JPH07302173A - データアクセス装置及び分散データベースシステム - Google Patents

データアクセス装置及び分散データベースシステム

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JPH07302173A
JPH07302173A JP6094870A JP9487094A JPH07302173A JP H07302173 A JPH07302173 A JP H07302173A JP 6094870 A JP6094870 A JP 6094870A JP 9487094 A JP9487094 A JP 9487094A JP H07302173 A JPH07302173 A JP H07302173A
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Abstract

(57)【要約】 【目的】 高速データ検索マシンにおいて、データの保
全と高速化のために各スレーブ処理装置に接続されてい
るＨＤＤをミラー化する。 【構成】 マスター処理装置に対して複数のスレーブ処
理装置を接続し、各スレーブ処理装置に対してＨＤＤを
２重化して接続する。ＨＤＤ０とＨＤＤ１は同期信号に
より半回転ずらして同期回転する。ＨＤＤコントローラ
はＨＤＤ０とＨＤＤ１に対して同一のデータを書き込
む。一方、読み出す場合にはいずれか早期に読み出せる
ＨＤＤからデータを読み出す。 【効果】 ＨＤＤをミラー化することによりデータの信
頼性が向上する。また、ＨＤＤの回転をずらすことによ
りデータアクセスの回転待ち時間を半分に減少させる。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】この発明は高速にデータを検索す
る高速データ検索マシン等に利用されるデータアクセス
装置に関するものである。また、この発明はローカルエ
リアネットワークを用いてデータベースを分散して管理
する分散データベースシステムに関するものである。
【０００２】
【従来の技術】
従来例１．図５９は従来の高速データ検索マシンの構成
を示す図である。従来の高速データ検索マシンではデー
タベースのデータを各ハードディスク装置（ＨＤＤ）に
分散して記録している。図５９に示すようにテーブルＡ
の各レコードはサブテーブルＡ０〜Ａ３の４つに分割さ
れ、それぞれＨＤＤ０〜ＨＤＤ３に分散して記憶され
る。スレーブ処理装置０〜スレーブ処理装置３（図中、
スレーブ０〜スレーブ３と記す）はそれぞれ対応して接
続されたＨＤＤ０〜ＨＤＤ３をアクセスすることにより
サブテーブルＡ０〜Ａ３をアクセスすることができる。
このスレーブ処理装置０〜スレーブ処理装置３にはプロ
セッサーが搭載されており、ローカルに処理を行うこと
ができる。また、マスター処理装置（図中、マスターと
記す）はスレーブ処理装置０からスレーブ処理装置３に
対して要求を出すことによりテーブルＡに対してアクセ
スをすることができる。このマスター処理装置もプロセ
ッサーを有しており、ホストコンピュータからのデータ
検索要求に対して処理を行い、検索されたデータをホス
トコンピュータに返送する。
【０００３】図６０は前述した高速データ検索マシンの
データ検索動作を説明する図である。各ＨＤＤは各ＨＤ
Ｄ内に論理・物理アドレス変換表Ｔ０〜Ｔ３を有してい
る。また、各ＨＤＤは各ＨＤＤ内にサブテーブルＡ０か
らＡ３をそれぞれ記憶している。図６０においては、論
理・物理アドレス変換表Ｔ０を示している。この論理・
物理アドレス変換表Ｔ０内にはテーブルのレコードアド
レスを示す論理アドレスとＨＤＤ内のディスク内アドレ
スを示す物理アドレスが対になって格納されている。マ
スター処理装置はホストコンピュータからのデータ検索
要求をそれぞれのスレーブ処理装置に対して発行する。
各スレーブ処理装置は論理・物理アドレス変換表をＨＤ
Ｄから読み込み、各スレーブ処理装置のメモリーに常駐
させる。そして、マスター処理装置から要求があったテ
ーブルのレコードアドレス、即ち論理アドレスからディ
スク内のアドレス、即ち物理アドレスに変換する。そし
て、検索された物理アドレスを用いてＨＤＤにアクセス
し、必要なデータを検索する。検索されたデータは各ス
レーブ処理装置からマスター処理装置へ出力される。マ
スター処理装置は各スレーブ処理装置から集まったデー
タに対して必要な処理を行い、結果をホストコンピュー
タへ出力する。
【０００４】従来例２．図６１は従来の分散データベー
スシステムを示す図である。従来の分散データベースシ
ステムにおいてはローカルエリアネットワーク（ＬＡ
Ｎ）に接続されたクライアントが、データを分散して記
憶しているデータベース０からデータベース３にアクセ
スする。データベース０からデータベース３にはテーブ
ルＡがサブテーブルＡ０からＡ３にそれぞれ分割されて
記憶されている。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】従来例１に示したよう
に従来の高速データ検索マシンにおいては、スレーブ処
理装置のもとに接続されているＨＤＤのうち１台でも故
障した場合にデータの検索が不可能となりシステムダウ
ンしてしまうという問題点があった。また、ＨＤＤの回
転待ち時間及びシーク時間によるアクセス応答のオーバ
ーヘッドが発生し、この待ち時間が無視出来ないものと
なっていた。また、ＨＤＤが故障した場合にはＨＤＤの
交換をホストシステムから再びデータをロードする必要
があり、システムの復旧まで時間を要していた。また、
従来の高速データ検索マシンはマスター処理装置が１つ
しか存在していないため、スレーブ処理装置の数が増加
することによりマスター処理装置への負荷が増加すると
いう欠点があった。データ検索処理を高速化する手段と
してスレーブ処理装置の数を増やす（並列度を上げる）
ことが有効であると考えられるが、スレーブ処理装置の
数が増加することにより特にジョイン処理（結合処理）
を行うような場合にはマスター処理装置プロセッサーの
処理が追いつかなくなり、高速処理が出来なくなるとい
う欠点があった。
【０００６】また、従来例２に示したような分散データ
ベースシステムにおいてはクライアントが複数のデータ
ベースに対して個々にアクセスして結果を得ていた。こ
のため、複数のサブテーブルのデータを集める作業や、
或いは複数のテーブルのデータのジョイン処理を行うよ
うな場合には、全てクライアント上で実行する必要があ
り、クライアントの負荷が増大するという欠点があっ
た。また、複数のデータベースに対してどのようにデー
タを配置するかは全てクライアントが管理メンテナンス
しており、さらにクライアントに対してデータベースの
管理負荷を増大させていた。
【０００７】この発明は以上のような問題点を解決する
ために成されたものであり、高速データ検索マシン等に
用いられるデータアクセス装置の信頼性を高めるととも
にアクセスの高速化を図ることを目的とする。また、こ
の発明は高速データ検索マシン等に用いられるデータア
クセス装置の記憶部の故障に対して、データの復旧を容
易に行えることを目的とする。また、この発明は分散さ
れて格納されたデータに対して冗長データを持たせるこ
とにより、データの信頼性を高めることを目的とする。
また、この発明はスレーブ処理装置の数を増加させるこ
となく検索性能を向上させることを目的とする。また、
この発明はマスター処理装置の負荷を増加させることな
くスレーブ処理装置の数を増加して、処理の並列度を上
げることを目的とする。また、この発明は分散データベ
ースシステムにおいて、クライアントが分散を意識しな
くても分散されたデータを管理検索できることを目的と
する。
【０００８】
【課題を解決するための手段】第１の発明に係るデータ
アクセス装置は、データを分散して記憶する複数の記憶
部と、上記記憶部に接続された複数の副処理手段と、上
記複数の副処理手段を用いて記憶部に記憶されたデータ
をアクセスする主処理手段を備え、上記副処理手段に接
続され、同一データを記憶する第１と第２の記憶部を備
えたことを特徴とする。
【０００９】第２の発明に係るデータアクセス装置にお
いて、上記副処理手段は、上記第１と第２の記憶部に対
して同一データを書き込む書き込み手段と、上記第１と
第２の記憶部のいずれかからデータを読み出す読み出し
手段を備えたことを特徴とする。
【００１０】第３の発明に係るデータアクセス装置にお
いて、上記副処理手段は、上記第１と第２の記憶部に対
して同期信号を出力し、同期信号出力手段を備え、上記
第１と第２の記憶部は、その同期信号を参照することに
より、互いに異なる位相で同期回転する位相同期手段を
備えたことを特徴とする。
【００１１】第４の発明に係るデータアクセス装置にお
いて、上記読み出し手段は同期信号から第１と第２の記
憶部の回転位置を算出する回転位置算出手段と、算出し
た第１と第２の記憶部の回転位置から早期読み出し可能
な記憶部を判定する判定手段と、その記憶部に対して読
み出し要求を出力する出力手段を備えたことを特徴とす
る。
【００１２】第５の発明に係るデータアクセス装置にお
いて、上記読み出し手段は、さらに、第１と第２の記憶
部のヘッド位置を記憶するヘッド位置記憶手段を有し、
上記判定手段は、上記回転位置算出手段により算出され
た第１と第２の記憶部の回転位置とヘッド位置記憶手段
により記憶されたヘッド位置に基づいて、早期読み出し
可能な記憶部を判定することを特徴とする。
【００１３】第６の発明に係るデータアクセス装置にお
いて、上記副処理手段は、書き込み要求と読み出し要求
を出力する場合、第１と第２の記憶部を選択し、データ
を副処理手段に読み出す場合、第１と第２の記憶部のい
ずれかを選択する選択手段を備えたことを特徴とする。
【００１４】第７の発明に係るデータアクセス装置にお
いて、上記選択手段は、読み出し要求に対して早期に応
答した記憶部を記憶する応答記憶部と、応答記憶部に記
憶された記憶部を選択してデータを読み出すセレクタを
備えたことを特徴とする。
【００１５】第８の発明に係るデータアクセス装置にお
いて、上記副処理手段は、同一の読み出し要求を第１と
第２の記憶部へ出力する読み出し手段と、いずれか一方
の記憶部の応答を検出して、他方の記憶部への読み出し
要求をキャンセルするキャンセル手段を備えたことを特
徴とする。
【００１６】第９の発明に係るデータアクセス装置は、
データを分散して記憶する複数の記憶部と、上記記憶部
に接続された複数の副処理手段と、上記複数の副処理手
段を用いて記憶部に記憶されたデータをアクセスする主
処理手段を備えたデータアクセス装置において、上記複
数の記憶部に記憶されたデータの冗長データを記憶する
冗長部と、上記冗長部と接続され、上記副処理部が上記
記憶部にデータを書き込む場合に、冗長データを作成し
て上記冗長部に記憶させる冗長データ生成手段と、いず
れかの記憶部に障害が発生し代替部が用意された場合
に、冗長部の冗長データを用いて障害が発生した記憶部
のデータを代替部に復元する復元手段を有する制御部を
備えたことを特徴とする。
【００１７】第１０の発明に係るデータアクセス装置
は、上記副処理手段と上記記憶部と上記制御部の接続を
切り替えるスイッチ手段を備えたことを特徴とする。
【００１８】第１１の発明に係るデータアクセス装置に
おいて、上記スイッチ手段は、上記副処理手段が上記記
憶部にデータを書き込む場合に、上記副処理手段を上記
記憶部と上記制御部へ接続する書き込み接続手段と、故
障した記憶部のデータを代替部に復元する場合に、正常
な記憶部と上記制御部を接続するとともに、代替記憶部
と上記制御部を接続する復元接続手段を備えたことを特
徴とする。
【００１９】第１２の発明に係るデータアクセス装置
は、故障した記憶部を代替する代替部と、上記代替部を
故障した記憶部の替わりに接続する代替手段を備えたこ
とを特徴とする。
【００２０】第１３の発明に係るデータアクセス装置
は、上記複数の記憶部を同期させて動作させるととも
に、上記冗長部を記憶部の同期とは異なる位相で同期さ
せて動作させる同期制御手段を備えたことを特徴とす
る。
【００２１】第１４の発明に係るデータアクセス装置
は、上記複数の記憶部と冗長部を同期させて動作させる
とともに、上記代替部を記憶部の同期とは異なる位相で
同期させて動作させる同期制御手段を備えたことを特徴
とする。
【００２２】第１５の発明に係るデータアクセス装置
は、データを分散して記憶する複数の記憶部と、上記記
憶部に接続された複数の副処理手段と、上記複数の副処
理手段を用いて記憶部に記憶されたデータをアクセスす
る主処理手段を備え、上記複数の副処理手段と上記複数
の記憶部の間に設けられ、副処理手段から記憶部へのア
クセスを制御するとともに、副処理手段から記憶部に対
して書き込まれるデータの冗長データを生成して、記憶
部に記憶する制御部を備えたことを特徴とする。
【００２３】第１６の発明に係るデータアクセス装置
は、ｎ台（ｎ≧２）の副処理装置と、ｍ＋１（ｍ≧ｎ）
台の記憶部を備え、上記制御部は、冗長データをｍ＋１
台目の記憶部に記憶することを特徴とする。
【００２４】第１７の発明に係るデータアクセス装置
は、ｎ台（ｎ≧２）の副処理装置と、ｍ台（ｍ≧ｎ）の
記憶部を備え、上記制御部は冗長データをｍ台の記憶部
に分散させて記憶することを特徴とする。
【００２５】第１８の発明に係るデータアクセス装置に
おいて、上記制御部は所定の識別子を用いて、上記副処
理手段と上記記憶部を対応付けするとともに、対応付け
られた副処理手段と記憶部の間でデータを転送する対応
付け手段を備えていることを特徴とする。
【００２６】第１９の発明に係るデータアクセス装置に
おいて、上記副処理手段は、それぞれに識別する論理ユ
ニット番号を有し、上記識別子は、副処理手段に割り当
てられた論理ユニット番号であることを特徴とする。
【００２７】第２０の発明に係るデータアクセス装置に
おいて、接続するデバイスに対してＳＣＳＩ−ＩＤを割
り当てるＳＣＳＩ（Ｓｍａｌｌ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓ
ｙｓｔｅｍ Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ）で上記複数の副処理
手段と上記制御部を接続するとともに、上記識別子は、
ＳＣＳＩにより副処理手段に割り当てられたＳＣＳＩ−
ＩＤであることを特徴とする。
【００２８】第２１の発明に係るデータアクセス装置に
おいて、上記主処理手段は、データ量Ｘを単位としてデ
ータのアクセスを行い、各副処理手段はデータ量Ｘ／ｋ
（ｋは正の整数）を単位として記憶部にアクセスし、上
記記憶部はデータ量Ｘ／ｋを読み書きの単位とすること
を特徴とする。
【００２９】第２２の発明に係るデータアクセス装置に
おいて、上記データ量Ｘはデータベースのアクセスに用
いるページ単位であることを特徴とする。
【００３０】第２３の発明に係るデータアクセス装置に
おいて、上記データ量Ｘはオペレーティングシステムが
データのアクセスに用いるブロッキングサイズであるこ
とを特徴とする。
【００３１】第２４の発明に係るデータアクセス装置に
おいて、上記正の整数ｋは記憶部の数と等しいことを特
徴とする。
【００３２】第２５の発明に係るデータアクセス装置に
おいて、上記記憶部はワーク領域を有し、上記副処理手
段は、一時的なデータを上記ワーク領域に書き込む一時
書き込み手段を備え、上記制御部は、上記ワーク領域へ
の書き込みの場合は冗長データを生成しない不生成手段
を備えたことを特徴とする。
【００３３】第２６の発明に係るデータアクセス装置
は、データを分散して記憶する複数の記憶部と、上記記
憶部に接続された複数副処理手段と、上記複数の副処理
手段を用いて記憶部に記憶されたデータをアクセスする
主処理手段を備え、各副処理手段に対して複数の記憶部
を接続し、各副処理手段は、接続された複数の記憶部に
データを分割して記憶する分割記憶手段を備えたことを
特徴とする。
【００３４】第２７の発明に係るデータアクセス装置に
おいて、上記分割記憶手段は、複数の記憶部に分割され
たデータをアクセスするため、各記憶部に対応して論理
アドレスを物理アドレスに変換するアドレス変換表を備
えたことを特徴とする。
【００３５】第２８の発明に係るデータアクセス装置に
おいて、接続するデバイスに対してＳＣＳＩ−ＩＤを割
り当てるＳＣＳＩで上記副処理手段と上記複数の記憶部
を接続し、上記副処理手段は、上記ＳＣＳＩにより記憶
部に割り当てられたＳＣＳＩ−ＩＤを用いて記憶部を識
別することを特徴とする。
【００３６】第２９の発明に係るデータアクセス装置
は、データを分散して記憶する複数の記憶部と、上記記
憶部に接続された複数の副処理手段と、上記複数の副処
理手段を用いて記憶部に記憶されたデータをアクセスす
る主処理手段を備えたデータアクセス装置において、上
記主処理手段は、親主処理手段と親主処理手段に接続さ
れた複数の子主処理手段を備え、各子主処理手段それぞ
れに複数の副処理手段を接続したことを特徴とする。
【００３７】第３０の発明に係るデータアクセス装置に
おいて上記主処理手段は、さらに、子主処理手段を階層
化したことを特徴とする。
【００３８】第３１の発明に係るデータアクセス装置
は、各副処理手段に対して複数の記憶部を接続し、各副
処理手段は、接続された複数の記憶部にデータを分割し
て記憶する分割記憶手段を備えたことを特徴とする。
【００３９】第３２の発明に係る分散データベースシス
テムは、データをアクセスするアクセス装置と、上記ア
クセス装置がアクセスするデータを分散して記憶する複
数のサブシステムと、上記アクセス装置と複数のサブシ
ステムを接続するネットワークを備えた分散データベー
スシステムにおいて、上記サブシステムは、アクセス装
置からのアクセス要求を受けつけ、必要な処理を他のサ
ブシステムに要求し、その結果をアクセス装置に出力す
る幹事サブシステムと、幹事サブシステムからの要求に
対して必要な処理を実行して結果を幹事サブシステムへ
出力するメンバサブシステムを備えたことを特徴とす
る。
【００４０】第３３の発明に係る分散データベースシス
テムにおいて、上記アクセス装置は、上記幹事サブシス
テムに対してテーブルを生成するテーブル生成要求を出
力する手段を有し、上記幹事サブシステムは、上記アク
セス装置からのテーブル生成要求に基づいて、上記メン
バサブシステムにテーブルを分散して生成させるテーブ
ル生成分散手段を備えたことを特徴とする。
【００４１】第３４の発明に係る分散データベースシス
テムにおいて、上記アクセス装置は、上記幹事サブシス
テムに対してデータを追加するデータ追加要求を出力す
る手段を有し、上記幹事サブシステムは、上記アクセス
装置からのデータ追加要求に基づいて、上記メンバサブ
システムにデータを分散して追加させるデータ追加分散
手段を備えたことを特徴とする。
【００４２】第３５の発明に係る分散データベースシス
テムにおいて、上記アクセス装置は、上記幹事サブシス
テムに対してテーブルのインデックスを生成するインデ
ックス生成要求を出力する手段を有し、上記幹事サブシ
ステムは、上記アクセス装置からのインデックス生成要
求に基づいて、上記メンバサブシステムに分散されたテ
ーブルからインデックスを生成するインデックス生成手
段を備えたことを特徴とする。
【００４３】第３６の発明に係る分散データベースシス
テムにおいて、上記アクセス装置は、上記幹事サブシス
テムに対してテーブルのデータ検索を要求するデータ検
索要求を出力する手段を有し、上記幹事サブシステム
は、上記アクセス装置からのデータ検索要求に基づい
て、上記メンバサブシステムに分散されたテーブルを検
索する分散テーブル検索手段を備えたことを特徴とす
る。
【００４４】第３７の発明に係る分散データベースシス
テムにおいて、上記アクセス装置は、上記幹事サブシス
テムに対してロールバック要求を出力する手段を有し、
上記幹事サブシステムは、上記アクセス装置からのロー
ルバック要求に基づいて、上記メンバサブシステムにロ
ールバック要求を転送するロールバック分散手段を備え
たことを特徴とする。
【００４５】第３８の発明に係る分散データベースシス
テムにおいて、上記アクセス装置は、上記幹事サブシス
テムに対してコミット要求を出力する手段を有し、上記
幹事サブシステムは、上記アクセス装置からのユニット
要求に基づいて、上記メンバサブシステムにコミット要
求を転送するコミット分散手段を備えたことを特徴とす
る。
【００４６】第３９の発明に係る分散データベースシス
テムにおいて、上記アクセス装置は、上記幹事サブシス
テムに対して別テーブルのデータを結合するジョイン要
求を出力する手段を有し、上記幹事サブシステムは、上
記アクセス装置からのジョイン要求に基づいて、上記メ
ンバサブシステムに分散された別テーブルのデータを結
合するジョイン手段を備えたことを特徴とする。
【００４７】第４０の発明に係る分散データベースシス
テムにおいて、上記アクセス装置は、上記幹事サブシス
テムに対してデータの更新要求を出力する手段を有し、
上記幹事サブシステムは、上記アクセス装置からの更新
要求に基づいて、上記メンバサブシステムに分散された
テーブルを更新する更新手段を備えたことを特徴とす
る。
【００４８】
【作用】第１の発明においては、副処理手段に接続され
る記憶部を二重化したものである。従って、一方の記憶
部に障害が生じても他方の記憶部のデータを読み出すこ
とができる。
【００４９】第２の発明においては、副処理手段が両方
の記憶部にデータを書き込み、一方の記憶部からデータ
を読み出すようにしたものであり、記憶部が二重化され
ている場合でも矛盾無く読み書きを行うことができる。
【００５０】第３の発明においては、副処理手段からの
同期信号に基づいて第１と第２の記憶部は位相をずらし
て同期回転する。従って副処理手段は、いずれか一方か
ら先にデータを読み出すことが可能になる。
【００５１】第４の発明においては、読み出す場合に記
憶部の回転位置に基づいて読み出す記憶部を選択する。
従って、早期読み出しが可能になる。
【００５２】第５の発明においては、記憶部の回転位置
とヘッド位置の両方に基づいて、早期読み出し可能な記
憶部を決定する。
【００５３】第６の発明においては、副処理手段が選択
手段を有しているため、副処理手段からは第１と第２の
記憶部が同一の記憶部にみなせる。
【００５４】第７の発明においては、記憶部からの応答
に基づいて早期に応答した記憶部を選択する。従って、
早期読み出しが可能になる。
【００５５】第８の発明においては、一方の記憶部から
の応答により、他方の記憶部の動作をキャンセルするた
め無駄な処理を省くことができる。
【００５６】第９の発明においては、分散されて記憶さ
れるデータの冗長データを記憶するようにし、その分散
されたデータに障害が発生した場合には、冗長データを
用いてもとのデータを復元する。
【００５７】第１０の発明においては、副処理手段と記
憶部と制御部を切り換えるスイッチ手段を設けるという
簡単な構成により、前述した冗長データの作成や冗長デ
ータを用いたデータの復元を可能にする。
【００５８】第１１の発明においては、データを書き込
む場合と、データを復元する場合にスイッチ手段が接続
を切り換えるため、冗長データの作成やデータの復元が
容易に行える。
【００５９】第１２の発明においては、代替部を予め用
意しておき、故障が発生した時に自動的に代替部を故障
した記憶部と交換するため、データの復元が早期にかつ
容易に行える。
【００６０】第１３の発明においては、記憶部が同期し
ており、冗長部が異なる位相で同期しているため、冗長
部における回転待ちの時間を減少させることができる。
【００６１】第１４の発明においては、記憶部と冗長部
を同期させ、代替部を異なる位相で同期させているの
で、データの復旧を行う場合に代替部の回転待ち時間を
減少させることができる。
【００６２】第１５の発明においては、複数の副処理手
段と複数の記憶部の間に制御部を設け、この制御部によ
り冗長データを生成して記憶部に冗長データを記憶させ
るようにしたため、障害時にデータの復元が可能なシス
テムを構築できる。
【００６３】第１６の発明においては、複数の記憶部の
中の１台を冗長データを記録する専用の記憶部とするも
のである。
【００６４】第１７の発明においては、冗長データを複
数の記憶部に分散させて記憶するものである。
【００６５】第１８の発明においては、複数の副処理手
段と複数の記憶部の間にある制御部が、副処理手段と記
憶部の対応づけをするために識別子を用いている。この
識別子を用いることにとより、制御部が副処理手段から
のアクセス要求を記憶部の特定場所に対応づける。
【００６６】第１９の発明においては、識別子が副処理
手段の論理ユニット番号であり、副処理手段は制御部に
対して論理ユニット番号を付してアクセス要求を発行
し、制御部はその識別子を用いてアクセス要求を対応す
る記憶部に割り振る。
【００６７】第２０の発明においては、副処理手段と制
御部がＳＣＳＩで接続されており、ＳＣＳＩが持つＳＣ
ＳＩ−ＩＤを識別子として用いる。ＳＣＳＩ−ＩＤはそ
のインタフェースにより接続されたデバイスに割り振ら
れるものであり、副処理手段は特に識別子をアクセス要
求に付さなくても、制御部は副処理手段からのアクセス
要求を対応する記憶部に割り振ることが可能になる。
【００６８】第２１の発明においては、主処理手段がデ
ータ量Ｘを単位としてデータのアクセスを行うのに対
し、副処理手段はそのデータ量Ｘの整数分の１のデータ
量を単位にアクセスするものである。従って、記憶部も
データ量Ｘの整数分の１を１つの読み書き単位とするこ
とにより、記憶部の効率的な使用を図ることができる。
【００６９】第２２の発明においては、主処理手段のア
クセス単位がデータベースのアクセスに用いられるペー
ジ単位であることを特徴としているため、データベース
からのアクセスに対して無駄のない記憶部の使用ができ
る。
【００７０】第２３の発明においては、主処理手段から
のアクセスがオペレーティングシステムがデータをアク
セスする場合に用いるブロッキングサイズである。従っ
て、オペレーティングシステムからのデータに対して記
憶部を無駄なく使用することができる。
【００７１】第２４の発明においては、記憶部の台数と
データ量Ｘの分割数が同じ場合であり、データベースを
アクセスする場合に用いるページ単位や、オペレーティ
ングシステムが用いるブロッキングサイズのデータが、
１度のリードライトにより複数の記憶部に読み書き可能
となり、アクセスの効率が向上する。
【００７２】第２５の発明においては、一時的な中間フ
ァイルやワークファイルを作成する場合には冗長データ
を生成しないようにしているので、冗長データを生成す
るために必要な時間を軽減することができる。中間ファ
イルやワークファイルは一時的なものであり、仮に障害
が発生して失われても他のファイルから再び生成するこ
とが可能であるため、冗長データを生成しなくとも構わ
ない。
【００７３】第２６の発明においては、副処理手段に対
して複数の記憶部を接続し、複数の記憶部にデータを分
割して記憶するようにしたものである。従って、副処理
手段の数を増加させずに記憶部の増加のみによる性能を
向上させるものである。また、記憶部の増加により記憶
容量を増加させる。
【００７４】第２７の発明においては、複数の記憶部そ
れぞれに対応して、論理アドレスから物理アドレスに変
換するアドレス変換表を備えているため、一つの副処理
手段に複数の記憶部が接続されても矛盾なくアクセスを
行うことができる。
【００７５】第２８の発明においては、副処理手段と複
数の記憶部をＳＣＳＩで接続しているので、ＳＣＳＩ−
ＩＤを用いて記憶部を識別することが可能になる。ま
た、ＳＣＳＩ−ＩＤは、そのインタフェースにより接続
されたデバイスに割り当てられたＩＤであり、特に各記
憶部を識別するために特別な識別子を割り当てる必要が
ないので、効率よく記憶部を識別できる。
【００７６】第２９の発明のおいては、主処理手段を親
子に分け、複数の子処理手段を備えているものである。
従って、親主処理手段の負荷が軽減する。
【００７７】第３０の発明のおいては、更に子主処理手
段を階層化しているため上位にある子主処理手段の負荷
を軽減することができる。
【００７８】第３１の発明においては、親主処理手段及
び子主処理手段が存在するシステムにおいて、さらに、
副処理手段の元に複数の記憶部を備えるようにしたの
で、システム全体の負荷分散を更に図ることができる。
【００７９】第３２の発明においては、データを記憶し
ているサブシステムの中に幹事サブシステムを設け、幹
事サブシステムがデータベースに対する要求を他のメン
バサブシステムに対して分配する。従って、アクセス装
置は単にデータベースに対してアクセス要求を発生する
だけでよい。
【００８０】第３３の発明においては、アクセス装置か
らのテーブル生成要求に対して、幹事サブシステムがメ
ンバサブシステムに対して、サブテーブルを生成させる
ようにしたものである。従って、アクセス装置はメンバ
サブシステムに対するテーブルの生成を管理する必要が
ない。
【００８１】第３４の発明においては、アクセス装置か
らのデータ追加要求に対して、幹事サブシステムがメン
バサブシステムに対して追加要求を分散させる。従っ
て、アクセス装置はデータの追加に対してメンバサブシ
ステムを管理する必要がない。
【００８２】第３５の発明においては、アクセス装置か
らのインデックス生成要求に対して、幹事サブシステム
が各メンバサブシステムのデータに基づいてインデック
スを生成する。従って、アクセス装置がメンバサブシス
テムに対してインデックスを生成するために個々にアク
セスする必要がない。
【００８３】第３６の発明においては、アクセス装置か
らのデータ検索要求に対して、幹事サブシステムがメン
バサブシステムに対してデータの検索要求を分散させ
る。従って、アクセス装置はデータの検索の為にメンバ
サブシステムをアクセスする必要がない。
【００８４】第３７の発明においては、アクセス装置か
らのロールバック要求に対して、幹事サブシステムがメ
ンバサブシステムに対してロールバック要求を分散させ
て伝える。従って、アクセス装置からロールバック要求
を各メンバサブシステムに対して出力する必要がない。
【００８５】第３８の発明においては、アクセス装置か
らのコミット要求に対して、幹事サブシステムがメンバ
サブシステムに対してコミット要求を分散させる。従っ
て、アクセス装置は個々のメンバサブシステムに対して
コミット要求を出力する必要がない。
【００８６】第３９の発明においては、アクセス装置か
らのジョイン要求に対して、幹事サブシステムがメンバ
サブシステムのデータを結合して、アクセス装置に対し
出力する。従って、アクセス装置は個々のメンバサブシ
ステムのデータをアクセスして結合する必要がなくな
る。
【００８７】第４０の発明においては、アクセス装置か
らの更新要求に対して、幹事サブシステムがメンバサブ
システムへ更新要求を分散させる。従ってアクセス装置
は個々のメンバサブシステムに対して更新要求を出力す
る必要がない。
【００８８】
【実施例】
実施例１．図１はこの発明に係るデータアクセス装置の
一実施例を示す高速データ検索マシンの構成を示す図で
ある。従来の高速データ検索マシンと異なる点は固定デ
ィスク装置（ＨＤＤ）が１つのスレーブ処理装置に対し
て二重化されている点である。例えば、スレーブ処理装
置０に対してＨＤＤ０とＨＤＤ１が接続されている。こ
のＨＤＤ０とＨＤＤ１はスレーブ処理装置０内にあるＨ
ＤＤコントローラにＨＤＤバスを配してシリアルに接続
されている。また、スレーブ処理装置０内にあるＣＰＵ
からは同期回転用の同期信号（ＳＰＭ ｓｙｎｃ）をＨ
ＤＤ０とＨＤＤ１に出力する。この同期信号はＨＤＤ０
とＨＤＤ１のスピンドルモーターを同期させるものであ
る。
【００８９】このように、この実施例における高速デー
タ検索マシンはスレーブ処理装置のＨＤＤ構成をソフト
ウェアミラー化したものである。ソフトウェアミラー化
とは２つのＨＤＤに全く同じデータを持たせることを１
つのＨＤＤコントローラとソフトウェア制御により行う
方式である。２つのＨＤＤに全く同じデータを持たせる
ためには、ＨＤＤコントローラが１つであるため、プロ
グラムの中で２つのＨＤＤそれぞれに対し、同じ書き込
み命令を発行する必要がある。そして、ＨＤＤをミラー
化することにより、書き込み時は、２つのＨＤＤに同じ
データを書き込む必要があるが、読み出し時には、どち
らか一方のＨＤＤから読み出せばよい。そのため、一方
のＨＤＤの回転を他方のＨＤＤの回転から半回転ずらし
て同期回転させ、どちらか目的トラックに近い方のＨＤ
Ｄからデータを読み出すようにする。この半回転ずらし
た同期回転は、同期信号を参照することにより達成され
る。例えばＨＤＤ０は同期信号と同位相で回転するよう
に予め設定されており、ＨＤＤ１は同期信号に対して１
／２回転ずれた位相で同期回転するように設定されてい
るものとする。
【００９０】図２はこのように設定されたシステム構成
において、マスター処理装置からの要求に対する動作を
示す図である。同期信号がパルス状にオンになる時点
で、ＨＤＤ０はインデックスマークを検出する。またＨ
ＤＤ１は、同期信号の中間点でインデックスマークを検
出する。マスター処理装置から読み出しコマンドを受け
取ったスレーブ処理装置は、目的データにアクセスする
際に２台のＨＤＤの回転位置を計算する。前述したよう
に、スレーブ処理装置のＣＰＵが同期信号を出力してい
るため、スレーブ処理装置は、２台のＨＤＤの現在の回
転位置を計算することが可能である。目的データに近い
方のＨＤＤに対して、読み出しコマンドを送出しデータ
を得ることができる。図２に示す場合は、時刻Ｔにおい
てマスター処理装置からの読み出しコマンドを受け取
り、その読み出しコマンドをいずれかのＨＤＤに対して
出力することになるが、図に示すようにＨＤＤ０の方が
目的データに近いため、ＨＤＤ０に対して読み出しコマ
ンドを送出してＨＤＤ０からデータを得る。このよう
に、目的トラックに近い方のＨＤＤに対して読み出しコ
マンドを送出するため、平均回転時間は理論的に従来の
半分になる。
【００９１】図３は、前述したスレーブ処理装置の動作
フローを示す図である。Ｓ１においてマスター処理装置
ＣＰＵから読み出しコマンドを受け取る。次に、Ｓ２に
おいてマスター処理装置ＣＰＵから受け取った読み出し
コマンドにあるレコードの論理アドレスからＨＤＤにそ
のデータが記憶されているディスクの物理アドレスに変
換する。この物理アドレスはセクター番号や、トラック
番号や、シリンダー番号等を用いて表現されるものであ
る。特にここで重要となるのは、計算された物理アドレ
スがインデックスからどの位離れているかという点であ
る。インデックスからの距離を計算することにより、い
ずれのＨＤＤに対して読み出しコマンドを送出すべきか
決定することになる。次に、Ｓ３において、同期信号を
発生させるための同期信号発生クロックの値から、現在
のディスクの位置を確認する。この現在の位置とは、Ｈ
ＤＤのヘッドがディスクのどの位置に存在しているかを
確認するものである。次に、Ｓ４において、Ｓ２とＳ３
で求められた物理アドレスと現在の位置を比較し、いず
れのＨＤＤに対して読み出しコマンドを送出すべきかを
判定する。Ｓ４において判定された結果に基づきＳ５ま
たはＳ６において読み出しコマンドを送出する。Ｓ７に
おいては、その読み出しコマンドの結果としてのデータ
をＨＤＤから受け取る。
【００９２】以上のように、この実施例によれば、ハー
ドウェアの構成を殆ど追加せずに安価に高速データ検索
マスター処理装置を高速化できるとともに、信頼性の向
上を図ることができる。特に、この例においてはＨＤＤ
の回転を半回転ずらすことにより、データアクセス時の
回転待ち時間を理論的に半分に減少させることができ
る。
【００９３】実施例２．図４及び図５は、前述した実施
例１に加えてさらにアクセス時間を向上させる場合を説
明する図である。この例においては、読み出し時の回転
待ち時間を減少させるばかりでなくヘッドのシーク時間
を減少させる場合について説明する。前述したように、
実施例１においてはミラー化されたＨＤＤの一方に対し
て読み出しコマンドを送出する。このため２台のＨＤＤ
のヘッドの位置は各々異なる。この物理的なヘッド位置
をスレーブ処理装置に記憶させる。スレーブ処理装置の
メモリーに図４（ａ）に示すようなテーブルを記憶させ
ておく。そして、この記憶したヘッド位置を用いてシー
ク時間を計算することが可能になる。図４（ｂ）はある
時点でのヘッドの位置を示す図である。ある時点でヘッ
ドＨＤＤ０のヘッドの位置はＸトラック上にあり、ＨＤ
Ｄ１のヘッドの位置はＹトラック上にある。このような
状態で、Ｚトラックにある目的データをアクセスする場
合について考えてみる。この例では、前述した実施例１
と同様にＨＤＤ０とＨＤＤ１は、１／２回転ずれて同期
回転しているものとする。図５に示すように、アクセス
時間は回転待ち時間と、シーク時間と、転送時間から計
算される。回転待ち時間は、現在の位置からデータの位
置までの時間である。シーク時間は、現在のヘッド位置
からデータの存在するトラックまでの時間である。ま
た、転送時間は転送速度とデータ量に比例する値であ
る。図４の場合の一例としてＨＤＤ０の現在の位置から
データの位置までが１／４回転であり、ＨＤＤ１の現在
の位置からデータの位置までが３／４回転の場合を考え
る。この時それぞれの回転待ち時間は１／４回転時間及
び３／４回転時間である。またＨＤＤ０のシーク時間は
ＸトラックからＺトラックへの移動時間である。ＨＤＤ
１のシーク時間はＹトラックからＺトラックへの移動時
間である。また、それぞれの転送時間は転送速度及びデ
ータ量が等しいため等しくなる。従って、ＨＤＤ０のア
クセス時間は図５（ｂ）の計算式で求められる。またＨ
ＤＤ１のアクセス時間は図５（ｃ）の式で求められる。
このようにして求めたアクセス時間を比較することによ
り、いずれのＨＤＤに対して読み出しコマンドを送出す
べきかを判断することができる。
【００９４】このように、この実施例においては、各々
のＨＤＤのヘッド位置をスレーブ処理装置に記憶させて
おくことにより、シーク時間も考慮したアクセス時間を
用いて最適なＨＤＤを選択することができる。尚、図５
においてはアクセスを回転と、シークを別々に行うもの
として考えているが、回転とシークを同時に行うことも
可能である。このような場合には、図６に示すようにア
クセス時間は回転待ち時間とシーク時間のどちらか大き
い方＋転送時間となる。図６に示すような計算式を用い
る場合でも前述したようにシーク時間も考慮しているの
でより最適なＨＤＤを選択することが可能になる。
【００９５】実施例３．図７は前述した実施例の改良例
を示す図である。図７においては、スレーブ処理装置０
に対して３つのＨＤＤを接続している。また、スレーブ
処理装置１に対しては４つのＨＤＤを接続している。こ
のようにスレーブ処理装置に接続するＨＤＤの数は２つ
に限らず複数存在してよい。ＨＤＤの数が増せば増す程
データの信頼性が向上する。また、ＨＤＤの回転をずら
すことによりアクセスタイムを減少させることができ
る。ＨＤＤを３個接続する場合には回転同期を１／３ず
つずらし、ＨＤＤを４台接続する場合には、回転同期を
１／４ずつずらすようにする。
【００９６】実施例４．図８は、この発明に係るデータ
アクセス装置の一実施例である高速データ検索マスター
処理装置の他の例を示す図である。図８は特に、スレー
ブ処理装置とＨＤＤの構成を示している。この実施例で
特徴となる点は、ＨＤＤに対応してＨＤＤコントローラ
が個別に存在している点である。また、複数のＨＤＤコ
ントローラに対してＣＰＵからの要求を伝達したり、或
いは、逆にＨＤＤコントローラからの応答を、ＣＰＵに
伝える選択手段を有している点である。この選択手段が
存在することにより、ＣＰＵからは２台のＨＤＤコント
ローラが１台のコントローラに見えるようにしている。
また、選択手段は２つのＨＤＤコントローラから何れか
を選択し、ＨＤＤからのデータをＣＰＵに対して供給す
る。このように、スレーブ処理装置のＨＤＤ構成を、ハ
ードウェアミラー化するのがこの実施例の特徴である。
ここで、ハードウェアミラー化とは、２つのＨＤＤに全
く同じデータを持たせることをハードウェアで実現する
方式である。即ち、２つのＨＤＤそれぞれにＨＤＤコン
トローラを持たせる。データを書き込む場合は、２つの
ＨＤＤコントローラに対し、ひとつの書き込み命令を発
行し、１回の書き込み命令で同じデータを２つのＨＤＤ
に書き込む。また、スレーブ処理装置はＨＤＤに対して
同期信号を出力し、ＨＤＤの回転を半回転ずらして同期
回転させる。２つのＨＤＤコントローラは、各々同一の
アドレスを用いてＣＰＵからアクセスされるようにアド
レスが設定されている。このようにアドレスを同一にす
ることにより、ＨＤＤが実際には２台存在していても、
ＣＰＵからは１台しか存在していないような扱いを受け
る。但し、ＨＤＤからデータを読み出す場合には何れか
のＨＤＤから読み出すため選択手段は何れか一方を選択
する。この選択は各ＨＤＤコントローラから出力される
割り込み信号を用いる。
【００９７】次に、この実施例の動作について図９の動
作フローを用いて説明する。図９に示す動作フローは、
スレーブ処理装置の動作を示すものである。先ずＳ１１
においてスレーブ処理装置がマスター処理装置ＣＰＵか
らコマンドを受け取る。Ｓ１２において、スレーブ処理
装置はＨＤＤにコマンドを送出する。このコマンドの送
出は１度だけ行われる。図１０のアドレスマップに示す
ように、ＨＤＤコントローラをアクセスするためのアド
レスはＨＤＤコントローラ０及びＨＤＤコントローラ１
の両方に対して同一アドレスを割り振っている。従っ
て、Ｓ１２におけるコマンドの送出はこの同一アドレス
に対して１度だけコマンドを送出すればよい。この１度
のコマンドの送出により２つのＨＤＤコントローラは動
作を開始する。次に、Ｓ１３においてスレーブ処理装置
のＣＰＵは、ＨＤＤコントローラからの割り込みを待
つ。Ｓ１４において、いずれかのＨＤＤがコマンドの処
理終了による割り込み信号を発生させ、その割り込み信
号がスレーブ処理装置のＣＰＵに返されたものとする。
Ｓ１５においては、選択手段により割り込みのあったＨ
ＤＤコントローラを選択する。次に、Ｓ１６において
は、割り込みを発生してないＨＤＤコントローラにコマ
ンドのキャンセルを要求する。そして、Ｓ１７において
割り込みを発生させたＨＤＤコントローラからデータを
転送してもらう。
【００９８】図１１は、前述した動作のタイミング動作
を説明するタイミングチャートである。時刻Ｔ１におい
てコマンドを発行する。そして、時刻Ｔ２においてＨＤ
Ｄ０から割り込み信号を受ける。選択手段はこの割り込
み信号が、ＨＤＤコントローラ０からの割り込み信号０
であることを検出し、ＨＤＤ０からデータを転送させ
る。一方、選択手段はＨＤＤコントローラ１に対して、
データ転送のキャンセルを出力するため、ＨＤＤ１から
のデータは転送されない。
【００９９】図１２は前述したスレーブ処理装置の内部
ブロック図である。前述した選択手段は、チップセレク
ター１１と割り込みセレクター１２により構成される。
また図１３はチップセレクター１１の回路図である。図
１４は割り込みセレクター１２の回路図である。図１２
において、ＣＰＵがチップセレクター１１に対してチッ
プセレクト信号ＣＳ０を有効にすると、チップセレクタ
ー１１はＨＤＤコントローラ０とＨＤＤコントローラ１
を選択するためのＨＤＤコントローラ０セレクト信号と
ＨＤＤコントローラ１セレクト信号を有効にする。図１
３に示すように、このＨＤＤコントローラ０セレクト信
号Ｙ１が有効になるのは、チップセレクト信号ＣＳ０と
ライト信号ＷＲＴが有効の時、または、チップセレクト
信号ＣＳ０とリード信号ＲＤが有効であって且つ割り込
みセレクターからのＨＤＤ０を選択する旨の選択信号Ｓ
ＥＬ０が有効な時である。一方、ＨＤＤコントローラ１
セレクト信号Ｙ２が有効となる場合は、チップセレクト
信号ＣＳ０とライト信号ＷＲＴが有効のとき、或いはチ
ップセレクト信号ＣＳ０とリード信号ＲＤが有効であっ
て割り込みセレクター１２からＨＤＤ１を選択する旨の
セレクト信号ＳＥＬ１が有効な時である。このように、
ＣＰＵからの書き込み命令に対しては、チップセレクタ
ー１１はＨＤＤコントローラ０とＨＤＤコントローラ１
に対して、セレクト信号Ｙ１及びＹ２を送出する。
【０１００】一方リード信号に対しては、チップセレク
ター１１は割り込みセレクター１２からのセレクト信号
に基づいて、何れか一方のＨＤＤコントローラに対して
セレクト信号を出力する。つぎに、図１４に示す割り込
みセレクター１２について説明する。割り込みセレクタ
ー１２には、ＨＤＤコントローラ０とＨＤＤコントロー
ラ１から、割り込み信号０と割り込み信号１が入力され
る。入力された割り込み信号は、フリップフロップ１３
及び１４に保持される。いずれか一方の割り込み信号が
フリップフロップに保持された場合には、他方のフリッ
プフロップに対してリセット信号を出力する。従って、
いずれか一方のフリップフロップが先に割り込み信号を
保持した場合には、他方のフリップフロップには、割り
込み信号を保持することができない。フリップフロップ
１３は、割り込み信号０を保持するとＨＤＤ０を選択す
る旨のセレクト信号をチップセレクター１１に出力す
る。フリップフロップ１４が割り込み信号１を保持した
場合は、ＨＤＤ１を選択する旨のセレクト信号を、チッ
プセレクター１１に出力する。このようにして割り込み
信号０と割り込み信号１のうち、先に有効になったもの
をチップセレクター１１に対して知らせるものである。
【０１０１】このようにして割り込みセレクター１２
が、いずれかのＨＤＤコントローラから割り込みを検出
した場合には、先に割り込みを行ったＨＤＤコントロー
ラを選択するように割り込みセレクター１２がセレクト
信号を出力する。従って、ＨＤＤからのリードは割り込
みを先に出した方のＨＤＤからのみ行われることにな
る。なお、図１４に示したように、いずれか一方の割り
込み信号がフリップフロップにセットされた場合には、
他方のフリップフロップはセットされないため、割り込
み信号を遅れて出力したＨＤＤコントローラは選択され
ないことになる。従って、前述したようなキャンセルの
要求を行わなくとも、その割り込み信号が無視されるだ
けであり、何等支障がない。キャンセルを行わない場合
には、２つのＨＤＤにおいて同じ動作が実行され、一方
の動作が無視されるだけである。キャンセルを要求する
場合には、片方のＨＤＤによる無駄な動作を早期に省く
ことができる。以上のように、この実施例においてはス
レーブ処理装置に接続するＨＤＤをハードウェアミラー
化することにより、データの信頼性を向上させることが
できる。また、前述した実施例と同様にミラー化したＨ
ＤＤの回転をずらすことにより、回転待ち時間を理論的
に１／２にすることができる。また、この実施例におい
てはＨＤＤコントローラをＨＤＤに対応して設けてい
る。そのため、１つの要求に対して２つのＨＤＤに対し
て同時に要求を発生させることができ、前述した実施例
のような１つのバスに複数のＨＤＤをシリアルに接続し
た場合に比べて、ソフトウェアによる２度書きのオーバ
ーヘッドが無くなる。前述したように、１つのバスに複
数のＨＤＤが接続されていてデータを重複して持つ場合
には、ＨＤＤコントローラからＨＤＤ０に対する書き込
みを行い、その後ＨＤＤ１に対して書き込みを行うとい
うソフトウェアによる２度書きをしなければ成らなかっ
た（ソフトウェアミラー化）。しかし、この実施例にお
いてはＨＤＤコントローラが複数存在しているため、し
かもそのＨＤＤコントローラが１つの命令で同時に動作
できるように構成されているため、前述したようなソフ
トウェアのオーバーヘッドはなくなる。このように、Ｈ
ＤＤコントローラをＨＤＤに対応して設けることにより
ソフトウエアミラー化した場合に発生するソフトウェア
のオーバーヘッドをなくすことができる。
【０１０２】実施例５．図１５は、ＨＤＤをハードウェ
アミラー化した場合の他の例を示す図である。前述した
実施例においては、２つのＨＤＤコントローラのアドレ
スは、書き込み時及び読み出し時のいずれの場合におい
ても同一アドレスを有していた。しかし、図１５に示す
ように、書き込み時のアドレスと読み出し時のアドレス
を変更するようにしても構わない。ハードウェアミラー
化されたＨＤＤに対してデータを書き込む場合には、Ｈ
ＤＤコントローラが同一アドレスである方が都合がよ
い。従って、図１５（ａ）に示すように、書き込み時に
は２つのＨＤＤコントローラのアドレスは同一アドレス
とする。一方、読み出す場合には、一方のＨＤＤから読
み出せれば良いため、図１５（ｂ）に示すようにＨＤＤ
コントローラのアドレスを分けて持たせる。このように
して、ＣＰＵはいずれか一方のＨＤＤを指定してデータ
の転送を行うことができる。この図１５（ａ）及び
（ｂ）に示すアドレスの変更は、リード時及びライト時
により変更するものであり、簡単な回路構成で実現する
ことが可能である。
【０１０３】実施例６．図１６は、この発明に係るデー
タアクセス装置の一実施例である高速データ選択マシン
の一例を示す図である。この図において、特徴となる点
はスレーブ処理装置とＨＤＤの間にバススイッチ２２Ａ
から２２Ｄが存在している点である。このバススイッチ
にはスレーブ処理装置とＨＤＤが接続されているととも
に、ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｉｅｓ
ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ ｄｉｓｋｓ）コントロ
ーラ２０が接続されている。またＲＡＩＤコントローラ
にはＨＤＤ４が接続されておりＨＤＤ０からＨＤＤ３ま
でのデータのパリティデータを記憶する。さらに、ＨＤ
Ｄ５はＨＤＤ０からＨＤＤ３のいずれかが故障した場合
の代替えディスクとなるものであり、セレクター２１を
介してバススイッチと各ＨＤＤの間に接続されている。
【０１０４】まず、図１６を用いて基本動作について説
明する。図１６に示すようにスレーブ処理装置とＨＤＤ
の間にバススイッチ（ＢＵＳ ＳＷ）２２ａ〜２２ｄを
設け、ＨＤＤ０〜ＨＤＤ３に対してデータをロードする
時にＲＡＩＤコントローラ２０を用いてＲＡＩＤレベル
４のシステムを構成する。ＲＡＩＤレベル４のシステム
とは、パリティ用のディスクを１つ設け、これに他のデ
ィスクに書き込まれた対応するデータのパリティを求め
記憶しておくシステムである。データが書き込まれたデ
ィスクの１台が故障した時、このパリティを用いて元の
データを修復する。ＨＤＤ４はパリティディスクとして
用い、ＨＤＤ０からＨＤＤ３に書き込まれるデータのパ
リティを記憶する。また、ＨＤＤ５をホットスタンバイ
ディスクとして備えておき、ＨＤＤ０からＨＤＤ３のい
ずれかのディスクが故障したときに、セレクタ２１を用
いて故障したディスクの代替えが、自動的に行われるよ
うにする。
【０１０５】次に、図１７はＲＡＩＤコントローラ２０
の一例を示す図である。ＲＡＩＤコントローラ２０には
バスセレクター２３，ＦＩＦＯ＃１（２４），ＦＩＦＯ
＃２（２５），エクスクルーシブオア（ＥＸＣＬＵＳＩ
ＶＥ ＯＲ又はＸＯＲ）回路２６，セレクター２７，Ｃ
ＰＵ２８，メモリー２９，ＨＤＤコントローラ３０が備
えられている。以下、このＲＡＩＤコントローラ２０の
動作について説明する。動作は大きく分けてＨＤＤへの
データロード動作と、ＨＤＤからの通常リード動作と、
ＨＤＤに記憶したデータのデータ更新動作とＨＤＤのデ
ータ修復動作の４つがある。以下、各モードに分けて説
明する。
【０１０６】図１８はＨＤＤへのデータロード動作を説
明する図である。以下図１８に示した矢印に付した番号
の順に説明する。図１８に示すようにＨＤＤへのデータ
ロード時はバススイッチがスレーブ処理装置とＨＤＤを
接続するとともにスレーブ処理装置とＲＡＩＤコントロ
ーラ２０を接続する。従ってスレーブ処理装置からＨＤ
Ｄへのデータは同時にＲＡＩＤコントローラ２０に対し
ても入力される。ＨＤＤ０からＨＤＤ３のデータのＸＯ
Ｒ（エクスクルシブオア）をとって冗長データを作成す
る例について以下、順に手順を説明する。
【０１０７】１ スレーブ０からＨＤＤ０へデータをロ
ードする。 ２ 上記１と同時にバススイッチを通りＲＡＩＤコント
ローラ２０へデータを転送する。 ３ バスセレクター２３はＨＤＤ０のバスを選択して、
ＦＩＦＯ＃１へデータをライトする。 ４ ＦＩＦＯ＃２は最初に００データがセットされてい
る。ＦＩＦＯ＃１とＦＩＦＯ＃２のデータをＸＯＲし
て、再びＦＩＦＯ＃２に格納する。 ５ スレーブ１からＨＤＤ１へデータをロードする。 ６ 上記５と同時にバススイッチを通りＲＡＩＤコント
ローラ２０へデータをロードする。 ７ バスセレクター２３はＨＤＤ１のバスを選択して、
ＦＩＦＯ＃１へデータをライトする。 ８ ＦＩＦＯ＃１とＦＩＦＯ＃２のデータをＸＯＲし
て、再びＦＩＦＯ＃２に格納する。
【０１０８】９ スレーブ２からＨＤＤ２へデータをロ
ードする。 １０ 上記９と同時にバススイッチを通りＲＡＩＤコン
トローラ２０へデータをロードする。 １１ バスセレクター２３はＨＤＤ２のバスを選択し
て、ＦＩＦＯ＃１へデータをライトする。 １２ ＦＩＦＯ＃１とＦＩＦＯ＃２のデータをＸＯＲし
て、再びＦＩＦＯ＃２に格納する。
【０１０９】１３ スレーブ３からＨＤＤ３へデータを
ロードする。 １４ 上記１３と同時にバススイッチを通りＲＡＩＤコ
ントローラ２０へデータをロードする。 １５ バスセレクター２３はＨＤＤ３のバスを選択し
て、ＦＩＦＯ＃１へデータをライトする。 １６ ＦＩＦＯ＃１とＦＩＦＯ＃２のデータをＸＯＲし
て、ＨＤＤ４へデータをライトする。 以上の動作により、ＨＤＤ０からＨＤＤ３のパリティデ
ータがＨＤＤ４に生成される。尚、この例ではＨＤＤへ
のデータロードの場合について説明したが、一旦ＨＤＤ
へデータをロードしたのちにＨＤＤへデータを追加する
場合においても前述した手順と同様な手順によりデータ
を追加することができる。
【０１１０】ＨＤＤへのデータロード時は、図１９に示
すようにＨＤＤ０からＨＤＤ３は同期回転し、ＨＤＤ４
は、ＨＤＤ０からＨＤＤ３よりもＲＡＩＤコントローラ
２０のオーバーヘッド分だけ回転をずらして同期回転す
る。従ってＨＤＤ４にパリティデータを書き込む場合に
は、ＲＡＩＤコントローラ２０は回転待ち時間がなく、
即座に書き込みを行うことができる。
【０１１１】次に、ＨＤＤからの通常リード動作につい
て説明する。図２０は通常リード動作を説明する図であ
る。通常リード時には、バススイッチはＨＤＤとスレー
ブ処理装置を接続する。通常リード時にはバススイッチ
は、ＲＡＩＤコントローラ２０を切り離す。従って、リ
ード動作は既に説明したリード動作と同様のものであ
る。通常リード動作においては、各ＨＤＤは同期回転す
る必要は無く、各ＨＤＤとも独立に各スレーブ処理装置
からアクセスされる。
【０１１２】次に、ＨＤＤに記憶したデータのデータ更
新動作について説明する。図２１は、データ更新動作を
説明する図である。この図においては、データを更新す
るＨＤＤが１台の場合について説明している。 １ マスター処理装置からスレーブ処理装置１に対して
更新データが転送される。 ２ スレーブ１がＨＤＤ１に対して更新データを書き込
む。 ２’ 上記２の書き込み動作と同時にバスセレクター２
３によりＲＡＩＤコントローラへ更新データを転送す
る。 ３ バスセレクター２３は更新データをＦＩＦＯ＃１へ
転送する。 ４ エクスクルーシブＯＲ回路２６が転送されてきた更
新データとヌルコード’００’とＸＯＲをとりセレクタ
ー２７がその結果をＦＩＦＯ＃２へ格納する。 ５ 上記２で格納したデータに該当するデータをＨＤＤ
２から読み出す。 ６ 読み出したデータをＦＩＦＯ＃１へ転送する。 ７ ＦＩＦＯ＃１とＦＩＦＯ＃２のデータのとＸＯＲを
とる。 ８ ＸＯＲを取った結果をセレクター２７を介してＦＩ
ＦＯ＃２へ格納する。 ９ 上記２で格納したデータに該当するデータをＨＤＤ
３から読み出す。 １０ 読みだしたデータをＦＩＦＯＩ＃１へ転送する。 １１ ＦＩＦＯ＃１とＦＩＦＯ＃２のデータのＸＯＲを
とる。 １２ ＸＯＲを取った結果をセレクター２７を介してＦ
ＩＦＯ＃２へ格納する。 １３ 上記２で格納したデータに該当するデータをＨＤ
Ｄ０から読み出す。 １４ 読みだしたデータをＦＩＦＯ＃１へ転送する。 １５ ＦＩＦＯ＃１とＦＩＦＯ＃２とＸＯＲを取り、そ
の結果をパリティー用ＨＤＤ４に格納する。 このようにして、データの更新が可能になる。なお上記
説明では、更新するＨＤＤが１台の場合を示したが更新
するＨＤＤが２台、３台の場合には、パリティーを求め
るために、更新データに該当するデータを読みだすＨＤ
Ｄの数が少なくなるだけで、前述した動作は同様のもの
となる。なお４台のＨＤＤ共に更新する場合には、デー
タをロードする場合と同様の動作を行なうことによりデ
ータ更新が行なわれる。
【０１１３】次にデータ修復動作について説明する。図
２２はデータ修復動作を説明する図である。データ修復
動作を行う場合には、バススイッチはＨＤＤとＲＡＩＤ
コントローラ２０を接続する。図２２に示すようにＨＤ
Ｄ２に故障が発生し、セレクター２１によりＨＤＤ５に
交換された場合についてその手順を説明する。 １ ＨＤＤ０からデータをリードし、バススイッチを通
してＲＡＩＤコントローラ２０へデータをロードする。 ２ バスセレクター２３は、ＨＤＤ０のバスを選択して
ＦＩＦＯ＃１へデータライトする。 ３ ＦＩＦＯ＃２は最初に００データがセットされてい
る。ＦＩＦＯ＃１とＦＩＦＯ＃２のデータをＸＯＲし
て、再びＦＩＦＯ＃２へ格納する。 ４ ＨＤＤ１からデータをリードし、バススイッチを通
してＲＡＩＤコントローラ２０へロードする。
【０１１４】５ バスセレクター２３は、ＨＤＤ１のバ
スを選択してＦＩＦＯ＃１へデータライトする。 ６ ＦＩＦＯ＃１とＦＩＦＯ＃２のデータをＸＯＲし
て、再びＦＩＦＯ＃２へ格納する。 ７ ＨＤＤ３からデータをリードし、バススイッチを通
してＲＡＩＤコントローラ２０へロードする。 ８ バスセレクター２３は、ＨＤＤ３のバスを選択して
ＦＩＦＯ＃１へデータライトする。 ９ ＦＩＦＯ＃１とＦＩＦＯ＃２のデータをＸＯＲし
て、再びＦＩＦＯ＃２格納する。 １０ ＨＤＤ４からデータをリードしてバスセレクター
２３に送る。 １１ バスセレクター２３はＨＤＤ４からのデータを選
択してＦＩＦＯ＃１へデータライトする。 １２ ＦＩＦＯ＃１とＦＩＦＯ＃２のデータをＸＯＲし
て、バスセレクター２３へデータを転送する。 １３ バスセレクター２３はＨＤＤ２のバスを選択して
ＨＤＤ５へデータをライトする。 以上の動作により故障したディスクのデータが修復され
る。これは、ＨＤＤ０、１、３のデータとロード時に作
成した冗長データをＸＯＲすれば、故障したＨＤＤのデ
ータを復元することができる事を利用したものである。
【０１１５】データ修復動作時は、図２３に示すよう
に、故障ＨＤＤ以外（実施例ではＨＤＤ０，１，３，
４）は同期回転、故障ディスク（実施例ではＨＤＤ２）
はＲＡＩＤコントローラ２０のオーバーヘッド分だけ回
転をずらして同期回転する。従って、ＲＡＩＤコントロ
ーラ２０がＨＤＤ５に対して修復したデータを書き込む
場合には回転待ち時間が発生しない。
【０１１６】以上のように、この実施例においてはＲＡ
ＩＤコントローラ２０を各ＨＤＤからのバスを切り換え
るバスセレクタ２３とＦＩＦＯメモリー２４，２５とエ
クスクルーシブオア回路２６とＲＡＩＤコントローラの
バスとエクスクルーシブオア回路のバスを切り換えるセ
レクター２７と、ＣＰＵ２８と、パリティ用のキャッシ
ュメモリー２９と、ＨＤＤコントローラ３０から構成さ
れており、スレーブ処理装置に接続されたＨＤＤとＲＡ
ＩＤコントローラ２０に接続されたＨＤＤを用いて、Ｒ
ＡＩＤレベル４のシステムを構成したものである。この
ようにして、ディスクに障害が発生した場合でもデータ
を復元することができ、システムダウン時の復旧が容易
に行える。
【０１１７】実施例７．前述した実施例６においては、
ＲＡＩＤコントローラが各ＨＤＤから同時にデータを入
力してパリティデータを生成するようにしても構わな
い。図２４（ａ）はＲＡＩＤコントローラが並列的に、
かつ同時にスレーブ処理装置からデータＤ１〜Ｄ４を入
力してエクスクルーシブオアをとった結果パリティデー
タを生成する例を示したものである。図においては、概
念的な計算しか示していないが、これらのデータのエク
スクルーシブオアを取る回路は、ハードウェア或いはソ
フトウェアにより、構成することが可能である。このよ
うに、ＲＡＩＤコントローラに対してデータを並列的に
入力することによりパリティデータの生成を高速に行う
ことができる。同様に、データを修復する場合も図２４
（ｂ）に示すように高速に行うことが可能になる。
【０１１８】実施例８．上記実施例６においては、ホッ
トスタンバイディスクとしてＨＤＤ５を設け、セレクタ
ーを設けている場合について説明したがＨＤＤをホット
スタンバイ状態で待機させるのでは無く、実際にＨＤＤ
が故障した場合に手動で故障したＨＤＤを交換するよう
にしても構わない。
【０１１９】実施例９．図２５はこの発明に係るデータ
アクセス装置の一実施例である高速データ検索マシンの
一例を示す図である。図２５においては、各スレーブ処
理装置とＨＤＤの間にＲＡＩＤコントローラ５０を設け
ている点が特徴である。図２５に示す例においては、ｎ
台のスレーブ処理装置に対してｎ＋１台のＨＤＤを備え
ている。このｎ＋１台のディスクでＲＡＩＤレベル４の
システムを構成する。各プロセッサーからは論理ユニッ
ト番号（ＬＵＮ）を用いて、ＲＡＩＤコントローラ５０
に対してアクセスを行う。ＲＡＩＤコントローラ５０内
においてはＬＵＮに対応してそれぞれＨＤＤを割り当て
る。各スレーブ処理装置からＨＤＤへのアクセスは非同
期に行われるため、ＲＡＩＤコントローラ５０内におい
ては各スレーブ処理装置に対応してＨＤＤを割り当てる
方式をとっている。つまり、ＲＡＩＤコントローラ５０
内ではＨＤＤをＬＵＮ毎に固定で割り当てている。従っ
て、ｎ＋１台目のＨＤＤはパリティドライブ専用のドラ
イブとして使用される。
【０１２０】このようにして、信頼性の高いデータベー
ス処理に適するシステムを提供することができる。尚、
前述した例ではＲＡＩＤコントローラ５０内でＬＵＮご
とにディスクを固定的に割り当てる場合について説明し
たが、ＲＡＩＤコントローラ５０内において、パリティ
ドライブ用のＨＤＤｎ以外をシリアルにアドレッシング
するようにしても構わない。
【０１２１】図２６は、ＲＡＩＤコントローラ５０が、
ｎ台のＨＤＤに対してシリアルなアドレッシングを行っ
た場合、スレーブからのアドレスをＲＡＩＤ内のＨＤＤ
のアドレスに対応させるための、対応を示す図である。
スレーブからＬＵＮ＝ｉでかつブロック＝ｊに対するア
クセスがある場合、ＲＡＩＤコントローラ５０において
は、このアドレスをＨＤＤ＝ｉ番目でかつブロック＝ｊ
のアドレスに変換する。こうすることにより、ｎ台のＨ
ＤＤをシリアルにアドレッシングする場合でも、スレー
ブ処理装置からのアドレスをＨＤＤのアドレスに変換す
ることができる。
【０１２２】この実施例においては、ＲＡＩＤコントロ
ーラは、スレーブ処理装置からのアクセスに対して特定
なＨＤＤを割り当てている。その理由は、各スレーブ処
理装置が独立に、且つ非同期に動作するため対応するＨ
ＤＤを、物理的に分けている方が便利であるためであ
る。例えば、各スレーブ処理装置が、データをシリアル
に読む場合、ディスクを物理的に分けていることにより
シーク時間が少なく、ディスクキャッシュも有効に働く
という利点がある。また、各スレーブ処理装置がデータ
をランダムにリードする場合においても、対応するＨＤ
Ｄが物理的に分かれているため、アクセスが完全に分散
するという利点がある。また、この実施例においては、
ＬＵＮは例えば各スレーブ処理装置に割り当てられた識
別子を用いることができるが、スレーブ処理装置に割り
当てられた識別子番号ばかりでなく、マスター処理装置
から与えられた特別な番号を用いるようにしても構わな
い。
【０１２３】このように、ＬＵＮを用いてＨＤＤをアク
セスすることができるため、例えば他のスレーブ処理装
置が所有しているデータを読み込む場合には、他のスレ
ーブ処理装置のＬＵＮを用いてＲＡＩＤコントローラ５
０にアクセス要求を出すことにより、他のスレーブ処理
装置のデータを読み出すことが可能になり非常に便利で
ある。従来の場合には、各スレーブ処理装置とＨＤＤが
直結されているため、他のスレーブ処理装置に接続され
たＨＤＤのデータを読み出す場合には、他のスレーブ処
理装置に対して要求を行わなければ成らなかった。これ
に対して、この実施例の場合には、ＬＵＮを利用して簡
単に他のスレーブ処理装置のデータをアクセスすること
が可能になる。
【０１２４】実施例１０．図２７は、ＲＡＩＤレベル５
のシステムの例を示す図である。ＲＡＩＤコントローラ
５１は、ＲＡＩＤレベル５のシステムを構成するための
コントローラである。ＲＡＩＤレベル５のシステムは、
レベル４と違って固定のパリティディスクを持たず、パ
リティデータは構成するディスクに分散記録（ストライ
ピング）する。このため、書き込み時にパリティディス
クへの負荷集中といったことが起きず、入出力効率が向
上する（書き込みの比率が多いほどＲＡＩＤレベル４よ
り有利となる）。特定のパリティディスクがないため、
ＨＤＤはｎ＋１台ではなくｎ台備えられている。図２７
に示す構成ではレベル５であるため、パリティデータは
ｎ台のＨＤＤに対してストライプ状に配置される。従っ
て、スレーブ処理装置からＬＵＮ＝ｉ，ブロック＝ｊと
いうアドレスを指定された場合には、図２８に示すよう
にＲＡＩＤコントローラ５１はＲＡＩＤ内のＨＤＤ＝ｉ
番目で、かつブロック＝（ｉ＋１）／ｎ＋ｊという計算
に基づいて対応する位置を特定する。この例において
は、レベル５のＲＡＩＤシステムを用いているため、ｎ
台のスレーブ処理装置に対して、ｎ台のＨＤＤを用いて
冗長データを記憶させることができる。
【０１２５】実施例１１．図２９は、スレーブ処理装置
とＲＡＩＤコントローラ５０が、ＳＣＳＩ（Ｓｍａｌｌ
Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓｙｓｔｅｍ Ｉｎｔｅｒｆａｃ
ｅ）バスで接続されている構成を示している。スレーブ
処理装置０には、ＳＣＳＩ−ＩＤ＝０が割り当てられ、
スレーブ処理装置１にはＳＣＳＩ−ＩＤ＝１が割り当て
られている。ＳＣＳＩ−ＩＤは、ＳＣＳＩバスに接続さ
れるデバイスに割り振られるものであり、ＳＣＳＩバス
に対してデータを転送したデバイスが、どのデバイスで
あるかを自動的に知ることができる。従って、ＲＡＩＤ
コントローラ５０は、ＳＣＳＩバスから受信したアクセ
ス要求が、いずれのスレーブ処理装置から送信されたも
のであるかを自動的に知ることができる。スレーブ処理
装置は、前述したようなＬＵＮをアクセス要求の中に含
ませる必要は全くない。
【０１２６】ＲＡＩＤコントローラ５０が、スレーブ処
理装置から要求を受け取った後、ＨＤＤに対してアクセ
スする動作は、前述した実施例９と同様のものであり、
ここではその説明を省略する。但し、異なる点は各ＨＤ
ＤがＳＣＳＩ−ＩＤ毎に特定されて割り当てられている
点である。
【０１２７】このようにＳＣＳＩバスを用いて、スレー
ブ処理装置とＲＡＩＤコントローラを接続することによ
り、スレーブ処理装置は、ＲＡＩＤコントローラが接続
されていることを全く意識することなく、従来通りのア
クセス要求を出力することができる。従って、従来の高
速データ検索装置に対して、マスター処理装置及びスレ
ーブ処理装置を一切変更することなく、この方式を適用
することができる。
【０１２８】実施例１２．図３０はＲＡＩＤコントロー
ラ５１がＲＡＩＤレベル５の構成を提供するとともに、
スレーブ処理装置とＲＡＩＤコントローラ５１が、ＳＣ
ＳＩバスを介して接続されている構成を示したものであ
る。このように、レベル５のシステム構成とした場合に
おいても、ＳＣＳＩ−ＩＤを用いてＨＤＤに対してアク
セスを行うことが可能である。
【０１２９】実施例１３．図３１は、ＲＡＩＤシステム
の他の例を示す図である。この図において特徴となる点
は、ＬＵＮとブロックによる配列を転置した形に変更し
た点である。例えばＨＤＤ０について見ると先頭からｎ
個のブロック０が連続して続いている。これらのｎ個の
ブロック０は、ＬＵＮ＝０〜ＬＵＮ＝ｎ−１までのブロ
ックである。一方ＨＤＤ０からＨＤＤｎ−１までを見て
みると、ブロック番号が０からｎ−１まで増加してい
る。このように図３１に示す例は、前述したＬＵＮとブ
ロックによる配置を転置したものである。その他の点に
ついては、図２５に示したものと同様である。このよう
にＬＵＮとブロックの配置を転置しているため、スレー
ブ処理装置からのＬＵＮとブロックを指定したアクセス
は、図３２に示すような計算式に基づいて位置が特定さ
れる。
【０１３０】このような構成にすることにより、各スレ
ーブ処理装置に対して、データをバースト転送する場合
のバースト転送速度が向上する。このバースト転送速度
が向上するのは、例えばブロック０からブロックｎ−１
まで連続してアクセスする場合、ｎ台のＨＤＤに対して
アクセス要求が分散され、１つのＨＤＤに対して負荷が
かからないためである。尚、図示しないが、図３１に示
す構成でスレーブ処理装置とＲＡＩＤコントローラ５２
が、ＳＣＳＩバスで接続されている場合には、ＬＵＮの
代わりにＳＣＳＩ−ＩＤを使用しても同様なことができ
る。ＳＣＳＩ−ＩＤを使用する場合には、前述したよう
にスレーブ処理装置に変更を加えることなく、ＲＡＩＤ
システムを構築することができる。
【０１３１】実施例１４．図３３は、ＲＡＩＤレベル５
のシステムの例を示す図である。前述した実施例１３と
同様に、ＬＵＮとブロックとの配置を転置しているとと
もに、レベル５のシステムを提供しているため、パリテ
ィデータがストライプ状に配置されている点が特徴であ
る。このようなレベル５のシステムの場合でも、図３４
に示すようにスレーブ処理装置からのアクセスに対し
て、ＲＡＩＤコントローラ５３は、ＨＤＤ内のブロック
を特定することができる。尚、この図３３に示す場合に
もＳＣＳＩバスを用いている場合には、ＬＵＮの代わり
にＳＣＳＩ−ＩＤを用いることが可能である。
【０１３２】実施例１５．図３５は、ＲＡＩＤシステム
を適用する場合の他の例を示す図である。この例におい
ては、ＨＤＤの数をｎ＋１台からｍ＋１台とした例を示
している。このｍの数は任意の数である。従って、ｎ台
のスレーブ処理装置に対してＨＤＤの数は、任意の数に
なる。このようにＨＤＤの数を任意にすることができる
のは、間にＲＡＩＤコントローラ５４が介在しているた
めである。前述した例においては、スレーブ処理装置の
数とＨＤＤの数が対応していたが、この例においてはＨ
ＤＤの数を自由に構成することができる。このような構
成において、スレーブ処理装置からＬＵＮとブロックを
指定されたアクセス要求があった場合には、図３６に示
すような計算式を用いることにより、ＨＤＤのブロック
を特定することができる。尚、この例においてもＬＵＮ
の代わりにＳＣＳＩ−ＩＤを用いることも可能である。
【０１３３】実施例１６．図３７は、ＨＤＤの数をｍ台
にしたＲＡＩＤレベル５のシステムの例を示す図であ
る。前述した実施例１５においては、ｍ＋１台であった
のに対して、このシステムにおいてはレベル５を採用し
ているため、ｍ台のＨＤＤで構成されている。このよう
に構成されたシステムにおいて、スレーブ処理装置がＬ
ＵＮとブロックを指定したアクセス要求は、図３８に示
すような計算式を用いることによりＨＤＤのブロックを
特定することが出来る。また、この例においてもＬＵＮ
の代わりにＳＣＳＩ−ＩＤを用いることが可能である。
【０１３４】実施例１７．図３９は、ＲＡＩＤシステム
を適用する場合の他の例を示す図である。通常データベ
ースをアクセスする際には、ページという単位を用いて
アクセスする。このページ単位のアクセス要求に対し
て、効率良く応答することができるように、各ＨＤＤの
「ブロックサイズ」を「ページ単位の整数分の１」とす
る。図３９に示す例においては、スレーブ処理装置で動
作するデータベース処理プログラムが１ページ分のデー
タに対するリード要求、或いはライト要求を出力する。
このページ単位のアクセス要求がＲＡＩＤコントローラ
により１／４ページのブロックに分割される。各ＨＤＤ
のブロックは１／４ページずつ区切られている。従って
１ページが、ＨＤＤ０〜ＨＤＤ３までの４つのブロック
を用いて、読み書きされることになる。
【０１３５】マスタ処理装置からのコマンドがスレーブ
処理装置に渡り、それに基づき、スレーブ処理装置上の
データベース処理プログラムがページ単位のアクセス要
求を出し、これが直接ＲＡＩＤコントローラにアクセス
要求として渡る場合、前述した実施例９〜１２の構成で
は、「ブロックサイズ」＝「ページサイズの整数分の
１」にするとＲＡＩＤコントローラ内でのデータアクセ
スでむだが出ない。また、前述した実施例１３〜１４の
転置した構成では、「横一列のデータサイズ」＝「ペー
ジサイズの整数分の１」にするとＲＡＩＤコントローラ
内でのデータアクセスが高速でかつむだがない。
【０１３６】このように、ページの整数分の１でブロッ
クを構成することにより、ＨＤＤの記憶場所に無駄が生
じることがなくなる。また、このようにＨＤＤ０〜ＨＤ
Ｄ３に１回だけアクセスすることにより、１ページ分の
データを読み書きすることができるようにしておけば、
更に効率良く高速にデータのアクセスが可能になる。
【０１３７】図に示すように、必ずしもＨＤＤの数に等
分する場合ばかりでなく、１ページを整数分の１とする
場合であれば、ＨＤＤの記憶場所を効率良く用いること
ができる。例えば１／３ページを１ブロックサイズとし
ても構わないし、１／５ページをブロックサイズとする
ようにしても構わない。
【０１３８】実施例１８．図４０は、ブロックのサイズ
を最適に決定する為の他の例を示す図である。一般にオ
ペレーティングシステムが、データをアクセスする場合
には、オペレーティングシステムによるデータのブロッ
キングが行われる。このブロッキングサイズを単位とし
てデータをアクセスするため、ＨＤＤの「ブロックサイ
ズ」を、オペレーティングシステムが用いる「ブロッキ
ングサイズの整数分の１」とする。
【０１３９】図４０に示す場合は、スレーブ処理装置で
動作するオペレーティングシステムのブロッキングサイ
ズを４つのＨＤＤに分割している場合を示しており、各
ブロックサイズが、スレーブ処理装置で動作するオペレ
ーティングシステムが用いるブロッキングサイズの１／
４である場合を示している。
【０１４０】マスタ処理装置からのコマンドがスレーブ
処理装置に渡り、それに基づき、スレーブ処理装置上の
データベース処理プログラムがページ単位のアクセス要
求を出し、これがスレーブ処理装置上のオペレーティン
グシステムでブロッキングされてＲＡＩＤコントローラ
にアクセス要求が渡る場合、前述した実施例９〜１２の
構成では、「ブロックサイズ」＝「ブロッキングサイズ
の整数分の１」にするとＲＡＩＤコントローラ内でのデ
ータアクセスでむだが出ない。また、前述した実施例１
３〜１４の転置した構成では、「横一列のデータサイ
ズ」＝「ブロッキングサイズの整数分の１」にするとＲ
ＡＩＤコントローラ内でのデータアクセスが高速でかつ
むだがない。
【０１４１】このようにブロッキングサイズの整数分の
１をＨＤＤのブロックサイズとすることにより、無駄な
く、かつ効率良くＨＤＤのアクセスを行うことができ
る。図においては１／４にする場合を示しているが、１
／２，１／３或いは１／５等にする場合でも構わない。
【０１４２】実施例１９．図４１は、ＲＡＩＤシステム
を適用する場合の他の例を示す図である。データベース
システムにおいては、テンポラリーなファイルや一時的
なテーブルを作ることが頻繁に発生する。これらテンポ
ラリーなファイルや、一時的なテーブルは、マスター処
理装置のファイルやスレーブ処理装置の他のファイルか
ら再び作成することが可能である。従って、仮にＨＤＤ
に障害が発生した場合でも、元のデータから再び生成す
ることが可能である。このように、テンポラリーなファ
イルや一時的なテーブルは、ワーク領域に記憶させるよ
うにする。そして、このワーク領域のデータに対して
は、ＲＡＩＤコントローラがパリティデータを生成しな
いようにする。このように、ワーク領域に対するデータ
にパリティデータを生成しないようにすることにより、
ＲＡＩＤコントローラの処理が高速に行われ、結果とし
てデータのアクセス速度が高速になる。
【０１４３】図４１に示すように、ブロック０からブロ
ック２に対しては、ＲＡＩＤコントローラ５６が、パリ
ティを生成するがワーク領域に作られた中間ファイルや
一時ファイルに関しては、パリティデータを生成しな
い。従って、ＲＡＩＤコントローラの負荷が、少なくな
り処理が高速に行われる。もし、いずれかのＨＤＤが故
障した場合には中間ファイル、或いは一時ファイルはパ
リティデータが存在しないため復元することはできな
い。しかし、元々中間ファイル及び一時ファイルは、ブ
ロック０からブロック２にあるマスター処理装置ファイ
ルや元のデータから生成することが可能であるため、再
び中間ファイル及び一時ファイルを生成することが可能
になる。
【０１４４】実施例２０．図４２は、この発明に係るデ
ータアクセス装置の一実施例である高速データ検索マシ
ンの一例を示す図である。図において、特徴となる点は
各スレーブ処理装置に対して複数のＨＤＤを接続してい
る点である。また、各スレーブ処理装置と複数のＨＤＤ
はＳＣＳＩバスにより接続されている。従って、各ＨＤ
ＤにはＳＣＳＩ−ＩＤが割り振られる。各スレーブ処理
装置は、データを分割して複数のＨＤＤに格納する。即
ち、この実施例においては、マスター処理装置が各スレ
ーブ処理装置に対してデータを分割するとともに、各ス
レーブ処理装置は、分割されたデータを更に複数のＨＤ
Ｄに対して分割して記憶するものである。図４２は、こ
の実施例の構成を示す図であり、図４３は、各ＨＤＤに
記憶される論理・物理アドレス変換表６１ａから６１ｃ
の具体例を示す図である。
【０１４５】次に、図４４を用いてこの実施例の動作に
ついて説明する。 １ マスター処理装置からスレーブ処理装置に対して、
スレーブ処理装置０及びスレーブ処理装置１のテーブル
を指定して検索条件を伝達する。 ２ スレーブ処理装置０は、ＨＤＤ０から論理・物理ア
ドレス変換表６１ａを読み出し、スレーブ処理装置０内
のメモリーに記憶する。 ３ スレーブ処理装置０は、論理・物理アドレス変換表
６１ａを用いて論理アドレスから物理アドレスへの変換
を行い、物理アドレスを用いてＨＤＤのデータにアクセ
スする。 ４ ＨＤＤ０から読み込まれたデータは、スレーブ処理
装置０内のメモリーに蓄えられる。もし、検索すべきデ
ータがＨＤＤ１にある場合には、前述した２，３，４の
動作をＨＤＤ１に対して行う。或いは、２つのＨＤＤに
対してデータがまたがっている場合には、その２つのＨ
ＤＤに対して、前述した２，３，４の動作を行う。この
ようにしてスレーブ処理装置０は、所望のデータをメモ
リーに読み出すことができる。 ５ ＨＤＤから読み出した結果を、マスター処理装置に
送る。
【０１４６】前述した１から５の動作はそれぞれのスレ
ーブ処理装置においても行われており、マスター処理装
置は、各スレーブ処理装置から検索結果を得ることがで
きる。このように１つのスレーブ処理装置に対して接続
されるＨＤＤの台数をｎ台とすると、１つのＨＤＤ当た
りのデータ読み出し量はＨＤＤが１台しか接続されてい
ない場合に比べて１／ｎとなる。以上のように、この実
施例ではスレーブ処理装置の数を増加させることなく、
ＨＤＤの台数の増加のみにより、検索性能を向上させる
ことができる。また、スレーブ処理装置の数を増加させ
ることなく、記憶するデータ容量も容易に増加させるこ
とが可能になる。
【０１４７】実施例２１．図４５は、この発明に係るデ
ータアクセス装置の一実施例である高速データ検索マシ
ンの一例を示す図である。図４５で特徴となる点は、マ
スター処理装置を階層的に配置することにより、スレー
ブ処理装置の並列度を向上させた点にある。図４５にお
いては、ルートマスター処理装置が１つに対し、その下
にサブマスター処理装置を２つ置いている。また、その
サブマスター処理装置の下に２つずつサブマスター処理
装置を備え、３階層のマスター処理装置構成を採用して
いる。スレーブ処理装置は第２層目のサブマスター処理
装置のもとにそれぞれ４台ずつ接続されている。
【０１４８】このような階層的な構造にすることによ
り、例えばジョイン処理を行うような場合、スレーブ処
理装置に格納されたデータをまずサブマスター処理装置
２が処理を行い、その結果をサブマスター処理装置１に
出力し、サブマスター処理装置１がサブマスター処理装
置２から出力されたデータのまとめ処理を行い、更にそ
の結果をルートマスター処理装置が最終的にまとめてジ
ョイン処理の結果を出力することができる。
【０１４９】図４６は前述した動作を示す図である。 １ マスター処理装置０が、マスター処理装置１０とマ
スター処理装置１１等の下位のマスター処理装置に対し
て、検索条件を出力する。 ２ マスター処理装置１０は、さらに下位のマスター処
理装置に対して検索条件を出力する。 ３ マスター処理装置２０は、接続されたスレーブ処理
装置に対してさらに検索条件を出力する。 ４ スレーブ処理装置は、検索条件に従ってＨＤＤにア
クセスする。 ５ ＨＤＤはスレーブ処理装置からのアクセス要求に従
い、特定されたデータをスレーブ処理装置に返送する。 ６ スレーブ処理装置は、返送されたデータをマスター
処理装置２０に返送する。マスター処理装置２０は、他
のスレーブ処理装置からのデータも受け取る。 ７ マスター処理装置２０は、スレーブ処理装置からの
データをとりまとめた上、マスター処理装置１０に返送
する。 ８ マスター処理装置１０は、下位のマスター処理装置
からのデータをとりまとめ、さらにマスター処理装置０
に返送する。 このようにして、マスター処理装置０は全てのＨＤＤを
対象としてアクセスを行ったことになる。
【０１５０】この構成を用いてジョイン処理の処理手段
について説明する。ジョイン処理の場合、ジョインする
一方のテーブルの該当カラムのデータと他テーブルのカ
ラムのデータのジョインチェックを行うが、これを各サ
ブマスターで行う必要がある。そこで、各スレーブ処理
装置から各スレーブ処理装置で格納している１つのテー
ブルの該当カラムデータを、そのスレーブ処理装置のマ
スター処理装置（サブマスター２）へ送り、更に上位の
マスター処理装置（サブマスター１）へ送り、各サブマ
スター２、１では、マージソート処理を行い、最後にル
ートマスタでその該当カラムの全データをマージソート
してまとめる。また、ルートマスターは更にサブマスタ
ー１経由サブマスター２へそのカラム全データを送り、
そこで各スレーブの保管するデータとのジョインチェッ
クを行う。その結果もサブマスター経由ルートマスター
へ送られ、最終的にルートマスターでマージ処理を行
う。
【０１５１】以上の処理を図４７を用いて説明する。 １ ジョインする一方のテーブルとカラム情報をスレー
ブ処理装置へ伝達する。 ２ 各スレーブ処理装置から上記１に該当するデータを
送る。この時、途中の各サブマスターでは、マージソー
ト処理を実施していく。最終的にルートマスターでまと
める。 ３ ルートマスターでマージされたカラムデータをサブ
マスター２へ送る。 ４ ジョインする他方のテーブルカラムデータをスレー
ブへ送り、ジョインチェックを行い、その結果必要なデ
ータをスレーブから取り出し、サブマスター２でマージ
する。 ５ その結果を、サブマスター１、ルートマスターへと
送り、各々マージし最終結果となる。
【０１５２】このような構成にすることにより、特に結
合処理を行う場合に負荷が高いマスター処理装置プロセ
ッサーの処理を分散化させ効率良く処理を行うことがで
きる。尚、図４５及び図４６は、マスター処理装置をバ
イナリーツリー状に階層化する場合に付いて示している
が、親のマスター処理装置に対して子のマスター処理装
置が２つだけ存在する場合に限らず、１つの親のマスタ
ー処理装置に対して、３つ或いは４つの子のマスター処
理装置が存在するようにしても構わない。
【０１５３】また、図４２に示したように、各スレーブ
処理装置に対して複数のＨＤＤを接続しても構わない。
このようにすれば、主処理手段の処理の並列化と副処理
手段の処理の並列化が行われ、全体としてより進んだ負
荷分散を達成することができる。
【０１５４】実施例２２．図４８は、この発明に係る分
散データベースシステムの一実施例を示す図である。こ
の図において特徴となる点は、データを分散して記憶す
るサブシステムの中に幹事サブシステムとメンバサブシ
ステムを設けた点である。図４８においてはサブシステ
ム７０が幹事サブシステム（ＤＢ０）であり、サブシス
テム８０，８１はメンバサブシステム（ＤＢ１，ＤＢ
２）である。このシステムは、データベースの分散及び
管理をデータベース側で行うようにしたものであり、主
に幹事サブシステム７０がその役割を担っている。
【０１５５】図４９は図４８に示した幹事サブシステム
７０の内部構成図である。幹事サブシステム７０には、
データベースの分散および管理を行うために、以下のよ
うな各種手段を備えている。テーブル生成分散手段７１
は、クライアントからデータベースに対してデータ生成
コマンドが出力された場合に、他のメンバサブシステム
８０，８１に対してサブテーブルの生成を要求する。デ
ータ追加分散手段７２は、クライアントがすでにテーブ
ルが生成されたデータベースに追加のデータを投入する
場合に、そのデータをメンバサブシステムに分割して転
送するものである。インデックス生成手段７３は、クラ
イアントからテーブルの特定キーを用いてインデックス
を生成する要求がきた場合に、メンバサブシステムのデ
ータを用いてインデックスを生成するものである。分散
テーブル検索手段７４は、クライアントから検索要求が
あるとメンバサブシステムに対して検索要求を出して、
結果をマージしてクライアントに返すものである。ロー
ルバック分散手段７５は、クライアントからロールバッ
ク要求が来た場合に各メンバサブシステムに対して、ロ
ールバック要求を分散させるものである。コミット分散
手段７６は、クライアントからコミット要求がきた場合
に、そのコミット要求を分散させるものである。ジョイ
ン手段７７は、クライアントからジョイン処理が要求さ
れた場合に、他のメンバサブシステムからデータの転送
を受けて結合処理を行い結果をクライアントに返すもの
である。更新手段７８は、クライアントからテーブルに
対して更新要求あるいは削除要求が出された場合に、各
メンバサブシステムに対して更新要求あるいは削除要求
を実行させるものである。
【０１５６】次に、図４９に示した各種手段の動作につ
いて説明する。図５０は、テーブル生成分散手段７１の
動作を示すフローチャートである。先ずＳ２１におい
て、クライアントからＤＢ０に対して、テーブルＡの生
成要求が出される。Ｓ２２において、ＤＢ０がサブテー
ブルＡ０を生成する。次に、Ｓ２３において、ＤＢ０が
ＤＢ１からＤＢｎに対して、サブテーブルＡ１からＡｎ
の生成要求を出力する。Ｓ２４では、ＤＢｉにおいてサ
ブテーブルＡｉを生成する。次に、Ｓ２５においてはサ
ブテーブルＡ０からＡｎが、正常に終了されたかどうか
をチェックする。正常に生成された場合には、ＤＢ０は
クライアントに正常終了を報告する（Ｓ２８）。正常に
サブテーブルが生成されなかった場合には、Ｓ２６及び
Ｓ２７において、既に生成されたサブテーブルがある場
合には、これらの生成をキャンセルするロールバック処
理を実行させる。そして、クライアントに対してエラー
終了を報告する。なお、テーブルＡ０からＡｎはテーブ
ルＡをそれぞれのサブシステムに分割したものである。
【０１５７】図５１は、データ追加分散手段７２の動作
を示すフローチャートである。Ｓ３１において、クライ
アントからＤＢ０に対して、テーブルＡへの１レコード
の追加要求があると、Ｓ３２において、ＤＢ０はクライ
アントから追加するレコードを受け取る。Ｓ３３におい
てＤＢ０はサブテーブルＡ０からＡｎのうち追加を行う
サブテーブルＡｉを選択する。例えば、この選択方法と
してサブテーブルＡ０からＡｎの内、最もレコード件数
の少ないサブテーブルを追加すべきサブテーブルとして
選択する。Ｓ３４においてはＤＢ０は、選択したＤＢｉ
に対してレコードの追加要求を行い、そのレコードを転
送する。Ｓ３５において、ＤＢｉでサブテーブルＡｉに
対してレコードを追加する。Ｓ３６においては、レコー
ドの追加が正常終了したかどうかが判定され、その判定
結果に基づいてクライアントに対してエラー終了（Ｓ３
７）、或いは正常終了（Ｓ３８）を報告する。
【０１５８】図５２は、データ追加分散手段７２の他の
動作フローを示す図である。図５１の場合においては、
１レコードを追加する場合について説明したが、図５２
においては、複数のデータを投入する場合について説明
する。Ｓ４１において、クライアントからＤＢ０に対し
て、テーブルＡへ複数のデータロードの要求が発生す
る。ＤＢ０はＳ４２からＳ４８において、受け取るデー
タがなくなるまでループ処理を行う。ＤＢ０は、データ
Ｄを１件ずつ複数件受け取り、又は一度に複数件受け取
り（Ｓ４３）、このデータをＤ０〜Ｄｎに分割し（Ｓ４
４）、データＤ０を自己の持つサブテーブルＡ０に投入
するとともに（Ｓ４５）、残りのデータＤ１からＤｎを
ＤＢ１からＤＢｎに転送し（Ｓ４６）、各サブテーブル
Ａ１からＡｎに投入させる（Ｓ４７）。もし、複数のデ
ータを繰り返し投入している際にエラーが生じた場合に
は（Ｓ４８）、その時点でデータ投入のロールバック処
理を各ＤＢに行わせ（Ｓ４９）、エラーをクライアント
に報告する（Ｓ５０）。また、全てのデータが分散して
各サブテーブルに格納された場合には正常終了をクライ
アントに報告する（Ｓ５２）。Ｓ４４において、ＤＢ０
がデータＤを分割する場合には、例えばサブテーブルＡ
０からＡｎのデータ件数に応じて、少ない所に多くのデ
ータが配分されるように分割する。或いは、別な方法と
してＤＢ０からＤＢｎの処理能力に応じてデータを分散
しても構わない。例えば高速処理が可能なＤＢに対して
は、より多くデータが配分されるようにし、或いは大容
量なＤＢに対しては、より多くのデータを配分する。
【０１５９】図５３は、インデックス生成手段７３の動
作を示すフローチャートである。ここではクライアント
からインデックスを生成する要求があった場合に、その
インデックスファイルをＤＢ０に生成することを前提に
して説明する。Ｓ６１において、クライアントからＤＢ
０にテーブルへのキー項目ａを用いたインデックスの生
成要求がある。ＤＢ０はＳ６２において、ＤＢ０からＤ
Ｂｎに対してサブテーブルＡ０からＡｎのキー項目と、
そのキー項目が属しているレコードのアドレス情報を要
求する。Ｓ６３において、各ＤＢｉはキー項目とそのキ
ー項目が属しているレコードアドレスを抽出し、キー項
目でソートした後ＤＢ０に転送する。Ｓ６４において、
ＤＢ０は各ＤＢからのデータをマージソートして、イン
デックスファイルをＤＢ０に生成する。以上の動作が正
常したか否かにより（Ｓ６５）、クライアントに対して
正常終了（Ｓ６７）、またはエラー終了を報告する（Ｓ
６６）。
【０１６０】図５４は、分散テーブル検索手段７４の動
作を示すフローチャートである。この例においては、単
一テーブルに対する検索について説明する。Ｓ７１にお
いて、クライアントからＤＢ０に対してテーブルＡの検
索要求があった場合、Ｓ７２において、ＤＢ０は各デー
タベースに対してサブテーブルの検索要求を出力する。
各データベースはサブテーブルの検索を行い、結果をＤ
Ｂ０に返送する。ＤＢ０は返送された結果をマージし
（Ｓ７４）、最終的な結果としてクライアントに転送す
る（Ｓ７５）。
【０１６１】図５５は、ロールバック分散手段７５の動
作を説明するフローチャートである。Ｓ８１において、
クライアントからＤＢ０に対して一連の処理のロールバ
ック要求があった場合、Ｓ８２において、ＤＢ０は各デ
ータベースに対して、一連の処理のロールバック処理を
要求する。Ｓ８３において、各データベースでは一連の
処理のロールバック処理を実行する。
【０１６２】図５６は、コミット分散手段７６の動作を
説明するフローチャートである。Ｓ９１において、クラ
イアントから一連の処理のコミット要求が出された場
合、Ｓ９２において、ＤＢ０は各データベースに対し
て、一連の処理がコミット可能かどうかを問い合わせ
る。Ｓ９３において、各データベースからのコミット可
否の返答を待ち、その返答が全てコミット可能である場
合には、Ｓ９５において各データベースに対して一連の
処理のコミット要求を出す。そして、Ｓ９６において、
各ＤＢｉは一連の処理のコミットを実行する。Ｓ９７に
おいて、ＤＢ０はクライアントにコミット完了を報告す
る。一方、各データベースから１つでもコミット不可の
答が返った場合にはクライアントに対してコミット不可
を報告する（Ｓ９４）。
【０１６３】図５７は、ジョイン処理７７の動作を示す
フローチャートである。この例においては、異なるテー
ブルＡとＢのジョイン処理を行う場合について説明す
る。Ｓ１０１において、ＤＢ０はテーブルＡとテーブル
Ｂのジョイン要求を受け取ると、Ｓ１０２において、こ
の要求を各データベースに分散させ、Ｓ１０３で各デー
タベースにおいてサブテーブルの検索を実行させ、結果
をＤＢ０に転送させる。ＤＢ０は各データベースから結
果を受け取りマージした後テーブルＡとテーブルＢの結
合処理を実行する（Ｓ１０４）。このようにして得られ
た結果を最後にクライアントに転送する（Ｓ１０５）。
【０１６４】図５８は、更新手段７８の動作を示すフロ
チャートである。この例においては、更新要求を処理す
る場合及び削除要求を処理する場合が同様の流れである
ため、以下更新要求を処理する場合について説明する。
Ｓ１１１においてクライアントからＤＢ０にテーブルＡ
の更新要求がなされると、Ｓ１１２において、ＤＢ０
は、ＤＢ０からＤＢｎに対して更新要求を分散させ、サ
ブテーブルＡ０〜Ａｎへの更新要求をそれぞれＤＢ０〜
ＤＢｎに要求する。Ｓ１１３において、各データベース
がサブテーブルの更新を行なう。次に、Ｓ１１４におい
て、ＤＢ０は、各データベースにおける更新が全て正常
終了したかどうかを判定する。全て正常終了した場合Ｄ
Ｂ０は、クライアントに対して正常終了を報告する（Ｓ
１１５）。Ｓ１１４において、ＤＢ０が各データベース
における更新が全て正常終了したことを確認できない場
合は、Ｓ１１６において、ＤＢ０は、各データベースに
対して更新のロールバックを要求する。そして、Ｓ１１
７において、ＤＢ０はクライアントに対してテーブルＡ
への更新要求が失敗に終ったことを報告する。
【０１６５】
【発明の効果】以上のように、第１の発明によれば、主
処理手段と複数の副処理手段を有したデータアクセス装
置において、副処理手段に接続される記憶部をミラー化
したのでデータの信頼性が向上する。
【０１６６】また、第２の発明によれば、副処理手段
は、両方の記憶部に同一のデータを書き込み、いずれか
一方の記憶部からデータを読み出すことにより、矛盾無
く記憶部へのアクセスを行える。
【０１６７】また、第３の発明によれば、ミラー化した
２つの記憶部は異なる位相で同期回転しているので、デ
ータアクセス時の回転待ちを減少させることができる。
【０１６８】また、第４の発明によれば、異なる位相で
同期回転している記憶部のいずれに対して早期読み出し
が可能かどうかを判定してから読み出し要求を出すの
で、さらにアクセス時間を減少させることができる。
【０１６９】また、第５の発明によれば、回転位置に併
せてヘッドの位置も考慮してアクセスを行うため、さら
にアクセス時間を減少させることができる。
【０１７０】また、第６の発明によれば、選択手段を備
えることにより２つの記憶部が接続されている場合で
も、副処理手段が２つの記憶部を意識することなく、記
憶部をアクセスすることができる。
【０１７１】また、第７の発明によれば、選択手段が早
期読み出し可能な記憶部を自動的に選択するので、アク
セス速度が向上する。
【０１７２】また、第８の発明によれば、いずれか一方
の記憶部の応答により他方の記憶部の動作をキャンセル
するので、無駄な処理を省くことができる。
【０１７３】また、第９の発明によれば、冗長データを
記憶しているので、データを復元することが可能にな
る。
【０１７４】また、第１０の発明によれば、スイッチ手
段により接続を切り換えるので、簡単な構成により冗長
データを作成することができる。
【０１７５】また、第１１の発明によれば、スイッチ手
段が書き込み時、或いはデータの復元時に応じて接続を
切り換えることにより、簡単なハードウェア構成で通常
動作と復旧動作を切り換えることができる。
【０１７６】また、第１２の発明によれば、故障した記
憶部を代替えする代替部を自動的に接続することができ
るので、復旧が容易に、しかも即時に行われる。
【０１７７】また、第１３の発明によれば、、冗長デー
タが記憶される冗長部を遅らせて回転させることによ
り、冗長データを記録する際の回転待ち時間を減少させ
ることができる。
【０１７８】また、第１４の発明によれば、復旧したデ
ータを代替部に記憶する場合に代替部を遅らせて回転さ
せることにより、復旧データのための回転待ち時間を減
少させることができる。
【０１７９】また、第１５の発明によれば、複数の記憶
部に対して制御部がＲＡＩＤシステムを構築することが
できるため、データの信頼性が向上するとともに障害が
発生した場合に復旧処理を行うことができる。
【０１８０】また、第１６の発明によれば、ＲＡＩＤレ
ベル４のシステムを構築することができる。
【０１８１】また、第１７の発明によれば、ＲＡＩＤレ
ベル５のシステムを構築することができる。
【０１８２】また、第１８の発明によれば、前述したよ
うなＲＡＩＤシステムにおいても、識別子を用いること
により副処理手段と記憶部の対応をとることができる。
【０１８３】また、第１９の発明によれば、識別子を論
理ユニット番号とすることにより、副処理手段が論理ユ
ニット番号を用いて対応する記憶部にアクセスすること
ができる。
【０１８４】また、第２０の発明によれば、識別子をＳ
ＣＳＩが自動的に割り振るＳＣＳＩ−ＩＤとするため、
従来の副処理手段に対して何等変更を加える事無くＲＡ
ＩＤシステムを構築することができる。
【０１８５】また、第２１の発明によれば、主処理手段
からアクセスされる単位に対して記憶部が区切りの良い
単位でデータを記憶するため、記憶部に無駄な領域を発
生させない。また、このため、アクセス時間が向上す
る。
【０１８６】また、第２２の発明によれば、主処理手段
のアクセスする単位がデータベースをアクセスするペー
ジ単位であるので、無駄のない記憶部の使用ができ、ま
た、データベースのアクセス時間が向上する。
【０１８７】また、第２３の発明によれば、オペレーテ
ィングシステムがデータをアクセスする際に用いるブロ
ッキングサイズをアクセス単位としているため、オペレ
ーティングシステムからのアクセス時間を向上させるこ
とができる。
【０１８８】また、第２４の発明によれば、アクセス単
位を記憶部の個数で均等に分割したため、副処理手段が
１度のアクセスを行うだけで、主処理手段から要求され
たデータ単位を準備することが可能になる。そのため、
アクセスの効率が向上する。
【０１８９】また、第２５の発明によれば、ワーク領域
に書き込まれる一時的なファイルに対しては、冗長デー
タを生成しないため高速な処理が可能になる。
【０１９０】また、第２６の発明によれば、副処理手段
に対して複数の記憶部を接続したので、副処理手段の数
を増加させなくとも記憶容量を増大させることができ
る。また、複数のディスクに対してアクセスすることに
より、検索性能を向上させることができる。
【０１９１】また、第２７の発明によれば、アドレス変
換表を複数備えることにより１つの副処理手段に対して
複数の記憶部が接続されている場合でも、矛盾なくデー
タのアクセスを行うことができる。
【０１９２】また、第２８の発明によれば、副書手段と
複数の記憶部をＳＣＳＩにより接続しているので、各記
憶部を識別するために特別な識別子を割り当てなくても
良い。
【０１９３】また、第２９の発明によれば、主処理手段
を階層化したため主処理手段の負荷が分散される。ま
た、主処理手段が階層化されたことにより副処理手段の
数を増加させることができ、処理の並列化をさらに進め
ることができる。
【０１９４】また、第３０の発明によれば、子主処理手
段をさらに階層化したものであるため、上位にある子主
処理手段の負荷が分散される。
【０１９５】また、第３１の発明によれば、副処理手段
に複数の記憶部を設けたので、主処理手段の処理の並列
化と副処理手段の処理の並列化が行われ、全体としてよ
り進んだ負荷分散を達成することができる。
【０１９６】また、第３２の発明によれば、分散データ
ベースシステムにおいて幹事サブシステムとメンバサブ
システムを設け、幹事サブシステムに分散データベース
の管理をおこなわせるようにしたため、データベースを
アクセスする装置の負荷を軽減することができる。
【０１９７】また、第３３の発明によれば、幹事サブシ
ステムがテーブル生成を分散させて行わせるため、アク
セス装置のテーブル生成処理の負荷が軽減する。
【０１９８】また、第３４の発明によれば、幹事サブシ
ステムがデータ追加要求を分散させて行わせるため、ア
クセス装置のデータ追加処理の負荷が軽減する。
【０１９９】また、第３５の発明によれば、幹事サブシ
ステムが分散されたデータからインデックスを生成する
ため、アクセス装置のインデックス生成のための負荷が
減少する。
【０２００】また、第３６の発明によれば、幹事サブシ
ステムがデータ検索要求を分散させて実行するのでアク
セス装置のデータ検索負荷が軽減される。
【０２０１】また、第３７の発明によれば、幹事サブシ
ステムがロールバック要求を分散させるので、アクセス
装置のロールバック要求の負荷を軽減することができ
る。
【０２０２】また、第３８の発明によれば、幹事サブシ
ステムがコミット要求を分散して実行するため、アクセ
ス装置のコミット要求のための負荷を軽減することがで
きる。
【０２０３】また、第３９の発明によれば、幹事サブシ
ステムが分散したデータから結合処理を行うので、アク
セス装置のジョイン処理の負荷が軽減する。
【０２０４】また、第４０の発明によれば、幹事サブシ
ステムが更新要求を分散して実行させるため、アクセス
装置の更新要求のための負荷を軽減することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】 この発明の一実施例の高速データ検索マシン
の構成を示す図。
【図２】 この発明のＨＤＤをミラー化した場合の動作
を説明する図。
【図３】 この発明のＨＤＤをミラー化した場合の動作
フロ一図。
【図４】 この発明のＨＤＤをミラー化した場合の動作
説明図。
【図５】 この発明のＨＤＤをミラー化した場合のアク
セス時間の算出式を示す図。
【図６】 この発明のＨＤＤをミラー化した場合のアク
セス時間の他の計算式を示す図。
【図７】 この発明のＨＤＤをミラー化した場合の他の
構成を示す図。
【図８】 この発明のＨＤＤをハードウェアミラー化し
た場合の構成を示す図。
【図９】 この発明のＨＤＤをハードウェアミラー化し
た場合の動作フロー図。
【図１０】 この発明のＨＤＤをハードウェアミラー化
した場合のアドレスマップ図。
【図１１】 この発明のＨＤＤをハードウェアミラー化
した場合の動作説明図。
【図１２】 この発明のＨＤＤをハードウェアミラー化
した場合のスレーブ処理装置のブロック図。
【図１３】 この発明のＨＤＤをハードウェアミラー化
した場合のチップセレクターの回路図。
【図１４】 この発明のＨＤＤをハードウェアミラー化
した場合の割り込みセレクターの回路図。
【図１５】 この発明のＨＤＤをハードウェアミラー化
した場合の他のアドレスマップ図。
【図１６】 この発明の高速データ検索マシンにＲＡＩ
Ｄ構成を適用した図。
【図１７】 この発明のＲＡＩＤコントローラのブロッ
ク図。
【図１８】 この発明のＲＡＩＤ構成の動作説明図。
【図１９】 この発明のＲＡＩＤ構成のデータロード時
のＨＤＤの回転位置を示す図。
【図２０】 この発明のＲＡＩＤ構成の通常リード時の
動作説明図。
【図２１】 この発明のＲＡＩＤ構成のデータ更新時の
動作説明図。
【図２２】 この発明のＲＡＩＤ構成のデータ修復時の
動作説明図。
【図２３】 この発明のＲＡＩＤ構成のデータ修復時の
ＨＤＤの回転位置を示す図。
【図２４】 この発明のＲＡＩＤシステムのパリティデ
ータの他の生成方法の例を示す図。
【図２５】 この発明の高速データ検索マシンにＲＡＩ
Ｄ構成を適用した図。
【図２６】 この発明のスレーブ処理装置からＨＤＤへ
のアドレス対応を示す図。
【図２７】 この発明の高速データ検索マシンにＲＡＩ
Ｄ構成を適用した図。
【図２８】 この発明のスレーブ処理装置からＨＤＤへ
のアドレス対応を示す図。
【図２９】 この発明の高速データ検索マシンにＲＡＩ
Ｄ構成を適用した図。
【図３０】 この発明の高速データ検索マシンにＲＡＩ
Ｄ構成を適用した図。
【図３１】 この発明の高速データ検索マシンにＲＡＩ
Ｄ構成を適用した図。
【図３２】 この発明のスレーブ処理装置からＨＤＤへ
のアドレス対応を示す図。
【図３３】 この発明の高速データ検索マシンにＲＡＩ
Ｄ構成を適用した図。
【図３４】 この発明のスレーブ処理装置からＨＤＤへ
のアドレス対応を示す図。
【図３５】 この発明の高速データ検索マシンにＲＡＩ
Ｄ構成を適用した図。
【図３６】 この発明のスレーブ処理装置からＨＤＤへ
のアドレス対応を示す図。
【図３７】 この発明の高速データ検索マシンにＲＡＩ
Ｄ構成を適用した図。
【図３８】 この発明のスレーブ処理装置からＨＤＤへ
のアドレス対応を示す図。
【図３９】 この発明の高速データ検索マシンのブロッ
クサイズを説明する図。
【図４０】 この発明の高速データ検索マシンのブロッ
クサイズを説明する図。
【図４１】 この発明の高速データ検索マシンのワーク
領域を説明する図。
【図４２】 この発明の高速データ検索マシンのスレー
ブ処理装置に複数の記憶部を接続する図。
【図４３】 この発明のアドレス変換表を示す図。
【図４４】 この発明の複数の記憶部をスレーブ処理装
置に接続した場合の動作説明図。
【図４５】 この発明の高速データ検索マシンのマスタ
ー処理装置を階層化した構成を示す図。
【図４６】 この発明のマスター処理装置を階層化した
場合の動作説明図。
【図４７】 この発明のマスター処理装置を階層化した
場合のジョイン処理の動作説明図。
【図４８】 この発明の分散データベースシステムの一
例を示す図。
【図４９】 この発明の幹事サブシステムの構成を示す
図。
【図５０】 この発明のテーブル生成分散手段の動作フ
ローチャート図。
【図５１】 この発明のデータ追加分散手段の動作フロ
ーチャート図。
【図５２】 この発明のデータ追加分散手段の動作フロ
ーチャート図。
【図５３】 この発明のインデックス生成手段の動作フ
ローチャート図。
【図５４】 この発明の分散テーブル検索手段の動作フ
ローチャート図。
【図５５】 この発明のロールバック分散手段の動作フ
ローチャート図。
【図５６】 この発明のコミット分散手段の動作フロー
チャート図。
【図５７】 この発明のジョイン手段の動作フローチャ
ート図。
【図５８】 この発明の更新手段の動作フローチャート
図。
【図５９】 従来の高速データ検索マシンの構成図。
【図６０】 従来の高速データ検索マシンの動作説明
図。
【図６１】 従来の分散データベースシステムの構成
図。
【符号の説明】
ＨＤＤ 固定ディスク装置、１１ チップセレクター、
１２ 割り込みセレクター、１３，１４ フリップフロ
ップ、２０ ＲＡＩＤコントローラ、２１ セレクタ
ー、２２ａ〜２２ｄ バススイッチ、２３ バスセレク
ター、２４ ＦＩＦＯ＃１、２５ ＦＩＦＯ＃２、２６
エクスクルーシブオア回路、２７ セレクター、２８
ＣＰＵ、２９ メモリー、３０ ＨＤＤコントロー
ラ、５０，５１，５２，５３，５４，５５，５６ ＲＡ
ＩＤコントローラ、６１ａ，６１ｂ，６１ｃ 論理・物
理アドレス変換表、７０ 幹事サブシステム（ＤＢ
０）、７１テーブル生成分散手段、７２ データ追加分
散手段、７３ インデックス生成手段、７４ 分散テー
ブル検索手段、７５ ロールバック分散手段、７６ コ
ミット分散手段、７７ ジョイン手段、８０ メンバサ
ブシステム（ＤＢ１）、８１ メンバサブシステム（Ｄ
Ｂ２）、９０ クライアント、９１ ローカルエリアネ
ットワーク。
フロントページの続き (72)発明者 小川 晃 鎌倉市上町屋325番地 三菱電機株式会社 情報システム製作所内 (72)発明者 小倉 史郎 鎌倉市上町屋325番地 三菱電機株式会社 情報システム製作所内 (72)発明者 山本 整 鎌倉市上町屋325番地 三菱電機株式会社 情報システム製作所内 (72)発明者 馬場 宏 鎌倉市上町屋325番地 三菱電機株式会社 情報システム製作所内

Claims (40)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 データを分散して記憶する複数の記憶部
    と、上記記憶部に接続された複数の副処理手段と、上記
    複数の副処理手段を用いて記憶部に記憶されたデータを
    アクセスする主処理手段を備えたデータアクセス装置に
    おいて、上記副処理手段に接続され、同一データを記憶
    する第１と第２の記憶部を備えたことを特徴とするデー
    タアクセス装置。
  2. 【請求項２】 上記副処理手段は、上記第１と第２の記
    憶部に対して同一データを書き込む書き込み手段と、上
    記第１と第２の記憶部のいずれかからデータを読み出す
    読み出し手段を備えたことを特徴とする請求項１記載の
    データアクセス装置。
  3. 【請求項３】 上記副処理手段は、上記第１と第２の記
    憶部に対して同期信号を出力する同期信号出力手段を備
    え、上記第１と第２の記憶部は、その同期信号を参照す
    ることにより、互いに異なる位相で同期回転する位相同
    期手段を備えたことを特徴とする請求項１又は２記載の
    データアクセス装置。
  4. 【請求項４】 上記読み出し手段は同期信号から第１と
    第２の記憶部の回転位置を算出する回転位置算出手段
    と、算出した第１と第２の記憶部の回転位置から早期読
    み出し可能な記憶部を判定する判定手段と、その記憶部
    に対して読み出し要求を出力する出力手段を備えたこと
    を特徴とする請求項３記載のデータアクセス装置。
  5. 【請求項５】 上記読み出し手段は、さらに、第１と第
    ２の記憶部のヘッド位置を記憶するヘッド位置記憶手段
    を有し、上記判定手段は、上記回転位置算出手段により
    算出された第１と第２の記憶部の回転位置とヘッド位置
    記憶手段により記憶されたヘッド位置に基づいて、早期
    読み出し可能な記憶部を判定することを特徴とする請求
    項４記載のデータアクセス装置。
  6. 【請求項６】 上記副処理手段は、書き込み要求と読み
    出し要求を出力する場合、第１と第２の記憶部を選択
    し、データを副処理手段に読み出す場合、第１と第２の
    記憶部のいずれかを選択する選択手段を備えたことを特
    徴とする請求項１，２又は３記載のデータアクセス装
    置。
  7. 【請求項７】 上記選択手段は、読み出し要求に対して
    早期に応答した記憶部を記憶する応答記憶部と、応答記
    憶部に記憶された記憶部を選択してデータを読み出すセ
    レクタを備えたことを特徴とする請求項６記載のデータ
    アクセス装置。
  8. 【請求項８】 上記副処理手段は、同一の読み出し要求
    を第１と第２の記憶部へ出力する読み出し手段と、いず
    れか一方の記憶部の応答を検出して、他方の記憶部への
    読み出し要求をキャンセルするキャンセル手段を備えた
    ことを特徴とする請求項１，２，３，４，５，６又は７
    記載のデータアクセス装置。
  9. 【請求項９】 データを分散して記憶する複数の記憶部
    と、上記記憶部に接続された複数の副処理手段と、上記
    複数の副処理手段を用いて記憶部に記憶されたデータを
    アクセスする主処理手段を備えたデータアクセス装置に
    おいて、上記複数の記憶部に記憶されたデータの冗長デ
    ータを記憶する冗長部と、上記冗長部と接続され、上記
    副処理部が上記記憶部にデータを書き込む場合に、冗長
    データを作成して上記冗長部に記憶させる冗長データ生
    成手段と、いずれかの記憶部に障害が発生し代替部が用
    意された場合に、冗長部の冗長データを用いて障害が発
    生した記憶部のデータを代替部に復元する復元手段を有
    する制御部を備えたことを特徴とするデータアクセス装
    置。
  10. 【請求項１０】 上記データアクセス装置は、上記副処
    理手段と上記記憶部と上記制御部の接続を切り替えるス
    イッチ手段を備えたことを特徴とする請求項９記載のデ
    ータアクセス装置。
  11. 【請求項１１】 上記スイッチ手段は、上記副処理手段
    が上記記憶部にデータを書き込む場合に、上記副処理手
    段を上記記憶部と上記制御部へ接続する書き込み接続手
    段と、故障した記憶部のデータを代替部に復元する場合
    に、正常な記憶部と上記制御部を接続するとともに、代
    替記憶部と上記制御部を接続する復元接続手段を備えた
    ことを特徴とする請求項１０記載のデータアクセス装
    置。
  12. 【請求項１２】 上記データアクセス装置は、故障した
    記憶部を代替する代替部と、上記代替部を故障した記憶
    部の替わりに接続する代替手段を備えたことを特徴とす
    る請求項９，１０又は１１記載のデータアクセス装置。
  13. 【請求項１３】 上記データアクセス装置は、上記複数
    の記憶部を同期させて動作させるとともに、上記冗長部
    を記憶部の同期とは異なる位相で同期させて動作させる
    同期制御手段を備えたことを特徴とする請求項９，１
    ０，１１，又は１２に記載のデータアクセス装置。
  14. 【請求項１４】 上記データアクセス装置は、上記複数
    の記憶部と冗長部を同期させて動作させるとともに、上
    記代替部を記憶部の同期とは異なる位相で同期させて動
    作させる同期制御手段を備えたことを特徴とする請求項
    ９，１０，１１，又は１２に記載のデータアクセス装
    置。
  15. 【請求項１５】 データを分散して記憶する複数の記憶
    部と、上記記憶部に接続された複数の副処理手段と、上
    記複数の副処理手段を用いて記憶部に記憶されたデータ
    をアクセスする主処理手段を備えたデータアクセス装置
    において、上記複数の副処理手段と上記複数の記憶部の
    間に設けられ、副処理手段から記憶部へのアクセスを制
    御するとともに、副処理手段から記憶部に対して書き込
    まれるデータの冗長データを生成して、記憶部に記憶す
    る制御部を備えたことを特徴とするデータアクセス装
    置。
  16. 【請求項１６】 上記データアクセス装置は、ｎ台（ｎ
    ≧２）の副処理装置と、ｍ＋１（ｍ≧ｎ）台の記憶部を
    備え、上記制御部は、冗長データをｍ＋１台目の記憶部
    に記憶することを特徴とする請求項１５記載のデータア
    クセス装置。
  17. 【請求項１７】 上記データアクセス装置は、ｎ台（ｎ
    ≧２）の副処理装置と、ｍ台（ｍ≧ｎ）の記憶部を備
    え、上記制御部は冗長データをｍ台の記憶部に分散させ
    て記憶することを特徴とする請求項１５記載のデータア
    クセス装置。
  18. 【請求項１８】 上記制御部は所定の識別子を用いて、
    上記副処理手段と上記記憶部を対応付けするとともに、
    対応付けられた副処理手段と記憶部の間でデータを転送
    する対応付け手段を備えていることを特徴とする請求項
    １５，１６，又は１７記載のデータアクセス装置。
  19. 【請求項１９】 上記副処理手段は、それぞれに識別す
    る論理ユニット番号を有し、上記識別子は、副処理手段
    に割り当てられた論理ユニット番号であることを特徴と
    する請求項１８記載のデータアクセス装置。
  20. 【請求項２０】 接続するデバイスに対してＳＣＳＩ−
    ＩＤを割り当てるＳＣＳＩ（Ｓｍａｌｌ Ｃｏｍｐｕｔ
    ｅｒ Ｓｙｓｔｅｍ Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ）を用いて上
    記複数の副処理手段と上記制御部を接続するとともに、
    上記識別子は、ＳＣＳＩにより副処理手段に割り当てら
    れたＳＣＳＩ−ＩＤであることを特徴とする請求項１８
    記載のデータアクセス装置。
  21. 【請求項２１】 上記副処理手段は、データ量Ｘを単位
    としてデータのアクセスを行い、上記制御部はデータ量
    Ｘ／ｋ（ｋは正の整数）を単位として記憶部にアクセス
    し、上記記憶部はデータ量Ｘ／ｋを読み書きの単位とす
    ることを特徴とする請求項１６，１７，１８，１９又は
    ２０記載のデータアクセス装置。
  22. 【請求項２２】 上記データ量Ｘはデータベースのアク
    セスに用いるページ単位であることを特徴とする請求項
    ２１記載のデータアクセス装置。
  23. 【請求項２３】 上記データ量Ｘはオペレーティングシ
    ステムがデータのアクセスに用いるブロッキングサイズ
    であることを特徴とする請求項２１記載のデータアクセ
    ス装置。
  24. 【請求項２４】 上記正の整数ｋは記憶部の数と等しい
    ことを特徴とする請求項２１，２２，又は２３記載のデ
    ータアクセス装置。
  25. 【請求項２５】 上記記憶部はワーク領域を有し、上記
    副処理手段は、一時的なデータを上記ワーク領域に書き
    込む一時書き込み手段を備え、上記制御部は、上記ワー
    ク領域への書き込みの場合は冗長データを生成しない不
    生成手段を備えたことを特徴とする請求項１５記載のデ
    ータアクセス装置。
  26. 【請求項２６】 データを分散して記憶する複数の記憶
    部と、上記記憶部に接続された複数副処理手段と、上記
    複数の副処理手段を用いて記憶部に記憶されたデータを
    アクセスする主処理手段を備えたデータアクセス装置に
    おいて、各副処理手段に対して複数の記憶部を接続し、
    各副処理手段は、接続された複数の記憶部にデータを分
    割して記憶する分割記憶手段を備えたことを特徴とする
    データアクセス装置。
  27. 【請求項２７】 上記分割記憶手段は、複数の記憶部に
    分割されたデータをアクセスするため、各記憶部に対応
    して論理アドレスを物理アドレスに変換するアドレス変
    換表を備えたことを特徴とする請求項２６記載のデータ
    アクセス装置。
  28. 【請求項２８】 接続するデバイスに対してＳＣＳＩ−
    ＩＤを割り当てるＳＣＳＩを用いて上記副処理手段と上
    記複数の記憶部を接続し、上記副処理手段は、上記ＳＣ
    ＳＩにより記憶部に割り当てられたＳＣＳＩ−ＩＤを用
    いて記憶部を識別することを特徴とする請求項２６又は
    ２７記載のデータアクセス装置。
  29. 【請求項２９】 データを分散して記憶する複数の記憶
    部と、上記記憶部に接続された複数の副処理手段と、上
    記複数の副処理手段を用いて記憶部に記憶されたデータ
    をアクセスする主処理手段を備えたデータアクセス装置
    において、上記主処理手段は、親主処理手段と親主処理
    手段に接続された複数の子主処理手段を備え、各子主処
    理手段それぞれに複数の副処理手段を接続したことを特
    徴とするデータアクセス装置。
  30. 【請求項３０】 上記主処理手段は、さらに、子主処理
    手段を階層化したことを特徴とする請求項２９記載のデ
    ータアクセス装置。
  31. 【請求項３１】 各副処理手段に対して複数の記憶部を
    接続し、各副処理手段は、接続された複数の記憶部にデ
    ータを分割して記憶する分割記憶手段を備えたことを特
    徴とする請求項２９又は３０記載のデータアクセス装
    置。
  32. 【請求項３２】 データをアクセスするアクセス装置
    と、上記アクセス装置がアクセスするデータを分散して
    記憶する複数のサブシステムと、上記アクセス装置と複
    数のサブシステムを接続するネットワークを備えた分散
    データベースシステムにおいて、上記サブシステムは、
    アクセス装置からのアクセス要求を受けつけ、必要な処
    理を他のサブシステムに要求し、その結果をアクセス装
    置に出力する幹事サブシステムと、幹事サブシステムか
    らの要求に対して必要な処理を実行して結果を幹事サブ
    システムへ出力するメンバサブシステムを備えたことを
    特徴とする分散データベースシステム。
  33. 【請求項３３】 上記アクセス装置は、上記幹事サブシ
    ステムに対してテーブルを生成するテーブル生成要求を
    出力する手段を有し、上記幹事サブシステムは、上記ア
    クセス装置からのテーブル生成要求に基づいて、上記メ
    ンバサブシステムにテーブルを分散して生成させるテー
    ブル生成分散手段を備えたことを特徴とする請求項３２
    記載の分散データベースシステム。
  34. 【請求項３４】 上記アクセス装置は、上記幹事サブシ
    ステムに対してデータを追加するデータ追加要求を出力
    する手段を有し、上記幹事サブシステムは、上記アクセ
    ス装置からのデータ追加要求に基づいて、上記メンバサ
    ブシステムにデータを分散して追加させるデータ追加分
    散手段を備えたことを特徴とする請求項３２記載の分散
    データベースシステム。
  35. 【請求項３５】 上記アクセス装置は、上記幹事サブシ
    ステムに対してテーブルのインデックスを生成するイン
    デックス生成要求を出力する手段を有し、上記幹事サブ
    システムは、上記アクセス装置からのインデックス生成
    要求に基づいて、上記メンバサブシステムに分散された
    テーブルからインデックスを生成するインデックス生成
    手段を備えたことを特徴とする請求項３２記載の分散デ
    ータベースシステム。
  36. 【請求項３６】 上記アクセス装置は、上記幹事サブシ
    ステムに対してテーブルのデータ検索を要求するデータ
    検索要求を出力する手段を有し、上記幹事サブシステム
    は、上記アクセス装置からのデータ検索要求に基づい
    て、上記メンバサブシステムに分散されたテーブルを検
    索する分散テーブル検索手段を備えたことを特徴とする
    請求項３２記載の分散データベースシステム。
  37. 【請求項３７】 上記アクセス装置は、上記幹事サブシ
    ステムに対してロールバック要求を出力する手段を有
    し、上記幹事サブシステムは、上記アクセス装置からの
    ロールバック要求に基づいて、上記メンバサブシステム
    にロールバック要求を転送するロールバック分散手段を
    備えたことを特徴とする請求項３２記載の分散データベ
    ースシステム。
  38. 【請求項３８】 上記アクセス装置は、上記幹事サブシ
    ステムに対してコミット要求を出力する手段を有し、上
    記幹事サブシステムは、上記アクセス装置からのコニッ
    ト要求に基づいて、上記メンバサブシステムにコミット
    要求を転送するコミット分散手段を備えたことを特徴と
    する請求項３２記載の分散データベースシステム。
  39. 【請求項３９】 上記アクセス装置は、上記幹事サブシ
    ステムに対して別テーブルのデータを結合するジョイン
    要求を出力する手段を有し、上記幹事サブシステムは、
    上記アクセス装置からのジョイン要求に基づいて、上記
    メンバサブシステムに分散された別テーブルのデータを
    結合するジョイン手段を備えたことを特徴とする請求項
    ３２記載の分散データベースシステム。
  40. 【請求項４０】 上記アクセス装置は、上記幹事サブシ
    ステムに対してデータの更新要求を出力する手段を有
    し、上記幹事サブシステムは、上記アクセス装置からの
    更新要求に基づいて、上記メンバサブシステムに分散さ
    れたテーブルを更新する更新手段を備えたことを特徴と
    する請求項３２の分散データベースシステム。
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