JPH07191891A - 多次元データを格納しかつアクセスするコンピュータ方法及び格納構造 - Google Patents
多次元データを格納しかつアクセスするコンピュータ方法及び格納構造Info
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Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【目的】 ページ溢れを処理するため、水平及び垂直の
両方向にページ分割する。 【構成】 データを格納する多次元Ｂトリーは、サブト
リーがノード内に格納されるようにする、埋め込み“親
−子”構造を有し、サブトリーは、次にサブトリーを包
含できるサブノードを包含する。ノードは、主キー・バ
リューによってインデックスされ、サブトリーのサブノ
ードは、二次キー・バリューによってインデックスされ
る。多次元Ｂトリーのノードは、キー・バリュー表、サ
ブノード表、及びデータ領域を包含する。トリー・マネ
ージャがデータのユニットをページに格納する場合、そ
のページに対してあまりにも大きいときに、ページに現
在格納されているノードをサブノード及びサブトリーに
分割することを試みる。もしデータのユニットがサブノ
ード及びサブトリーに分割できないならば、ページに現
在格納されている一つ以上のノードが新しいページに移
される。
両方向にページ分割する。 【構成】 データを格納する多次元Ｂトリーは、サブト
リーがノード内に格納されるようにする、埋め込み“親
−子”構造を有し、サブトリーは、次にサブトリーを包
含できるサブノードを包含する。ノードは、主キー・バ
リューによってインデックスされ、サブトリーのサブノ
ードは、二次キー・バリューによってインデックスされ
る。多次元Ｂトリーのノードは、キー・バリュー表、サ
ブノード表、及びデータ領域を包含する。トリー・マネ
ージャがデータのユニットをページに格納する場合、そ
のページに対してあまりにも大きいときに、ページに現
在格納されているノードをサブノード及びサブトリーに
分割することを試みる。もしデータのユニットがサブノ
ード及びサブトリーに分割できないならば、ページに現
在格納されている一つ以上のノードが新しいページに移
される。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般にデータを格納し
かつアクセスするコンピュータ方法及び格納構造に関
し、より特定的には、多次元データを格納しかつアクセ
スするコンピュータ方法及び格納構造に関する。
かつアクセスするコンピュータ方法及び格納構造に関
し、より特定的には、多次元データを格納しかつアクセ
スするコンピュータ方法及び格納構造に関する。
【０００２】
【従来の技術】周知のＢトリーのような、通常の格納構
造は、二次記憶装置に記憶された（データベースのデー
タレコードのような）データの特定ユニットを速く捜し
出すために用いられる。Ｂトリーは、データのユニット
へのポインタをクラスタする手段を提供して、ユニット
を速く捜し出すことができる。ポインタは、典型的に小
さくかつ固定の長さを有する。図１は、データベース・
インデックスを格納している通常のＢトリー１００のブ
ロック図である。Ｂトリー１００は、根ノード（root n
odes）１０１、内部ノード１０２、１０３、１０４、及
び葉ノード（leaf nodes）１０５、１０６、１０７、１
０８、１０９、１１０、１１１、１１２、１１３を有す
る。根ノード１０１は、トリー１００の頂部のノードで
あり、葉ノード１０５、１０６、１０７、１０８、１０
９、１１０、１１１、１１２及び１１３は、トリーの底
部のノードであり、内部ノード１０２、１０３及び１０
４は、根ノードと葉ノードの間のノードの全部である。
根ノード１０１は、一つ以上のキー・バリュー（key va
lues）及び内部ノード１０２、１０３及び１０４への二
つ以上のポインタを包含する。各内部ノード１０２、１
０３及び１０４は、一つ以上のキー・バリュー及び下方
レベルの内部ノードまたは葉ノード１０５、１０６、１
０７、１０８、１０９、１１０、１１１、１１２及び１
１３への二つ以上のポインタを包含する。各葉ノード１
０５、１０６、１０７、１０８、１０９、１１０、１１
１、１１２及び１１３は、キー・バリュー及びキー・バ
リューによってインデックスされたデータのユニットへ
のポインタを包含する。例えば、葉ノード１０７は、キ
ー・バリュー“４０”及びキー・バリュー“４０”に対
応するデータレコード１１９へのポインタ１１８を包含
する。葉ノードの全ては、Ｂトリーにおいて同じ深度で
ある。
造は、二次記憶装置に記憶された（データベースのデー
タレコードのような）データの特定ユニットを速く捜し
出すために用いられる。Ｂトリーは、データのユニット
へのポインタをクラスタする手段を提供して、ユニット
を速く捜し出すことができる。ポインタは、典型的に小
さくかつ固定の長さを有する。図１は、データベース・
インデックスを格納している通常のＢトリー１００のブ
ロック図である。Ｂトリー１００は、根ノード（root n
odes）１０１、内部ノード１０２、１０３、１０４、及
び葉ノード（leaf nodes）１０５、１０６、１０７、１
０８、１０９、１１０、１１１、１１２、１１３を有す
る。根ノード１０１は、トリー１００の頂部のノードで
あり、葉ノード１０５、１０６、１０７、１０８、１０
９、１１０、１１１、１１２及び１１３は、トリーの底
部のノードであり、内部ノード１０２、１０３及び１０
４は、根ノードと葉ノードの間のノードの全部である。
根ノード１０１は、一つ以上のキー・バリュー（key va
lues）及び内部ノード１０２、１０３及び１０４への二
つ以上のポインタを包含する。各内部ノード１０２、１
０３及び１０４は、一つ以上のキー・バリュー及び下方
レベルの内部ノードまたは葉ノード１０５、１０６、１
０７、１０８、１０９、１１０、１１１、１１２及び１
１３への二つ以上のポインタを包含する。各葉ノード１
０５、１０６、１０７、１０８、１０９、１１０、１１
１、１１２及び１１３は、キー・バリュー及びキー・バ
リューによってインデックスされたデータのユニットへ
のポインタを包含する。例えば、葉ノード１０７は、キ
ー・バリュー“４０”及びキー・バリュー“４０”に対
応するデータレコード１１９へのポインタ１１８を包含
する。葉ノードの全ては、Ｂトリーにおいて同じ深度で
ある。
【０００３】ノードは、次の下方レベルでそれらがポイ
ントする子ノードと考えられるノードに対する親ノード
と考えられる。葉ノードは、子ノードを有していない。
例えば、内部ノード１０２は、根ノード１０１に対する
子ノードであり、かつ葉ノード１０５、１０６、１０７
に対する親ノードである。各キー・バリューは、ノード
が親ノードであるサブトリーのそのノードに保持される
最も高くインデックスされたキー・バリューを示す。一
般に、ある非葉ノード（non-leaf node ）ｘに対して、
もしノードｘがｎ［ｘ］キー・バリューを包含するなら
ば、ノードｘは、子ノードへのｎ［ｘ］＋１ポインタを
も包含する。ノードｘのキー・バリューは、ノードｘに
よって処理されたキー・バリューのレンジ（range ）を
ｎ［ｘ］＋１サブレンジ（subranges ）に分けるための
分割点（ディバイディング・ポイント）として用いられ
る。各サブレンジは、ノードｘの一つの子によって処理
される。この命題は、例により説明することができる。
図１において、内部ノード１０２は、二つのキー・バリ
ュー（“１２”及び“３２”）及び、葉ノード１０５へ
の一つのポインタ、葉ノード１０６への一つのポインタ
及び葉ノード１０７への一つのポインタの三つのポイン
タを包含する。葉ノード１０５は、“１２”以下の値を
有するキー・バリューを包含し、葉ノード１０６は、
“１２”よりも大きくかつ“３２”以下の値を有するキ
ー・バリューを包含し、葉ノード１０７は、“３２”よ
りも大きくかつ“５０”以下の値を有するキー・バリュ
ーを包含する。
ントする子ノードと考えられるノードに対する親ノード
と考えられる。葉ノードは、子ノードを有していない。
例えば、内部ノード１０２は、根ノード１０１に対する
子ノードであり、かつ葉ノード１０５、１０６、１０７
に対する親ノードである。各キー・バリューは、ノード
が親ノードであるサブトリーのそのノードに保持される
最も高くインデックスされたキー・バリューを示す。一
般に、ある非葉ノード（non-leaf node ）ｘに対して、
もしノードｘがｎ［ｘ］キー・バリューを包含するなら
ば、ノードｘは、子ノードへのｎ［ｘ］＋１ポインタを
も包含する。ノードｘのキー・バリューは、ノードｘに
よって処理されたキー・バリューのレンジ（range ）を
ｎ［ｘ］＋１サブレンジ（subranges ）に分けるための
分割点（ディバイディング・ポイント）として用いられ
る。各サブレンジは、ノードｘの一つの子によって処理
される。この命題は、例により説明することができる。
図１において、内部ノード１０２は、二つのキー・バリ
ュー（“１２”及び“３２”）及び、葉ノード１０５へ
の一つのポインタ、葉ノード１０６への一つのポインタ
及び葉ノード１０７への一つのポインタの三つのポイン
タを包含する。葉ノード１０５は、“１２”以下の値を
有するキー・バリューを包含し、葉ノード１０６は、
“１２”よりも大きくかつ“３２”以下の値を有するキ
ー・バリューを包含し、葉ノード１０７は、“３２”よ
りも大きくかつ“５０”以下の値を有するキー・バリュ
ーを包含する。
【０００４】Ｂトリーは、二次記憶装置に格納されるの
で、共通（一般）の最適化（commonoptimization ）
は、ページ全体を占有するノードを有することである。
データは、一度に一ページ、二次記憶装置から主記憶装
置へ一般に転送されるので、ノードのキー・バリューの
全てを読取るためにただ一つの二次記憶アクセスが要求
される。ノードがページ全体を占有することを許容され
るときには、ノード及びページがいっぱいになるまで、
即ちページに利用できる空間がなくなるまで、キー・バ
リュー及びポインタがノードへ加えられる。いっぱいの
ノードへキー・バリューを加えるために、ノードは、二
つのノードに分割され、付加のページがＢトリーに割り
当てられ、そして二つのノードの一つが新しいページに
格納される。他のノードは、付加のページに、分割され
たノードとしてＢトリーの同じレベルで格納される。キ
ー・バリュー及び新しいノードへのポインタは、分割さ
れたノードの親ノードに付加される。親ノードがいっぱ
いになったときには、同じ技法を用いて親ノードも分割
される。分割は、根ノードまでずっと伝搬されて、根が
分割されるといつでもＢトリーに新しいレベルを生成す
る。
で、共通（一般）の最適化（commonoptimization ）
は、ページ全体を占有するノードを有することである。
データは、一度に一ページ、二次記憶装置から主記憶装
置へ一般に転送されるので、ノードのキー・バリューの
全てを読取るためにただ一つの二次記憶アクセスが要求
される。ノードがページ全体を占有することを許容され
るときには、ノード及びページがいっぱいになるまで、
即ちページに利用できる空間がなくなるまで、キー・バ
リュー及びポインタがノードへ加えられる。いっぱいの
ノードへキー・バリューを加えるために、ノードは、二
つのノードに分割され、付加のページがＢトリーに割り
当てられ、そして二つのノードの一つが新しいページに
格納される。他のノードは、付加のページに、分割され
たノードとしてＢトリーの同じレベルで格納される。キ
ー・バリュー及び新しいノードへのポインタは、分割さ
れたノードの親ノードに付加される。親ノードがいっぱ
いになったときには、同じ技法を用いて親ノードも分割
される。分割は、根ノードまでずっと伝搬されて、根が
分割されるといつでもＢトリーに新しいレベルを生成す
る。
【０００５】Ｂトリーにおいて特定なキー・バリューを
探索することは、各非葉ノードで双方向分岐決定をする
（即ち、二つの子ノードのどれを検査すべきかを決定す
る）代わりに、多方向分岐決定がなされることを除い
て、２分木（binary tree ）を探索することに類似す
る。多方向分岐決定は、ノードの子ノードに依存する。
上述したように、ｎ［ｘ］キー・バリューを包含してい
るノードｘに対して、ノードｘは、ｎ［ｘ］＋１子ノー
ドを有する。従って、各ノードｘで、ｎ［ｘ］＋１方向
分岐決定がなされる。Ｂトリーにおいてどのように探索
が実行されるのかを明らかにするために、例を考慮する
ことが有用である。図１のＢトリーがデータベースファ
イルへのインデックスであり、かつ各ノードのキー・バ
リューがデータベースファイルのデータレコードにおけ
るキー・バリュー・フィールドに対応するものと想定す
る。“５０”以下のキー・バリュー・フィールド・バリ
ュー（key value field value ）を有するデータレコー
ドを捜し出すために、根ノード１０１から第１のポイン
タ１１４が追従される。“５０”以上でかつ“８２”以
下のキー・バリュー・フィールド・バリューを有するデ
ータレコードを捜し出すために、根ノード１０１から第
２のポインタ１１５が追従される。“８２”以上のキー
・バリュー・フィールド・バリューを有するデータレコ
ードを捜し出すために、根ノード１０１から第３のポイ
ンタ１１６が追従される。（キー・バリュー“４０”に
対応している）データレコード１１９を捜し出すため
に、ポインタは、根ノード１０１からずっとデータレコ
ード１１９まで追従されうる。［根ノード１０１から内
部ノード１０２まで第１のポインタ１１４を追従する。
次に、内部ノード１０２から葉ノード１０７まで第３の
ポインタ１１７を追従する。キー・バリュー“４０”が
見つかるまで葉ノード１０７におけるキー・バリューを
探索する。最後に、葉ノード１０７からデータレコード
１１９までポインタ１１８を追従する。］Ｂトリーの総
合的論考及びＢトリー保守アルゴリズムについて、Corm
en著、Introduction to Algorithms（The MIT Press 19
91）、pp. 381-399 を参照されたい。
探索することは、各非葉ノードで双方向分岐決定をする
（即ち、二つの子ノードのどれを検査すべきかを決定す
る）代わりに、多方向分岐決定がなされることを除い
て、２分木（binary tree ）を探索することに類似す
る。多方向分岐決定は、ノードの子ノードに依存する。
上述したように、ｎ［ｘ］キー・バリューを包含してい
るノードｘに対して、ノードｘは、ｎ［ｘ］＋１子ノー
ドを有する。従って、各ノードｘで、ｎ［ｘ］＋１方向
分岐決定がなされる。Ｂトリーにおいてどのように探索
が実行されるのかを明らかにするために、例を考慮する
ことが有用である。図１のＢトリーがデータベースファ
イルへのインデックスであり、かつ各ノードのキー・バ
リューがデータベースファイルのデータレコードにおけ
るキー・バリュー・フィールドに対応するものと想定す
る。“５０”以下のキー・バリュー・フィールド・バリ
ュー（key value field value ）を有するデータレコー
ドを捜し出すために、根ノード１０１から第１のポイン
タ１１４が追従される。“５０”以上でかつ“８２”以
下のキー・バリュー・フィールド・バリューを有するデ
ータレコードを捜し出すために、根ノード１０１から第
２のポインタ１１５が追従される。“８２”以上のキー
・バリュー・フィールド・バリューを有するデータレコ
ードを捜し出すために、根ノード１０１から第３のポイ
ンタ１１６が追従される。（キー・バリュー“４０”に
対応している）データレコード１１９を捜し出すため
に、ポインタは、根ノード１０１からずっとデータレコ
ード１１９まで追従されうる。［根ノード１０１から内
部ノード１０２まで第１のポインタ１１４を追従する。
次に、内部ノード１０２から葉ノード１０７まで第３の
ポインタ１１７を追従する。キー・バリュー“４０”が
見つかるまで葉ノード１０７におけるキー・バリューを
探索する。最後に、葉ノード１０７からデータレコード
１１９までポインタ１１８を追従する。］Ｂトリーの総
合的論考及びＢトリー保守アルゴリズムについて、Corm
en著、Introduction to Algorithms（The MIT Press 19
91）、pp. 381-399 を参照されたい。
【０００６】階層データモデルは、データのユニットが
多次元“親−子”関係で関連付けられたものである。フ
ァイルシステムにおいて、例えば、ファイル及びサブデ
ィレクトリは、主ディレクトリから降順する。システム
における各逐次的下方レベル（each successively lowe
r level ）は、それの上のものから分岐するサブディレ
クトリである。ファイルシステムは、各ディレクトリま
たはサブディレクトリがファイルと他のディレクトリの
両方を包含できるので、多重レベルを包含する。階層デ
ータモデルにおいて、使用者は、トリーとして論理的に
編成されてデータを見る、そしてデータの“ユニット”
は、それら自体がトリー或いはサブトリーでありうる。
Ｂトリーは、データのフラット（即ち、埋め込み構造
（imbeddedstructure）でない）な同種の収集に対して
のみ有用なので、伝統的なＢトリー構造及び保守アルゴ
リズムは、階層データモデルを格納するのに不適当であ
る。葉ノードがデータの実際のユニットを包含するＢ*
トリーでさえも、データのユニットがより小さなユニッ
トへ論理的に可分であると考慮されないので不適当であ
る。
多次元“親−子”関係で関連付けられたものである。フ
ァイルシステムにおいて、例えば、ファイル及びサブデ
ィレクトリは、主ディレクトリから降順する。システム
における各逐次的下方レベル（each successively lowe
r level ）は、それの上のものから分岐するサブディレ
クトリである。ファイルシステムは、各ディレクトリま
たはサブディレクトリがファイルと他のディレクトリの
両方を包含できるので、多重レベルを包含する。階層デ
ータモデルにおいて、使用者は、トリーとして論理的に
編成されてデータを見る、そしてデータの“ユニット”
は、それら自体がトリー或いはサブトリーでありうる。
Ｂトリーは、データのフラット（即ち、埋め込み構造
（imbeddedstructure）でない）な同種の収集に対して
のみ有用なので、伝統的なＢトリー構造及び保守アルゴ
リズムは、階層データモデルを格納するのに不適当であ
る。葉ノードがデータの実際のユニットを包含するＢ*
トリーでさえも、データのユニットがより小さなユニッ
トへ論理的に可分であると考慮されないので不適当であ
る。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】上述した従来の技術で
は、一つのページにあまりにも多くのデータのユニット
を格納しようと試みること、或いはユニットがページの
利用可能な空間よりも大きいときに、一つのページに単
一のデータのユニットを格納しようと試みることのいず
れかにより“ページ溢れ”の原因となりうるという問題
点があった。本発明の目的は、上記従来の技術における
問題点に鑑み、ページ溢れを処理する水平及び垂直の両
方向ページ分割の方法及びその方法を備えたコンピュー
タシステムを提供する。
は、一つのページにあまりにも多くのデータのユニット
を格納しようと試みること、或いはユニットがページの
利用可能な空間よりも大きいときに、一つのページに単
一のデータのユニットを格納しようと試みることのいず
れかにより“ページ溢れ”の原因となりうるという問題
点があった。本発明の目的は、上記従来の技術における
問題点に鑑み、ページ溢れを処理する水平及び垂直の両
方向ページ分割の方法及びその方法を備えたコンピュー
タシステムを提供する。
【０００８】
【課題を解決するための手段】本発明の上記目的は、デ
ータの一群をインデックスするトリーデータ構造の一部
として格納装置に第１の関連するノード識別子を有する
第１のノードエントリーを格納し、第１のノードエント
リーは、キー・バリューを格納するフィールドと、サブ
ノードに対する識別情報を格納するフィールドと、デー
タのユニットを格納する第１のデータ領域とを備え、デ
ータのユニットを第１のデータ領域に格納する段階を具
備する、格納装置にデータのユニットを格納するコンピ
ュータシステムの方法によって達成される。本発明の方
法では、トリーデータ構造の一部として格納装置に第２
のノードエントリーを格納し、第１のノードエントリー
にサブノードに対する識別情報を格納するためにフィー
ルドに第２のノードエントリーに対する識別子情報を格
納する段階を更に具備してもよい。本発明の方法では、
トリーデータ構造の一部として格納装置に第２のノード
エントリーを格納する段階は、データだけからなりかつ
トリー構造の一部として格納装置にキー・バリュー及び
サブノードに対する識別情報を有していない、第２のノ
ードエントリーを格納する段階を更に具備してもよい。
ータの一群をインデックスするトリーデータ構造の一部
として格納装置に第１の関連するノード識別子を有する
第１のノードエントリーを格納し、第１のノードエント
リーは、キー・バリューを格納するフィールドと、サブ
ノードに対する識別情報を格納するフィールドと、デー
タのユニットを格納する第１のデータ領域とを備え、デ
ータのユニットを第１のデータ領域に格納する段階を具
備する、格納装置にデータのユニットを格納するコンピ
ュータシステムの方法によって達成される。本発明の方
法では、トリーデータ構造の一部として格納装置に第２
のノードエントリーを格納し、第１のノードエントリー
にサブノードに対する識別情報を格納するためにフィー
ルドに第２のノードエントリーに対する識別子情報を格
納する段階を更に具備してもよい。本発明の方法では、
トリーデータ構造の一部として格納装置に第２のノード
エントリーを格納する段階は、データだけからなりかつ
トリー構造の一部として格納装置にキー・バリュー及び
サブノードに対する識別情報を有していない、第２のノ
ードエントリーを格納する段階を更に具備してもよい。
【０００９】本発明の方法では、トリーデータ構造の一
部として格納装置に第２のノードエントリーを格納する
段階は、トリー構造の一部として格納装置に、フィール
ド格納キー・バリュー、サブノードに対するフィールド
格納識別子情報、及びデータのユニットを格納するため
のデータ領域を備えている、第２のノードエントリーを
格納する段階を更に具備してもよい。本発明の方法で
は、格納装置に前記トリー構造のデータのサブトリーを
格納する段階を更に備え、そして第２のノードエントリ
ーを格納する手段は、トリー構造の一部として記憶装置
に第２のノードエントリーとしてポインタノードを格納
する段階を更に具備し、ポインタノードは、データのユ
ニットのサブトリーへのポインタを保持するようにして
もよい。本発明の方法では、トリーデータ構造に、第１
のノードエントリーに対する親ノードエントリーを格納
し、親ノードエントリーは、それに対応付けられた第２
のノード識別子を有しかつキー・バリューを格納するフ
ィールドと、サブトリーに対する識別子情報を格納する
フィールドと、データのユニットを格納するデータ領域
とを備え、データのユニットは、キー・バリューを有
し、親ノードエントリーのキー・バリューを格納するた
めのフィールドにデータのユニットのキー・バリューを
格納し、親ノードエントリーのサブノードに対する識別
子情報を格納するためのフィールドに第１のノード識別
子を格納する段階を更に具備してもよい。
部として格納装置に第２のノードエントリーを格納する
段階は、トリー構造の一部として格納装置に、フィール
ド格納キー・バリュー、サブノードに対するフィールド
格納識別子情報、及びデータのユニットを格納するため
のデータ領域を備えている、第２のノードエントリーを
格納する段階を更に具備してもよい。本発明の方法で
は、格納装置に前記トリー構造のデータのサブトリーを
格納する段階を更に備え、そして第２のノードエントリ
ーを格納する手段は、トリー構造の一部として記憶装置
に第２のノードエントリーとしてポインタノードを格納
する段階を更に具備し、ポインタノードは、データのユ
ニットのサブトリーへのポインタを保持するようにして
もよい。本発明の方法では、トリーデータ構造に、第１
のノードエントリーに対する親ノードエントリーを格納
し、親ノードエントリーは、それに対応付けられた第２
のノード識別子を有しかつキー・バリューを格納するフ
ィールドと、サブトリーに対する識別子情報を格納する
フィールドと、データのユニットを格納するデータ領域
とを備え、データのユニットは、キー・バリューを有
し、親ノードエントリーのキー・バリューを格納するた
めのフィールドにデータのユニットのキー・バリューを
格納し、親ノードエントリーのサブノードに対する識別
子情報を格納するためのフィールドに第１のノード識別
子を格納する段階を更に具備してもよい。
【００１０】本発明の上記目的は、データの一群をイン
デックスするトリーデータ構造の一部として格納装置に
第１の関連するノード識別子を有する第１のノードエン
トリーを供給し、第１のノードエントリーは、キー・バ
リューを格納するフィールドと、サブノードに対する識
別子情報を格納するフィールドと、データのユニットを
格納する第１のデータ領域とを備え、格納装置にデータ
のユニットを格納するために要求を受け取り、データの
ユニットが第１のデータ領域に格納されうるかどうかを
決定し、データのユニットが第１のデータ領域に格納さ
れえないことが決定されたときに、格納装置に新しいノ
ードエントリーを生成し、新しいノードエントリーは、
新しいノード識別子を有しかつ新しいキー・バリュー表
と、新しいサブノード表と、新しいデータ領域とを備
え、データのユニットを新しいデータ領域に格納し、格
納装置にポインタノードエントリーを生成し、ポインタ
ノードエントリーは、ポインタノード識別子を有し、新
たなノード識別子をポインタノードエントリーに格納
し、ポインタノード識別子を第１のサブノード表に格納
し、データのユニットが第１のデータ領域に格納されう
ることが決定されたときに、データのユニットを第１の
データ領域に格納する段階を具備する、格納装置にデー
タのユニットを格納するコンピュータシステムの方法に
よっても達成される。
デックスするトリーデータ構造の一部として格納装置に
第１の関連するノード識別子を有する第１のノードエン
トリーを供給し、第１のノードエントリーは、キー・バ
リューを格納するフィールドと、サブノードに対する識
別子情報を格納するフィールドと、データのユニットを
格納する第１のデータ領域とを備え、格納装置にデータ
のユニットを格納するために要求を受け取り、データの
ユニットが第１のデータ領域に格納されうるかどうかを
決定し、データのユニットが第１のデータ領域に格納さ
れえないことが決定されたときに、格納装置に新しいノ
ードエントリーを生成し、新しいノードエントリーは、
新しいノード識別子を有しかつ新しいキー・バリュー表
と、新しいサブノード表と、新しいデータ領域とを備
え、データのユニットを新しいデータ領域に格納し、格
納装置にポインタノードエントリーを生成し、ポインタ
ノードエントリーは、ポインタノード識別子を有し、新
たなノード識別子をポインタノードエントリーに格納
し、ポインタノード識別子を第１のサブノード表に格納
し、データのユニットが第１のデータ領域に格納されう
ることが決定されたときに、データのユニットを第１の
データ領域に格納する段階を具備する、格納装置にデー
タのユニットを格納するコンピュータシステムの方法に
よっても達成される。
【００１１】また、本発明の上記目的は、複数のノード
エントリー群を格納装置に格納し、各ノードエントリー
群は、一つ以上のノードエントリーを備えかつある量の
利用可能な空間を有し、各ノードエントリーは、固有な
ノード識別子を有しかつキー・バリュー表と、サブノー
ド表と、データのユニットを格納するデータ領域とを備
え、データのユニットのキー・バリューに基づいて、複
数のノードエントリー群のいずれに選択されたデータの
ユニットを記憶すべきかを決定し、データのユニットの
大きさと決定されたノードエントリー群の利用可能な空
間の量とに基づいて、選択されたデータのユニットが決
定されたノードエントリー群に格納されうるかどうかを
決定し、決定されたノードエントリー群の利用可能な空
間の量がデータのユニットの大きさよりも小さいとき
に、格納装置に新しいノードエントリー群を生成し、新
しいノードエントリー群は、新しいノード識別子を有す
る新しいノードエントリーを包含しかつ新しいキー・バ
リュー表と、新しいサブノード表と、新しいデータ領域
とを備え、データのユニットを新しいデータ領域に格納
し、新しいノードエントリーの新しいノード識別子を決
定されたノードエントリーのサブノード表に格納する段
階を具備する、格納装置に関連するキー・バリュー及び
大きさを有するデータの選択されたユニットを格納する
ためのコンピュータシステムの方法によっても達成され
る。
エントリー群を格納装置に格納し、各ノードエントリー
群は、一つ以上のノードエントリーを備えかつある量の
利用可能な空間を有し、各ノードエントリーは、固有な
ノード識別子を有しかつキー・バリュー表と、サブノー
ド表と、データのユニットを格納するデータ領域とを備
え、データのユニットのキー・バリューに基づいて、複
数のノードエントリー群のいずれに選択されたデータの
ユニットを記憶すべきかを決定し、データのユニットの
大きさと決定されたノードエントリー群の利用可能な空
間の量とに基づいて、選択されたデータのユニットが決
定されたノードエントリー群に格納されうるかどうかを
決定し、決定されたノードエントリー群の利用可能な空
間の量がデータのユニットの大きさよりも小さいとき
に、格納装置に新しいノードエントリー群を生成し、新
しいノードエントリー群は、新しいノード識別子を有す
る新しいノードエントリーを包含しかつ新しいキー・バ
リュー表と、新しいサブノード表と、新しいデータ領域
とを備え、データのユニットを新しいデータ領域に格納
し、新しいノードエントリーの新しいノード識別子を決
定されたノードエントリーのサブノード表に格納する段
階を具備する、格納装置に関連するキー・バリュー及び
大きさを有するデータの選択されたユニットを格納する
ためのコンピュータシステムの方法によっても達成され
る。
【００１２】本発明の方法では、ノードエントリーのい
ずれに選択されたデータのユニットを記憶すべきかを決
定する段階は、選択されたデータのユニットのキー・バ
リューを各ノードエントリーに格納されたキー・バリュ
ーと比較する段階を含むようにしてもよい。本発明の方
法では、決定されたノードエントリーは、ある量の利用
可能な空間を有する固定サイズのページ内に包含され、
選択されたデータのユニットは、ある大きさを有し、選
択されたデータのユニットが決定されたノードエントリ
ーに格納されうるかどうかを決定する段階は、選択され
たデータのユニットの大きさをページの利用可能な空間
の量と比較することを含むようにしてもよい。更に、本
発明の上記目的は、格納装置に選択されたデータユニッ
トを格納するコンピュータシステムの方法であり、格納
装置は、複数の固定サイズブロックに論理的に分けら
れ、各ブロックは、ブロックヘッダーと、タグのアレイ
と、複数のノードエントリーとを備え、各ノードエント
リーは、キー・バリュー表と、サブノード表と、データ
表とを備えている方法であって、キー・バリューを選択
されたデータユニットに割り当て、割り当てられたキー
・バリューに基づいて、どのノードエントリーに選択さ
れたデータユニットが格納されるべきかを決定し、選択
されたデータユニットが決定されたノードエントリーを
包含するブロックに格納されうるかどうかを決定し、選
択されたデータユニットが決定されたノードエントリー
を包含するブロックに格納されうるときに、選択された
データユニットが決定されたノードエントリーに格納さ
れうるかどうかを決定し、選択されたデータユニットが
決定されたノードエントリーに格納されうるときに、選
択されたデータユニットを決定されたノードエントリー
に格納し、選択されたデータユニットが決定されたノー
ドエントリーに格納されえないが決定されたノードエン
トリーを包含するブロックに格納されうるときに、新し
いノードエントリーを生成しかつ選択されたデータユニ
ットを新しいノードエントリーに格納し、新しいノード
エントリーのノード識別子を決定されたノードエントリ
ーのサブノード表に格納し、選択されたデータユニット
のキー・バリューを決定されたノードエントリーのキー
・バリュー表に格納し、選択されたデータユニットが決
定されたノードエントリーに格納されえずかつ決定され
たノードエントリーを包含するブロックに格納されえな
いときに、新しいブロックの割り当てを要求し、新しい
ノードエントリーを生成しかつ選択されたデータユニッ
トを新しいノードエントリーに格納し、ポインタノード
を決定れたノードエントリーを包含するブロックに格納
しかつ新しいノードエントリーのノード識別子をポイン
タノードに格納し、ポインタノードのノード識別子を決
定されたノードエントリーのサブノード表に格納し、選
択されたデータユニットのキー・バリューを決定された
ノードエントリーのキー・バリュー表に格納する段階を
具備するコンピュータシステムの方法によっても達成さ
れる。
ずれに選択されたデータのユニットを記憶すべきかを決
定する段階は、選択されたデータのユニットのキー・バ
リューを各ノードエントリーに格納されたキー・バリュ
ーと比較する段階を含むようにしてもよい。本発明の方
法では、決定されたノードエントリーは、ある量の利用
可能な空間を有する固定サイズのページ内に包含され、
選択されたデータのユニットは、ある大きさを有し、選
択されたデータのユニットが決定されたノードエントリ
ーに格納されうるかどうかを決定する段階は、選択され
たデータのユニットの大きさをページの利用可能な空間
の量と比較することを含むようにしてもよい。更に、本
発明の上記目的は、格納装置に選択されたデータユニッ
トを格納するコンピュータシステムの方法であり、格納
装置は、複数の固定サイズブロックに論理的に分けら
れ、各ブロックは、ブロックヘッダーと、タグのアレイ
と、複数のノードエントリーとを備え、各ノードエント
リーは、キー・バリュー表と、サブノード表と、データ
表とを備えている方法であって、キー・バリューを選択
されたデータユニットに割り当て、割り当てられたキー
・バリューに基づいて、どのノードエントリーに選択さ
れたデータユニットが格納されるべきかを決定し、選択
されたデータユニットが決定されたノードエントリーを
包含するブロックに格納されうるかどうかを決定し、選
択されたデータユニットが決定されたノードエントリー
を包含するブロックに格納されうるときに、選択された
データユニットが決定されたノードエントリーに格納さ
れうるかどうかを決定し、選択されたデータユニットが
決定されたノードエントリーに格納されうるときに、選
択されたデータユニットを決定されたノードエントリー
に格納し、選択されたデータユニットが決定されたノー
ドエントリーに格納されえないが決定されたノードエン
トリーを包含するブロックに格納されうるときに、新し
いノードエントリーを生成しかつ選択されたデータユニ
ットを新しいノードエントリーに格納し、新しいノード
エントリーのノード識別子を決定されたノードエントリ
ーのサブノード表に格納し、選択されたデータユニット
のキー・バリューを決定されたノードエントリーのキー
・バリュー表に格納し、選択されたデータユニットが決
定されたノードエントリーに格納されえずかつ決定され
たノードエントリーを包含するブロックに格納されえな
いときに、新しいブロックの割り当てを要求し、新しい
ノードエントリーを生成しかつ選択されたデータユニッ
トを新しいノードエントリーに格納し、ポインタノード
を決定れたノードエントリーを包含するブロックに格納
しかつ新しいノードエントリーのノード識別子をポイン
タノードに格納し、ポインタノードのノード識別子を決
定されたノードエントリーのサブノード表に格納し、選
択されたデータユニットのキー・バリューを決定された
ノードエントリーのキー・バリュー表に格納する段階を
具備するコンピュータシステムの方法によっても達成さ
れる。
【００１３】また、本発明の上記目的は、データのユニ
ットを格納装置に格納するコンピュータシステムであっ
て、一群のデータをインデックスするトリーデータ構造
の一部として格納装置にノードエントリーを格納するノ
ード格納機構と、ノードエントリーは、それに対応付け
られて第１のノード識別子を有しかつキー・バリューを
格納する第１のキー・バリュー表と、サブノードのノー
ド識別子を格納する第１のサブノード表と、データのユ
ニットを格納する第１のデータ領域とを備え、データの
ユニットを第１のデータ領域に格納するデータ格納機構
とを備えているコンピュータシステムによっても達成さ
れる。本発明のコンピュータシステムでは、ノードエン
トリーは、トリーデータ構造に親ノードエントリーを有
し、親ノードエントリーは、それに対応付けられた第２
のノード識別子を有しかつキー・バリューを格納する第
２のキー・バリュー表と、サブノードのノード識別子を
格納する第２のサブノード表と、データのユニットを格
納する第２のデータ領域とを備え、データのユニット
は、キー・バリューを有し、データのユニットのキー・
バリューを第２のキー・バリュー表に格納するキー格納
機構と、第１のノード識別子を第２のサブノード表に格
納するサブノード格納機構とを更に備えてもよい。
ットを格納装置に格納するコンピュータシステムであっ
て、一群のデータをインデックスするトリーデータ構造
の一部として格納装置にノードエントリーを格納するノ
ード格納機構と、ノードエントリーは、それに対応付け
られて第１のノード識別子を有しかつキー・バリューを
格納する第１のキー・バリュー表と、サブノードのノー
ド識別子を格納する第１のサブノード表と、データのユ
ニットを格納する第１のデータ領域とを備え、データの
ユニットを第１のデータ領域に格納するデータ格納機構
とを備えているコンピュータシステムによっても達成さ
れる。本発明のコンピュータシステムでは、ノードエン
トリーは、トリーデータ構造に親ノードエントリーを有
し、親ノードエントリーは、それに対応付けられた第２
のノード識別子を有しかつキー・バリューを格納する第
２のキー・バリュー表と、サブノードのノード識別子を
格納する第２のサブノード表と、データのユニットを格
納する第２のデータ領域とを備え、データのユニット
は、キー・バリューを有し、データのユニットのキー・
バリューを第２のキー・バリュー表に格納するキー格納
機構と、第１のノード識別子を第２のサブノード表に格
納するサブノード格納機構とを更に備えてもよい。
【００１４】本発明のコンピュータシステムでは、デー
タのユニットが第１のデータ領域に格納されうるかどう
かを決定する機構と、データのユニットが第１のデータ
領域に格納されうると決定されたときに、新しいノード
エントリーを格納装置に生成するノード生成機構と、新
しいノードエントリーは、新しいノード識別子を有しか
つ新しいキー・バリュー表と、新しいサブノード表と、
新しいデータ領域と備え、データのユニットを新しいデ
ータ領域に格納する第２のデータ格納機構と、ポインタ
ノードエントリーを格納装置に生成するポインタノード
生成機構と、ポインタノードエントリーは、ポインタノ
ード識別子を有し、新しいノード識別子をポインタノー
ドエントリーに格納する第２のノード格納機構と、ポイ
ンタノード識別子を第１のサブノード表に格納すうポイ
ンタノード格納機構と、データのユニットが第１のデー
タ領域に格納されうると決定されたときに、データのユ
ニットを第１のデータ領域に格納する第３のデータ格納
機構とを更に備えてもよい。本発明の上記目的は、選択
されたデータのユニットを格納装置に格納するコンピュ
ータシステムであり、選択されたデータのユニットは、
関連するキー・バリューとある大きさを有し、格納装置
は、複数のノードエントリー群（ページ）を格納し、各
ノードエントリー群（ページ）は、一つ以上のノードエ
ントリーを備えかつある量の利用可能な空間を有し、各
ノードエントリーは、固有のノード識別子を有しかつキ
ー・バリュー表と、サブノード表と、データのユニット
を格納するデータ領域とを備えるコンピュータシステム
であって、データのユニットのキー・バリューに基づい
て、複数のノードエントリー群（ページ）のどれに選択
されたデータのユニットが格納されるべきかを決定する
手段と、データのユニットの大きさ及び決定されたノー
ドエントリー群（ページ）の利用可能な空間の量に基づ
いて、選択されたデータのユニットが決定されたノード
エントリー群（ページ）に格納されうるかどうかを決定
する手段と、決定されたノードエントリー群の利用可能
な空間の量がデータのユニットの大きさよりも小さいと
きに、新しいノードエントリー群（ページ）を格納装置
に生成する手段と、新しいノードエントリー群（ペー
ジ）は、新しいノード識別子を有する新しいノードエン
トリーを包含しかつ新しいキー・バリュー表と、新しい
サブノード表と、新しいデータ領域とを備え、データの
ユニットを新しいデータ領域に格納する手段と、新しい
ノードエントリーの新しいノード識別子を決定されたノ
ードエントリーのサブノード表に格納する手段とを備え
ているコンピュータシステムによっても達成される。
タのユニットが第１のデータ領域に格納されうるかどう
かを決定する機構と、データのユニットが第１のデータ
領域に格納されうると決定されたときに、新しいノード
エントリーを格納装置に生成するノード生成機構と、新
しいノードエントリーは、新しいノード識別子を有しか
つ新しいキー・バリュー表と、新しいサブノード表と、
新しいデータ領域と備え、データのユニットを新しいデ
ータ領域に格納する第２のデータ格納機構と、ポインタ
ノードエントリーを格納装置に生成するポインタノード
生成機構と、ポインタノードエントリーは、ポインタノ
ード識別子を有し、新しいノード識別子をポインタノー
ドエントリーに格納する第２のノード格納機構と、ポイ
ンタノード識別子を第１のサブノード表に格納すうポイ
ンタノード格納機構と、データのユニットが第１のデー
タ領域に格納されうると決定されたときに、データのユ
ニットを第１のデータ領域に格納する第３のデータ格納
機構とを更に備えてもよい。本発明の上記目的は、選択
されたデータのユニットを格納装置に格納するコンピュ
ータシステムであり、選択されたデータのユニットは、
関連するキー・バリューとある大きさを有し、格納装置
は、複数のノードエントリー群（ページ）を格納し、各
ノードエントリー群（ページ）は、一つ以上のノードエ
ントリーを備えかつある量の利用可能な空間を有し、各
ノードエントリーは、固有のノード識別子を有しかつキ
ー・バリュー表と、サブノード表と、データのユニット
を格納するデータ領域とを備えるコンピュータシステム
であって、データのユニットのキー・バリューに基づい
て、複数のノードエントリー群（ページ）のどれに選択
されたデータのユニットが格納されるべきかを決定する
手段と、データのユニットの大きさ及び決定されたノー
ドエントリー群（ページ）の利用可能な空間の量に基づ
いて、選択されたデータのユニットが決定されたノード
エントリー群（ページ）に格納されうるかどうかを決定
する手段と、決定されたノードエントリー群の利用可能
な空間の量がデータのユニットの大きさよりも小さいと
きに、新しいノードエントリー群（ページ）を格納装置
に生成する手段と、新しいノードエントリー群（ペー
ジ）は、新しいノード識別子を有する新しいノードエン
トリーを包含しかつ新しいキー・バリュー表と、新しい
サブノード表と、新しいデータ領域とを備え、データの
ユニットを新しいデータ領域に格納する手段と、新しい
ノードエントリーの新しいノード識別子を決定されたノ
ードエントリーのサブノード表に格納する手段とを備え
ているコンピュータシステムによっても達成される。
【００１５】本発明のコンピュータシステムでは、ノー
ドエントリーのどれに選択されたデータのユニットが格
納されるべきかを決定する手段は、選択されたデータの
ユニットのキー・バリューを各ノードエントリーに格納
されたキー・バリューと比較する手段を含むように構成
してもよい。本発明のコンピュータシステムでは、決定
されたノードエントリーは、利用可能な空間のある量を
有している固定サイズのページ内に包含され、選択され
たデータのユニットは、ある大きさを有し、選択された
データのユニットが決定されたノードエントリーに格納
されうるかどうかを決定する手段は、選択されたデータ
のユニットの大きさをページの利用可能な空間の量と比
較することを含むように構成してもよい。更に、本発明
の上記目的は、選択されたデータユニットを格納装置に
格納するコンピュータシステムであり、格納装置は、複
数の固定サイズブロックに論理的に分けられ、各ブロッ
クは、ブロックヘッダーと、タグのアレイと、複数のノ
ードエントリーとを備え、各ノードエントリーは、キー
・バリュー表と、サブノード表と、データ表とを備えて
いるコンピュータシステムであって、キー・バリューを
選択されたデータユニットに割り当てる手段と、割り当
てられたキー・バリューに基づいて、どのノードエント
リーに選択されたデータユニットが格納されるべきかを
決定する手段と、選択されたデータユニットが決定され
たノードエントリーを包含するブロックに格納されうる
かどうかを決定する手段と、選択されたデータユニット
が決定されたノードエントリーを包含するブロックに格
納されうるときに、選択されたデータユニットが決定さ
れたノードエントリーに格納されうるかどうかを決定す
る手段と、選択されたデータユニットが決定されたノー
ドエントリーに格納されうるときに、選択されたデータ
ユニットを決定されたノードエントリーに格納する手段
と、選択されたデータユニットが決定されたノードエン
トリーに格納されえないが決定されたノードエントリー
を包含するブロックに格納されうるときに、新しいノー
ドエントリーを生成しかつ選択されたデータユニットを
新しいノードエントリーに格納する手段と、新しいノー
ドエントリーのノード識別子を決定されたノードエント
リーのサブノード表に格納する手段と、選択されたデー
タユニットのキー・バリューを決定されたノードエント
リーのキー・バリュー表に格納する手段と、選択された
データユニットが決定されたノードエントリーに格納さ
れえずかつ決定されたノードエントリーを包含するブロ
ックに格納されえないときに、新しいブロックの割り当
てを要求する手段と、新しいノードエントリーを生成し
かつ選択されたデータユニットを新しいノードエントリ
ーに格納する手段と、ポインタノードを決定れたノード
エントリーを包含するブロックに格納しかつ新しいノー
ドエントリーのノード識別子をポインタノードに格納す
る手段と、ポインタノードのノード識別子を決定された
ノードエントリーのサブノード表に格納する手段と、選
択されたデータユニットのキー・バリューを決定された
ノードエントリーのキー・バリュー表に格納する手段と
を備えているコンピュータシステムによっても達成され
る。
ドエントリーのどれに選択されたデータのユニットが格
納されるべきかを決定する手段は、選択されたデータの
ユニットのキー・バリューを各ノードエントリーに格納
されたキー・バリューと比較する手段を含むように構成
してもよい。本発明のコンピュータシステムでは、決定
されたノードエントリーは、利用可能な空間のある量を
有している固定サイズのページ内に包含され、選択され
たデータのユニットは、ある大きさを有し、選択された
データのユニットが決定されたノードエントリーに格納
されうるかどうかを決定する手段は、選択されたデータ
のユニットの大きさをページの利用可能な空間の量と比
較することを含むように構成してもよい。更に、本発明
の上記目的は、選択されたデータユニットを格納装置に
格納するコンピュータシステムであり、格納装置は、複
数の固定サイズブロックに論理的に分けられ、各ブロッ
クは、ブロックヘッダーと、タグのアレイと、複数のノ
ードエントリーとを備え、各ノードエントリーは、キー
・バリュー表と、サブノード表と、データ表とを備えて
いるコンピュータシステムであって、キー・バリューを
選択されたデータユニットに割り当てる手段と、割り当
てられたキー・バリューに基づいて、どのノードエント
リーに選択されたデータユニットが格納されるべきかを
決定する手段と、選択されたデータユニットが決定され
たノードエントリーを包含するブロックに格納されうる
かどうかを決定する手段と、選択されたデータユニット
が決定されたノードエントリーを包含するブロックに格
納されうるときに、選択されたデータユニットが決定さ
れたノードエントリーに格納されうるかどうかを決定す
る手段と、選択されたデータユニットが決定されたノー
ドエントリーに格納されうるときに、選択されたデータ
ユニットを決定されたノードエントリーに格納する手段
と、選択されたデータユニットが決定されたノードエン
トリーに格納されえないが決定されたノードエントリー
を包含するブロックに格納されうるときに、新しいノー
ドエントリーを生成しかつ選択されたデータユニットを
新しいノードエントリーに格納する手段と、新しいノー
ドエントリーのノード識別子を決定されたノードエント
リーのサブノード表に格納する手段と、選択されたデー
タユニットのキー・バリューを決定されたノードエント
リーのキー・バリュー表に格納する手段と、選択された
データユニットが決定されたノードエントリーに格納さ
れえずかつ決定されたノードエントリーを包含するブロ
ックに格納されえないときに、新しいブロックの割り当
てを要求する手段と、新しいノードエントリーを生成し
かつ選択されたデータユニットを新しいノードエントリ
ーに格納する手段と、ポインタノードを決定れたノード
エントリーを包含するブロックに格納しかつ新しいノー
ドエントリーのノード識別子をポインタノードに格納す
る手段と、ポインタノードのノード識別子を決定された
ノードエントリーのサブノード表に格納する手段と、選
択されたデータユニットのキー・バリューを決定された
ノードエントリーのキー・バリュー表に格納する手段と
を備えているコンピュータシステムによっても達成され
る。
【００１６】
【作用】本発明は、二次記憶装置に多次元データを格納
しかつアクセスするコンピュータ方法及び格納構造を提
供する。多次元データは、それがデータのサブユニット
に論理的に分けられることを許容する隠れ構造（埋め込
み構造）を有する。本発明により提供されるトリー・マ
ネージャは、ポインタ、可変長データレコード、他のＢ
トリー、及びディレクトリのようなデータを多次元Ｂト
リー（ＭＤＢトリー）に格納する。ＭＤＢトリーの各ノ
ードは、ゼロまたはそれ以上のキー・バリュー、サブノ
ード・テーブル、及びデータを包含することが可能な、
バイドの物理的に隣接のストリングである。二次記憶装
置は、固定サイズのブロックまたはページにしばしば論
理的に分けられるので、ＭＤＢトリーのデータのユニッ
トは、ページサイズ・サブトリーに物理的に分けられ
る。トリー・マネージャは、一つのページにあまりにも
多くのデータのユニットを格納しようと試みること、或
いはユニットがページの利用可能な空間よりも大きいと
きに、一つのページに単一のデータのユニットを格納し
ようと試みることのいずれかにより“ページ溢れ”の原
因となりうる。本発明の方法は、ページ溢れを処理する
水平及び垂直の両方向ページ分割を提供する。
しかつアクセスするコンピュータ方法及び格納構造を提
供する。多次元データは、それがデータのサブユニット
に論理的に分けられることを許容する隠れ構造（埋め込
み構造）を有する。本発明により提供されるトリー・マ
ネージャは、ポインタ、可変長データレコード、他のＢ
トリー、及びディレクトリのようなデータを多次元Ｂト
リー（ＭＤＢトリー）に格納する。ＭＤＢトリーの各ノ
ードは、ゼロまたはそれ以上のキー・バリュー、サブノ
ード・テーブル、及びデータを包含することが可能な、
バイドの物理的に隣接のストリングである。二次記憶装
置は、固定サイズのブロックまたはページにしばしば論
理的に分けられるので、ＭＤＢトリーのデータのユニッ
トは、ページサイズ・サブトリーに物理的に分けられ
る。トリー・マネージャは、一つのページにあまりにも
多くのデータのユニットを格納しようと試みること、或
いはユニットがページの利用可能な空間よりも大きいと
きに、一つのページに単一のデータのユニットを格納し
ようと試みることのいずれかにより“ページ溢れ”の原
因となりうる。本発明の方法は、ページ溢れを処理する
水平及び垂直の両方向ページ分割を提供する。
【００１７】トリー・マネージャが一つのページにあま
りにも多くのデータのユニットを格納しようと試みると
きには、トリー・マネージャは、通常のＢトリーノード
分割スキームである、ページを水平方向に分割しなけれ
ばならない。単一ページの水平分割は、別のレベルがＭ
ＤＢトリーへ付加されるようにすることができ、それに
よってトリーの探索をスローダウンする。トリー・マネ
ージャが一つのページにデータのユニットを格納しよう
と試みかつデータのユニットがページの利用可能な空間
よりも大きいときには、トリー・マネージャは、データ
のユニットを選択し、かつデータのユニットを垂直方向
に分割する。垂直方向に分割されるデータのユニット
は、その挿入が溢れの原因となったデータのユニットで
あることを必要としない。トリー・マネージャは、分割
するのに最適であると考えられるデータのユニットを選
択する。垂直方向の分割は、データのユニットがサブト
リーに分けられうるということを想定する。データのユ
ニットを垂直方向に分割するために、トリー・マネージ
ャは、新しいページの割り当てを最初に要求し、次に、
第１ノードとしてトップ・オブ・ページ（ＴＯＰ）ノー
ドを生成しかつ新しいページに格納する。新しいページ
は、継子ページと称される。次に、トリー・マネージャ
は、データのユニットを第１及び第２のサブトリーに分
け、かつ第２のサブトリーを新しいページに移す。第２
のサブトリーは、ＴＯＰノードに対する子ノードにな
る。トリー・マネージャは、第２のサブトリーが格納さ
れていた、継子ページへのポインタだけを包含する、ポ
インタノードを格納する。トリー・マネージャは、次
に、ポインタノードへのポインタを分割ノードのサブノ
ード・テーブルに配置する。
りにも多くのデータのユニットを格納しようと試みると
きには、トリー・マネージャは、通常のＢトリーノード
分割スキームである、ページを水平方向に分割しなけれ
ばならない。単一ページの水平分割は、別のレベルがＭ
ＤＢトリーへ付加されるようにすることができ、それに
よってトリーの探索をスローダウンする。トリー・マネ
ージャが一つのページにデータのユニットを格納しよう
と試みかつデータのユニットがページの利用可能な空間
よりも大きいときには、トリー・マネージャは、データ
のユニットを選択し、かつデータのユニットを垂直方向
に分割する。垂直方向に分割されるデータのユニット
は、その挿入が溢れの原因となったデータのユニットで
あることを必要としない。トリー・マネージャは、分割
するのに最適であると考えられるデータのユニットを選
択する。垂直方向の分割は、データのユニットがサブト
リーに分けられうるということを想定する。データのユ
ニットを垂直方向に分割するために、トリー・マネージ
ャは、新しいページの割り当てを最初に要求し、次に、
第１ノードとしてトップ・オブ・ページ（ＴＯＰ）ノー
ドを生成しかつ新しいページに格納する。新しいページ
は、継子ページと称される。次に、トリー・マネージャ
は、データのユニットを第１及び第２のサブトリーに分
け、かつ第２のサブトリーを新しいページに移す。第２
のサブトリーは、ＴＯＰノードに対する子ノードにな
る。トリー・マネージャは、第２のサブトリーが格納さ
れていた、継子ページへのポインタだけを包含する、ポ
インタノードを格納する。トリー・マネージャは、次
に、ポインタノードへのポインタを分割ノードのサブノ
ード・テーブルに配置する。
【００１８】継子ページの生成は、データの分割ユニッ
トに別のレベルを付加するが、しかしＭＤＢトリーのデ
ータの別のユニットに別のレベルを付加しない。従っ
て、データのユニットを垂直方向に分割することは、Ｍ
ＤＢトリーの探索をスローダウンしない。従って、ＭＤ
Ｂトリーを走査するときには、トリー・マネージャは、
もしサブトリーの最高のノードが必要なキー・バリュー
を有しないならば、複数のページにまたがっているサブ
トリーを効果的に無視する。ポインタノード及びＴＯＰ
ノードは、トリー・マネージャを除き、全てに対して見
えない。
トに別のレベルを付加するが、しかしＭＤＢトリーのデ
ータの別のユニットに別のレベルを付加しない。従っ
て、データのユニットを垂直方向に分割することは、Ｍ
ＤＢトリーの探索をスローダウンしない。従って、ＭＤ
Ｂトリーを走査するときには、トリー・マネージャは、
もしサブトリーの最高のノードが必要なキー・バリュー
を有しないならば、複数のページにまたがっているサブ
トリーを効果的に無視する。ポインタノード及びＴＯＰ
ノードは、トリー・マネージャを除き、全てに対して見
えない。
【００１９】
【実施例】本発明の好ましい実施例において、多次元Ｂ
トリー（ＭＤＢトリー）として知られているトリーデー
タ構造は、データベースような、データの量に対するイ
ンデックスとして役立つ。ＭＤＢトリーは、それらがデ
ータを保持しうるように全てが構築される、ノードで形
成される。それゆえに、ＭＤＢトリーの葉ノード及び非
葉ノードの両方とも、データを保持しうる。ＭＤＢトリ
ーに保持されうるデータの形式は、階層データを含む。
階層データに伴う一つの問題点（difficulty）は、階層
データが一般的にノードに格納するにはあまりにも大き
すぎることである；その結果、ＭＤＢトリーにおいて、
階層データは、別個のサブトリー（separate subtree）
として格納される。ＭＤＢトリーの対応するノードは、
サブトリーをアクセスするためのポインタを保持する。
ＭＤＢトリーのノードは、ノードに保持されたキー・バ
リューの探索を実行することによって捜し出される。サ
ブトリーのノードは、しかしながら、サブトリーに対す
るキー・バリューを有するノードを捜し出すための探索
をまず実行し、次に所望のノードを捜し出すためのサブ
トリーのノードの第２の探索を実行することによって見
出される。そのようにして、サブトリーは、トリーを多
次元にするトリーに、追加の次元を供給することがわか
る。
トリー（ＭＤＢトリー）として知られているトリーデー
タ構造は、データベースような、データの量に対するイ
ンデックスとして役立つ。ＭＤＢトリーは、それらがデ
ータを保持しうるように全てが構築される、ノードで形
成される。それゆえに、ＭＤＢトリーの葉ノード及び非
葉ノードの両方とも、データを保持しうる。ＭＤＢトリ
ーに保持されうるデータの形式は、階層データを含む。
階層データに伴う一つの問題点（difficulty）は、階層
データが一般的にノードに格納するにはあまりにも大き
すぎることである；その結果、ＭＤＢトリーにおいて、
階層データは、別個のサブトリー（separate subtree）
として格納される。ＭＤＢトリーの対応するノードは、
サブトリーをアクセスするためのポインタを保持する。
ＭＤＢトリーのノードは、ノードに保持されたキー・バ
リューの探索を実行することによって捜し出される。サ
ブトリーのノードは、しかしながら、サブトリーに対す
るキー・バリューを有するノードを捜し出すための探索
をまず実行し、次に所望のノードを捜し出すためのサブ
トリーのノードの第２の探索を実行することによって見
出される。そのようにして、サブトリーは、トリーを多
次元にするトリーに、追加の次元を供給することがわか
る。
【００２０】図２は、本発明の好ましい実施例を実施す
るためのコンピュータシステム２０の好ましい実施例の
ブロック図である。コンピュータシステム２０は、中央
処理装置（ＣＰＵ）２１、ランダムアクセスメモリ装置
（ＲＡＭ）２２、二次記憶装置２３、出力装置２４、及
び入力装置２５を備えている。二次記憶装置２３は、あ
る種のディスクシステムであることが好ましい。上述し
たように、ＭＤＢトリーは、ノードで構成されている。
図３は、ノード２９のフォーマットを示す図である。ノ
ード２９は、キー・バリュー表２６、サブノード表２
７、及びデータ領域２８を含む。キー・バリュー表は、
キー・バリュー、即ちキー・バリューＫ１及びＫ２を保
持する。これらのキー・バリューは、ＭＤＢトリーを探
索するのに用いられる探索キーとして作用する。サブノ
ード表２７は、サブノードへのポインタ、即ちポインタ
１、ポインタ２、及びポインタ３を格納する。サブノー
ドは、他のノード或いはポインタノード（詳細は後述す
る）でありうる。データ領域２８は、ノードにデータを
直接的に取り入れる（組み込む：incorporate ）ことが
望ましいデータを保持する。キー・バリュー表２６のキ
ー・バリュー及びサブノード表２７のポインタによって
サーブ（提供）された役割（役務）は、ＭＤＢトリーの
小さな部分を調査することによってたぶん最もよく表さ
れる。図４は、親ノード３０、第１の子ノード３４、及
び第２の子ノード３５を含むＭＤＢトリーの部分のブロ
ック図である。親ノード３０は、そのキー・バリュー表
にキー・バリュー“Ｋ１”を保持する。親ノード３０
は、（“Ｋ１”以下のキー・バリューに対応付けられた
データを保持する）第１の子ノード３４にポイントする
そのサブノード表のポインタ３１及び、（“Ｋ１”より
大きいキー・バリューに対応付けられたデータを保持す
る）第２の子ノード３５にポイントするポインタ３３を
も保持する。
るためのコンピュータシステム２０の好ましい実施例の
ブロック図である。コンピュータシステム２０は、中央
処理装置（ＣＰＵ）２１、ランダムアクセスメモリ装置
（ＲＡＭ）２２、二次記憶装置２３、出力装置２４、及
び入力装置２５を備えている。二次記憶装置２３は、あ
る種のディスクシステムであることが好ましい。上述し
たように、ＭＤＢトリーは、ノードで構成されている。
図３は、ノード２９のフォーマットを示す図である。ノ
ード２９は、キー・バリュー表２６、サブノード表２
７、及びデータ領域２８を含む。キー・バリュー表は、
キー・バリュー、即ちキー・バリューＫ１及びＫ２を保
持する。これらのキー・バリューは、ＭＤＢトリーを探
索するのに用いられる探索キーとして作用する。サブノ
ード表２７は、サブノードへのポインタ、即ちポインタ
１、ポインタ２、及びポインタ３を格納する。サブノー
ドは、他のノード或いはポインタノード（詳細は後述す
る）でありうる。データ領域２８は、ノードにデータを
直接的に取り入れる（組み込む：incorporate ）ことが
望ましいデータを保持する。キー・バリュー表２６のキ
ー・バリュー及びサブノード表２７のポインタによって
サーブ（提供）された役割（役務）は、ＭＤＢトリーの
小さな部分を調査することによってたぶん最もよく表さ
れる。図４は、親ノード３０、第１の子ノード３４、及
び第２の子ノード３５を含むＭＤＢトリーの部分のブロ
ック図である。親ノード３０は、そのキー・バリュー表
にキー・バリュー“Ｋ１”を保持する。親ノード３０
は、（“Ｋ１”以下のキー・バリューに対応付けられた
データを保持する）第１の子ノード３４にポイントする
そのサブノード表のポインタ３１及び、（“Ｋ１”より
大きいキー・バリューに対応付けられたデータを保持す
る）第２の子ノード３５にポイントするポインタ３３を
も保持する。
【００２１】図４の説明において、親ノード３０のサブ
ノード表のポインタは、子ノードにだけポイントする。
サブノード表のポインタがポインタノードにもポイント
しうるということは、評価されるべきである。ポインタ
ノードは、階層データを保持するサブノードへのアクセ
スを供給する。図５は、図４の第１の子ノード３４がそ
のサブノード表のポインタノード３８へのポインタを含
むときを説明する図である。ポインタノード３８は、次
に、サブトリー３７にポイントする。サブトリー３７
は、トップ・オブ・ページ（ＴＯＰ）ノード３９、第１
のサブノード４０、及び第２のサブノード４１を含む。
ＴＯＰノードは、ノード識別子（即ち、ポインタ）だけ
を保持する特種なノードである。ＴＯＰノードは、キー
・バリュー或いは他のデータを含まない。ポインタノー
ド３８に対するノード識別子は、親ノード３０のサブノ
ード表にポインタとして格納される。ＴＯＰノード３９
に対するノード識別子は、ポインタノード３８にポイン
タとして格納される。加えて、第１のサブノード４０及
び第２のサブノード４１に対するノード識別子は、ＴＯ
Ｐノード３９に格納される。ポインタノード３８によっ
て供給されるインダイレクション（indirection ）の追
加のレベルは、あたかもそれが第１の子ノード３４の
“内部（within）”に格納されるようにサブトリー３７
を論理的に現すことを許容する。ポインタノード３８及
びＴＯＰノード３９の詳細は、後述する。
ノード表のポインタは、子ノードにだけポイントする。
サブノード表のポインタがポインタノードにもポイント
しうるということは、評価されるべきである。ポインタ
ノードは、階層データを保持するサブノードへのアクセ
スを供給する。図５は、図４の第１の子ノード３４がそ
のサブノード表のポインタノード３８へのポインタを含
むときを説明する図である。ポインタノード３８は、次
に、サブトリー３７にポイントする。サブトリー３７
は、トップ・オブ・ページ（ＴＯＰ）ノード３９、第１
のサブノード４０、及び第２のサブノード４１を含む。
ＴＯＰノードは、ノード識別子（即ち、ポインタ）だけ
を保持する特種なノードである。ＴＯＰノードは、キー
・バリュー或いは他のデータを含まない。ポインタノー
ド３８に対するノード識別子は、親ノード３０のサブノ
ード表にポインタとして格納される。ＴＯＰノード３９
に対するノード識別子は、ポインタノード３８にポイン
タとして格納される。加えて、第１のサブノード４０及
び第２のサブノード４１に対するノード識別子は、ＴＯ
Ｐノード３９に格納される。ポインタノード３８によっ
て供給されるインダイレクション（indirection ）の追
加のレベルは、あたかもそれが第１の子ノード３４の
“内部（within）”に格納されるようにサブトリー３７
を論理的に現すことを許容する。ポインタノード３８及
びＴＯＰノード３９の詳細は、後述する。
【００２２】図４及び５は、それぞれ子ノード及びポイ
ンタノードにもっぱらポイントしているポインタを示し
ているけれども、ノードのサブノード表は、サブノード
の多重形式に対するポインタを同時に保持しうるという
ことは、評価されるべきである。それゆえに、ノードの
サブノード表は、子ノードへのポインタ及びポインタノ
ードへのポインタを同時に含みうる。図６は、ＭＤＢト
リー４６を説明するブロック図である。根ノード４８
は、三つの子サブノード５０、５２、及び５４を有す
る。次に、サブノード５０は、三つのサブノード５６、
５８、及び６０を有する。サブノード５６及び５８は、
それらが子ノードを有しないので葉ノードとして知られ
る。葉ノードは、キー・バリュー或いはサブノードへの
ポインタを包含しない。サブノード６０は、サブノード
７６、７８、８０、及び８２を含むサブトリー７４への
ポインタを包含するポインタノードである。根ノード４
８のサブノード５２は、複数のサブノード６２、６４、
６６をも含む。サブノード６２、６４及び６６は、全て
葉ノードである。根ノード４８のサブノード５４は、同
様に複数のサブノード６８、７０及び７２を有する。サ
ブノード６８及び７２は、葉ノードであり、サブノード
７０は、サブトリー８４にポイントするポインタノード
である。サブトリー８４は、ＴＯＰノード８６及び葉ノ
ード８８を含む。
ンタノードにもっぱらポイントしているポインタを示し
ているけれども、ノードのサブノード表は、サブノード
の多重形式に対するポインタを同時に保持しうるという
ことは、評価されるべきである。それゆえに、ノードの
サブノード表は、子ノードへのポインタ及びポインタノ
ードへのポインタを同時に含みうる。図６は、ＭＤＢト
リー４６を説明するブロック図である。根ノード４８
は、三つの子サブノード５０、５２、及び５４を有す
る。次に、サブノード５０は、三つのサブノード５６、
５８、及び６０を有する。サブノード５６及び５８は、
それらが子ノードを有しないので葉ノードとして知られ
る。葉ノードは、キー・バリュー或いはサブノードへの
ポインタを包含しない。サブノード６０は、サブノード
７６、７８、８０、及び８２を含むサブトリー７４への
ポインタを包含するポインタノードである。根ノード４
８のサブノード５２は、複数のサブノード６２、６４、
６６をも含む。サブノード６２、６４及び６６は、全て
葉ノードである。根ノード４８のサブノード５４は、同
様に複数のサブノード６８、７０及び７２を有する。サ
ブノード６８及び７２は、葉ノードであり、サブノード
７０は、サブトリー８４にポイントするポインタノード
である。サブトリー８４は、ＴＯＰノード８６及び葉ノ
ード８８を含む。
【００２３】どのように図６に示されるようなＭＤＢト
リーがデータをインデックスするのに用いられうるかを
説明するために一つの例が有用であろう。以下に示す表
Ａは、ＭＤＢトリーに格納されるべくよく適合した実例
のデータファイルを包含する。データファイルのデータ
のユニットは、各ユニットに包含される詳細の種々なレ
ベルにより、種々の長さを有する。階層データを表わす
データのユニットは、ビジネス電話帳（business telep
hone directory）（即ち、電子ビジネス電話帳（electr
onic business telephone directory ）））に一般的に
見出される。電話帳は、通常、三つ以上の主題ヘッディ
ング（subject headings）を包含するけれども、説明の
簡単化のために、データファイルは、三つの主題ヘッデ
ィング（Ｉ、II、III ）だけで示されている。データの
ユニットは、主題ヘッディング（“AUTOMOTIVE PARTS
（自動車部品）”、“MOVING COMPANIES（引っ越し会
社）”、及び“WASHERS & DRYERS（洗濯機及び乾燥
機）”）によってアルファベット順に示されている。こ
の形式の情報の典型であるように、データのユニットの
あるものは、サブユニットに論理的に分けられうる。例
えば、引っ越し会社（moving company）“U-HAUL-IT CO
MPANY ”の異なる店の位置（store locations ）は、１
０のサブユニットに論理的に分かれている。サブユニッ
トは、店の番号順である。
リーがデータをインデックスするのに用いられうるかを
説明するために一つの例が有用であろう。以下に示す表
Ａは、ＭＤＢトリーに格納されるべくよく適合した実例
のデータファイルを包含する。データファイルのデータ
のユニットは、各ユニットに包含される詳細の種々なレ
ベルにより、種々の長さを有する。階層データを表わす
データのユニットは、ビジネス電話帳（business telep
hone directory）（即ち、電子ビジネス電話帳（electr
onic business telephone directory ）））に一般的に
見出される。電話帳は、通常、三つ以上の主題ヘッディ
ング（subject headings）を包含するけれども、説明の
簡単化のために、データファイルは、三つの主題ヘッデ
ィング（Ｉ、II、III ）だけで示されている。データの
ユニットは、主題ヘッディング（“AUTOMOTIVE PARTS
（自動車部品）”、“MOVING COMPANIES（引っ越し会
社）”、及び“WASHERS & DRYERS（洗濯機及び乾燥
機）”）によってアルファベット順に示されている。こ
の形式の情報の典型であるように、データのユニットの
あるものは、サブユニットに論理的に分けられうる。例
えば、引っ越し会社（moving company）“U-HAUL-IT CO
MPANY ”の異なる店の位置（store locations ）は、１
０のサブユニットに論理的に分かれている。サブユニッ
トは、店の番号順である。
【００２４】
【表１】 表Ａ I. AUTOMOTIVE PARTS A. AL'S PARTS STORE 1. ADDRESS 2. TELEPHONE NUMBER 3. PARTS LIST a. PART NUMBER 1 b. PART NUMBER 2 . . . n. PART NUMBER 50 B. THE CAR STORE 1. ADDRESS 2. TELEPHONE NUMBER 3. PICTURE OF STORE FRONT 4. PARTS LIST a. PART NUMBER 1, DESCRIPTION b. PART NUMBER 2, DESCRIPTION . . . n. PART NUMBER 50, DESCRIPTION II. MOVING COMPANIES A. JOE'S MOVERS, INC. 1. ADDRESS 2. TELEPHONE NUMBER B. U-HAUL-IT CO. 1. STORE 1 a. ADDRESS b. TELEPHONE NUMBER c. TRUCK INFORMATION d. TRAILER INFORMATION 2. STORE 2 a. ADDRESS b. TELEPHONE NUMBER . . . 10. STORE 10 a. ADDRESS b. TELEPHONE NUMBER III. WASHERS & DRYERS - see APPLIANCES ＭＤＢトリーは、表Ａに示されたデータが二次記憶装置
２３に効率的に編成されかつ格納されるようにする（図
２）。 通常のＢトリーは、キー・バリュー及びデータ
へのポインタだけを格納するので、通常のＢトリーは、
表Ａに示されたデータを収容できない。
２３に効率的に編成されかつ格納されるようにする（図
２）。 通常のＢトリーは、キー・バリュー及びデータ
へのポインタだけを格納するので、通常のＢトリーは、
表Ａに示されたデータを収容できない。
【００２５】葉ノードにデータのユニットを格納する、
Ｂ* トリーでさえも、Ｂ* トリーがその葉ノードに小さ
な、データの最小単位だけを格納するので、表Ａに示さ
れたデータを収容することができない。ＭＤＢトリー
は、データを格納できるので、データのユニットは、サ
ブトリーを包含しえ、かつサブトリーのサブノードは、
別のサブトリーを包含しうる、等。ＭＤＢトリーは、サ
ブユニットへのデータの論理的な分割を考慮して、それ
によりデータの大きなユニットがその中に格納されるこ
とを許容する。表Ａのデータを保持する例示のＭＤＢト
リーの説明を続ける前に、ＭＤＢトリーに対するページ
フォーマットを最初に説明することが必要である。図７
は、本発明の好ましい実施例のＭＤＢトリーのページ８
８に対する格納フォーマットのブロック図である。ペー
ジは、格納空間の隣接のブロックであり、一般的に４Ｋ
Ｂの大きさを有する。ＭＤＢトリーは、二次記憶装置２
３に書き込まれかつページユニットで二次記憶装置２３
から読み取られる。空間最適化のために、ＭＤＢトリー
の各ノードは、長さにおいて一ページであることが好ま
しい。ページ８８は、ページ識別子９２及びタグ９４の
アレイを包含する、ヘッダー（見出し）領域９０を包含
する。ヘッダー領域９０は、ページ８８に残された自由
空間の量を特定するインディケータ（標識）をも包含し
うる。ページ８８の残った部分は、トップ・オブ・ザ・
ページ（ＴＯＰ）ノード・エントリー９６、複数のノー
ド・エントリー９６、９８、１００、及び１０４、そし
て自由空間領域１０６を包含する。自由空間領域１０６
は、現在割り当てられていない格納空間である。タグ９
４のアレイは、ページ８８に格納された各ノードエント
リーの開始を識別するオフセットを包含する。各ノード
エントリー９６、９８、１００、及び１０４は、他のノ
ードエントリーと同じ大きさである必要はない。ＴＯＰ
ノードエントリー９６は、ＴＡＢ［０］（即ち、タグ９
４のアレイにおける最初のタグ）によって常に識別され
ることが好ましい。タグ９４のアレイがページ８８のノ
ードエントリー９６、９８、１００、及び１０４の位置
の跡をつけるので、ノードエントリーへの外部参照は、
ページ数とタグ数だけの跡をつけなければならない。二
次記憶装置にデータのユニットを格納するときに、本願
発明によって供給されたトリー・マネージャは、一つの
ページにあまりにも多くのデータのユニットを格納しよ
うと試みることによって、或いはユニットがページの利
用可能な空間よりも大きいときにページにデータのユニ
ットを格納しようと試みることによるいずれかで“ペー
ジ溢れ”の原因となりうる。本願発明の方法は、ページ
溢れを処理する、水平及び垂直の、双方向ページ分割を
提供する。水平分割は、通常のＢトリーアルゴリズムに
よって用いられる分割の形式である。水平及び垂直ペー
ジ分割は、図１２〜８Ｃを参照して、以下に詳細に説明
する。
Ｂ* トリーでさえも、Ｂ* トリーがその葉ノードに小さ
な、データの最小単位だけを格納するので、表Ａに示さ
れたデータを収容することができない。ＭＤＢトリー
は、データを格納できるので、データのユニットは、サ
ブトリーを包含しえ、かつサブトリーのサブノードは、
別のサブトリーを包含しうる、等。ＭＤＢトリーは、サ
ブユニットへのデータの論理的な分割を考慮して、それ
によりデータの大きなユニットがその中に格納されるこ
とを許容する。表Ａのデータを保持する例示のＭＤＢト
リーの説明を続ける前に、ＭＤＢトリーに対するページ
フォーマットを最初に説明することが必要である。図７
は、本発明の好ましい実施例のＭＤＢトリーのページ８
８に対する格納フォーマットのブロック図である。ペー
ジは、格納空間の隣接のブロックであり、一般的に４Ｋ
Ｂの大きさを有する。ＭＤＢトリーは、二次記憶装置２
３に書き込まれかつページユニットで二次記憶装置２３
から読み取られる。空間最適化のために、ＭＤＢトリー
の各ノードは、長さにおいて一ページであることが好ま
しい。ページ８８は、ページ識別子９２及びタグ９４の
アレイを包含する、ヘッダー（見出し）領域９０を包含
する。ヘッダー領域９０は、ページ８８に残された自由
空間の量を特定するインディケータ（標識）をも包含し
うる。ページ８８の残った部分は、トップ・オブ・ザ・
ページ（ＴＯＰ）ノード・エントリー９６、複数のノー
ド・エントリー９６、９８、１００、及び１０４、そし
て自由空間領域１０６を包含する。自由空間領域１０６
は、現在割り当てられていない格納空間である。タグ９
４のアレイは、ページ８８に格納された各ノードエント
リーの開始を識別するオフセットを包含する。各ノード
エントリー９６、９８、１００、及び１０４は、他のノ
ードエントリーと同じ大きさである必要はない。ＴＯＰ
ノードエントリー９６は、ＴＡＢ［０］（即ち、タグ９
４のアレイにおける最初のタグ）によって常に識別され
ることが好ましい。タグ９４のアレイがページ８８のノ
ードエントリー９６、９８、１００、及び１０４の位置
の跡をつけるので、ノードエントリーへの外部参照は、
ページ数とタグ数だけの跡をつけなければならない。二
次記憶装置にデータのユニットを格納するときに、本願
発明によって供給されたトリー・マネージャは、一つの
ページにあまりにも多くのデータのユニットを格納しよ
うと試みることによって、或いはユニットがページの利
用可能な空間よりも大きいときにページにデータのユニ
ットを格納しようと試みることによるいずれかで“ペー
ジ溢れ”の原因となりうる。本願発明の方法は、ページ
溢れを処理する、水平及び垂直の、双方向ページ分割を
提供する。水平分割は、通常のＢトリーアルゴリズムに
よって用いられる分割の形式である。水平及び垂直ペー
ジ分割は、図１２〜８Ｃを参照して、以下に詳細に説明
する。
【００２６】図８は、ＭＤＢトリー１０８に編成された
ときの表Ａの上部に示されたデータのブロック図であ
る。第１のページ１１０は、ノード１１２、１１４、１
１６、１１８、１２０、１２２、１２４及び１２６を包
含する。ページ１１０は、ＴＯＰノード１２８及びポイ
ンタノード１３０、１３２を更に含む。ＭＤＢトリー１
０８の第２のページ１３４は、ＴＯＰノード１３６とノ
ード１３８を包含する。ＭＤＢトリー１０８の第３のペ
ージは、ノード１４２、１４４、及び１４６とＴＯＰノ
ード１４８を包含する。根ノード１１２は、そのキー・
バリュー表にキー・バリュー“Ｂ”及び“Ｐ”を、そし
てそのサブノード表に子ノード１１４、１１６、及び１
１８に対するノード識別子を包含する。通常のＢトリー
におけるように、ノード１１２に格納されたキー・バリ
ューは、ＭＤＢトリー１０８を探索するときに次の下方
レベルへのどの経路を追従すべきかを決定する基礎を供
給する。それゆえに、探索されているキー・バリューが
“Ｂ”以下であるときには、子ノード１１４にポイント
する、ポインタ１１３が追従される。探索されているキ
ー・バリューが“Ｂ”よりも大きいが“Ｐ”以下である
ときには、子ノード１１６にポイントするポインタ１１
５が追従される。最後に、探索されているキー・バリュ
ーが“Ｐ”よりも大きいときには、子ノード１１８にポ
イントするポインタ１１７が追従される。ノード１１２
は、そのデータ領域にいかなるデータをも含まない。よ
り実用的な電話帳は、更に多くのキー・バリューを包含
することに注目すべきである。
ときの表Ａの上部に示されたデータのブロック図であ
る。第１のページ１１０は、ノード１１２、１１４、１
１６、１１８、１２０、１２２、１２４及び１２６を包
含する。ページ１１０は、ＴＯＰノード１２８及びポイ
ンタノード１３０、１３２を更に含む。ＭＤＢトリー１
０８の第２のページ１３４は、ＴＯＰノード１３６とノ
ード１３８を包含する。ＭＤＢトリー１０８の第３のペ
ージは、ノード１４２、１４４、及び１４６とＴＯＰノ
ード１４８を包含する。根ノード１１２は、そのキー・
バリュー表にキー・バリュー“Ｂ”及び“Ｐ”を、そし
てそのサブノード表に子ノード１１４、１１６、及び１
１８に対するノード識別子を包含する。通常のＢトリー
におけるように、ノード１１２に格納されたキー・バリ
ューは、ＭＤＢトリー１０８を探索するときに次の下方
レベルへのどの経路を追従すべきかを決定する基礎を供
給する。それゆえに、探索されているキー・バリューが
“Ｂ”以下であるときには、子ノード１１４にポイント
する、ポインタ１１３が追従される。探索されているキ
ー・バリューが“Ｂ”よりも大きいが“Ｐ”以下である
ときには、子ノード１１６にポイントするポインタ１１
５が追従される。最後に、探索されているキー・バリュ
ーが“Ｐ”よりも大きいときには、子ノード１１８にポ
イントするポインタ１１７が追従される。ノード１１２
は、そのデータ領域にいかなるデータをも含まない。よ
り実用的な電話帳は、更に多くのキー・バリューを包含
することに注目すべきである。
【００２７】ノード１１４は、“AUTOMOTIVE PARTS”の
主題ヘッディング（主題見出し）の下にエントリーをイ
ンデックスする、二次キー・バリュー“Ｇ”を包含す
る。ノード１１４のサブノード表は、サブノード１２０
と１２２に対するノード識別子（即ち、ポインタ１１９
と１２１）を包含する。サブノード１２０は、いかなる
キー・バリューもノード識別子も包含していない。サブ
ノード１２０は、店名（the name of the store ）、店
のアドレス（address of the store）、店の電話番号
（telephone number of the store ）、及び部品一覧表
（parts list）を含む、“AL'S PARTS STORE”に対する
データを包含する。サブノード１２２は、サブノード１
２０のように、キー・バリューを包含しないが、しかし
ポインタノード１３０に対するノード識別子１３３を包
含する。ポインタノード１３０は、ノード１２２以外の
ページに格納されるサブトリー１３４に対するノード識
別子１３１を包含する。サブトリー１３４は、ＴＯＰノ
ード１３６及びサブノード１３８からなる。ＴＯＰノー
ド１３６は、サブノード１２２と同じページに格納され
るにはあまりにも大きいデータを包含する、サブノード
１３８に対するノード識別子１３７を包含する。サブノ
ード１３８のデータ領域に格納されたデータは、絵（pi
cture ）のビットマップ及び部品一覧表を含む。サブノ
ード１３８は、そのキー・バリュー表にキー・バリュー
を包含せず、かつそのサブノード表にノード識別子を包
含しない。
主題ヘッディング（主題見出し）の下にエントリーをイ
ンデックスする、二次キー・バリュー“Ｇ”を包含す
る。ノード１１４のサブノード表は、サブノード１２０
と１２２に対するノード識別子（即ち、ポインタ１１９
と１２１）を包含する。サブノード１２０は、いかなる
キー・バリューもノード識別子も包含していない。サブ
ノード１２０は、店名（the name of the store ）、店
のアドレス（address of the store）、店の電話番号
（telephone number of the store ）、及び部品一覧表
（parts list）を含む、“AL'S PARTS STORE”に対する
データを包含する。サブノード１２２は、サブノード１
２０のように、キー・バリューを包含しないが、しかし
ポインタノード１３０に対するノード識別子１３３を包
含する。ポインタノード１３０は、ノード１２２以外の
ページに格納されるサブトリー１３４に対するノード識
別子１３１を包含する。サブトリー１３４は、ＴＯＰノ
ード１３６及びサブノード１３８からなる。ＴＯＰノー
ド１３６は、サブノード１２２と同じページに格納され
るにはあまりにも大きいデータを包含する、サブノード
１３８に対するノード識別子１３７を包含する。サブノ
ード１３８のデータ領域に格納されたデータは、絵（pi
cture ）のビットマップ及び部品一覧表を含む。サブノ
ード１３８は、そのキー・バリュー表にキー・バリュー
を包含せず、かつそのサブノード表にノード識別子を包
含しない。
【００２８】子ノード１１６は、主題ヘッディング“MO
VING COMPANIES”の下にエントリーをインデックスす
る、二次キー・バリュー“Ｐ”を包含する。子ノード１
１６のサブノード表は、二つのノード識別子１２５と１
２７を包含する。ノード識別子１２５は、サブノード１
２４にポイントし、かつ“Ｐ”以下の二次キー・バリュ
ーを捜しているときに追従される。ノード識別子１２７
は、サブノード１２６にポイントし、かつ“Ｐ”よりも
大きい二次キー・バリューを捜しているときに追従され
る。サブノード１２４は、キー・バリュー或いはノード
識別子を含まない葉ノードである。ノード１２４のデー
タ領域は、しかしながら、“JOE'S MOVERS, INC.”に対
するデータを保持する。サブノード１２６もキー・バリ
ューを含まない。ノード１２６は、他方、ポインタノー
ド１３２にポイントするノード識別子１３３を含む。ポ
インタノード１３２は、サブトリー１４０にポイントす
る。サブトリー１４０は、ＴＯＰノード１４８、及び三
つのサブノード１４２、１４４、及び１４６からなる。
ＴＯＰノード１４８は、サブノード１４４及び１４６に
包含されたデータをインデックスする、サブノード１４
２にポイントするノード識別子１４１を包含する。サブ
ノード１４４及び１４６のデータ領域は、“U-HAUL-IT-
COMPANY ”に関するデータを包含する。
VING COMPANIES”の下にエントリーをインデックスす
る、二次キー・バリュー“Ｐ”を包含する。子ノード１
１６のサブノード表は、二つのノード識別子１２５と１
２７を包含する。ノード識別子１２５は、サブノード１
２４にポイントし、かつ“Ｐ”以下の二次キー・バリュ
ーを捜しているときに追従される。ノード識別子１２７
は、サブノード１２６にポイントし、かつ“Ｐ”よりも
大きい二次キー・バリューを捜しているときに追従され
る。サブノード１２４は、キー・バリュー或いはノード
識別子を含まない葉ノードである。ノード１２４のデー
タ領域は、しかしながら、“JOE'S MOVERS, INC.”に対
するデータを保持する。サブノード１２６もキー・バリ
ューを含まない。ノード１２６は、他方、ポインタノー
ド１３２にポイントするノード識別子１３３を含む。ポ
インタノード１３２は、サブトリー１４０にポイントす
る。サブトリー１４０は、ＴＯＰノード１４８、及び三
つのサブノード１４２、１４４、及び１４６からなる。
ＴＯＰノード１４８は、サブノード１４４及び１４６に
包含されたデータをインデックスする、サブノード１４
２にポイントするノード識別子１４１を包含する。サブ
ノード１４４及び１４６のデータ領域は、“U-HAUL-IT-
COMPANY ”に関するデータを包含する。
【００２９】サブノード１４２は、二次キー・バリュー
“５”を包含する。サブノード１４２は、更に、それぞ
れサブノード１４４及び１４６にポイントする、ノード
識別子１４３及び１４５を含む。ノード識別子１４３
は、“５”以下の格納番号二次キー・バリューに対して
追従される。ノード１４４は、そのデータ領域の格納
“１”から“５”までに対するデータを保持するサブト
リー１４０の葉ノードである。サブノード１４４は、キ
ー・バリュー或いはノード識別子を含まない。サブノー
ド１４６もサブトリー１４０の葉ノードであるが、しか
しそのデータ領域の格納“６”から“１０”までに対す
るデータを保持する。サブノード１４４のように、サブ
ノード１４６は、キー・バリュー或いはノード識別子を
含まない。サブノード１４４及び１４６は、サブノード
１４２の子ノードである。子ノード１１８は、ＭＤＢト
リー１０８の葉ノードである。子ノード１１８は、キー
・バリュー或いはノード識別子を含まない。ノード１１
８のデータ領域は、主題ヘッディング“WASHERS & DRYE
RS”及び相互参照“SEE APPLIANCES”を識別する。サブ
トリー１４０がどのように実際に二次記憶装置に格納さ
れるかを理解することは、有用である。しかし、まず初
めに、サブトリー１４６に包含されるデータのユニット
の構造を調べることは、重要である。図９は、データの
ユニット１５０のブロック図であり、図１０は、それが
サブユニット１５２、１５４、及び１５６に区分された
後のデータのユニット１５０のブロック図である。
“５”を包含する。サブノード１４２は、更に、それぞ
れサブノード１４４及び１４６にポイントする、ノード
識別子１４３及び１４５を含む。ノード識別子１４３
は、“５”以下の格納番号二次キー・バリューに対して
追従される。ノード１４４は、そのデータ領域の格納
“１”から“５”までに対するデータを保持するサブト
リー１４０の葉ノードである。サブノード１４４は、キ
ー・バリュー或いはノード識別子を含まない。サブノー
ド１４６もサブトリー１４０の葉ノードであるが、しか
しそのデータ領域の格納“６”から“１０”までに対す
るデータを保持する。サブノード１４４のように、サブ
ノード１４６は、キー・バリュー或いはノード識別子を
含まない。サブノード１４４及び１４６は、サブノード
１４２の子ノードである。子ノード１１８は、ＭＤＢト
リー１０８の葉ノードである。子ノード１１８は、キー
・バリュー或いはノード識別子を含まない。ノード１１
８のデータ領域は、主題ヘッディング“WASHERS & DRYE
RS”及び相互参照“SEE APPLIANCES”を識別する。サブ
トリー１４０がどのように実際に二次記憶装置に格納さ
れるかを理解することは、有用である。しかし、まず初
めに、サブトリー１４６に包含されるデータのユニット
の構造を調べることは、重要である。図９は、データの
ユニット１５０のブロック図であり、図１０は、それが
サブユニット１５２、１５４、及び１５６に区分された
後のデータのユニット１５０のブロック図である。
【００３０】図１１は、図７の格納フォーマットに基づ
き二次記憶装置に格納されたサブトリー１４０のブロッ
ク図である。サブトリー１４０は、四つのノードエント
リー１４８、１４２、１４４、及び１４６からなる。Ｔ
ＯＰノード１４８は、サブノード１４２へのポインタ１
４１を包含する。ＴＯＰ１４０は、キー・バリュー或い
はデータを包含しない。サブノード１４２は、そのキー
・バリュー表に“５”を包含し、そのサブノード表にポ
インタ１４３及び１４５を包含する。ポインタ１４３
は、サブノード１４４にポイントし、ポインタ１４５
は、サブノード１４６にポインタする。サブノード１４
４は、キー・バリュー或いはサブノードへのポインタを
包含しないが、データのサブユニット１５２（図１０）
を包含する。同様に、サブノード１４６は、キー・バリ
ュー或いはサブノードへのポインタを包含しないが、デ
ータのサブユニット１５４（図１０）を包含する。ここ
で図８を参照すると、ＭＤＢトリー１０８は、適当なキ
ー・バリューが見出されたときに依存してキー・バリュ
ーを調べかつポインタを追従する通常のＢトリー走査ル
ーチンを用いて走査される。ポインタノード１３０及び
１３２そしてＴＯＰノード１３６及び１４８は、ルーチ
ンがノード１２２、１２６の“内部を見る（捜す）”こ
とがないかぎり、ＭＤＢトリー１０８を保守するルーチ
ンに対して見えない。
き二次記憶装置に格納されたサブトリー１４０のブロッ
ク図である。サブトリー１４０は、四つのノードエント
リー１４８、１４２、１４４、及び１４６からなる。Ｔ
ＯＰノード１４８は、サブノード１４２へのポインタ１
４１を包含する。ＴＯＰ１４０は、キー・バリュー或い
はデータを包含しない。サブノード１４２は、そのキー
・バリュー表に“５”を包含し、そのサブノード表にポ
インタ１４３及び１４５を包含する。ポインタ１４３
は、サブノード１４４にポイントし、ポインタ１４５
は、サブノード１４６にポインタする。サブノード１４
４は、キー・バリュー或いはサブノードへのポインタを
包含しないが、データのサブユニット１５２（図１０）
を包含する。同様に、サブノード１４６は、キー・バリ
ュー或いはサブノードへのポインタを包含しないが、デ
ータのサブユニット１５４（図１０）を包含する。ここ
で図８を参照すると、ＭＤＢトリー１０８は、適当なキ
ー・バリューが見出されたときに依存してキー・バリュ
ーを調べかつポインタを追従する通常のＢトリー走査ル
ーチンを用いて走査される。ポインタノード１３０及び
１３２そしてＴＯＰノード１３６及び１４８は、ルーチ
ンがノード１２２、１２６の“内部を見る（捜す）”こ
とがないかぎり、ＭＤＢトリー１０８を保守するルーチ
ンに対して見えない。
【００３１】ＭＤＢトリー１０８にデータのユニットを
挿入するために、本発明の好ましい実施例は、挿入ルー
チンを提供する。挿入ルーチンは、図１２〜８Ｃを参照
して以下に詳細に説明する。しかしながら、挿入ルーチ
ンの詳細を述べる前に、挿入ルーチン及び水平・垂直分
割の概要を最初に述べることは、有用である。ＭＤＢト
リー１０８のどこ（即ち、どのページ）にデータのユニ
ットが属するのかを決定した後に、トリー・マネージャ
は、ページにデータのユニットを格納することを試み
る。もしユニットがページの利用可能な空間よりも大き
いならば、好ましい実施例は、ページに現在格納された
データのユニット、挿入されているデータのユニット、
或いはページ自体のいずれかを分割することを試みる。
データのユニットを分割することは、垂直分割と呼ば
れ、ページを分割することは、水平分割と呼ばれる。一
般的に、垂直分割は、分割されるデータのユニットがサ
ブノードに区分されうることを想定する。サブノードの
一つは、ページに格納され、そして他のサブノードは、
新しいページにサブトリーとして格納される。（サブト
リーは、一つのサブノードだけで表されうる。）次に、
新しいページへのポインタは、サブノードのサブノード
表にノードエントリーとしてリストされた、ポインタノ
ードに格納される。ポインタノード及び新しいページの
生成は、ＭＤＢトリー全体に別のレベルを付加しない。
それよりも、分割されたデータのユニットだけが追加の
レベルを得る。
挿入するために、本発明の好ましい実施例は、挿入ルー
チンを提供する。挿入ルーチンは、図１２〜８Ｃを参照
して以下に詳細に説明する。しかしながら、挿入ルーチ
ンの詳細を述べる前に、挿入ルーチン及び水平・垂直分
割の概要を最初に述べることは、有用である。ＭＤＢト
リー１０８のどこ（即ち、どのページ）にデータのユニ
ットが属するのかを決定した後に、トリー・マネージャ
は、ページにデータのユニットを格納することを試み
る。もしユニットがページの利用可能な空間よりも大き
いならば、好ましい実施例は、ページに現在格納された
データのユニット、挿入されているデータのユニット、
或いはページ自体のいずれかを分割することを試みる。
データのユニットを分割することは、垂直分割と呼ば
れ、ページを分割することは、水平分割と呼ばれる。一
般的に、垂直分割は、分割されるデータのユニットがサ
ブノードに区分されうることを想定する。サブノードの
一つは、ページに格納され、そして他のサブノードは、
新しいページにサブトリーとして格納される。（サブト
リーは、一つのサブノードだけで表されうる。）次に、
新しいページへのポインタは、サブノードのサブノード
表にノードエントリーとしてリストされた、ポインタノ
ードに格納される。ポインタノード及び新しいページの
生成は、ＭＤＢトリー全体に別のレベルを付加しない。
それよりも、分割されたデータのユニットだけが追加の
レベルを得る。
【００３２】データのユニットが分割されるサブユニッ
トの数の決定は、ページで利用可能な自由空間の数及び
データのユニットの構造に依存する。データのユニット
１５０（図９）は、あらゆる数のサブユニットに分割さ
れうる。本発明の好ましい実施例がページにあまりにも
多くのデータのユニットを格納することを試みるときに
は、もしデータのユニットが垂直方向に分割されえない
ならば、ページは水平方向に分割されうる。一般的に、
ページを水平方向に分割するために、トリー・マネージ
ャは、ページのノードエントリーのサブセットを新しい
隣接ページに移動し、かつ新しいキー・バリュー及び新
しいページへのポインタを、分割されるページの親ペー
ジに格納する。通常のＢトリーにおけるように、古いペ
ージと新しい隣接ページは、ページヘッダー（page hea
ders）の次ページ及び前ページ・リンクフィールド（ne
xt page and previous page link fields ）によってリ
ンクされる。次ページ及び前ページ・リンクフィールド
は、トリーの上部レベルページを巡回することを必要と
せずにトリー走査を容易にする。ＭＤＢトリーの構造の
上記説明を与えて、どのようにトリーが保守されるかを
調べることは、有用である。本発明の好ましい実施例に
おいて、ＭＤＢトリーは、ファイルシステムの一部であ
るトリー・マネージャによって保守される。図１２は、
ＭＤＢトリーに新しいデータのユニットを格納すること
におけるトリー・マネージャによって実行されるステッ
プスのフロー図である。ステップ１６０では、トリー・
マネージャは、新しいデータのユニットが格納されるべ
きページを選択する。この選択は、適当なページを見出
すためにＭＤＢトリーの探索を要求する。ステップ１６
２では、現行ページ変数を選択されたページに設定す
る。現行ページ変数は、値を保持するのに適用なあらゆ
るデータ構造である。ステップ１６４では、トリー・マ
ネージャは、ＭＤＢトリーに挿入されるべき新しいデー
タのユニットが、現行ページ変数によって指定されたよ
うに現行ページに適合するかどうかを決定する。即ち、
トリー・マネージャは、データのユニットの大きさが現
行ページの利用可能な空間の大きさよりも小さいかどう
かを決定する。もしデータのユニットが現行ページに適
合するならば、ステップ１６６では、トリー・マネージ
ャが現行ページにデータのユニットを格納し、そして挿
入されたユニットの親ノードを更新する。親ノードの更
新は、挿入されたユニットへのポインタを親ノードのサ
ブノード表に格納することを含む。
トの数の決定は、ページで利用可能な自由空間の数及び
データのユニットの構造に依存する。データのユニット
１５０（図９）は、あらゆる数のサブユニットに分割さ
れうる。本発明の好ましい実施例がページにあまりにも
多くのデータのユニットを格納することを試みるときに
は、もしデータのユニットが垂直方向に分割されえない
ならば、ページは水平方向に分割されうる。一般的に、
ページを水平方向に分割するために、トリー・マネージ
ャは、ページのノードエントリーのサブセットを新しい
隣接ページに移動し、かつ新しいキー・バリュー及び新
しいページへのポインタを、分割されるページの親ペー
ジに格納する。通常のＢトリーにおけるように、古いペ
ージと新しい隣接ページは、ページヘッダー（page hea
ders）の次ページ及び前ページ・リンクフィールド（ne
xt page and previous page link fields ）によってリ
ンクされる。次ページ及び前ページ・リンクフィールド
は、トリーの上部レベルページを巡回することを必要と
せずにトリー走査を容易にする。ＭＤＢトリーの構造の
上記説明を与えて、どのようにトリーが保守されるかを
調べることは、有用である。本発明の好ましい実施例に
おいて、ＭＤＢトリーは、ファイルシステムの一部であ
るトリー・マネージャによって保守される。図１２は、
ＭＤＢトリーに新しいデータのユニットを格納すること
におけるトリー・マネージャによって実行されるステッ
プスのフロー図である。ステップ１６０では、トリー・
マネージャは、新しいデータのユニットが格納されるべ
きページを選択する。この選択は、適当なページを見出
すためにＭＤＢトリーの探索を要求する。ステップ１６
２では、現行ページ変数を選択されたページに設定す
る。現行ページ変数は、値を保持するのに適用なあらゆ
るデータ構造である。ステップ１６４では、トリー・マ
ネージャは、ＭＤＢトリーに挿入されるべき新しいデー
タのユニットが、現行ページ変数によって指定されたよ
うに現行ページに適合するかどうかを決定する。即ち、
トリー・マネージャは、データのユニットの大きさが現
行ページの利用可能な空間の大きさよりも小さいかどう
かを決定する。もしデータのユニットが現行ページに適
合するならば、ステップ１６６では、トリー・マネージ
ャが現行ページにデータのユニットを格納し、そして挿
入されたユニットの親ノードを更新する。親ノードの更
新は、挿入されたユニットへのポインタを親ノードのサ
ブノード表に格納することを含む。
【００３３】もしデータのユニットが現行ページに適合
しないならば（ステップ１６４）、ステップ１６８で
は、トリー・マネージャが現行ページの全てのサブトリ
ーの重みを決定する。サブトリーの“重み”は、サブト
リーの全てのサブノードの大きさである。もし１ＫＢよ
りも大きな重みを有するサブトリーが存在するならば
（ステップ１７０）、例えば、トリー・マネージャは、
そのサブトリーを垂直方向に分割する。垂直分割は、図
１３を参照してより詳細に説明する。もし１ＫＢよりも
大きな重みを有するサブトリーが存在しないならば（ス
テップ１７０）、トリー・マネージャは、現行ページを
水平方向に分割する。水平分割は、図１４を参照してよ
り詳細に説明する。図１３は、ノード（図１２及び図１
３の“Ｂ”を参照）を垂直方向に分割するためにトリー
・マネージャによって実行されるステップのフロー図で
ある。ノードの垂直分割は、ノードのサブトリーを新し
いページに移動させる。ステップ１７２では、トリー・
マネージャは、１ＫＢよりも大きい重みを有するサブト
リーを選択する（ステップ１７０参照）。ステップ１７
４では、トリー・マネージャは、ポインタノードを生成
し、かつ現行ページにポインタノードを格納する。ステ
ップ１７６では、トリー・マネージャは、選択されたサ
ブトリーの親ノードのサブノード表にポインタノードの
ノード識別子を格納する。ステップ１７８では、トリー
・マネージャは、ファイルシステムによって供給された
メモリマネージメントルーチンから新しいページの割り
当てを要求し、新しいページにＴＯＰノードを格納す
る。ステップ１８０では、トリー・マネージャは、選択
されたサブトリーを新しいページに格納し（ＴＯＰノー
ドのサブトリーとして）、かつサブトリーへのポインタ
をＴＯＰノードのサブノード表に格納する。ステップ１
８２では、トリー・マネージャは、ＴＯＰノードへのポ
インタをポインタノードに格納する。垂直分割の後、ス
テップ１８４では、トリー・マネージャは、データのユ
ニットが現行ページに適合するかどうかを再び決定する
（図１２の“Ｃ”を参照）。もしデータのユニットが現
行ページにまだ適合しないならば、トリー・マネージャ
は、現行ページを水平方向に分割する。もしデータのユ
ニットが現行ページに適合するならば、ステップ１８６
では、トリー・マネージャは、データのユニットを現行
ページに格納し、かつデータのユニットへのポインタを
挿入されたユニットの親ノードのサブノード表に格納す
る。
しないならば（ステップ１６４）、ステップ１６８で
は、トリー・マネージャが現行ページの全てのサブトリ
ーの重みを決定する。サブトリーの“重み”は、サブト
リーの全てのサブノードの大きさである。もし１ＫＢよ
りも大きな重みを有するサブトリーが存在するならば
（ステップ１７０）、例えば、トリー・マネージャは、
そのサブトリーを垂直方向に分割する。垂直分割は、図
１３を参照してより詳細に説明する。もし１ＫＢよりも
大きな重みを有するサブトリーが存在しないならば（ス
テップ１７０）、トリー・マネージャは、現行ページを
水平方向に分割する。水平分割は、図１４を参照してよ
り詳細に説明する。図１３は、ノード（図１２及び図１
３の“Ｂ”を参照）を垂直方向に分割するためにトリー
・マネージャによって実行されるステップのフロー図で
ある。ノードの垂直分割は、ノードのサブトリーを新し
いページに移動させる。ステップ１７２では、トリー・
マネージャは、１ＫＢよりも大きい重みを有するサブト
リーを選択する（ステップ１７０参照）。ステップ１７
４では、トリー・マネージャは、ポインタノードを生成
し、かつ現行ページにポインタノードを格納する。ステ
ップ１７６では、トリー・マネージャは、選択されたサ
ブトリーの親ノードのサブノード表にポインタノードの
ノード識別子を格納する。ステップ１７８では、トリー
・マネージャは、ファイルシステムによって供給された
メモリマネージメントルーチンから新しいページの割り
当てを要求し、新しいページにＴＯＰノードを格納す
る。ステップ１８０では、トリー・マネージャは、選択
されたサブトリーを新しいページに格納し（ＴＯＰノー
ドのサブトリーとして）、かつサブトリーへのポインタ
をＴＯＰノードのサブノード表に格納する。ステップ１
８２では、トリー・マネージャは、ＴＯＰノードへのポ
インタをポインタノードに格納する。垂直分割の後、ス
テップ１８４では、トリー・マネージャは、データのユ
ニットが現行ページに適合するかどうかを再び決定する
（図１２の“Ｃ”を参照）。もしデータのユニットが現
行ページにまだ適合しないならば、トリー・マネージャ
は、現行ページを水平方向に分割する。もしデータのユ
ニットが現行ページに適合するならば、ステップ１８６
では、トリー・マネージャは、データのユニットを現行
ページに格納し、かつデータのユニットへのポインタを
挿入されたユニットの親ノードのサブノード表に格納す
る。
【００３４】図１４は、ページを水平方向に分割すべく
トリー・マネージャによって用いられるステップのフロ
ー図である。ステップ１８８では、トリー・マネージャ
は、ファイルシステムによって供給されたメモリマネー
ジメントルーチンから新しいページの割り当てを要求す
る。トリーの終わり（または始まり）に新しいノードを
挿入するときに、水平分割の特別の場合が発生する。ペ
ージの次ページ（または前ページ）リンク・フィールド
が空白（null）なので、トリーの終わり（または始ま
り）を認識することは、容易である。ステップ１９０で
は、トリー・マネージャは、現行ページがＭＤＢトリー
の終わりであるか或いは始まりであるかを決定する。も
しそうであれば、半分にページを分割する代わりに、ス
テップ１９６では、トリー・マネージャは、新しいデー
タのユニットだけを新たに割り当てられた次ページに格
納する。これは、オーバーヘッドをセーブし、かつノー
ドがキー・バリュー・シーケンスで一度に一つ加えられ
るときに、短縮空間利用（compact space utilization
）に導く。もし現行ページがＭＤＢトリーの終わりま
たは始まりでないならば、ステップ１９２では、トリー
・マネージャは、新しいページが現行ページの下（即
ち、現行ページよりも下方のアドレス）に物理的に位置
付けられているかどうかを決定する。もし新しいページ
が分割されるページの下に物理的に位置付けられている
ならば、ステップ１９４では、トリー・マネージャは、
中間のキー・バリュー以下のキー・バリューを有する子
ノードの全てを新しいページに移動する。中間キー・バ
リューは、分割されるページに格納された順序付けられ
たキー・バリューの全ての中間である。もし新しいペー
ジが現行ページの上（即ち、より高位のメモリアドレ
ス）に物理的に位置付けられているならば、ステップ１
９８では、トリー・マネージャは、中間キー・バリュー
以上のキー・バリューを有する子ノードの全てを新しい
ページに移動する。子ノードを新しいページに移動した
後に、ステップ２００では、トリー・マネージャは、中
間キー・バリューを、移動した子ノードに対する親ノー
ドのキー・バリュー表に格納し、かつ新しいページのＴ
ＯＰノードのノード識別子を、移動した子ノードに対す
る親ノードのサブノード表に格納する。
トリー・マネージャによって用いられるステップのフロ
ー図である。ステップ１８８では、トリー・マネージャ
は、ファイルシステムによって供給されたメモリマネー
ジメントルーチンから新しいページの割り当てを要求す
る。トリーの終わり（または始まり）に新しいノードを
挿入するときに、水平分割の特別の場合が発生する。ペ
ージの次ページ（または前ページ）リンク・フィールド
が空白（null）なので、トリーの終わり（または始ま
り）を認識することは、容易である。ステップ１９０で
は、トリー・マネージャは、現行ページがＭＤＢトリー
の終わりであるか或いは始まりであるかを決定する。も
しそうであれば、半分にページを分割する代わりに、ス
テップ１９６では、トリー・マネージャは、新しいデー
タのユニットだけを新たに割り当てられた次ページに格
納する。これは、オーバーヘッドをセーブし、かつノー
ドがキー・バリュー・シーケンスで一度に一つ加えられ
るときに、短縮空間利用（compact space utilization
）に導く。もし現行ページがＭＤＢトリーの終わりま
たは始まりでないならば、ステップ１９２では、トリー
・マネージャは、新しいページが現行ページの下（即
ち、現行ページよりも下方のアドレス）に物理的に位置
付けられているかどうかを決定する。もし新しいページ
が分割されるページの下に物理的に位置付けられている
ならば、ステップ１９４では、トリー・マネージャは、
中間のキー・バリュー以下のキー・バリューを有する子
ノードの全てを新しいページに移動する。中間キー・バ
リューは、分割されるページに格納された順序付けられ
たキー・バリューの全ての中間である。もし新しいペー
ジが現行ページの上（即ち、より高位のメモリアドレ
ス）に物理的に位置付けられているならば、ステップ１
９８では、トリー・マネージャは、中間キー・バリュー
以上のキー・バリューを有する子ノードの全てを新しい
ページに移動する。子ノードを新しいページに移動した
後に、ステップ２００では、トリー・マネージャは、中
間キー・バリューを、移動した子ノードに対する親ノー
ドのキー・バリュー表に格納し、かつ新しいページのＴ
ＯＰノードのノード識別子を、移動した子ノードに対す
る親ノードのサブノード表に格納する。
【００３５】右水平分割は、分割キー・バリュー以上の
キー・バリューを有する全ての子ノードを隣接次ページ
に移動する。左水平分割は、分割キー・バリュー以下の
キー・バリューを有する全ての子ノードを隣接前ページ
に移動する。オリジナル・ページでは、ノードの削除さ
れたサブセットは、ページ空間及びページタグをフリー
アップ（free-up ）する。本発明の好ましい実施例にお
いて、上記方法は、格納された情報を表しかつ検索する
ための均一でかつ容易に保守可能な手段に導く。上記方
法は、例えば、大きなレコード、非常に大きなフィール
ド・オカレンス（field occurrences ）（バイナリ・ラ
ージ・オブジェクト）、及びビットマップを表わすのに
有用である。ビットマップ、例えばビデオ画像は、しば
しば時間と共に成長するので、ビットマップは、多次元
Ｂトリーによって特によく表される。本発明により提供
される保守アルゴリズムは、サイズにおけるビットマッ
プの増大を効果的に扱う。本発明の方法及びシステム
は、好ましい実施例により記載されたけれども、本発明
がこの実施例に限定されたことを企図していない。本発
明のスピリット内における変更は、この技術分野の者に
とっては自明であろう。本発明のスコープは、特許請求
の範囲によってのみ規定される。
キー・バリューを有する全ての子ノードを隣接次ページ
に移動する。左水平分割は、分割キー・バリュー以下の
キー・バリューを有する全ての子ノードを隣接前ページ
に移動する。オリジナル・ページでは、ノードの削除さ
れたサブセットは、ページ空間及びページタグをフリー
アップ（free-up ）する。本発明の好ましい実施例にお
いて、上記方法は、格納された情報を表しかつ検索する
ための均一でかつ容易に保守可能な手段に導く。上記方
法は、例えば、大きなレコード、非常に大きなフィール
ド・オカレンス（field occurrences ）（バイナリ・ラ
ージ・オブジェクト）、及びビットマップを表わすのに
有用である。ビットマップ、例えばビデオ画像は、しば
しば時間と共に成長するので、ビットマップは、多次元
Ｂトリーによって特によく表される。本発明により提供
される保守アルゴリズムは、サイズにおけるビットマッ
プの増大を効果的に扱う。本発明の方法及びシステム
は、好ましい実施例により記載されたけれども、本発明
がこの実施例に限定されたことを企図していない。本発
明のスピリット内における変更は、この技術分野の者に
とっては自明であろう。本発明のスコープは、特許請求
の範囲によってのみ規定される。
【００３６】
【発明の効果】本発明のコンピュータシステムの方法で
は、データの一群をインデックスするトリーデータ構造
の一部として格納装置に第１の関連するノード識別子を
有する第１のノードエントリーを格納し、第１のノード
エントリーは、キー・バリューを格納するフィールド
と、サブノードに対する識別情報を格納するフィールド
と、データのユニットを格納する第１のデータ領域とを
備え、データのユニットを第１のデータ領域に格納する
段階を具備するので、ページ溢れを生じることなく効率
よく格納装置にデータのユニットを格納することができ
る。本発明のコンピュータシステムの方法では、データ
の一群をインデックスするトリーデータ構造の一部とし
て格納装置に第１の関連するノード識別子を有する第１
のノードエントリーを供給し、第１のノードエントリー
は、キー・バリューを格納するフィールドと、サブノー
ドに対する識別子情報を格納するフィールドと、データ
のユニットを格納する第１のデータ領域とを備え、格納
装置にデータのユニットを格納するために要求を受け取
り、データのユニットが第１のデータ領域に格納されう
るかどうかを決定し、データのユニットが第１のデータ
領域に格納されえないことが決定されたときに、格納装
置に新しいノードエントリーを生成し、新しいノードエ
ントリーは、新しいノード識別子を有しかつ新しいキー
・バリュー表と、新しいサブノード表と、新しいデータ
領域とを備え、データのユニットを新しいデータ領域に
格納し、格納装置にポインタノードエントリーを生成
し、ポインタノードエントリーは、ポインタノード識別
子を有し、新たなノード識別子をポインタノードエント
リーに格納し、ポインタノード識別子を第１のサブノー
ド表に格納し、データのユニットが第１のデータ領域に
格納されうることが決定されたときに、データのユニッ
トを第１のデータ領域に格納する段階を具備するので、
ページ溢れを生じることなく効率よく格納装置にデータ
のユニットを格納することができる。
は、データの一群をインデックスするトリーデータ構造
の一部として格納装置に第１の関連するノード識別子を
有する第１のノードエントリーを格納し、第１のノード
エントリーは、キー・バリューを格納するフィールド
と、サブノードに対する識別情報を格納するフィールド
と、データのユニットを格納する第１のデータ領域とを
備え、データのユニットを第１のデータ領域に格納する
段階を具備するので、ページ溢れを生じることなく効率
よく格納装置にデータのユニットを格納することができ
る。本発明のコンピュータシステムの方法では、データ
の一群をインデックスするトリーデータ構造の一部とし
て格納装置に第１の関連するノード識別子を有する第１
のノードエントリーを供給し、第１のノードエントリー
は、キー・バリューを格納するフィールドと、サブノー
ドに対する識別子情報を格納するフィールドと、データ
のユニットを格納する第１のデータ領域とを備え、格納
装置にデータのユニットを格納するために要求を受け取
り、データのユニットが第１のデータ領域に格納されう
るかどうかを決定し、データのユニットが第１のデータ
領域に格納されえないことが決定されたときに、格納装
置に新しいノードエントリーを生成し、新しいノードエ
ントリーは、新しいノード識別子を有しかつ新しいキー
・バリュー表と、新しいサブノード表と、新しいデータ
領域とを備え、データのユニットを新しいデータ領域に
格納し、格納装置にポインタノードエントリーを生成
し、ポインタノードエントリーは、ポインタノード識別
子を有し、新たなノード識別子をポインタノードエント
リーに格納し、ポインタノード識別子を第１のサブノー
ド表に格納し、データのユニットが第１のデータ領域に
格納されうることが決定されたときに、データのユニッ
トを第１のデータ領域に格納する段階を具備するので、
ページ溢れを生じることなく効率よく格納装置にデータ
のユニットを格納することができる。
【００３７】本発明のためのコンピュータシステムの方
法では、複数のノードエントリー群を格納装置に格納
し、各ノードエントリー群は、一つ以上のノードエント
リーを備えかつある量の利用可能な空間を有し、各ノー
ドエントリーは、固有なノード識別子を有しかつキー・
バリュー表と、サブノード表と、データのユニットを格
納するデータ領域とを備え、データのユニットのキー・
バリューに基づいて、複数のノードエントリー群のいず
れに選択されたデータのユニットを記憶すべきかを決定
し、データのユニットの大きさと決定されたノードエン
トリー群の利用可能な空間の量とに基づいて、選択され
たデータのユニットが決定されたノードエントリー群に
格納されうるかどうかを決定し、決定されたノードエン
トリー群の利用可能な空間の量がデータのユニットの大
きさよりも小さいときに、格納装置に新しいノードエン
トリー群を生成し、新しいノードエントリー群は、新し
いノード識別子を有する新しいノードエントリーを包含
しかつ新しいキー・バリュー表と、新しいサブノード表
と、新しいデータ領域とを備え、データのユニットを新
しいデータ領域に格納し、新しいノードエントリーの新
しいノード識別子を決定されたノードエントリーのサブ
ノード表に格納する段階を具備するので、関連するキー
・バリュー及び大きさを有するデータの選択されたユニ
ットを、ページ溢れを発生しないで効率よく格納装置に
格納することができる。
法では、複数のノードエントリー群を格納装置に格納
し、各ノードエントリー群は、一つ以上のノードエント
リーを備えかつある量の利用可能な空間を有し、各ノー
ドエントリーは、固有なノード識別子を有しかつキー・
バリュー表と、サブノード表と、データのユニットを格
納するデータ領域とを備え、データのユニットのキー・
バリューに基づいて、複数のノードエントリー群のいず
れに選択されたデータのユニットを記憶すべきかを決定
し、データのユニットの大きさと決定されたノードエン
トリー群の利用可能な空間の量とに基づいて、選択され
たデータのユニットが決定されたノードエントリー群に
格納されうるかどうかを決定し、決定されたノードエン
トリー群の利用可能な空間の量がデータのユニットの大
きさよりも小さいときに、格納装置に新しいノードエン
トリー群を生成し、新しいノードエントリー群は、新し
いノード識別子を有する新しいノードエントリーを包含
しかつ新しいキー・バリュー表と、新しいサブノード表
と、新しいデータ領域とを備え、データのユニットを新
しいデータ領域に格納し、新しいノードエントリーの新
しいノード識別子を決定されたノードエントリーのサブ
ノード表に格納する段階を具備するので、関連するキー
・バリュー及び大きさを有するデータの選択されたユニ
ットを、ページ溢れを発生しないで効率よく格納装置に
格納することができる。
【００３８】本発明のコンピュータシステムの方法で
は、格納装置は、複数の固定サイズブロックに論理的に
分けられ、各ブロックは、ブロックヘッダーと、タグの
アレイと、複数のノードエントリーとを備え、各ノード
エントリーは、キー・バリュー表と、サブノード表と、
データ表とを備えている方法であって、キー・バリュー
を選択されたデータユニットに割り当て、割り当てられ
たキー・バリューに基づいて、どのノードエントリーに
選択されたデータユニットが格納されるべきかを決定
し、選択されたデータユニットが決定されたノードエン
トリーを包含するブロックに格納されうるかどうかを決
定し、選択されたデータユニットが決定されたノードエ
ントリーを包含するブロックに格納されうるときに、選
択されたデータユニットが決定されたノードエントリー
に格納されうるかどうかを決定し、選択されたデータユ
ニットが決定されたノードエントリーに格納されうると
きに、選択されたデータユニットを決定されたノードエ
ントリーに格納し、選択されたデータユニットが決定さ
れたノードエントリーに格納されえないが決定されたノ
ードエントリーを包含するブロックに格納されうるとき
に、新しいノードエントリーを生成しかつ選択されたデ
ータユニットを新しいノードエントリーに格納し、新し
いノードエントリーのノード識別子を決定されたノード
エントリーのサブノード表に格納し、選択されたデータ
ユニットのキー・バリューを決定されたノードエントリ
ーのキー・バリュー表に格納し、選択されたデータユニ
ットが決定されたノードエントリーに格納されえずかつ
決定されたノードエントリーを包含するブロックに格納
されえないときに、新しいブロックの割り当てを要求
し、新しいノードエントリーを生成しかつ選択されたデ
ータユニットを新しいノードエントリーに格納し、ポイ
ンタノードを決定れたノードエントリーを包含するブロ
ックに格納しかつ新しいノードエントリーのノード識別
子をポインタノードに格納し、ポインタノードのノード
識別子を決定されたノードエントリーのサブノード表に
格納し、選択されたデータユニットのキー・バリューを
決定されたノードエントリーのキー・バリュー表に格納
する段階を具備するので、ページ溢れを発生することな
く、効率的に選択されたデータユニットを格納装置に格
納することができる。
は、格納装置は、複数の固定サイズブロックに論理的に
分けられ、各ブロックは、ブロックヘッダーと、タグの
アレイと、複数のノードエントリーとを備え、各ノード
エントリーは、キー・バリュー表と、サブノード表と、
データ表とを備えている方法であって、キー・バリュー
を選択されたデータユニットに割り当て、割り当てられ
たキー・バリューに基づいて、どのノードエントリーに
選択されたデータユニットが格納されるべきかを決定
し、選択されたデータユニットが決定されたノードエン
トリーを包含するブロックに格納されうるかどうかを決
定し、選択されたデータユニットが決定されたノードエ
ントリーを包含するブロックに格納されうるときに、選
択されたデータユニットが決定されたノードエントリー
に格納されうるかどうかを決定し、選択されたデータユ
ニットが決定されたノードエントリーに格納されうると
きに、選択されたデータユニットを決定されたノードエ
ントリーに格納し、選択されたデータユニットが決定さ
れたノードエントリーに格納されえないが決定されたノ
ードエントリーを包含するブロックに格納されうるとき
に、新しいノードエントリーを生成しかつ選択されたデ
ータユニットを新しいノードエントリーに格納し、新し
いノードエントリーのノード識別子を決定されたノード
エントリーのサブノード表に格納し、選択されたデータ
ユニットのキー・バリューを決定されたノードエントリ
ーのキー・バリュー表に格納し、選択されたデータユニ
ットが決定されたノードエントリーに格納されえずかつ
決定されたノードエントリーを包含するブロックに格納
されえないときに、新しいブロックの割り当てを要求
し、新しいノードエントリーを生成しかつ選択されたデ
ータユニットを新しいノードエントリーに格納し、ポイ
ンタノードを決定れたノードエントリーを包含するブロ
ックに格納しかつ新しいノードエントリーのノード識別
子をポインタノードに格納し、ポインタノードのノード
識別子を決定されたノードエントリーのサブノード表に
格納し、選択されたデータユニットのキー・バリューを
決定されたノードエントリーのキー・バリュー表に格納
する段階を具備するので、ページ溢れを発生することな
く、効率的に選択されたデータユニットを格納装置に格
納することができる。
【００３９】本発明のコンピュータシステムでは、一群
のデータをインデックスするトリーデータ構造の一部と
して格納装置にノードエントリーを格納するノード格納
機構と、ノードエントリーは、それに対応付けられて第
１のノード識別子を有しかつキー・バリューを格納する
第１のキー・バリュー表と、サブノードのノード識別子
を格納する第１のサブノード表と、データのユニットを
格納する第１のデータ領域とを備え、データのユニット
を第１のデータ領域に格納するデータ格納機構とを備え
ているので、ページ溢れを発生することなく効率よくデ
ータのユニットを格納装置に格納することができる。本
発明のコンピュータシステムでは、選択されたデータの
ユニットは、関連するキー・バリューとある大きさを有
し、格納装置は、複数のノードエントリー群（ページ）
を格納し、各ノードエントリー群（ページ）は、一つ以
上のノードエントリーを備えかつある量の利用可能な空
間を有し、各ノードエントリーは、固有のノード識別子
を有しかつキー・バリュー表と、サブノード表と、デー
タのユニットを格納するデータ領域とを備えるコンピュ
ータシステムであって、データのユニットのキー・バリ
ューに基づいて、複数のノードエントリー群（ページ）
のどれに選択されたデータのユニットが格納されるべき
かを決定する手段と、データのユニットの大きさ及び決
定されたノードエントリー群（ページ）の利用可能な空
間の量に基づいて、選択されたデータのユニットが決定
されたノードエントリー群（ページ）に格納されうるか
どうかを決定する手段と、決定されたノードエントリー
群の利用可能な空間の量がデータのユニットの大きさよ
りも小さいときに、新しいノードエントリー群（ペー
ジ）を格納装置に生成する手段と、新しいノードエント
リー群（ページ）は、新しいノード識別子を有する新し
いノードエントリーを包含しかつ新しいキー・バリュー
表と、新しいサブノード表と、新しいデータ領域とを備
え、データのユニットを新しいデータ領域に格納する手
段と、新しいノードエントリーの新しいノード識別子を
決定されたノードエントリーのサブノード表に格納する
手段とを備えているので、ページ溢れを発生することな
く効率よく選択されたデータのユニットを格納装置に格
納することができる。
のデータをインデックスするトリーデータ構造の一部と
して格納装置にノードエントリーを格納するノード格納
機構と、ノードエントリーは、それに対応付けられて第
１のノード識別子を有しかつキー・バリューを格納する
第１のキー・バリュー表と、サブノードのノード識別子
を格納する第１のサブノード表と、データのユニットを
格納する第１のデータ領域とを備え、データのユニット
を第１のデータ領域に格納するデータ格納機構とを備え
ているので、ページ溢れを発生することなく効率よくデ
ータのユニットを格納装置に格納することができる。本
発明のコンピュータシステムでは、選択されたデータの
ユニットは、関連するキー・バリューとある大きさを有
し、格納装置は、複数のノードエントリー群（ページ）
を格納し、各ノードエントリー群（ページ）は、一つ以
上のノードエントリーを備えかつある量の利用可能な空
間を有し、各ノードエントリーは、固有のノード識別子
を有しかつキー・バリュー表と、サブノード表と、デー
タのユニットを格納するデータ領域とを備えるコンピュ
ータシステムであって、データのユニットのキー・バリ
ューに基づいて、複数のノードエントリー群（ページ）
のどれに選択されたデータのユニットが格納されるべき
かを決定する手段と、データのユニットの大きさ及び決
定されたノードエントリー群（ページ）の利用可能な空
間の量に基づいて、選択されたデータのユニットが決定
されたノードエントリー群（ページ）に格納されうるか
どうかを決定する手段と、決定されたノードエントリー
群の利用可能な空間の量がデータのユニットの大きさよ
りも小さいときに、新しいノードエントリー群（ペー
ジ）を格納装置に生成する手段と、新しいノードエント
リー群（ページ）は、新しいノード識別子を有する新し
いノードエントリーを包含しかつ新しいキー・バリュー
表と、新しいサブノード表と、新しいデータ領域とを備
え、データのユニットを新しいデータ領域に格納する手
段と、新しいノードエントリーの新しいノード識別子を
決定されたノードエントリーのサブノード表に格納する
手段とを備えているので、ページ溢れを発生することな
く効率よく選択されたデータのユニットを格納装置に格
納することができる。
【００４０】本発明のコンピュータシステムでは、格納
装置は、複数の固定サイズブロックに論理的に分けら
れ、各ブロックは、ブロックヘッダーと、タグのアレイ
と、複数のノードエントリーとを備え、各ノードエント
リーは、キー・バリュー表と、サブノード表と、データ
表とを備えているコンピュータシステムであって、キー
・バリューを選択されたデータユニットに割り当てる手
段と、割り当てられたキー・バリューに基づいて、どの
ノードエントリーに選択されたデータユニットが格納さ
れるべきかを決定する手段と、選択されたデータユニッ
トが決定されたノードエントリーを包含するブロックに
格納されうるかどうかを決定する手段と、選択されたデ
ータユニットが決定されたノードエントリーを包含する
ブロックに格納されうるときに、選択されたデータユニ
ットが決定されたノードエントリーに格納されうるかど
うかを決定する手段と、選択されたデータユニットが決
定されたノードエントリーに格納されうるときに、選択
されたデータユニットを決定されたノードエントリーに
格納する手段と、選択されたデータユニットが決定され
たノードエントリーに格納されえないが決定されたノー
ドエントリーを包含するブロックに格納されうるとき
に、新しいノードエントリーを生成しかつ選択されたデ
ータユニットを新しいノードエントリーに格納する手段
と、新しいノードエントリーのノード識別子を決定され
たノードエントリーのサブノード表に格納する手段と、
選択されたデータユニットのキー・バリューを決定され
たノードエントリーのキー・バリュー表に格納する手段
と、選択されたデータユニットが決定されたノードエン
トリーに格納されえずかつ決定されたノードエントリー
を包含するブロックに格納されえないときに、新しいブ
ロックの割り当てを要求する手段と、新しいノードエン
トリーを生成しかつ選択されたデータユニットを新しい
ノードエントリーに格納する手段と、ポインタノードを
決定れたノードエントリーを包含するブロックに格納し
かつ新しいノードエントリーのノード識別子をポインタ
ノードに格納する手段と、ポインタノードのノード識別
子を決定されたノードエントリーのサブノード表に格納
する手段と、選択されたデータユニットのキー・バリュ
ーを決定されたノードエントリーのキー・バリュー表に
格納する手段とを備えているので、ページ溢れを発生す
ることなく効率よく選択されたデータユニットを格納装
置に格納することができる。
装置は、複数の固定サイズブロックに論理的に分けら
れ、各ブロックは、ブロックヘッダーと、タグのアレイ
と、複数のノードエントリーとを備え、各ノードエント
リーは、キー・バリュー表と、サブノード表と、データ
表とを備えているコンピュータシステムであって、キー
・バリューを選択されたデータユニットに割り当てる手
段と、割り当てられたキー・バリューに基づいて、どの
ノードエントリーに選択されたデータユニットが格納さ
れるべきかを決定する手段と、選択されたデータユニッ
トが決定されたノードエントリーを包含するブロックに
格納されうるかどうかを決定する手段と、選択されたデ
ータユニットが決定されたノードエントリーを包含する
ブロックに格納されうるときに、選択されたデータユニ
ットが決定されたノードエントリーに格納されうるかど
うかを決定する手段と、選択されたデータユニットが決
定されたノードエントリーに格納されうるときに、選択
されたデータユニットを決定されたノードエントリーに
格納する手段と、選択されたデータユニットが決定され
たノードエントリーに格納されえないが決定されたノー
ドエントリーを包含するブロックに格納されうるとき
に、新しいノードエントリーを生成しかつ選択されたデ
ータユニットを新しいノードエントリーに格納する手段
と、新しいノードエントリーのノード識別子を決定され
たノードエントリーのサブノード表に格納する手段と、
選択されたデータユニットのキー・バリューを決定され
たノードエントリーのキー・バリュー表に格納する手段
と、選択されたデータユニットが決定されたノードエン
トリーに格納されえずかつ決定されたノードエントリー
を包含するブロックに格納されえないときに、新しいブ
ロックの割り当てを要求する手段と、新しいノードエン
トリーを生成しかつ選択されたデータユニットを新しい
ノードエントリーに格納する手段と、ポインタノードを
決定れたノードエントリーを包含するブロックに格納し
かつ新しいノードエントリーのノード識別子をポインタ
ノードに格納する手段と、ポインタノードのノード識別
子を決定されたノードエントリーのサブノード表に格納
する手段と、選択されたデータユニットのキー・バリュ
ーを決定されたノードエントリーのキー・バリュー表に
格納する手段とを備えているので、ページ溢れを発生す
ることなく効率よく選択されたデータユニットを格納装
置に格納することができる。
【図１】通常のＢトリーのブロック図である。
【図２】本発明の好ましい実施例を実施するコンピュー
タシステムの好ましい実施例のブロック図である。
タシステムの好ましい実施例のブロック図である。
【図３】キー・バリュー・テーブル、サブノード・テー
ブル、及びデータ領域を備えているノードのブロック図
である。
ブル、及びデータ領域を備えているノードのブロック図
である。
【図４】多次元Ｂトリーの親ノード、第１の子ノード、
及び第２の子ノードのブロック図である。
及び第２の子ノードのブロック図である。
【図５】サブノード及びサブトリーに分割された図４の
第１の子ノードのブロック図である。
第１の子ノードのブロック図である。
【図６】多次元Ｂトリー構造のブロック図である。
【図７】本発明の好ましい実施例の多次元Ｂトリーに対
する格納フォーマットのブロック図である。
する格納フォーマットのブロック図である。
【図８】多次元Ｂトリーのノード及びサブノードに格納
されたデータを説明するためのブロック図である。
されたデータを説明するためのブロック図である。
【図９】図８の多次元Ｂトリーの選択されたサブノード
に格納されたデータのユニットのブロック図である。
に格納されたデータのユニットのブロック図である。
【図１０】サブユニットに分けられた図９のデータのユ
ニットのブロック図である。
ニットのブロック図である。
【図１１】図７の格納フォーマットにより第２の格納装
置に格納された図１０のデータのサブユニットのブロッ
ク図である。
置に格納された図１０のデータのサブユニットのブロッ
ク図である。
【図１２】図７の格納フォーマットを用いて二次記憶装
置にデータのユニットを格納するために好ましい実施例
に用いた方法の詳細なフロー図である。
置にデータのユニットを格納するために好ましい実施例
に用いた方法の詳細なフロー図である。
【図１３】図７の格納フォーマットを用いて二次記憶装
置にデータのユニットを格納するために好ましい実施例
に用いた方法の詳細なフロー図である。
置にデータのユニットを格納するために好ましい実施例
に用いた方法の詳細なフロー図である。
【図１４】図７の格納フォーマットを用いて二次記憶装
置にデータのユニットを格納するために好ましい実施例
に用いた方法の詳細なフロー図である。
置にデータのユニットを格納するために好ましい実施例
に用いた方法の詳細なフロー図である。
２０ コンピュータシステム ２１ 中央処理装置（ＣＰＵ） ２２ ランダムアクセスメモリ装置（ＲＡＭ） ２３ 二次記憶装置 ２４ 出力装置 ２５ 入力装置 ２６ キー・バリュー表 ２７ サブノード表 ２８ データ領域 ２９ ノード
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 イアン チャールズ ホセ アメリカ合衆国 ワシントン州 98007 ベルヴィュー ノースイースト サーティ セヴンス プレイス 14507 エフ−17
Claims (18)
- 【請求項１】 格納装置にデータのユニットを格納する
コンピュータシステムの方法であって、データの一群を
インデックスするトリーデータ構造の一部として格納装
置に第１の関連するノード識別子を有する第１のノード
エントリーを格納し、該第１のノードエントリーは、キ
ー・バリューを格納するフィールドと、サブノードに対
する識別情報を格納するフィールドと、データのユニッ
トを格納する第１のデータ領域とを備え、 前記データのユニットを前記第１のデータ領域に格納す
る段階を具備することを特徴とする方法。 - 【請求項２】 前記トリーデータ構造の一部として前記
格納装置に第２のノードエントリーを格納し、 前記第１のノードエントリーにサブノードに対する識別
情報を格納するために前記フィールドに前記第２のノー
ドエントリーに対する識別子情報を格納する段階を更に
具備することを特徴とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項３】 前記トリーデータ構造の一部として前記
格納装置に前記第２のノードエントリーを格納する段階
は、データだけからなりかつ前記トリー構造の一部とし
て前記格納装置にキー・バリュー及びサブノードに対す
る識別情報を有していない、前記第２のノードエントリ
ーを格納する段階を更に具備することを特徴とする請求
項２に記載の方法。 - 【請求項４】 前記トリーデータ構造の一部として前記
格納装置に前記第２のノードエントリーを格納する段階
は、該トリー構造の一部として該格納装置に、フィール
ド格納キー・バリュー、サブノードに対するフィールド
格納識別子情報、及びデータのユニットを格納するため
のデータ領域を備えている、前記第２のノードエントリ
ーを格納する段階を更に具備することを特徴とする請求
項２に記載の方法。 - 【請求項５】 前記格納装置に前記トリー構造のデータ
のサブトリーを格納する段階を更に備え、そして前記第
２のノードエントリーを格納する手段は、前記トリー構
造の一部として前記記憶装置に前記第２のノードエント
リーとしてポインタノードを格納する段階を更に具備
し、前記ポインタノードは、前記データのユニットのサ
ブトリーへのポインタを保持することを特徴とする請求
項２に記載の方法。 - 【請求項６】 前記トリーデータ構造に、前記第１のノ
ードエントリーに対する親ノードエントリーを格納し、
該親ノードエントリーは、それに対応付けられた第２の
ノード識別子を有しかつキー・バリューを格納するフィ
ールドと、サブトリーに対する識別子情報を格納するフ
ィールドと、データのユニットを格納するデータ領域と
を備え、該データのユニットは、キー・バリューを有
し、 前記親ノードエントリーのキー・バリューを格納するた
めの前記フィールドに前記データのユニットの前記キー
・バリューを格納し、 前記親ノードエントリーのサブノードに対する識別子情
報を格納するためのフィールドに前記第１のノード識別
子を格納する段階を更に具備することを特徴とする請求
項１に記載の方法。 - 【請求項７】 格納装置にデータのユニットを格納する
コンピュータシステムの方法であって、 データの一群をインデックスするトリーデータ構造の一
部として前記格納装置に第１の関連するノード識別子を
有する第１のノードエントリーを供給し、該第１のノー
ドエントリーは、キー・バリューを格納するフィールド
と、サブノードに対する識別子情報を格納するフィール
ドと、データのユニットを格納する第１のデータ領域と
を備え、 前記格納装置に前記データのユニットを格納するために
要求を受け取り、 前記データのユニットが前記第１のデータ領域に格納さ
れうるかどうかを決定し、 前記データのユニットが前記第１のデータ領域に格納さ
れえないことが決定されたときに、 前記格納装置に新しいノードエントリーを生成し、該新
しいノードエントリーは、新しいノード識別子を有しか
つ新しいキー・バリュー表と、新しいサブノード表と、
新しいデータ領域とを備え、 前記データのユニットを前記新しいデータ領域に格納
し、 前記格納装置にポインタノードエントリーを生成し、該
ポインタノードエントリーは、ポインタノード識別子を
有し、 前記新たなノード識別子を前記ポインタノードエントリ
ーに格納し、 前記ポインタノード識別子を前記第１のサブノード表に
格納し、 前記データのユニットが前記第１のデータ領域に格納さ
れうることが決定されたときに、該データのユニットを
該第１のデータ領域に格納する段階を具備することを特
徴とする方法。 - 【請求項８】 格納装置に関連するキー・バリュー及び
大きさを有するデータの選択されたユニットを格納する
ためのコンピュータシステムの方法であって、 複数のノードエントリー群を前記格納装置に格納し、各
ノードエントリー群は、一つ以上のノードエントリーを
備えかつある量の利用可能な空間を有し、各ノードエン
トリーは、固有なノード識別子を有しかつキー・バリュ
ー表と、サブノード表と、データのユニットを格納する
データ領域とを備え、 前記データのユニットの前記キー・バリューに基づい
て、前記複数のノードエントリー群のいずれに前記選択
されたデータのユニットを記憶すべきかを決定し、 前記データのユニットの前記大きさと前記決定されたノ
ードエントリー群の利用可能な空間の量とに基づいて、
前記選択されたデータのユニットが前記決定されたノー
ドエントリー群に格納されうるかどうかを決定し、 前記決定されたノードエントリー群の前記利用可能な空
間の量が前記データのユニットの前記大きさよりも小さ
いときに、前記格納装置に新しいノードエントリー群を
生成し、該新しいノードエントリー群は、新しいノード
識別子を有する新しいノードエントリーを包含しかつ新
しいキー・バリュー表と、新しいサブノード表と、新し
いデータ領域とを備え、 前記データのユニットを前記新しいデータ領域に格納
し、 前記新しいノードエントリーの前記新しいノード識別子
を前記決定されたノードエントリーの前記サブノード表
に格納する段階を具備することを特徴とする方法。 - 【請求項９】 前記ノードエントリーのいずれに前記選
択されたデータのユニットを記憶すべきかを決定する段
階は、前記選択されたデータのユニットの前記キー・バ
リューを各ノードエントリーに格納されたキー・バリュ
ーと比較する段階を含むことを特徴とする請求項８に記
載の方法。 - 【請求項１０】 前記決定されたノードエントリーは、
ある量の利用可能な空間を有する固定サイズのページ内
に包含され、前記選択されたデータのユニットは、ある
大きさを有し、前記選択されたデータのユニットが前記
決定されたノードエントリーに格納されうるかどうかを
決定する段階は、前記選択されたデータのユニットの前
記大きさを前記ページの利用可能な空間の前記量と比較
することを含む請求項８に記載の方法。 - 【請求項１１】 格納装置に選択されたデータユニット
を格納するコンピュータシステムの方法であり、該格納
装置は、複数の固定サイズブロックに論理的に分けら
れ、各ブロックは、ブロックヘッダーと、タグのアレイ
と、複数のノードエントリーとを備え、各ノードエント
リーは、キー・バリュー表と、サブノード表と、データ
表とを備えている方法であって、 キー・バリューを前記選択されたデータユニットに割り
当て、 前記割り当てられたキー・バリューに基づいて、どのノ
ードエントリーに前記選択されたデータユニットが格納
されるべきかを決定し、 前記選択されたデータユニットが前記決定されたノード
エントリーを包含する前記ブロックに格納されうるかど
うかを決定し、 前記選択されたデータユニットが前記決定されたノード
エントリーを包含する前記ブロックに格納されうるとき
に、前記選択されたデータユニットが前記決定されたノ
ードエントリーに格納されうるかどうかを決定し、 前記選択されたデータユニットが前記決定されたノード
エントリーに格納されうるときに、前記選択されたデー
タユニットを前記決定されたノードエントリーに格納
し、 前記選択されたデータユニットが前記決定されたノード
エントリーに格納されえないが前記決定されたノードエ
ントリーを包含する前記ブロックに格納されうるとき
に、 新しいノードエントリーを生成しかつ前記選択されたデ
ータユニットを前記新しいノードエントリーに格納し、 前記新しいノードエントリーの前記ノード識別子を前記
決定されたノードエントリーの前記サブノード表に格納
し、 前記選択されたデータユニットの前記キー・バリューを
前記決定されたノードエントリーのキー・バリュー表に
格納し、 前記選択されたデータユニットが前記決定されたノード
エントリーに格納されえずかつ前記決定されたノードエ
ントリーを包含する前記ブロックに格納されえないとき
に、 新しいブロックの割り当てを要求し、 新しいノードエントリーを生成しかつ前記選択されたデ
ータユニットを前記新しいノードエントリーに格納し、 ポインタノードを前記決定れたノードエントリーを包含
する前記ブロックに格納しかつ前記新しいノードエント
リーの前記ノード識別子を前記ポインタノードに格納
し、 前記ポインタノードの前記ノード識別子を前記決定され
たノードエントリーの前記サブノード表に格納し、 前記選択されたデータユニットの前記キー・バリューを
前記決定されたノードエントリーの前記キー・バリュー
表に格納する段階を具備することを特徴とする方法。 - 【請求項１２】 データのユニットを格納装置に格納す
るコンピュータシステムであって、 一群のデータをインデックスするトリーデータ構造の一
部として前記格納装置にノードエントリーを格納するノ
ード格納機構と、該ノードエントリーは、それに対応付
けられて第１のノード識別子を有しかつキー・バリュー
を格納する第１のキー・バリュー表と、サブノードのノ
ード識別子を格納する第１のサブノード表と、データの
ユニットを格納する第１のデータ領域とを備え、 前記データのユニットを前記第１のデータ領域に格納す
るデータ格納機構とを備えていることを特徴とするコン
ピュータシステム。 - 【請求項１３】 前記ノードエントリーは、前記トリー
データ構造に親ノードエントリーを有し、該親ノードエ
ントリーは、それに対応付けられた第２のノード識別子
を有しかつキー・バリューを格納する第２のキー・バリ
ュー表と、サブノードのノード識別子を格納する第２の
サブノード表と、データのユニットを格納する第２のデ
ータ領域とを備え、該データのユニットは、キー・バリ
ューを有し、 前記データのユニットの前記キー・バリューを前記第２
のキー・バリュー表に格納するキー格納機構と、 前記第１のノード識別子を前記第２のサブノード表に格
納するサブノード格納機構とを更に備えていることを特
徴とする請求項１２に記載のコンピュータシステム。 - 【請求項１４】 前記データのユニットが前記第１のデ
ータ領域に格納されうるかどうかを決定する機構と、 前記データのユニットが前記第１のデータ領域に格納さ
れうると決定されたときに、 新しいノードエントリーを前記格納装置に生成するノー
ド生成機構と、該新しいノードエントリーは、新しいノ
ード識別子を有しかつ新しいキー・バリュー表と、新し
いサブノード表と、新しいデータ領域と備え、 前記データのユニットを前記新しいデータ領域に格納す
る第２のデータ格納機構と、 ポインタノードエントリーを前記格納装置に生成するポ
インタノード生成機構と、該ポインタノードエントリー
は、ポインタノード識別子を有し、 前記新しいノード識別子を前記ポインタノードエントリ
ーに格納する第２のノード格納機構と、 前記ポインタノード識別子を前記第１のサブノード表に
格納すうポインタノード格納機構と、 前記データのユニットが前記第１のデータ領域に格納さ
れうると決定されたときに、該データのユニットを該第
１のデータ領域に格納する第３のデータ格納機構とを更
に備えていることを特徴とする請求項１３に記載のコン
ピュータシステム。 - 【請求項１５】 選択されたデータのユニットを格納装
置に格納するコンピュータシステムであり、該選択され
たデータのユニットは、関連するキー・バリューとある
大きさを有し、該格納装置は、複数のノードエントリー
群を格納し、各ノードエントリー群は、一つ以上のノー
ドエントリーを備えかつある量の利用可能な空間を有
し、各ノードエントリーは、固有のノード識別子を有し
かつキー・バリュー表と、サブノード表と、データのユ
ニットを格納するデータ領域とを備えるコンピュータシ
ステムであって、 前記データのユニットの前記キー・バリューに基づい
て、前記複数のノードエントリー群のどれに前記選択さ
れたデータのユニットが格納されるべきかを決定する手
段と、 前記データのユニットの前記大きさ及び前記決定された
ノードエントリー群の利用可能な空間の量に基づいて、
前記選択されたデータのユニットが前記決定されたノー
ドエントリー群に格納されうるかどうかを決定する手段
と、 前記決定されたノードエントリー群の利用可能な空間の
量が前記データのユニットの前記大きさよりも小さいと
きに、新しいノードエントリー群を前記格納装置に生成
する手段と、該新しいノードエントリー群は、新しいノ
ード識別子を有する新しいノードエントリーを包含しか
つ新しいキー・バリュー表と、新しいサブノード表と、
新しいデータ領域とを備え、 前記データのユニットを前記新しいデータ領域に格納す
る手段と、 前記新しいノードエントリーの前記新しいノード識別子
を前記決定されたノードエントリーの前記サブノード表
に格納する手段とを備えていることを特徴とするコンピ
ュータシステム。 - 【請求項１６】 前記ノードエントリーのどれに前記選
択されたデータのユニットが格納されるべきかを決定す
る手段は、前記選択されたデータのユニットの前記キー
・バリューを各ノードエントリーに格納された前記キー
・バリューと比較する手段を含むことを特徴とする請求
項１５に記載のコンピュータシステム。 - 【請求項１７】 前記決定されたノードエントリーは、
利用可能な空間のある量を有している固定サイズのペー
ジ内に包含され、前記選択されたデータのユニットは、
ある大きさを有し、前記選択されたデータのユニットが
前記決定されたノードエントリーに格納されうるかどう
かを決定する手段は、前記選択されたデータのユニット
の前記大きさを前記ページの利用可能な空間の前記量と
比較することを含むことを特徴とする請求項１５に記載
のコンピュータシステム。 - 【請求項１８】 選択されたデータユニットを格納装置
に格納するコンピュータシステムであり、該格納装置
は、複数の固定サイズブロックに論理的に分けられ、各
ブロックは、ブロックヘッダーと、タグのアレイと、複
数のノードエントリーとを備え、各ノードエントリー
は、キー・バリュー表と、サブノード表と、データ表と
を備えているコンピュータシステムであって、 キー・バリューを前記選択されたデータユニットに割り
当てる手段と、 前記割り当てられたキー・バリューに基づいて、どのノ
ードエントリーに前記選択されたデータユニットが格納
されるべきかを決定する手段と、 前記選択されたデータユニットが前記決定されたノード
エントリーを包含する前記ブロックに格納されうるかど
うかを決定する手段と、 前記選択されたデータユニットが前記決定されたノード
エントリーを包含する前記ブロックに格納されうるとき
に、前記選択されたデータユニットが前記決定されたノ
ードエントリーに格納されうるかどうかを決定する手段
と、 前記選択されたデータユニットが前記決定されたノード
エントリーに格納されうるときに、前記選択されたデー
タユニットを前記決定されたノードエントリーに格納す
る手段と、 前記選択されたデータユニットが前記決定されたノード
エントリーに格納されえないが前記決定されたノードエ
ントリーを包含する前記ブロックに格納されうるとき
に、 新しいノードエントリーを生成しかつ前記選択されたデ
ータユニットを前記新しいノードエントリーに格納する
手段と、 前記新しいノードエントリーの前記ノード識別子を前記
決定されたノードエントリーの前記サブノード表に格納
する手段と、 前記選択されたデータユニットの前記キー・バリューを
前記決定されたノードエントリーのキー・バリュー表に
格納する手段と、 前記選択されたデータユニットが前記決定されたノード
エントリーに格納されえずかつ前記決定されたノードエ
ントリーを包含する前記ブロックに格納されえないとき
に、 新しいブロックの割り当てを要求する手段と、 新しいノードエントリーを生成しかつ前記選択されたデ
ータユニットを前記新しいノードエントリーに格納する
手段と、 ポインタノードを前記決定れたノードエントリーを包含
する前記ブロックに格納しかつ前記新しいノードエント
リーの前記ノード識別子を前記ポインタノードに格納す
る手段と、 前記ポインタノードの前記ノード識別子を前記決定され
たノードエントリーの前記サブノード表に格納する手段
と、 前記選択されたデータユニットの前記キー・バリューを
前記決定されたノードエントリーの前記キー・バリュー
表に格納する手段とを備えていることを特徴とするコン
ピュータシステム。
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