーションの送信回数、そのワークステーショ
ンが受信した受信回数、送信エラー回数、受信エラー回
数を管理情報として記憶する。
る。図５に示す管理情報はワークステーション用インス
タンスファイルの管理情報の一例である。図４に示すよ
うに、ワークステーション用インスタンスファイルに６
×８バイトのサイズで管理情報を記憶できる場合、図５
に示すようにそのワークステーションが送信したデータ
数、そのワークステーションが受信したデータ数、その
ワークステーションの送信回数、そのワークステーショ
ンが受信した受信回数、送信エラー回数、受信エラー回
数を管理情報として記憶する。
【００４９】次に、図６を用いて包含関係ファイルのフ
ァイル名について説明する。包含関係ファイルのファイ
ル名には包含木の深さレベルをファイル名に用いる。こ
の例においては、サブディレクトリＤＢがマネジメント
・インフォメーション・ベースのサブディレクトリを示
しており、ＳＵＢＴＲＥＥが包含関係ファイルのサブデ
ィレクトリを示している。さらに１は深さレベル１のフ
ァイル名を示している。このように深さレベル１のファ
イル名は／ＤＢ／ＳＵＢＴＲＥＥ／１により表される。
同様に深さレベル２のファイル名は／ＤＢ／ＳＵＢＴＲ
ＥＥ／２により表される。このように包含木の深さレベ
ルを用いることにより包含関係ファイルが一意にかつ容
易に特定できる。
ァイル名について説明する。包含関係ファイルのファイ
ル名には包含木の深さレベルをファイル名に用いる。こ
の例においては、サブディレクトリＤＢがマネジメント
・インフォメーション・ベースのサブディレクトリを示
しており、ＳＵＢＴＲＥＥが包含関係ファイルのサブデ
ィレクトリを示している。さらに１は深さレベル１のフ
ァイル名を示している。このように深さレベル１のファ
イル名は／ＤＢ／ＳＵＢＴＲＥＥ／１により表される。
同様に深さレベル２のファイル名は／ＤＢ／ＳＵＢＴＲ
ＥＥ／２により表される。このように包含木の深さレベ
ルを用いることにより包含関係ファイルが一意にかつ容
易に特定できる。
【００５０】次に、図７を用いてインスタンスファイル
のファイル名について説明する。インスタンスファイル
のファイル名にはクラスのオブジェクト識別子を用い
る。オブジェクト識別子は登録木に従って一意に付けら
れた識別子であり、システムクラスの場合、”２．９．
３．２．３．１３”といった値をとる。このこのオブジ
ェクト識別子の・セパレータを／セパレータにかえて記
述した文字列をファイル名に用いる。例えば、図７に示
すように管理対象クラス”システム”のオブジェクト識
別子が”２．９．３．２．３．１３”であり、管理対象
クラス”ネットワーク”のオブジェクト識別子が”１．
３．１４．２．２．１．５”である場合、管理対象クラ
ス”システム”のインスタンスファイルのファイル名は
／ＤＢ／２／９／３／２／３／１３ｉである。また管理
対象クラス”ネットワーク”のインスタンスファイルの
ファイル名は／ＤＢ／ＳＹＳ／１／３／１４／２／２／
１／５ｉである。ここでｉをファイル名に用いるのは、
サブディレクトリかファイルかを識別するためのもので
あり、ｉが付いているものがファイル名を示し、ｉがつ
いていないものはサブディレクトリそのものを示す。例
えば／ＤＢ／１はサブディレクトリであることを示し、
／ＤＢ／１ｉはファイル名を示す。
のファイル名について説明する。インスタンスファイル
のファイル名にはクラスのオブジェクト識別子を用い
る。オブジェクト識別子は登録木に従って一意に付けら
れた識別子であり、システムクラスの場合、”２．９．
３．２．３．１３”といった値をとる。このこのオブジ
ェクト識別子の・セパレータを／セパレータにかえて記
述した文字列をファイル名に用いる。例えば、図７に示
すように管理対象クラス”システム”のオブジェクト識
別子が”２．９．３．２．３．１３”であり、管理対象
クラス”ネットワーク”のオブジェクト識別子が”１．
３．１４．２．２．１．５”である場合、管理対象クラ
ス”システム”のインスタンスファイルのファイル名は
／ＤＢ／２／９／３／２／３／１３ｉである。また管理
対象クラス”ネットワーク”のインスタンスファイルの
ファイル名は／ＤＢ／ＳＹＳ／１／３／１４／２／２／
１／５ｉである。ここでｉをファイル名に用いるのは、
サブディレクトリかファイルかを識別するためのもので
あり、ｉが付いているものがファイル名を示し、ｉがつ
いていないものはサブディレクトリそのものを示す。例
えば／ＤＢ／１はサブディレクトリであることを示し、
／ＤＢ／１ｉはファイル名を示す。
【００５１】次に、図８を用いてマネジメント・インフ
ォメーション・ベース３１のファイル群５０１をアクセ
スするデータベースアクセス部５００について説明す
る。データベースアクセス部５００にはマネジメント・
インフォメーション・ベース３１をアクセスし、追加、
更新するためのいくつかの処理部が用意されている。
ォメーション・ベース３１のファイル群５０１をアクセ
スするデータベースアクセス部５００について説明す
る。データベースアクセス部５００にはマネジメント・
インフォメーション・ベース３１をアクセスし、追加、
更新するためのいくつかの処理部が用意されている。
【００５２】管理対象クラスメンテナンス部５１０は管
理対象クラスが追加された場合にその管理対象クラスに
対応するインスタンスファイルを生成する。また、管理
対象クラスが削除された場合には、対応するインスタン
スファイルを削除する。
理対象クラスが追加された場合にその管理対象クラスに
対応するインスタンスファイルを生成する。また、管理
対象クラスが削除された場合には、対応するインスタン
スファイルを削除する。
【００５３】次に、インスタンスメンテナンス部５２０
はインスタンスの追加及び削除を行う。インスタンスメ
ンテナンス部５２０は包含関係ファイルに対して追加す
るインスタンスを深さレベルに対応する包含関係ファイ
ルに登録する。また、追加するインスタンスをそのイン
スタンスが属する管理対象クラスのインスタンスファイ
ルに追加する。
はインスタンスの追加及び削除を行う。インスタンスメ
ンテナンス部５２０は包含関係ファイルに対して追加す
るインスタンスを深さレベルに対応する包含関係ファイ
ルに登録する。また、追加するインスタンスをそのイン
スタンスが属する管理対象クラスのインスタンスファイ
ルに追加する。
【００５４】次に、管理情報サイズメンテナンス部５３
０は任意の管理対象クラスに対して新たな属性を追加し
たり、既に存在する属性を削除する。
０は任意の管理対象クラスに対して新たな属性を追加し
たり、既に存在する属性を削除する。
【００５５】次に、包含木メンテナンス部５４０は管理
対象ネットワークの構成が変更されることによる包含木
の変更を行う。包含木メンテナンス部５４０は包含関係
ファイルの親子あるいは兄弟のポインタの付け変えを行
うことにより、包含木の変更を行う。
対象ネットワークの構成が変更されることによる包含木
の変更を行う。包含木メンテナンス部５４０は包含関係
ファイルの親子あるいは兄弟のポインタの付け変えを行
うことにより、包含木の変更を行う。
【００５６】次に、ガーベージコレクション部５５０は
包含関係ファイル及びインスタンスファイルに未使用領
域が散らばった場合にこれを１つにまとめる。
包含関係ファイル及びインスタンスファイルに未使用領
域が散らばった場合にこれを１つにまとめる。
【００５７】次に、表示処理部５６０はインスタンスフ
ァイル内の管理情報を表示するものである。オペレータ
はこの表示処理部５６０からの管理情報の出力を監視す
ることにより、管理対象の状態を把握する。
ァイル内の管理情報を表示するものである。オペレータ
はこの表示処理部５６０からの管理情報の出力を監視す
ることにより、管理対象の状態を把握する。
【００５８】また、５７０は包含関係ファイル及びイン
スタンスファイルを生成するファイル生成部である。
スタンスファイルを生成するファイル生成部である。
【００５９】以下、これらデータベースアクセス部５０
０に設けられた各部の処理について説明する。
０に設けられた各部の処理について説明する。
【００６０】〔ファイル生成部５７０の処理〕図９を用
いてファイル生成部が包含関係ファイル及びインスタン
スファイルを生成する手順について説明する。ファイル
生成部５７０は、このマネジメント・インフォメーショ
ン・ベースを生成する場合に最初に一度だけ実行される
ものである。図１０はＭＩＢの初期状態を示す図であ
る。生成前の状態なので、まだなにも存在しない。ま
ず、Ｓ１において包含木の深さレベル毎に包含関係ファ
イルを生成する。この状態を図１１に示す。まだなにも
登録されていない、空の包含関係ファイルだけが、ＭＩ
Ｂのなかに存在する。次に、Ｓ２において管理対象クラ
ス毎にインスタンスファイルを生成する。この包含関係
ファイルの生成とインスタンスファイルの生成は順序を
逆に行ってもかまわない。この時点では単にファイルが
生成されるだけであり、ファイルの内容については何も
登録されていない。この状態を図１２に示す。次に、Ｓ
３において親子、兄弟を示すポインタを付加して包含関
係ファイルにインスタンス毎のデータを登録する。前述
したように、包含関係ファイル間でインスタンスの親子
関係を保持し、個々の包含関係ファイル内でインスタン
スの兄弟関係を保持するようにポインタ付けを行う。こ
の状態を図１３に示す。次に、Ｓ４において管理対象に
対応するインスタンスをインスタンスファイルに登録す
る。インスタンスファイルに登録されたインスタンスは
包含関係ファイルからリンク付けがなされる。この時点
ではインスタンスファイルに登録されたインスタンスは
まだ管理情報の領域を有しているのみであり、実際の属
性値はまだ収集されていない。この状態を図１４に示
す。次に、Ｓ５において管理対象からの管理情報を収集
し、得られた属性値を対応するインスタンスの管理情報
としてインスタンスファイルに記憶する。この状態を図
１５に示す。
いてファイル生成部が包含関係ファイル及びインスタン
スファイルを生成する手順について説明する。ファイル
生成部５７０は、このマネジメント・インフォメーショ
ン・ベースを生成する場合に最初に一度だけ実行される
ものである。図１０はＭＩＢの初期状態を示す図であ
る。生成前の状態なので、まだなにも存在しない。ま
ず、Ｓ１において包含木の深さレベル毎に包含関係ファ
イルを生成する。この状態を図１１に示す。まだなにも
登録されていない、空の包含関係ファイルだけが、ＭＩ
Ｂのなかに存在する。次に、Ｓ２において管理対象クラ
ス毎にインスタンスファイルを生成する。この包含関係
ファイルの生成とインスタンスファイルの生成は順序を
逆に行ってもかまわない。この時点では単にファイルが
生成されるだけであり、ファイルの内容については何も
登録されていない。この状態を図１２に示す。次に、Ｓ
３において親子、兄弟を示すポインタを付加して包含関
係ファイルにインスタンス毎のデータを登録する。前述
したように、包含関係ファイル間でインスタンスの親子
関係を保持し、個々の包含関係ファイル内でインスタン
スの兄弟関係を保持するようにポインタ付けを行う。こ
の状態を図１３に示す。次に、Ｓ４において管理対象に
対応するインスタンスをインスタンスファイルに登録す
る。インスタンスファイルに登録されたインスタンスは
包含関係ファイルからリンク付けがなされる。この時点
ではインスタンスファイルに登録されたインスタンスは
まだ管理情報の領域を有しているのみであり、実際の属
性値はまだ収集されていない。この状態を図１４に示
す。次に、Ｓ５において管理対象からの管理情報を収集
し、得られた属性値を対応するインスタンスの管理情報
としてインスタンスファイルに記憶する。この状態を図
１５に示す。
【００６１】このようにしてファイル生成部５７０は包
含関係ファイルとインスタンスファイルを生成し、この
生成終了により管理動作を開始することができる。な
お、このファイル生成後においても、新たにインスタン
スファイルが作られる場合、あるいはインスタンスファ
イルに新たなインスタンスを追加する場合が存在する。
これらの動作については管理対象クラスメンテナンス部
５１０及びインスタンスメンテナンス部５２０の処理に
おいて説明する。
含関係ファイルとインスタンスファイルを生成し、この
生成終了により管理動作を開始することができる。な
お、このファイル生成後においても、新たにインスタン
スファイルが作られる場合、あるいはインスタンスファ
イルに新たなインスタンスを追加する場合が存在する。
これらの動作については管理対象クラスメンテナンス部
５１０及びインスタンスメンテナンス部５２０の処理に
おいて説明する。
【００６２】〔管理対象クラスメンテナンス部５１０の
処理〕以下に管理対象クラスメンテナンス部５１０にお
ける処理を管理対象クラスの追加と削除に分けて説明す
る。
処理〕以下に管理対象クラスメンテナンス部５１０にお
ける処理を管理対象クラスの追加と削除に分けて説明す
る。
【００６３】（１）管理対象クラスの追加 前述したように、インスタンスファイルは管理対象クラ
スに対応して複数生成される。従って、管理対象ネット
ワークの中に新たな管理対象クラスを持つ管理対象が追
加された場合には、その新たな管理対象クラスに対応す
るインスタンスファイルが生成されなければならない。
インスタンスファイルを生成する場合、インスタンスフ
ァイルのファイル名には図７に示したように管理対象ク
ラスのオブジェクト識別子を用いる。このように、管理
対象クラス毎の最大属性数と属性値の最大サイズ、及び
初期状態の空き管理データだけを持つインスタンスファ
イルを事前に用意しておく。この初期状態のインスタン
スファイルの生成は、オンライン運転中も可能である。
例えば、オンライン運転中にインスタンスファイルに対
してのアクセスをロックすることによりインスタンスフ
ァイルに対して排他制御を行うことができ、その排他制
御を行っている間にインスタンスファイルを生成するこ
とができる。追加した管理対象クラスに属するインスタ
ンスを追加する場合は、その管理対象クラスのオブジェ
クト識別子より、インスタンスファイルのファイル名を
特定する。このようにして、追加するインスタンスは、
すでに用意しておいたインスタンスファイルに格納され
る。なお、管理対象クラスを新たに追加する場合、包含
関係ファイルに対する処置は不要である。すなわち、包
含関係ファイルに対して管理対象クラスメンテナンス部
５１０は特別な処理を行わない。 （２）管理対象クラスの削除 管理対象ネットワークから管理対象が削除され、その管
理対象が属している管理対象クラスを削除する場合、そ
の管理対象クラスに対応するインスタンスファイルを削
除する。削除対象となる管理対象クラスのインスタンス
ファイルを、その管理対象クラスのオブジェクト識別子
により検索し、登録されているインスタンスのインスタ
ンス名を得る。このインスタンス名を使用して、包含関
係ファイルからのインスタンスの削除及びインスタンス
ファイルからのインスタンスの削除を実施する。（イン
スタンスの削除については後述する。）以上の処理を削
除対象となるクラスのインスタンスファイルに登録され
ているすべてのインスタンスに対して繰り返す。登録さ
れているインスタンスが存在しなくなったら、削除対象
となるクラスのインスタンスファイルを削除する。ＭＩ
Ｂのデータベース全体に排他制御を行うことにより、管
理対象クラスの削除はオンライン運転中も可能である。
スに対応して複数生成される。従って、管理対象ネット
ワークの中に新たな管理対象クラスを持つ管理対象が追
加された場合には、その新たな管理対象クラスに対応す
るインスタンスファイルが生成されなければならない。
インスタンスファイルを生成する場合、インスタンスフ
ァイルのファイル名には図７に示したように管理対象ク
ラスのオブジェクト識別子を用いる。このように、管理
対象クラス毎の最大属性数と属性値の最大サイズ、及び
初期状態の空き管理データだけを持つインスタンスファ
イルを事前に用意しておく。この初期状態のインスタン
スファイルの生成は、オンライン運転中も可能である。
例えば、オンライン運転中にインスタンスファイルに対
してのアクセスをロックすることによりインスタンスフ
ァイルに対して排他制御を行うことができ、その排他制
御を行っている間にインスタンスファイルを生成するこ
とができる。追加した管理対象クラスに属するインスタ
ンスを追加する場合は、その管理対象クラスのオブジェ
クト識別子より、インスタンスファイルのファイル名を
特定する。このようにして、追加するインスタンスは、
すでに用意しておいたインスタンスファイルに格納され
る。なお、管理対象クラスを新たに追加する場合、包含
関係ファイルに対する処置は不要である。すなわち、包
含関係ファイルに対して管理対象クラスメンテナンス部
５１０は特別な処理を行わない。 （２）管理対象クラスの削除 管理対象ネットワークから管理対象が削除され、その管
理対象が属している管理対象クラスを削除する場合、そ
の管理対象クラスに対応するインスタンスファイルを削
除する。削除対象となる管理対象クラスのインスタンス
ファイルを、その管理対象クラスのオブジェクト識別子
により検索し、登録されているインスタンスのインスタ
ンス名を得る。このインスタンス名を使用して、包含関
係ファイルからのインスタンスの削除及びインスタンス
ファイルからのインスタンスの削除を実施する。（イン
スタンスの削除については後述する。）以上の処理を削
除対象となるクラスのインスタンスファイルに登録され
ているすべてのインスタンスに対して繰り返す。登録さ
れているインスタンスが存在しなくなったら、削除対象
となるクラスのインスタンスファイルを削除する。ＭＩ
Ｂのデータベース全体に排他制御を行うことにより、管
理対象クラスの削除はオンライン運転中も可能である。
【００６４】〔インスタンスメンテナンス部５２０の処
理〕次に、インスタンスメンテナンス部５２０の処理を
包含関係ファイルに対する処理とインスタンスファイル
に対する処理に分けて説明する。管理対象ネットワーク
に対して新たな管理対象が追加された場合、その管理対
象をインスタンスとして包含関係ファイル及びインスタ
ンスファイルに追加する処理を行う。逆に、管理対象ネ
ットワークから管理対象が取り除かれた場合には、包含
関係ファイル及びインスタンスファイルから対応するイ
ンスタンスを削除する。 ＜包含関係ファイルに対する処理＞ （１）インスタンスの追加 （ａ）インスタンスを追加する場合には、そのインスタ
ンスの深さレベルに応じた包含関係ファイルを検索し、
格納すべき兄弟格納領域を検索する。検索した兄弟格納
領域の中に既に他の兄弟が存在する場合は、その兄弟格
納領域の未使用領域にインスタンスを追加する。 （ｂ）兄弟が存在していない場合は、まだ兄弟格納領域
が確保されていないので、新たな兄弟格納領域を確保
し、その中にインスタンスを追加する。その後、確保し
た兄弟格納領域を親からポイントする。 （２）インスタンスの削除 （ａ）削除しようとするインスタンスが子を持っている
場合は、子孫削除のオプション指定がない場合、削除失
敗とする。または、削除するインスタンスが子を持って
いる場合で、子孫削除のオプション指定がある場合、子
孫もすべて削除する。 （ｂ）削除しようとするインスタンスが子を持っていな
い場合は、そのインスタンスを削除する。削除した結
果、兄弟が存在しなくなった場合すなわち、そのインス
タンスの親が子を持たなくなった場合は、兄弟格納領域
を解放し、親が持っている子へのポインタをクリアす
る。 ＜インスタンスファイルに対する処理＞ （１）インスタンスの追加 前述した包含関係ファイルにおけるインスタンスの追加
が成功した場合に、該当インスタンスが属するクラスの
インスタンスファイルに管理情報を格納し、包含関係フ
ァイル上のインスタンスポインタが管理情報を格納した
レコードを指すようにする。 （２）インスタンスの削除 前述した包含関係ファイルにおけるインスタンスの削除
が成功した場合、該当インスタンスをインスタンスファ
イルから削除する。なお、包含関係ファイル、インスタ
ンスファイルともに、インスタンスを追加した場合は、
フラグを使用中にセットする。削除の場合は、フラグを
リセットし、未使用とする。
理〕次に、インスタンスメンテナンス部５２０の処理を
包含関係ファイルに対する処理とインスタンスファイル
に対する処理に分けて説明する。管理対象ネットワーク
に対して新たな管理対象が追加された場合、その管理対
象をインスタンスとして包含関係ファイル及びインスタ
ンスファイルに追加する処理を行う。逆に、管理対象ネ
ットワークから管理対象が取り除かれた場合には、包含
関係ファイル及びインスタンスファイルから対応するイ
ンスタンスを削除する。 ＜包含関係ファイルに対する処理＞ （１）インスタンスの追加 （ａ）インスタンスを追加する場合には、そのインスタ
ンスの深さレベルに応じた包含関係ファイルを検索し、
格納すべき兄弟格納領域を検索する。検索した兄弟格納
領域の中に既に他の兄弟が存在する場合は、その兄弟格
納領域の未使用領域にインスタンスを追加する。 （ｂ）兄弟が存在していない場合は、まだ兄弟格納領域
が確保されていないので、新たな兄弟格納領域を確保
し、その中にインスタンスを追加する。その後、確保し
た兄弟格納領域を親からポイントする。 （２）インスタンスの削除 （ａ）削除しようとするインスタンスが子を持っている
場合は、子孫削除のオプション指定がない場合、削除失
敗とする。または、削除するインスタンスが子を持って
いる場合で、子孫削除のオプション指定がある場合、子
孫もすべて削除する。 （ｂ）削除しようとするインスタンスが子を持っていな
い場合は、そのインスタンスを削除する。削除した結
果、兄弟が存在しなくなった場合すなわち、そのインス
タンスの親が子を持たなくなった場合は、兄弟格納領域
を解放し、親が持っている子へのポインタをクリアす
る。 ＜インスタンスファイルに対する処理＞ （１）インスタンスの追加 前述した包含関係ファイルにおけるインスタンスの追加
が成功した場合に、該当インスタンスが属するクラスの
インスタンスファイルに管理情報を格納し、包含関係フ
ァイル上のインスタンスポインタが管理情報を格納した
レコードを指すようにする。 （２）インスタンスの削除 前述した包含関係ファイルにおけるインスタンスの削除
が成功した場合、該当インスタンスをインスタンスファ
イルから削除する。なお、包含関係ファイル、インスタ
ンスファイルともに、インスタンスを追加した場合は、
フラグを使用中にセットする。削除の場合は、フラグを
リセットし、未使用とする。
【００６５】〔管理情報サイズメンテナンス部５３０の
処理〕任意の管理対象クラスに対して、属性を追加また
は削除した場合の処理を以下に示す。ここで属性の追加
とは、あるインスタンスが持つ管理情報の属性の数を増
加させる場合、あるいはインスタンスの管理情報の属性
のサイズが増加する場合の何れかをいう。例えば、図１
６に示す管理情報の場合には、最大属性数が６個であ
り、属性値最大サイズが８バイトの場合を示している。
そして、属性１から属性４が管理情報として格納されて
いる。このような状態で、例えば新たに属性５が追加さ
れた場合には、まだ未使用領域が存在しているため、こ
の未使用領域を用いて属性５を記憶することができる。
あるいは、属性１から属性４まで存在している状態で新
たに３つの属性を追加する場合、未使用領域は２つしか
残っていないため、最大属性数６を越えて属性を記憶す
る必要性が生ずる。また、一方、属性４のサイズが変更
され３２バイト使用するような変更が生じた場合には、
格納領域が足らなくなる。このように任意の管理対象ク
ラスに対して属性が追加された場合、すなわち属性の数
を増加させる場合およびサイズが変更された場合には以
下のような処理を行う。また、属性を削除する場合にも
同様に以下のような処理を行う。
処理〕任意の管理対象クラスに対して、属性を追加また
は削除した場合の処理を以下に示す。ここで属性の追加
とは、あるインスタンスが持つ管理情報の属性の数を増
加させる場合、あるいはインスタンスの管理情報の属性
のサイズが増加する場合の何れかをいう。例えば、図１
６に示す管理情報の場合には、最大属性数が６個であ
り、属性値最大サイズが８バイトの場合を示している。
そして、属性１から属性４が管理情報として格納されて
いる。このような状態で、例えば新たに属性５が追加さ
れた場合には、まだ未使用領域が存在しているため、こ
の未使用領域を用いて属性５を記憶することができる。
あるいは、属性１から属性４まで存在している状態で新
たに３つの属性を追加する場合、未使用領域は２つしか
残っていないため、最大属性数６を越えて属性を記憶す
る必要性が生ずる。また、一方、属性４のサイズが変更
され３２バイト使用するような変更が生じた場合には、
格納領域が足らなくなる。このように任意の管理対象ク
ラスに対して属性が追加された場合、すなわち属性の数
を増加させる場合およびサイズが変更された場合には以
下のような処理を行う。また、属性を削除する場合にも
同様に以下のような処理を行う。
【００６６】（ａ）属性を追加してもクラス毎にインス
タンスファイルに持っている最大属性数、属性値最大サ
イズが変わらない場合は、なにもしない。 （ｂ）属性を追加または削除した結果、クラス毎のイン
スタンスファイルに持っている最大属性数、属性値最大
サイズに変更が必要な場合は、属性追加／削除後の最大
属性数、属性値最大サイズ及び初期状態の空き管理デー
タだけを持つテンポラリファイルを用意する。このと
き、テンポラリファイルの各レコードサイズは、テンポ
ラリファイルに設定した最大属性数、属性値最大サイズ
より決まる。図１７はインスタンスファイルに持ってい
る最大属性数及び属性値最大サイズに変更が生じ、テン
ポラリファイルを生成した場合を示している。インスタ
ンスファイルの最大属性数＝６がテンポラリファイルに
おいては８に変更されている。また、同じくインスタン
スファイルの属性値最大サイズ＝８がテンポラリファイ
ルにおいては１６に変更されている。また、インスタン
スファイルにおいて管理情報のサイズは６×８バイトで
あったものがテンポラリファイルの管理情報のサイズは
８×１６に変更されている。次に該当のインスタンスフ
ァイルの空き管理データをテンポラリファイルの空き管
理データにコピーする。該当インスタンスファイルの各
レコードの内容をテンポラリファイルの同一のレコード
位置に追加して行く。属性削除の場合は、削除する属性
を除いた管理情報をコピーする。すべてのレコードを移
し終えてから、インスタンスファイルを削除し、テンポ
ラリファイルのファイル名を削除したインスタンスファ
イルのファイル名に変更する。このファイル名変更の処
理までをＭＩＢのデータベース全体に排他制御でロック
をかけることにより、オンライン運転中でも属性の追加
／削除が可能となる。
タンスファイルに持っている最大属性数、属性値最大サ
イズが変わらない場合は、なにもしない。 （ｂ）属性を追加または削除した結果、クラス毎のイン
スタンスファイルに持っている最大属性数、属性値最大
サイズに変更が必要な場合は、属性追加／削除後の最大
属性数、属性値最大サイズ及び初期状態の空き管理デー
タだけを持つテンポラリファイルを用意する。このと
き、テンポラリファイルの各レコードサイズは、テンポ
ラリファイルに設定した最大属性数、属性値最大サイズ
より決まる。図１７はインスタンスファイルに持ってい
る最大属性数及び属性値最大サイズに変更が生じ、テン
ポラリファイルを生成した場合を示している。インスタ
ンスファイルの最大属性数＝６がテンポラリファイルに
おいては８に変更されている。また、同じくインスタン
スファイルの属性値最大サイズ＝８がテンポラリファイ
ルにおいては１６に変更されている。また、インスタン
スファイルにおいて管理情報のサイズは６×８バイトで
あったものがテンポラリファイルの管理情報のサイズは
８×１６に変更されている。次に該当のインスタンスフ
ァイルの空き管理データをテンポラリファイルの空き管
理データにコピーする。該当インスタンスファイルの各
レコードの内容をテンポラリファイルの同一のレコード
位置に追加して行く。属性削除の場合は、削除する属性
を除いた管理情報をコピーする。すべてのレコードを移
し終えてから、インスタンスファイルを削除し、テンポ
ラリファイルのファイル名を削除したインスタンスファ
イルのファイル名に変更する。このファイル名変更の処
理までをＭＩＢのデータベース全体に排他制御でロック
をかけることにより、オンライン運転中でも属性の追加
／削除が可能となる。
【００６７】なお、この時点では、新しいインスタンス
ファイルには元のインスタンスファイルにあったデータ
と同じものがコピーされただけであり、追加された属性
あるいはサイズが増加した属性の新たな属性値はまだ記
録されていない。従って、新しいインスタンスファイル
に登録されているインスタンスの属性値を収集し、管理
情報を最新の状態に更新する。例えば、図５に示す管理
情報に対して新たに使用時間という属性を追加する場合
には、新たな属性として追加された使用時間の値が属性
値として登録されていないため、マネージャはエージェ
ントに対して各管理対象の使用時間を通知するような指
示を出す。エージェントは管理対象から使用時間の通知
を受け、各インスタンスに対して使用時間という属性値
を記憶することにより、インスタンスファイルの管理情
報を最新の状態にする。
ファイルには元のインスタンスファイルにあったデータ
と同じものがコピーされただけであり、追加された属性
あるいはサイズが増加した属性の新たな属性値はまだ記
録されていない。従って、新しいインスタンスファイル
に登録されているインスタンスの属性値を収集し、管理
情報を最新の状態に更新する。例えば、図５に示す管理
情報に対して新たに使用時間という属性を追加する場合
には、新たな属性として追加された使用時間の値が属性
値として登録されていないため、マネージャはエージェ
ントに対して各管理対象の使用時間を通知するような指
示を出す。エージェントは管理対象から使用時間の通知
を受け、各インスタンスに対して使用時間という属性値
を記憶することにより、インスタンスファイルの管理情
報を最新の状態にする。
【００６８】〔包含木メンテナンス部５４０の処理〕次
に、管理対象ネットワークの構成が変更され、包含木を
変更しなければならない場合の処理について説明する。
図１８において、インスタンス１３１を境に包含関係１
４１から包含関係１４２に変更となった場合を例にとっ
て新しい包含関係をデータベースに反映する処理を以下
に説明する。図１８において、１３１〜１３６はネット
ワークを構成するインスタンスである。１４１はネット
ワーク構成変更前のインスタンスの包含関係を示し、１
４２は変更後のインスタンスの包含関係を示す。１４
５，１４６はデータベース上の包含関係を１４１から１
４２に変更するまでの過程において発生する包含関係を
示す。
に、管理対象ネットワークの構成が変更され、包含木を
変更しなければならない場合の処理について説明する。
図１８において、インスタンス１３１を境に包含関係１
４１から包含関係１４２に変更となった場合を例にとっ
て新しい包含関係をデータベースに反映する処理を以下
に説明する。図１８において、１３１〜１３６はネット
ワークを構成するインスタンスである。１４１はネット
ワーク構成変更前のインスタンスの包含関係を示し、１
４２は変更後のインスタンスの包含関係を示す。１４
５，１４６はデータベース上の包含関係を１４１から１
４２に変更するまでの過程において発生する包含関係を
示す。
【００６９】ネットワークの構成が変更された場合に
は、まずエージェントが包含木に変更があったことを管
理対象ネットワークから知らされることにより包含関係
１４２を認識する。それに対してマネージャは以前の包
含関係１４１を記憶しており、包含関係１４１と包含関
係１４２には矛盾がある。そこでマネージャはエージェ
ントが認識した包含木と同様の包含木を認識するために
以下のような処理を行う。マネージャはエージェントを
経由して、包含関係変更があったインスタンス１３１か
ら、ＯＳＩ管理のプロトコルを利用して、１レベル下位
のインスタンスを得る。その結果インスタンス１３２，
１３５が得られる。マネージャの管理するデータベース
上は、包含関係１４１となっているため、包含関係にイ
ンスタンス１３５を追加し、その結果包含関係１４５と
なる。次にマネージャは、エージェントを経由して、イ
ンスタンス１３２から、ＯＳＩ管理のプロトコルを利用
し、１レベル下位のインスタンスを得る。その結果、イ
ンスタンス１３３が得られる。マネージャの管理するデ
ータベース上は包含関係１４５となっているため、包含
関係１４５からインスタンス１３４を削除する。その結
果、包含関係１４６となる。次に、マネージャは同様に
インスタンス１３５からＯＳＩ管理のプロトコルを利用
し１レベル下位のインスタンスを得る。その結果、イン
スタンス１３６が得られる。マネージャの管理するデー
タベース上は包含関係１４６となっているため、包含関
係１４６にインスタンス１３６を追加する。同様の処理
をインスタンス１３３，１３６の順に実施すると、イン
スタンス１３３，１３６の下位のインスタンスは存在し
ない。従って、包含関係に対する新たな変更は生じな
い。このようにして、ネットワーク管理のためのデータ
ベース上も包含木は包含関係１４２となり、実際の管理
対象ネットワークの構成と一致する。前述したように包
含関係の変更前後で境となったインスタンス１３１が明
確でない場合は、マネージャはインスタンス１３１のか
わりに、ｒｏｏｔから同様に１レベル毎に下位のインス
タンスの構成を変更後の包含関係に合わせていくことに
より、データベースを最新の状態に保つことができる。
は、まずエージェントが包含木に変更があったことを管
理対象ネットワークから知らされることにより包含関係
１４２を認識する。それに対してマネージャは以前の包
含関係１４１を記憶しており、包含関係１４１と包含関
係１４２には矛盾がある。そこでマネージャはエージェ
ントが認識した包含木と同様の包含木を認識するために
以下のような処理を行う。マネージャはエージェントを
経由して、包含関係変更があったインスタンス１３１か
ら、ＯＳＩ管理のプロトコルを利用して、１レベル下位
のインスタンスを得る。その結果インスタンス１３２，
１３５が得られる。マネージャの管理するデータベース
上は、包含関係１４１となっているため、包含関係にイ
ンスタンス１３５を追加し、その結果包含関係１４５と
なる。次にマネージャは、エージェントを経由して、イ
ンスタンス１３２から、ＯＳＩ管理のプロトコルを利用
し、１レベル下位のインスタンスを得る。その結果、イ
ンスタンス１３３が得られる。マネージャの管理するデ
ータベース上は包含関係１４５となっているため、包含
関係１４５からインスタンス１３４を削除する。その結
果、包含関係１４６となる。次に、マネージャは同様に
インスタンス１３５からＯＳＩ管理のプロトコルを利用
し１レベル下位のインスタンスを得る。その結果、イン
スタンス１３６が得られる。マネージャの管理するデー
タベース上は包含関係１４６となっているため、包含関
係１４６にインスタンス１３６を追加する。同様の処理
をインスタンス１３３，１３６の順に実施すると、イン
スタンス１３３，１３６の下位のインスタンスは存在し
ない。従って、包含関係に対する新たな変更は生じな
い。このようにして、ネットワーク管理のためのデータ
ベース上も包含木は包含関係１４２となり、実際の管理
対象ネットワークの構成と一致する。前述したように包
含関係の変更前後で境となったインスタンス１３１が明
確でない場合は、マネージャはインスタンス１３１のか
わりに、ｒｏｏｔから同様に１レベル毎に下位のインス
タンスの構成を変更後の包含関係に合わせていくことに
より、データベースを最新の状態に保つことができる。
【００７０】〔ガーベージコレクション部５５０の処
理〕ガーベージコレクション部５５０は包含関係ファイ
ルあるいはインスタンスファイルにインスタンスの追
加、削除が行われることにより生じた無駄な領域を削除
する。前述したデータベースの構造では、インスタンス
の追加／削除を繰り返すことにより、無駄な領域がでて
くる。この無駄な領域を削除するための処理を以下に示
す。
理〕ガーベージコレクション部５５０は包含関係ファイ
ルあるいはインスタンスファイルにインスタンスの追
加、削除が行われることにより生じた無駄な領域を削除
する。前述したデータベースの構造では、インスタンス
の追加／削除を繰り返すことにより、無駄な領域がでて
くる。この無駄な領域を削除するための処理を以下に示
す。
【００７１】＜包含関係ファイルのファイル容量縮少＞ 下記の２通りの方法で縮少する。 （１）図２において、ポインタ１２１が指すように兄弟
格納領域が複数カ所にまたがっている場合で、以下の式
が成り立つとき、数カ所の領域にちらばっている兄弟を
さらに少ない領域にまとめて、解放された兄弟格納領域
を増やす。 兄弟の合計数≦（兄弟が使用している兄弟格納領域数−
１）×（１つの兄弟格納領域に格納できる最大兄弟数） 図１９は、包含関係ファイルの兄弟格納領域をまとめる
場合を示す図である。図１９（ａ）において、包含関係
ファイルには兄弟１、兄弟２、兄弟３の３つの兄弟が記
憶されている。この３つの兄弟が使用している兄弟格納
領域は兄弟格納領域４１，４２，４３である。従って、
兄弟が使用している兄弟格納領域数は３となる。また、
１つの兄弟格納領域に格納できる最大兄弟数はこの例に
おいては２である。従って、図１９（ｃ）に示す計算式
の通り条件が成り立つために数カ所の領域に散らばって
いる兄弟を少ない領域にまとめる。図１９（ｂ）に示す
ように、この例においては３つの兄弟は兄弟格納領域４
１と４２に格納され、兄弟格納領域４３は解放される。 （２）図２０は包含関係ファイルの縮少例を示す。図２
０において（ａ）はインスタンスの追加／削除の結果、
ある深さレベルの包含関係ファイル内で使用中の兄弟格
納領域と未使用の兄弟格納領域がランダムに並んでいる
様子を示す。（ｂ）は包含関係ファイルの縮少処理によ
り使用中の兄弟格納領域と未使用の兄弟格納領域がソー
トされた様子を示す。包含関係ファイルのうちのある深
さレベルのファイルにおいて、図２０（ａ）のように使
用中の兄弟格納領域と未使用の兄弟格納領域がランダム
に並んでいる場合、使用中の兄弟格納領域の内容を、フ
ァイル先頭からの相対位置が自領域よりも近い未使用の
兄弟格納領域に移し、この兄弟の親が持つ子へのポイン
タも書き換える。上記の処理を繰り返し、図２０（ｂ）
に示すようにファイルの先頭からは、使用中の兄弟格納
領域が連続して並び、その次から未使用の兄弟格納領域
が連続して並ぶようにする。次にファイルの先頭から使
用中の兄弟格納領域すべてをテンポラリのファイルにコ
ピーし、さらにテンポラリファイルを元の包含関係ファ
イルに上書きする。テンポラリファイルは削除する。こ
の結果、包含関係ファイルは縮少される。
格納領域が複数カ所にまたがっている場合で、以下の式
が成り立つとき、数カ所の領域にちらばっている兄弟を
さらに少ない領域にまとめて、解放された兄弟格納領域
を増やす。 兄弟の合計数≦（兄弟が使用している兄弟格納領域数−
１）×（１つの兄弟格納領域に格納できる最大兄弟数） 図１９は、包含関係ファイルの兄弟格納領域をまとめる
場合を示す図である。図１９（ａ）において、包含関係
ファイルには兄弟１、兄弟２、兄弟３の３つの兄弟が記
憶されている。この３つの兄弟が使用している兄弟格納
領域は兄弟格納領域４１，４２，４３である。従って、
兄弟が使用している兄弟格納領域数は３となる。また、
１つの兄弟格納領域に格納できる最大兄弟数はこの例に
おいては２である。従って、図１９（ｃ）に示す計算式
の通り条件が成り立つために数カ所の領域に散らばって
いる兄弟を少ない領域にまとめる。図１９（ｂ）に示す
ように、この例においては３つの兄弟は兄弟格納領域４
１と４２に格納され、兄弟格納領域４３は解放される。 （２）図２０は包含関係ファイルの縮少例を示す。図２
０において（ａ）はインスタンスの追加／削除の結果、
ある深さレベルの包含関係ファイル内で使用中の兄弟格
納領域と未使用の兄弟格納領域がランダムに並んでいる
様子を示す。（ｂ）は包含関係ファイルの縮少処理によ
り使用中の兄弟格納領域と未使用の兄弟格納領域がソー
トされた様子を示す。包含関係ファイルのうちのある深
さレベルのファイルにおいて、図２０（ａ）のように使
用中の兄弟格納領域と未使用の兄弟格納領域がランダム
に並んでいる場合、使用中の兄弟格納領域の内容を、フ
ァイル先頭からの相対位置が自領域よりも近い未使用の
兄弟格納領域に移し、この兄弟の親が持つ子へのポイン
タも書き換える。上記の処理を繰り返し、図２０（ｂ）
に示すようにファイルの先頭からは、使用中の兄弟格納
領域が連続して並び、その次から未使用の兄弟格納領域
が連続して並ぶようにする。次にファイルの先頭から使
用中の兄弟格納領域すべてをテンポラリのファイルにコ
ピーし、さらにテンポラリファイルを元の包含関係ファ
イルに上書きする。テンポラリファイルは削除する。こ
の結果、包含関係ファイルは縮少される。
【００７２】＜インスタンスファイルの縮少＞図２１は
インスタンスファイルの縮少例を示す。図２１において
（ａ）はインスタンスの追加／削除の結果、あるクラス
のインスタンスファイル内で使用中のインスタンス毎の
管理情報格納領域と未使用の管理情報格納領域がランダ
ムに並んでいる様子を示す。（ｂ）はインスタンスファ
イルの縮少処理により使用中の管理情報格納領域と未使
用の管理情報格納領域がソートされた様子を示す。任意
のクラスのインスタンスファイルにおいて、図２に示す
ような管理情報格納領域８１，８２が、図２１（ａ）の
ように使用中、未使用とランダムに並んでいる場合、使
用中の管理情報格納領域の内容を、ファイル先頭からの
相対位置が自領域よりも近い未使用の管理情報格納領域
に移す。包含関係ファイルのインスタンスポインタも移
動先のポインタに書き換える。以上の処理を繰り返し、
図２１（ｂ）に示すように、ファイルの先頭からは、使
用中の管理情報格納領域が連続して並び、その次から未
使用の管理情報格納領域が連続して並ぶようにする。次
にファイルの先頭から使用中の管理情報格納領域すべて
をテンポラリのファイルにコピーし、さらにテンポラリ
ファイルを元のインスタンスファイルに上書きする。テ
ンポラリファイルは削除する。この結果、インスタンス
ファイルは縮少される。
インスタンスファイルの縮少例を示す。図２１において
（ａ）はインスタンスの追加／削除の結果、あるクラス
のインスタンスファイル内で使用中のインスタンス毎の
管理情報格納領域と未使用の管理情報格納領域がランダ
ムに並んでいる様子を示す。（ｂ）はインスタンスファ
イルの縮少処理により使用中の管理情報格納領域と未使
用の管理情報格納領域がソートされた様子を示す。任意
のクラスのインスタンスファイルにおいて、図２に示す
ような管理情報格納領域８１，８２が、図２１（ａ）の
ように使用中、未使用とランダムに並んでいる場合、使
用中の管理情報格納領域の内容を、ファイル先頭からの
相対位置が自領域よりも近い未使用の管理情報格納領域
に移す。包含関係ファイルのインスタンスポインタも移
動先のポインタに書き換える。以上の処理を繰り返し、
図２１（ｂ）に示すように、ファイルの先頭からは、使
用中の管理情報格納領域が連続して並び、その次から未
使用の管理情報格納領域が連続して並ぶようにする。次
にファイルの先頭から使用中の管理情報格納領域すべて
をテンポラリのファイルにコピーし、さらにテンポラリ
ファイルを元のインスタンスファイルに上書きする。テ
ンポラリファイルは削除する。この結果、インスタンス
ファイルは縮少される。
【００７３】以上のガーベージコレクション処理は、Ｍ
ＩＢのデータベース全体に排他制御でロックをかけるこ
とにより、オンライン運転中でもデータベース全体の縮
少が可能となる。
ＩＢのデータベース全体に排他制御でロックをかけるこ
とにより、オンライン運転中でもデータベース全体の縮
少が可能となる。
【００７４】〔表示処理部５６０の処理〕図２２は、本
実施例によるデータ構造を用いたＭＩＢを有するネット
ワーク管理装置の構成例を示す。３１は本実施例による
データ構造を用いたＭＩＢを示す。５１０〜５５０は前
述のデータベースを更新し、ユーザとのインタフェース
は持たない処理群を示す。これに対し、５６０はＭＩＢ
の内容をユーザに対して表示する表示処理部である。３
０４は表示処理部５６０がＭＩＢ表示処理の終了時刻を
格納するためのファイルを示す。図２２において、ＭＩ
Ｂ表示処理終了時に、ＭＩＢ表示処理終了時刻をＭＩＢ
表示処理終了時刻ファイル３０４に格納しておく。ＭＩ
Ｂ表示処理が実行されていない間も、更新処理部５１０
〜５５０がＭＩＢを更新し、その都度、インスタンスフ
ァイルの各インスタンス毎に持つ更新時刻を更新する。
次に、表示処理部５６０が立ち上がった時、前回のＭＩ
Ｂ表示処理終了時刻とインスタンスファイル内の更新時
刻を比較し、前回のＭＩＢ表示処理終了時刻より後で更
新されたインスタンスの管理情報をピックアップし表示
する。例えば、ＭＩＢ表示処理終了時刻ファイル３０４
が表示処理終了時刻として１０：００を記憶しており、
表示処理部５６０がその後起動された場合には、ＭＩＢ
のインスタンスの更新時刻が１０：００よりも遅いもの
を選択し表示する。この処理により常にＭＩＢの内容を
表示させておく必要はなくなり、効率的なネットワーク
管理システムの運用が可能となる。インスタンス毎の更
新時刻は、インスタンスファイルではなく、包含関係フ
ァイルに持っても同様の作用が可能である。
実施例によるデータ構造を用いたＭＩＢを有するネット
ワーク管理装置の構成例を示す。３１は本実施例による
データ構造を用いたＭＩＢを示す。５１０〜５５０は前
述のデータベースを更新し、ユーザとのインタフェース
は持たない処理群を示す。これに対し、５６０はＭＩＢ
の内容をユーザに対して表示する表示処理部である。３
０４は表示処理部５６０がＭＩＢ表示処理の終了時刻を
格納するためのファイルを示す。図２２において、ＭＩ
Ｂ表示処理終了時に、ＭＩＢ表示処理終了時刻をＭＩＢ
表示処理終了時刻ファイル３０４に格納しておく。ＭＩ
Ｂ表示処理が実行されていない間も、更新処理部５１０
〜５５０がＭＩＢを更新し、その都度、インスタンスフ
ァイルの各インスタンス毎に持つ更新時刻を更新する。
次に、表示処理部５６０が立ち上がった時、前回のＭＩ
Ｂ表示処理終了時刻とインスタンスファイル内の更新時
刻を比較し、前回のＭＩＢ表示処理終了時刻より後で更
新されたインスタンスの管理情報をピックアップし表示
する。例えば、ＭＩＢ表示処理終了時刻ファイル３０４
が表示処理終了時刻として１０：００を記憶しており、
表示処理部５６０がその後起動された場合には、ＭＩＢ
のインスタンスの更新時刻が１０：００よりも遅いもの
を選択し表示する。この処理により常にＭＩＢの内容を
表示させておく必要はなくなり、効率的なネットワーク
管理システムの運用が可能となる。インスタンス毎の更
新時刻は、インスタンスファイルではなく、包含関係フ
ァイルに持っても同様の作用が可能である。
【００７５】以上のように、この実施例は、ＯＳＩ管理
のＭＩＢの内部構造において、インスタンスの包含関係
を格納する部分と、インスタンスの管理情報を格納する
部分に分けたことを特徴とする。また、インスタンスの
管理情報を格納する部分を管理対象クラス毎に分けたこ
とを特徴とする。また、前述の管理対象クラス毎に分け
た管理情報格納部分に、そのクラスのインスタンスが持
ち得る属性の数と各々の属性値の中の予想される最大サ
イズを持つことを特徴とする。また、インスタンスの包
含関係を格納する部分を、包含木の深さレベル毎に分け
たことを特徴とする。また、管理情報格納部分に、各イ
ンスタンスの管理情報の更新時刻を記憶することを特徴
とする。
のＭＩＢの内部構造において、インスタンスの包含関係
を格納する部分と、インスタンスの管理情報を格納する
部分に分けたことを特徴とする。また、インスタンスの
管理情報を格納する部分を管理対象クラス毎に分けたこ
とを特徴とする。また、前述の管理対象クラス毎に分け
た管理情報格納部分に、そのクラスのインスタンスが持
ち得る属性の数と各々の属性値の中の予想される最大サ
イズを持つことを特徴とする。また、インスタンスの包
含関係を格納する部分を、包含木の深さレベル毎に分け
たことを特徴とする。また、管理情報格納部分に、各イ
ンスタンスの管理情報の更新時刻を記憶することを特徴
とする。
【００７６】以上のように、この実施例に係るデータベ
ースは、その内部構造にインスタンス間の包含関係を表
した部分と、個々のインスタンスが持つ管理情報を格納
する部分とがある。この包含関係を表した部分におい
て、インスタンス間の親子、兄弟の関係を用いてインス
タンスの包含関係を柔軟に追加削除可能とする。また、
包含関係ファイルを深さレベル毎に分け、各深さレベル
毎に、１つの兄弟格納領域に格納できる最大の兄弟数を
持つことにより、管理対象の包含関係に応じた値を設定
できる。この結果、無駄な領域を確保しておく必要性を
減らすことができる。また、インスタンスをクラス毎に
分け、各ファイル毎に、最大属性数、属性値の最大サイ
ズを持つことにより、各クラス毎のインスタンスの管理
情報格納領域のサイズをファイル毎に固定値として、無
駄な領域を確保しておく必要性が少なくなる。
ースは、その内部構造にインスタンス間の包含関係を表
した部分と、個々のインスタンスが持つ管理情報を格納
する部分とがある。この包含関係を表した部分におい
て、インスタンス間の親子、兄弟の関係を用いてインス
タンスの包含関係を柔軟に追加削除可能とする。また、
包含関係ファイルを深さレベル毎に分け、各深さレベル
毎に、１つの兄弟格納領域に格納できる最大の兄弟数を
持つことにより、管理対象の包含関係に応じた値を設定
できる。この結果、無駄な領域を確保しておく必要性を
減らすことができる。また、インスタンスをクラス毎に
分け、各ファイル毎に、最大属性数、属性値の最大サイ
ズを持つことにより、各クラス毎のインスタンスの管理
情報格納領域のサイズをファイル毎に固定値として、無
駄な領域を確保しておく必要性が少なくなる。
【００７７】実施例２．以下、この発明の他の実施例を
図２３に基づいて説明する。図２３において、１１，１
２，１３はそれぞれ深さレベル１，２，３の包含関係フ
ァイルである。この包含関係ファイルによって包含関係
を表現する。２１，２２，２３はそれぞれのクラス毎の
インスタンスファイルである。このインスタンスファイ
ルの中に管理情報を格納する。１５１，１５２はそれぞ
れ自分の親、子を指すポインタである。１５３，１５４
はそれぞれ自分の兄、弟を指すポインタである。１６１
は包含木中の深さレベルとレコードＮｏを用いて包含関
係ファイル中の当該インスタンスを指すポインタであ
る。１６２はクラス名とインスタンスポインタを用いて
インスタンスファイル中の当該インスタンスを指すポイ
ンタである。また、フラグ１６３は空き管理用に用いる
フラグである。また、深さレベル１６４は包含木中の深
さレベルを示すものである。また、インスタンス名６６
はインスタンスの識別名が記憶される。属性数６７は各
々のインスタンスが使っている属性の数を記憶する。ま
た、属性の大きさ６８は各々のクラスの属性の最大値が
記憶できる大きさである。また、属性領域の大きさ６９
は各々のクラスの属性の最大数分の領域を確保したもの
である。また、属性は制御フラグ６８ａと属性ＩＤ６８
ｂと属性値６８ｃから構成されている。制御フラグ６８
ａは属性値６８ｃをアクセスする場合の制御に用いるも
のである。例えばアクセス時間、あるいはアクセス件等
を記憶する。属性ＩＤ６８ｂは属性値６８ｃの種別を表
す識別子が記憶される。この実施例におけるインスタン
ス間の親子、兄弟の関係は親と子、兄と弟を互いにポイ
ントし合う形をとる点が前述した実施例と異なる点であ
る。従って、前述した実施例では兄から弟へのポインタ
のみが存在していたのに対して、この実施例においては
弟から兄を指すポインタが存在している。また、前述し
た実施例では親から子を指すポインタのみが存在してい
たのに対して、この実施例では子から親を示すポインタ
が存在している。さらに、包含関係ファイルとインスタ
ンスファイルの関係においては前述した実施例において
は、包含関係ファイルからインスタンスファイルをポイ
ントしていたのに対して、この実施例ではインスタンス
ファイルから包含関係ファイルをポイントできるように
なっている。このようにこの実施例では相互に参照する
ことが可能になるため、途中の要素の追加削除が容易な
データベースが構築される。従って、包含関係をより柔
軟に追加、削除することが可能となる。また、この実施
例が前述した実施例と異なる点は、兄弟格納領域という
ブロック化された領域を設けることなく、１つのインス
タンス単位に包含関係ファイルにインスタンスを追加で
きる点である。
図２３に基づいて説明する。図２３において、１１，１
２，１３はそれぞれ深さレベル１，２，３の包含関係フ
ァイルである。この包含関係ファイルによって包含関係
を表現する。２１，２２，２３はそれぞれのクラス毎の
インスタンスファイルである。このインスタンスファイ
ルの中に管理情報を格納する。１５１，１５２はそれぞ
れ自分の親、子を指すポインタである。１５３，１５４
はそれぞれ自分の兄、弟を指すポインタである。１６１
は包含木中の深さレベルとレコードＮｏを用いて包含関
係ファイル中の当該インスタンスを指すポインタであ
る。１６２はクラス名とインスタンスポインタを用いて
インスタンスファイル中の当該インスタンスを指すポイ
ンタである。また、フラグ１６３は空き管理用に用いる
フラグである。また、深さレベル１６４は包含木中の深
さレベルを示すものである。また、インスタンス名６６
はインスタンスの識別名が記憶される。属性数６７は各
々のインスタンスが使っている属性の数を記憶する。ま
た、属性の大きさ６８は各々のクラスの属性の最大値が
記憶できる大きさである。また、属性領域の大きさ６９
は各々のクラスの属性の最大数分の領域を確保したもの
である。また、属性は制御フラグ６８ａと属性ＩＤ６８
ｂと属性値６８ｃから構成されている。制御フラグ６８
ａは属性値６８ｃをアクセスする場合の制御に用いるも
のである。例えばアクセス時間、あるいはアクセス件等
を記憶する。属性ＩＤ６８ｂは属性値６８ｃの種別を表
す識別子が記憶される。この実施例におけるインスタン
ス間の親子、兄弟の関係は親と子、兄と弟を互いにポイ
ントし合う形をとる点が前述した実施例と異なる点であ
る。従って、前述した実施例では兄から弟へのポインタ
のみが存在していたのに対して、この実施例においては
弟から兄を指すポインタが存在している。また、前述し
た実施例では親から子を指すポインタのみが存在してい
たのに対して、この実施例では子から親を示すポインタ
が存在している。さらに、包含関係ファイルとインスタ
ンスファイルの関係においては前述した実施例において
は、包含関係ファイルからインスタンスファイルをポイ
ントしていたのに対して、この実施例ではインスタンス
ファイルから包含関係ファイルをポイントできるように
なっている。このようにこの実施例では相互に参照する
ことが可能になるため、途中の要素の追加削除が容易な
データベースが構築される。従って、包含関係をより柔
軟に追加、削除することが可能となる。また、この実施
例が前述した実施例と異なる点は、兄弟格納領域という
ブロック化された領域を設けることなく、１つのインス
タンス単位に包含関係ファイルにインスタンスを追加で
きる点である。
【００７８】実施例３．次に、図２４から図２６を用い
て具体的なファイル構成及び具体的なデータ構造につい
て説明する。図２４はこの実施例におけるファイル名を
示しており、ここでは包含関係ファイルをｓｕｂｔｒｅ
ｅ＿ｆｉｌｅとしている。また、インスタンスファイル
はｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅとしている。次に、図２
５、図２６はファイルの構成を示す図である。これらの
ファイルはインスタンスの包含関係と属性値を格納する
ためのデータベースを構成している。ｓｕｂｔｒｅｅ＿
ｆｉｌｅ１１，１２には、包含関係が格納され、包含木
の深さレベル毎にファイルが分かれている。ｉｎｓｔａ
ｎｃｅ＿ｆｉｌｅ１１，１２に属性値が格納され、クラ
ス毎にファイルが分かれている。アプリケーションは、
共通のアプリケーションプログラムインターフェース
（ＡＰＩ）を使ってアクセスできる。
て具体的なファイル構成及び具体的なデータ構造につい
て説明する。図２４はこの実施例におけるファイル名を
示しており、ここでは包含関係ファイルをｓｕｂｔｒｅ
ｅ＿ｆｉｌｅとしている。また、インスタンスファイル
はｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅとしている。次に、図２
５、図２６はファイルの構成を示す図である。これらの
ファイルはインスタンスの包含関係と属性値を格納する
ためのデータベースを構成している。ｓｕｂｔｒｅｅ＿
ｆｉｌｅ１１，１２には、包含関係が格納され、包含木
の深さレベル毎にファイルが分かれている。ｉｎｓｔａ
ｎｃｅ＿ｆｉｌｅ１１，１２に属性値が格納され、クラ
ス毎にファイルが分かれている。アプリケーションは、
共通のアプリケーションプログラムインターフェース
（ＡＰＩ）を使ってアクセスできる。
【００７９】＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｈｅａｄｅｒ１１ｈ＞
各ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅ１１の制御データが入る構
造体である。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０＞ｓｕｂｔｒｅｅ
＿ｒｅｃｏｒｄ６０以下のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６
１，６２には、同一の親を持つインスタンス（各インス
タンスの兄弟）を格納する。ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏ
ｒｄ６０は、これらのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６１，
６２を管理するための構造体である。同一の親を持つイ
ンスタンスが、一つのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６
０に入り切らない場合は、他のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃ
ｏｒｄに残りのインスタンスを格納する。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６１＞各インスタンス毎に
存在し、ＲＤＮ、下位のｓｕｂｔｒｅｅ（子のインスタ
ンス）へのポインタ（ｃｈｉｌｄ＿ｒｅｃｏｒｄ）１０
１、クラス１１１ｂ、及び、ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌ
ｅにおいて属性値を格納しているレコードのレコード番
号（ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｎｕｍｂｅｒ）１１１ａを持
つ。
各ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅ１１の制御データが入る構
造体である。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０＞ｓｕｂｔｒｅｅ
＿ｒｅｃｏｒｄ６０以下のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６
１，６２には、同一の親を持つインスタンス（各インス
タンスの兄弟）を格納する。ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏ
ｒｄ６０は、これらのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６１，
６２を管理するための構造体である。同一の親を持つイ
ンスタンスが、一つのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６
０に入り切らない場合は、他のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃ
ｏｒｄに残りのインスタンスを格納する。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６１＞各インスタンス毎に
存在し、ＲＤＮ、下位のｓｕｂｔｒｅｅ（子のインスタ
ンス）へのポインタ（ｃｈｉｌｄ＿ｒｅｃｏｒｄ）１０
１、クラス１１１ｂ、及び、ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌ
ｅにおいて属性値を格納しているレコードのレコード番
号（ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｎｕｍｂｅｒ）１１１ａを持
つ。
【００８０】＜ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｈｅａｄｅｒ２１ｈ
＞各ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅ２１の制御データが入
る構造体である。 ＜ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ２７，２８＞各イン
スタンスの属性値が入る構造体である。
＞各ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅ２１の制御データが入
る構造体である。 ＜ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ２７，２８＞各イン
スタンスの属性値が入る構造体である。
【００８１】次に図２６を用いてデータ構造について説
明する。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｈｅａｄｅｒ１１ｈ＞ （１）ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ１１ｐ ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅ１１の空きのｓｕｂｔｒｅｅ
＿ｒｅｃｏｒｄ６０ｂ，６０ｃは、ポインタによって次
々にリンクされている。ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃ
ｏｒｄ１１ｐは、ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅ１１の最初
の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０ｂへのポイン
タである。但し、あるｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６
０ａが、”使用中”から”空き”になったとき、そのｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０ａは、ｆｉｒｓｔ＿ｆ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ１１ｐからポイントされ、直前に
ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ１１ｐからポイン
トされていた空きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０
ｂは、新しくｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ１１
ｐからポイントされた空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒ
ｄ６０ａからポイントされる。従って、ｆｉｒｓｔ＿ｆ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ１１ｐがｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌ
ｅ１１の物理的な先頭に一番近い空きｓｕｂｔｒｅｅ＿
ｒｅｃｏｒｄをポイントしているとはかぎらない。空き
ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄもｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉ
ｌｅの先頭のほうから順にリンクしているとはかぎらな
い。次の新しいｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄを使用す
る場合は、ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄがポイ
ントしているｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄから使用し
ていく。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０ａ＞ （１）ｎｅｘｔ＿ｒｅｃｏｒｄ＿ｐｔｒ６０ｐ そのレコードが”使用中”／”空き”を示すフラグを持
つ。また、空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄの場合
は、次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄへのポイン
タを持つ（次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄがな
い場合は、ポインタとして、ＮＵＬＬが入る）。使用中
のレコードの場合は、ポインタ部分（フラグ以外の部
分）にＮＵＬＬが入る。但し、同一の親を持つインスタ
ンスが、一つのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄに入り切
らない場合は、他のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄに残
りのインスタンスを格納するため、そのｓｕｂｔｒｅｅ
＿ｒｅｃｏｒｄへのポインタを格納する。同一の親を持
つインスタンスが複数のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ
に格納された場合、親は最初に作成されたｓｕｂｔｒｅ
ｅ＿ｒｅｃｏｒｄへのポインタを持ち、残りのｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄは、ｎｅｘｔ＿ｒｅｃｏｒｄ＿ｐ
ｒｔ６０ｐにより作成順にリンクされていく。複数のｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄへ、同一の親を持つインス
タンスを格納した後で、それらのインスタンスがいくつ
かが削除されても、一つのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒ
ｄへまとめることはしない。 （２）ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６０ｉ ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０ａにおける空きのｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６２，６４の管理方法は、ｓｕ
ｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅ１１における空きのｓｕｂｔｒｅ
ｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０ｂ，６０ｃの管理方法と同じ（空
きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍをポインタでつないでい
く）である。ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６０ｉ
は、ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０ａにおける最初
の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６２へのポインタを持
つ。
明する。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｈｅａｄｅｒ１１ｈ＞ （１）ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ１１ｐ ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅ１１の空きのｓｕｂｔｒｅｅ
＿ｒｅｃｏｒｄ６０ｂ，６０ｃは、ポインタによって次
々にリンクされている。ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃ
ｏｒｄ１１ｐは、ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅ１１の最初
の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０ｂへのポイン
タである。但し、あるｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６
０ａが、”使用中”から”空き”になったとき、そのｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０ａは、ｆｉｒｓｔ＿ｆ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ１１ｐからポイントされ、直前に
ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ１１ｐからポイン
トされていた空きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０
ｂは、新しくｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ１１
ｐからポイントされた空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒ
ｄ６０ａからポイントされる。従って、ｆｉｒｓｔ＿ｆ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ１１ｐがｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌ
ｅ１１の物理的な先頭に一番近い空きｓｕｂｔｒｅｅ＿
ｒｅｃｏｒｄをポイントしているとはかぎらない。空き
ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄもｓｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉ
ｌｅの先頭のほうから順にリンクしているとはかぎらな
い。次の新しいｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄを使用す
る場合は、ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄがポイ
ントしているｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄから使用し
ていく。 ＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０ａ＞ （１）ｎｅｘｔ＿ｒｅｃｏｒｄ＿ｐｔｒ６０ｐ そのレコードが”使用中”／”空き”を示すフラグを持
つ。また、空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄの場合
は、次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄへのポイン
タを持つ（次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄがな
い場合は、ポインタとして、ＮＵＬＬが入る）。使用中
のレコードの場合は、ポインタ部分（フラグ以外の部
分）にＮＵＬＬが入る。但し、同一の親を持つインスタ
ンスが、一つのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄに入り切
らない場合は、他のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄに残
りのインスタンスを格納するため、そのｓｕｂｔｒｅｅ
＿ｒｅｃｏｒｄへのポインタを格納する。同一の親を持
つインスタンスが複数のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ
に格納された場合、親は最初に作成されたｓｕｂｔｒｅ
ｅ＿ｒｅｃｏｒｄへのポインタを持ち、残りのｓｕｂｔ
ｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄは、ｎｅｘｔ＿ｒｅｃｏｒｄ＿ｐ
ｒｔ６０ｐにより作成順にリンクされていく。複数のｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄへ、同一の親を持つインス
タンスを格納した後で、それらのインスタンスがいくつ
かが削除されても、一つのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒ
ｄへまとめることはしない。 （２）ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６０ｉ ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０ａにおける空きのｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６２，６４の管理方法は、ｓｕ
ｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅ１１における空きのｓｕｂｔｒｅ
ｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０ｂ，６０ｃの管理方法と同じ（空
きのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍをポインタでつないでい
く）である。ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６０ｉ
は、ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒｄ６０ａにおける最初
の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６２へのポインタを持
つ。
【００８２】＜ｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６１＞ （１）ｃｈｉｌｄ＿ｒｅｃｏｒｄ１０１ ｎｅｘｔ＿ｒｅｃｏｒｄ＿ｐｔｒ６０ｂと同様に、ｓｕ
ｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍの”使用中”／”空き”を示すフ
ラグを持つ。また、空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６２
の場合は、次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６４への
ポインタを持つ（次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍが
ない場合は、ポインタとしてＮＵＬＬが入る）。使用中
のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６１の場合は、ポインタ部
分（フラグ以外の部分）にＮＵＬＬ、または、下位のｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒ
ｄへのポインタ（子インスタンスへのポインタ）が入
る。 （２）ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｎｕｍｂｅｒ１１１ａ ｃｌａｓｓ１１１ｂが示すｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅ
２１の中で、属性値を格納しているレコードのレコード
番号を持つ。 （３）ｃｌａｓｓ１１１ｂ 当該インスタンスが属する管理オブジェクトクラスが入
る。 （４）ｒｄｎ 当該インスタンスのＲＤＮが入る。
ｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍの”使用中”／”空き”を示すフ
ラグを持つ。また、空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６２
の場合は、次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６４への
ポインタを持つ（次の空きｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍが
ない場合は、ポインタとしてＮＵＬＬが入る）。使用中
のｓｕｂｔｒｅｅ＿ｉｔｅｍ６１の場合は、ポインタ部
分（フラグ以外の部分）にＮＵＬＬ、または、下位のｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅのｓｕｂｔｒｅｅ＿ｒｅｃｏｒ
ｄへのポインタ（子インスタンスへのポインタ）が入
る。 （２）ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｎｕｍｂｅｒ１１１ａ ｃｌａｓｓ１１１ｂが示すｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅ
２１の中で、属性値を格納しているレコードのレコード
番号を持つ。 （３）ｃｌａｓｓ１１１ｂ 当該インスタンスが属する管理オブジェクトクラスが入
る。 （４）ｒｄｎ 当該インスタンスのＲＤＮが入る。
【００８３】＜ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｈｅａｄｅｒ＞ （１）ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｉｎｓｔａｎｃｅ７２ ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅ２１における空きのｉｎｓ
ｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ２７，２９の管理方法は、ｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅにおける空きのｓｕｂｔｒｅｅ
＿ｒｅｃｏｒｄの管理方法と同じ（空きのｉｎｓｔａｎ
ｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄをポインタでつないでいく）であ
る。ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｉｎｓｔａｎｃｅ７２は、
ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅにおける最初の空きｉｎｓ
ｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ２７へのポインタを持つ。
ｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ２７，２９の管理方法は、ｓ
ｕｂｔｒｅｅ＿ｆｉｌｅにおける空きのｓｕｂｔｒｅｅ
＿ｒｅｃｏｒｄの管理方法と同じ（空きのｉｎｓｔａｎ
ｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄをポインタでつないでいく）であ
る。ｆｉｒｓｔ＿ｆｒｅｅ＿ｉｎｓｔａｎｃｅ７２は、
ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅにおける最初の空きｉｎｓ
ｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ２７へのポインタを持つ。
【００８４】＜ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ２７＞ （１）ｎｅｘｔ＿ｆｒｅｅ＿ｉｎｓｔａｎｃｅ２７ｐ ｎｅｘｔ＿ｒｅｃｏｒｄ＿ｐｒｔ６０ｐと同様に、ｉｎ
ｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ２７の”使用中”／”空
き”を示すフラグを持つ。また、空きｉｎｓｔａｎｃｅ
＿ｒｅｃｏｒｄの場合は、次の空きｉｎｓｔａｎｃｅ＿
ｒｅｃｏｒｄ２８へのポインタを持つ（次の空きｉｎｓ
ｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄがない場合は、ポインタとし
て、ＮＵＬＬが入る）。使用中のｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒ
ｅｃｏｒｄ２８の場合は、ポインタ部分（フラグ以外の
部分）にＮＵＬＬが入る。 （２）ｄｎ 当該インスタンスのＤＮが入る。 （３）ａｔｔｒｉｂｕｔｅ８１ 当該ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅ２１のクラスが持ち得
る属性の最大数分存在する。各々のａｔｔｒｉｂｕｔｅ
８１には、属性のオブジェクト識別子と属性値が入る。
ｓｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄ２７の”使用中”／”空
き”を示すフラグを持つ。また、空きｉｎｓｔａｎｃｅ
＿ｒｅｃｏｒｄの場合は、次の空きｉｎｓｔａｎｃｅ＿
ｒｅｃｏｒｄ２８へのポインタを持つ（次の空きｉｎｓ
ｔａｎｃｅ＿ｒｅｃｏｒｄがない場合は、ポインタとし
て、ＮＵＬＬが入る）。使用中のｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｒ
ｅｃｏｒｄ２８の場合は、ポインタ部分（フラグ以外の
部分）にＮＵＬＬが入る。 （２）ｄｎ 当該インスタンスのＤＮが入る。 （３）ａｔｔｒｉｂｕｔｅ８１ 当該ｉｎｓｔａｎｃｅ＿ｆｉｌｅ２１のクラスが持ち得
る属性の最大数分存在する。各々のａｔｔｒｉｂｕｔｅ
８１には、属性のオブジェクト識別子と属性値が入る。
【００８５】以上のようにこの実施例では、ファイルの
構成及びデータ構造の具体例について説明した。
構成及びデータ構造の具体例について説明した。
【００８６】実施例４．実施例１においては、データベ
ースの概要およびデータ構造を説明しながら、属性の例
としては使用時間等をあげた。次に、他の属性の具体例
を示す。
ースの概要およびデータ構造を説明しながら、属性の例
としては使用時間等をあげた。次に、他の属性の具体例
を示す。
【００８７】例えば、属性として、管理対象毎のパスワ
ードを格納すれば、端末から入力されたパスワードと照
合して、ユーザーのアクセスを制御したり、管理対象で
ある資源への不当なアクセスを防ぐことが可能である。
これによって、ネットワーク管理機能のひとつとして、
セキュリティ管理を実現できる。
ードを格納すれば、端末から入力されたパスワードと照
合して、ユーザーのアクセスを制御したり、管理対象で
ある資源への不当なアクセスを防ぐことが可能である。
これによって、ネットワーク管理機能のひとつとして、
セキュリティ管理を実現できる。
【００８８】実施例５．また、属性として、使用時間の
他に、送受信のデータ件数、送受信データ量等を記憶さ
せるようにすれば、ネットワーク資源の使用量を測定
し、ネットワークの負荷が、適正量を越えないように監
視し、ネットワーク運用の最適化を図ることができる。
他に、送受信のデータ件数、送受信データ量等を記憶さ
せるようにすれば、ネットワーク資源の使用量を測定
し、ネットワークの負荷が、適正量を越えないように監
視し、ネットワーク運用の最適化を図ることができる。
【００８９】実施例６．上記実施例に加えて、属性とし
て更に金額を格納すれば、ネットワークの使用量を反映
させた課金管理を行うことができる。
て更に金額を格納すれば、ネットワークの使用量を反映
させた課金管理を行うことができる。
【００９０】
【発明の効果】第１の発明によれば、管理情報はインス
タンスファイルに格納され、インスタンスの包含関係は
包含関係ファイルに格納される。このように、インスタ
ンスの包含関係をマネジメント・インフォメーション・
ベースのなかに持つことができるので、ネットワーク管
理の対象となる個々の資源の変更を、ネットワーク運用
中にダイナミックに、マネジメント・インフォメーショ
ン・ベースに反映させることが可能となる。
タンスファイルに格納され、インスタンスの包含関係は
包含関係ファイルに格納される。このように、インスタ
ンスの包含関係をマネジメント・インフォメーション・
ベースのなかに持つことができるので、ネットワーク管
理の対象となる個々の資源の変更を、ネットワーク運用
中にダイナミックに、マネジメント・インフォメーショ
ン・ベースに反映させることが可能となる。
【００９１】第２の発明によれば、インスタンスの包含
関係は親子兄弟を示す包含木で表される。そのため、管
理対象インスタンスの検索を効率的に行える。また、包
含関係ファイルは、包含木の深さレベル毎に複数設けら
れている。このため、リソースの節約につながる。さら
に、包含関係ファイルは、包含木の階層に沿って名前付
けされているため、ファイル名を一意に容易に特定でき
る。
関係は親子兄弟を示す包含木で表される。そのため、管
理対象インスタンスの検索を効率的に行える。また、包
含関係ファイルは、包含木の深さレベル毎に複数設けら
れている。このため、リソースの節約につながる。さら
に、包含関係ファイルは、包含木の階層に沿って名前付
けされているため、ファイル名を一意に容易に特定でき
る。
【００９２】第３の発明によれば、個々の包含関係ファ
イルに、各ファイル毎に定められた所定数の兄弟を記憶
する複数の領域が設けられている。このため、管理対象
の包含関係に応じた適正な値をファイル毎に設定するこ
とが可能となるので、余分な領域を確保しておく必要が
なくなる。
イルに、各ファイル毎に定められた所定数の兄弟を記憶
する複数の領域が設けられている。このため、管理対象
の包含関係に応じた適正な値をファイル毎に設定するこ
とが可能となるので、余分な領域を確保しておく必要が
なくなる。
【００９３】第４の発明によれば、管理対象に管理対象
クラスを割り当て、その管理対象クラス毎にインスタン
スファイルを複数設ける。これにより、ネットワーク内
で、管理対象クラスの追加削除の要求が発生した場合、
ネットワーク運用中でも、その追加削除をマネジメント
・インフォメーション・ベース上に反映することが可能
となる。
クラスを割り当て、その管理対象クラス毎にインスタン
スファイルを複数設ける。これにより、ネットワーク内
で、管理対象クラスの追加削除の要求が発生した場合、
ネットワーク運用中でも、その追加削除をマネジメント
・インフォメーション・ベース上に反映することが可能
となる。
【００９４】第５の発明によれば、管理対象クラスメン
テナンス部に、新たな管理対象クラスが追加された場合
に、その管理対象クラスに対応するインスタンスファイ
ルを生成する。このため、ネットワークにおける管理対
象クラスの追加を、動的に、行える。必要に応じて、フ
ァイル生成が可能なので、リソースの節約にもなる。
テナンス部に、新たな管理対象クラスが追加された場合
に、その管理対象クラスに対応するインスタンスファイ
ルを生成する。このため、ネットワークにおける管理対
象クラスの追加を、動的に、行える。必要に応じて、フ
ァイル生成が可能なので、リソースの節約にもなる。
【００９５】第６の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースは、インスタンスメンテナンス部
が、新たなインスタンスが追加された場合、そのインス
タンスが存在する深さレベルに対応する包含関係ファイ
ルにそのインスタンスを追加し、そのインスタンスの管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルにそのイ
ンスタンスを追加するとともに、包含関係ファイルに追
加したインスタンスからインスタンスファイルに追加し
たインスタンスをアクセスするポインタを付加する。こ
のため、動的な、インスタンスの追加削除が可能とな
る。
メーション・ベースは、インスタンスメンテナンス部
が、新たなインスタンスが追加された場合、そのインス
タンスが存在する深さレベルに対応する包含関係ファイ
ルにそのインスタンスを追加し、そのインスタンスの管
理対象クラスに対応するインスタンスファイルにそのイ
ンスタンスを追加するとともに、包含関係ファイルに追
加したインスタンスからインスタンスファイルに追加し
たインスタンスをアクセスするポインタを付加する。こ
のため、動的な、インスタンスの追加削除が可能とな
る。
【００９６】第７の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースにおいて、インスタンスファイル
は、インスタンスが持つ管理情報のサイズを記憶するサ
イズ記憶部を有している。これにより、管理対象クラス
の属性に適合した管理情報サイズを設定できる。従来の
ように、管理情報格納部分にクラス毎の属性の種類を持
たずに、クラス毎にインスタンスが持ち得る属性の最大
数と各々の属性値の中の予想される最大サイズを持つこ
とにより、属性の追加／削除が容易になり、リソースの
節約につながる。
メーション・ベースにおいて、インスタンスファイル
は、インスタンスが持つ管理情報のサイズを記憶するサ
イズ記憶部を有している。これにより、管理対象クラス
の属性に適合した管理情報サイズを設定できる。従来の
ように、管理情報格納部分にクラス毎の属性の種類を持
たずに、クラス毎にインスタンスが持ち得る属性の最大
数と各々の属性値の中の予想される最大サイズを持つこ
とにより、属性の追加／削除が容易になり、リソースの
節約につながる。
【００９７】第８の発明に係るマネジメント・インフォ
メーション・ベースにおいて、管理情報のサイズの変更
があった場合、上記サイズ記憶部にある管理情報のサイ
ズを新たなサイズに変更し、新たなサイズに基づいてイ
ンスタンスファイルを再生する管理情報サイズメンテナ
ンス部を備えている。このため、従来のように、プログ
ラムのコンパイルやリンクのやり直しをせず、オンライ
ン運転中に属性の追加削除を動的に、容易に行うことが
できる。
メーション・ベースにおいて、管理情報のサイズの変更
があった場合、上記サイズ記憶部にある管理情報のサイ
ズを新たなサイズに変更し、新たなサイズに基づいてイ
ンスタンスファイルを再生する管理情報サイズメンテナ
ンス部を備えている。このため、従来のように、プログ
ラムのコンパイルやリンクのやり直しをせず、オンライ
ン運転中に属性の追加削除を動的に、容易に行うことが
できる。
【００９８】第９の発明によれば、包含木メンテナンス
部が、管理対象ネットワークの構成が変更されることに
よる包含木の変更があった場合、上記包含関係ファイル
の親子あるいは兄弟のポインタの付け変えを行うことに
より、包含木の変更を行う。このため、ネットワーク管
理運用中に管理対象ネットワークの構成の変更があって
も、柔軟に対応できる。
部が、管理対象ネットワークの構成が変更されることに
よる包含木の変更があった場合、上記包含関係ファイル
の親子あるいは兄弟のポインタの付け変えを行うことに
より、包含木の変更を行う。このため、ネットワーク管
理運用中に管理対象ネットワークの構成の変更があって
も、柔軟に対応できる。
【００９９】第１０の発明によればガーベージコレクシ
ョン部は、包含関係ファイルやインスタンスファイルの
ガーベージコレクションを行う。これにより、リソース
を節約し、資源の有効活用を図ることができる。
ョン部は、包含関係ファイルやインスタンスファイルの
ガーベージコレクションを行う。これにより、リソース
を節約し、資源の有効活用を図ることができる。
【０１００】第１１の発明によれば表示処理部は、イン
スタンスファイルに記憶した各インスタンスの管理情報
の更新時刻と、表示処理終了時刻を比較して、その比較
に基づいてマネジメント・インフォメーション・ベース
の管理情報の表示を行う。このため、常に表示を継続さ
せる必要が無くなり、ネットワーク管理システムの運用
が効率的となる。
スタンスファイルに記憶した各インスタンスの管理情報
の更新時刻と、表示処理終了時刻を比較して、その比較
に基づいてマネジメント・インフォメーション・ベース
の管理情報の表示を行う。このため、常に表示を継続さ
せる必要が無くなり、ネットワーク管理システムの運用
が効率的となる。
【０１０１】第１２および第１３の発明におけるマネジ
メント・インフォメーション・ベースは、以下の複数の
工程により生成される。すなわち、包含関係ファイル生
成工程は、インスタンスの包含木の深さレベル毎に複数
の包含関係ファイルを生成する。包含関係登録工程は、
生成した複数の包含関係ファイル間でインスタンスの親
子関係を保持し、個々のファイル内でインスタンスの兄
弟関係を保持するように、インスタンスを登録する。イ
ンスタンスファイル生成工程は、インスタンスの管理情
報を記憶するインスタンスファイルを管理対象クラス毎
に生成する。インスタンスファイル登録工程は、インス
タンスファイルにインスタンスを登録する。さらに、管
理情報記憶工程は、インスタンスの管理情報を収集し、
インスタンスファイルに記憶する。これにより、ネット
ワーク管理のためのマネジメント・インフォメーション
・ベースが生成され、ネットワークの管理動作を開始す
ることができる。
メント・インフォメーション・ベースは、以下の複数の
工程により生成される。すなわち、包含関係ファイル生
成工程は、インスタンスの包含木の深さレベル毎に複数
の包含関係ファイルを生成する。包含関係登録工程は、
生成した複数の包含関係ファイル間でインスタンスの親
子関係を保持し、個々のファイル内でインスタンスの兄
弟関係を保持するように、インスタンスを登録する。イ
ンスタンスファイル生成工程は、インスタンスの管理情
報を記憶するインスタンスファイルを管理対象クラス毎
に生成する。インスタンスファイル登録工程は、インス
タンスファイルにインスタンスを登録する。さらに、管
理情報記憶工程は、インスタンスの管理情報を収集し、
インスタンスファイルに記憶する。これにより、ネット
ワーク管理のためのマネジメント・インフォメーション
・ベースが生成され、ネットワークの管理動作を開始す
ることができる。
【０１０２】以上のように、この発明によれば、ＯＳＩ
参照モデルによるネットワーク管理のためのＭＩＢおよ
びその生成において、従来、静的に取り込んでいた管理
対象の構成を、ネットワーク運用中に動的に変更するこ
とができ、より効率的なネットワーク管理の保守、運営
を可能にした。
参照モデルによるネットワーク管理のためのＭＩＢおよ
びその生成において、従来、静的に取り込んでいた管理
対象の構成を、ネットワーク運用中に動的に変更するこ
とができ、より効率的なネットワーク管理の保守、運営
を可能にした。
【図面の簡単な説明】
【図１】この発明の一実施例によるマネジメント・イン
フォメーション・ベースの概要を示す図である。
フォメーション・ベースの概要を示す図である。
【図２】この発明の一実施例による包含関係ファイル、
インスタンスファイルの詳細構造を示す図である。
インスタンスファイルの詳細構造を示す図である。
【図３】この発明の一実施例による包含関係ファイルの
一例を示す図である。
一例を示す図である。
【図４】この発明の一実施例によるインスタンスファイ
ルの一例を示す図である。
ルの一例を示す図である。
【図５】この発明の一実施例による管理情報の一例を示
す図である。
す図である。
【図６】この発明の一実施例による包含関係ファイルの
ファイル名を示す図である。
ファイル名を示す図である。
【図７】この発明の一実施例によるインスタンスファイ
ルのファイル名を示す図である。
ルのファイル名を示す図である。
【図８】この発明の一実施例によるデータベースアクセ
ス部を示す図である。
ス部を示す図である。
【図９】この発明のファイル生成部が包含関係ファイル
およびインスタンスファイルを生成する手順を示す図で
ある。
およびインスタンスファイルを生成する手順を示す図で
ある。
【図１０】この発明のファイル生成部が包含関係ファイ
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
【図１１】この発明のファイル生成部が包含関係ファイ
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
【図１２】この発明のファイル生成部が包含関係ファイ
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
【図１３】この発明のファイル生成部が包含関係ファイ
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
【図１４】この発明のファイル生成部が包含関係ファイ
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
【図１５】この発明のファイル生成部が包含関係ファイ
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
ルおよびインスタンスファイルを生成する過程における
ＭＩＢの状態を示す図である。
【図１６】この発明の一実施例による最大属性数と属性
値最大サイズを説明する図である。
値最大サイズを説明する図である。
【図１７】この発明の一実施例によるインスタンスファ
イルの管理情報サイズの変更を示す図である。
イルの管理情報サイズの変更を示す図である。
【図１８】この発明の一実施例によるデータベース上の
包含木の変更例を示す図である。
包含木の変更例を示す図である。
【図１９】この発明の一実施例による包含関係ファイル
の兄弟格納領域の縮小例を示す図である。
の兄弟格納領域の縮小例を示す図である。
【図２０】この発明の一実施例による包含関係ファイル
の縮少例を示す図である。
の縮少例を示す図である。
【図２１】この発明の一実施例によるインスタンスファ
イルの縮少例を示す図である。
イルの縮少例を示す図である。
【図２２】この発明の一実施例によるネットワーク管理
装置構成例を示す図である。
装置構成例を示す図である。
【図２３】この発明の他の実施例によるマネジメント・
インフォメーション・ベースを示す図である。
インフォメーション・ベースを示す図である。
【図２４】この発明の他の実施例によるファイル名を示
す図である。
す図である。
【図２５】この発明の他の実施例によるファイル構成を
示す図である。
示す図である。
【図２６】この発明の他の実施例によるデータ構造を示
す図である。
す図である。
【図２７】従来の一般的なＯＳＩ管理システムを示す図
である。
である。
【図２８】従来のクラスとインスタンスの例を示す図で
ある。
ある。
【図２９】従来の継承木の一例を示す図である。
【図３０】従来の包含木の例を示す図である。
【図３１】従来の継承木の論理構成図である。
【図３２】従来の継承木の物理構成図である。
【図３３】従来のマネジメント・インフォメーション・
ベースのデータ構造を示す図である。
ベースのデータ構造を示す図である。
【符号の説明】 １ 包含木 １１〜１２ 深さレベル毎の包含関係ファイル ２１〜２３ 管理対象クラス毎のインスタンスファイル ３１ マネジメント・インフォメーション・ベース ４１〜４４ 兄弟格納領域 ５１〜５３ 兄弟格納領域の空き管理用データ ６１〜６４ 包含木のためのインスタンス毎のデータ ７１ サイズ領域 ８１，８２ インスタンス毎の管理情報 １０１，１０２ 子を指すポインタ １１１ 管理情報を指すポインタ １２１ 残りの兄弟を指すポインタ １３１〜１３５ ネットワークを構成するインスタンス １４１ ネットワーク構成変更前の包含木 １４２ ネットワーク構成変更後の包含木 １４５，１４６ データベース上の包含木変更過程 ２０１ 包含関係ファイル縮少処理前の例 ２０２ 包含関係ファイル縮少処理によるソート後の例 ２０３ インスタンスファイル縮少処理前の例 ２０４ インスタンスファイル縮少処理によるソート後
の例 ３０４ ネットワーク管理装置におけるＭＩＢ表示処理
終了時刻格納ファイル ５１０〜５６０ ネットワーク管理装置におけるＭＩＢ
更新処理部
の例 ３０４ ネットワーク管理装置におけるＭＩＢ表示処理
終了時刻格納ファイル ５１０〜５６０ ネットワーク管理装置におけるＭＩＢ
更新処理部
【手続補正２】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２
【補正方法】変更
【補正内容】
【図２】
【手続補正３】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図７
【補正方法】変更
【補正内容】
【図７】
【手続補正４】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図１９
【補正方法】変更
【補正内容】
【図１９】
【手続補正５】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２４
【補正方法】変更
【補正内容】
【図２４】
【手続補正６】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２５
【補正方法】変更
【補正内容】
【図２５】
【手続補正７】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図２６
【補正方法】変更
【補正内容】
【図２６】
【手続補正８】
【補正対象書類名】図面
【補正対象項目名】図３０
【補正方法】変更
【補正内容】
【図３０】
Claims (13)
- 【請求項１】 以下の要素を備えたことを特徴とするＯ
ＳＩ管理システムのマネジメント・インフォメーション
・ベース （ａ）インスタンスの包含関係を記憶する包含関係ファ
イル、 （ｂ）インスタンスの管理情報を記憶するインスタンス
ファイル、 （ｃ）上記包含関係ファイルと上記インスタンスファイ
ルを用いて、管理情報をアクセスするデータベースアク
セス部。 - 【請求項２】 上記マネジメント・インフォメーション
・ベースは、インスタンスの包含関係を親子兄弟を示す
包含木で表すとともに、上記包含関係ファイルは、包含
木の深さレベル毎に複数設けられたことを特徴とする請
求項１記載のマネジメント・インフォメーション・ベー
ス。 - 【請求項３】 上記複数の包含関係ファイルは、各ファ
イル毎に定められた所定数の兄弟を記憶する複数の領域
が設けられたことを特徴とする請求項２記載のマネジメ
ント・インフォメーション・ベース。 - 【請求項４】 上記マネジメント・インフォメーション
・ベースは、管理対象に管理対象クラスを割り当てると
ともに、上記インスタンスファイルは上記管理対象クラ
ス毎に複数設けられたことを特徴とする請求項１，２ま
たは３記載のマネジメント・インフォメーション・ベー
ス。 - 【請求項５】 上記データベースアクセス部は、新たな
管理対象クラスが追加された場合に、その管理対象クラ
スに対応するインスタンスファイルを生成する管理対象
クラスメンテナンス部を備えたことを特徴とする請求項
４記載のマネジメント・インフォメーション・ベース。 - 【請求項６】 上記データベースアクセス部は、新たな
インスタンスが追加された場合、そのインスタンスが存
在する深さレベルに対応する包含関係ファイルにそのイ
ンスタンスを追加し、そのインスタンスの管理対象クラ
スに対応するインスタンスファイルにそのインスタンス
を追加するとともに、包含関係ファイルに追加したイン
スタンスからインスタンスファイルに追加したインスタ
ンスをアクセスするポインタを付加するインスタンスメ
ンテナンス部を備えたことを特徴とする請求項４記載の
マネジメント・インフォメーション・ベース。 - 【請求項７】 上記インスタンスファイルは、インスタ
ンスが持つ管理情報のサイズを記憶するサイズ記憶部を
有することを特徴とする請求項４記載のマネジメント・
インフォメーション・ベース。 - 【請求項８】 上記データベースアクセス部は、管理情
報のサイズの変更があった場合、上記サイズ記憶部にあ
る管理情報のサイズを新たなサイズに変更し、新たなサ
イズに基づいてインスタンスファイルを再生する管理情
報サイズメンテナンス部を備えたことを特徴とする請求
項７記載のマネジメント・インフォメーション・ベー
ス。 - 【請求項９】 上記データベースアクセス部は、管理対
象ネットワークの構成が変更されることによる包含木の
変更があった場合、上記包含関係ファイルの親子あるい
は兄弟のポインタの付け変えを行うことにより、包含木
の変更を行う包含木メンテナンス部を備えたことを特徴
とする請求項４記載のマネジメント・インフォメーショ
ン・ベース。 - 【請求項１０】 上記データベースアクセス部は、少な
くとも上記包含関係ファイルおよび上記インスタンスフ
ァイルのいずれかのファイルのガーベージコレクション
を行うガーベージコレクション部を備えたことを特徴と
する請求項１記載のマネジメント・インフォメーション
・ベース。 - 【請求項１１】 上記インスタンスファイルは、各イン
スタンスの管理情報の更新時刻を記憶するとともに、上
記データベースアクセス部は、上記更新時刻に基づいて
管理情報のアクセスの制御を行う表示処理部を備えたこ
とを特徴とする請求項４記載のマネジメント・インフォ
メーション・ベース。 - 【請求項１２】 以下の工程を有するマネジメント・イ
ンフォメーション・ベースの生成方法 （ａ）インスタンスの包含木の深さレベル毎に複数の包
含関係ファイルを生成する包含関係ファイル生成工程、 （ｂ）生成した複数の包含関係ファイル間でインスタン
スの親子関係を保持し、個々のファイル内でインスタン
スの兄弟関係を保持するように、インスタンスを登録す
る包含関係登録工程、 （ｃ）インスタンスの管理情報を記憶するインスタンス
ファイルを管理対象クラス毎に生成するインスタンスフ
ァイル生成工程、 （ｄ）インスタンスファイルにインスタンスを登録する
インスタンスファイル登録工程。 - 【請求項１３】 上記マネジメント・インフォメーショ
ン・ベースの生成方法は、さらに、インスタンスの管理
情報を収集し、インスタンスファイルに記憶する管理情
報記憶工程を備えたことを特徴とする請求項１２記載の
マネジメント・インフォメーション・ベースの生成方
法。
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| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP29841693A JP3714483B2 (ja) | 1993-11-29 | 1993-11-29 | マネジメント・インフォメーション・ベース・管理システム |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
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| JPH07152634A true JPH07152634A (ja) | 1995-06-16 |
| JP3714483B2 JP3714483B2 (ja) | 2005-11-09 |
Family
ID=17859429
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP29841693A Expired - Fee Related JP3714483B2 (ja) | 1993-11-29 | 1993-11-29 | マネジメント・インフォメーション・ベース・管理システム |
Country Status (2)
| Country | Link |
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