JPH0766347B2 - データ・ベースにデータを記憶する方法およびデータ・ベース・システム - Google Patents

データ・ベースにデータを記憶する方法およびデータ・ベース・システム

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JPH0766347B2
JPH0766347B2 JP59089212A JP8921284A JPH0766347B2 JP H0766347 B2 JPH0766347 B2 JP H0766347B2 JP 59089212 A JP59089212 A JP 59089212A JP 8921284 A JP8921284 A JP 8921284A JP H0766347 B2 JPH0766347 B2 JP H0766347B2
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Description

【発明の詳細な説明】 産業の利用分野 本発明はデジタル計算機にデータを記憶させる方法に関
する。より詳細には、大量のデータを記憶し検索する改
良されたデータ・ベースに関する。
発明の技術的背景 今日、コンピュータは、考えられ得る全てのものについ
ての大量の情報を記憶するために使用されている。そし
て、それらのデータは大規模なデータベースに記憶され
ている。一旦、記憶された情報は、必要なときには迅速
に見つけだされなければならない。データベースにおけ
る、そのような手法の一つが、逆リスト（inverted lis
t）の使用である。
即ち、逆リストをデータベースにおいて使用することに
より迅速なサーチが可能になる。例えば、病院用データ
ベースにおいては、ペニシリンに対してアレルギー性の
患者の全記録を見つけ出せという要求が出されることが
ある。その情報をデータベースから得るために、患者の
記録の１つ１つを全てサーチしてそのアレルギーの欄
（フイールド）にペニシリンが記録されていることによ
り選び出す方法は時間がかかる。それよりも良い方法で
あつて、データベースにおいて一般的に使用されている
方法は、そのデータベースに逆リストを保存することで
ある。この例の場合、逆リストを使用すれば、ペニシリ
ンに対してアレルギー性の全ての患者のリスト比較的容
易且つ迅速に得ることができる。
然しながら、逆リストは大きな記憶空間を必要とし、作
成に長時間を要し、迅速にデータを見出すために効率的
に編成されなければならない。そして逆リストはそれが
支援する元々のデータベースよりも大きな記憶空間を通
常必要とする。殆どのデータベースは限られたデータ項
目のみについて逆リストを使用し、従つてそれらのデー
タ項目に関してのみ迅速なサーチが可能である。
発明の概要 本発明は逆リストの非常に効率的な記憶を可能にする。
即ち、本発明に従う逆リストは、元のデータベースより
も非常に少ない記憶空間しか必要としない。このため従
来のように或る範囲のみを選択して記憶していたのと異
なりデータベースにおける全ての範囲に関し逆リストを
保存することが可能になつた。更に、データベースのど
の範囲に関しても逆リストを用いた迅速なサーチが可能
になつた。また、本発明に従う逆リストは特徴的で簡潔
なデータ構造を有するため、既知の構造を用いるデータ
ベースよりも非常に速く情報をサーチすることができ
る。
要するに、本発明は可変長データフイールトを有する自
己記述的牽引キーフオーマツトを使用するため、記憶さ
れ検牽されるデータの型や配列に無関係にデータベース
の操作をすることができる。そのデータは、データテー
ブルを表わす変数と、そのデータテーブル中のレコード
を表わす変数と、そのレコード内の特別のフイールドを
表わす変数との３つのインデツクス変数によつて特徴付
けられる。各テーブルは、データベースのＢトリー構造
にはめ込まれたデータから構成される。
フイールド変数を用いるレコードをアクセスするため
に、データ・ベースは更に元の牽引に論理的に関係付け
られた逆Ｂトリー・インデツクスを含んでいる。また、
データ圧縮や、各フイールドに対応付けられたレコード
を表わすスパース配列ビツトマツプを使用することによ
り牽引（インデツクス）の操作性が高められた。更に、
データベースにおけるインデツクス構造は、データの記
憶されている物理的記憶位置に無関係なインデツクス変
数によつてデータを識別することを可能にした。そし
て、記憶効率は、可変長データレコードでデータを記憶
することにより高に高められる。また同様にスパース配
列ビツトマツプが、異なるデータテーブルに記憶された
レコードに関してレコード間の関係を与えるために用い
られる。
本発明が従来技術より改良された点及びそこから得られ
る利点は、以下の好適な実施例の説明を読めば一層明ら
かとなろう。
発明の好適な実施例の説明 本発明の実施例を説明する前に、先ずＢトリー・タイプ
のインデツクスの作用を簡単に説明しておくことは有益
であろう。第１図には、アルフアベツト順に配列された
データ・ベース中のレコードをアクセスするためのＢト
リーの構造が示されている。第１図のＢトリーは２つの
レベル10から成り、各レベルは更に１以上のブロツク12
から構成されている。上のレベルは幾つかのエントリー
から成るブロツクから構成される。それらのエントリー
の各々はデータを識別するキーと、ポインターとから成
つている。最初のＢトリーの２つのレベルにおいては、
ポインターがＢトリーの低い方のレベルのブロツクの記
憶場所を識別し、その記憶場所は更にデータの牽引付け
をする。最後の行においては、各ブロツクのエントリー
はデータ・ベースの個々のレコードと対応付けられ、Ｂ
トリーの最も下のレベルのポインタはこのデータ・ベー
スにおける記憶場所を指示する。
Ｂトリーのインデツクスを使用するためには、データが
見出されるべき記憶場所を指示するキーを見つけるまで
Ｂトリーの上のレベルでキーをサーチする。例えば第１
図が名前のリストに関する牽引であつて「モリス（Morr
is）」という名前を見つけたい場合、その名前を含んで
いるであろうキーＭ−Ｏを見出すまでプログラムは上の
レベルをサーチする。そのキーに関連したキーによりプ
ログラムは次のレベルのサーチを開始する適切な記憶場
所、この例の場合ではＭの最初の記憶場所を見つけるこ
とができる。
同様の手続が次のレベルでも行なわれ、サーチする範囲
はだんだん狭くなつていつて、最も下のレベルで、ポイ
ンタは「モリス」に関するデータ・エントリを見つけて
いる。
ここで説明しているデータ・ベースでは３つの数によつ
てデータ・ベース内の全てのデータ・フイールドを識別
している。即ち、レコード識別子、レコード通し番号及
びフイールド識別子である。これらの用語は第２図を参
照しながら説明される。第２図は病院で使用されるよう
なデータ・ベースの一部を表わしている。その病院用デ
ータ・ベースは、第２図に示される２つのデータ・テー
ブル、即ち患者テーブル及び医師テーブルのような多数
のデータ・テーブルを備えている。これらのテーブルの
各々は１つのレコード識別子（RI）数によつて識別され
る。第２図において、医師のデータは、RIが17のテーブ
ルにあり、患者のデータは、RIが47のテーブルにある。
各テーブルは、患者や医師の一人一人に対応したレコー
ドに分けられる。各患者や医師のレコードは、そのレコ
ード通し番号（RSN）（record serial number）によつ
て識別される。各個人に関するデータはフイールドに分
けられ、また、その個人に関する異なつた種類のデータ
を表示している各フイールドはそれぞれのフイールド識
別子（FI）を有している。但し、第２図に示されている
データは例示に過ぎない。実際に応用される場合には、
非常に大量のデータがデータ・ベースに記憶され、更に
そのデータ・ベースには、各々が多数のエントリーを有
する多数のテーブルが備えられる。例えば、ある大病院
においては、医師や従業員等のデータは言うまでもな
く、現在収容している2,000人もの患者や過去に収容し
た何十万人もの患者のデータを保存しておかなければな
らない。そのためデータ・ベースは、明らかに大量にデ
ータを記憶する必要がある。それにもかかわらず、その
ようなデータ・ベースにおける全てのデータ・エントリ
ーは、３つの変数RI、RSN及びFIによつて一意的に識別
することができる。
第３図には、第２図の患者テーブルからのデータがＢト
リー・インデツクス自体の中に記憶されるときの結果が
示されている。第３図のエントリーはＢトリーの最も下
のレベルを表している。第１図に示されたＢトリーで
は、各エントリーはデータを識別するキーと、牽引又は
データの記憶場所を位置付けるためのポインタとを有し
ている。ここで説明しているデータ・ベースの場合、Ｂ
トリーの最も下のレベルにおけるポインタは実際のデー
タによつて置換えられている。このようにする別の方法
としては、Ｂトリーにおけるデータが自分自体を定義す
ること、即ち、自己識別することが挙げられる。キー
は、特定のデータの記憶場所を位置づける手段を提供す
る。換言すれば、そのキーは一種の「論理アドレス」で
あつて、上記のような手続が後で行われることによつ
て、特定のデータをアクセスするために使用され得るも
のである。
自己識別的なデータを使用することにより幾つかの重要
な利点が得られる。先ず、データをアクセスするための
プログラムを変えることなく、そしてデータ・ベースを
再編成することもなく、データ・ベースの大きさを変
え、レコードにフイールドを追加することが可能であ
る。これは、その論理アドレスが記憶装置中のデータの
物理的記憶場所即ち物理アドレスに無関係であるためで
ある。別の言い方をすれば、データがデータ・ベースに
加えられたりデータ・ベースから削除されるときにＢト
リーが記憶装置においてどのように再構成されるかに関
係なく、かつデータが記憶装置中で実際にどの記憶場所
に物理的に位置付けられるかに関係なく、データ・ベー
スにはめこまれたキーを用いてデータの記憶場所が常に
位置決めできるということである。
第３図に示されているデータやキーを記憶するために、
大規模なデータ・ベースでは、記憶空間の多くのオーバ
ーヘツドが必要であるように見える。然し、本発明に従
うシステムには、このことは当てはまらない。第３図に
示されるような情報は、記憶される前に圧縮されるのが
常である。例えば、第３図のデータは、第４図を参照し
ながら以下に説明されるように圧縮される。その説明か
ら明らかにされるように、データ・ベースにおけるデー
タの配列によつて、この圧縮方法は記憶すべきデータ量
を著しく減少させる。然し、従来より他の圧縮方法も知
られており、これらの方法も、一般的に言つて、本発明
に従うデータ・ベースに適用できる。従つて、好適な実
施例を説明する上で特別な圧縮方法を使用するといつて
も、それによつて本発明が限定されて考えられるべきで
はない。
第４図は、実施例においてデータが圧縮される方法を示
している。第４図において、CLは圧縮長を表示し、この
圧縮長は現在のキーの初期桁数を意味し、それより前の
キーにおける初期桁数と同じである。KLはキー長であ
り、DLはデータ長である。第４図における第42b行は、
第３図に示される患者テーブルにおける第１のデータ42
aを表示している。それより前にはエントリーがないの
で、圧縮長は零である。RI−RSN−FIキーの桁数（バイ
ト数）である、キー長は６である。データ長は、名前の
データが５バイトであるため５である。
次の第44b行については、圧縮長は５である。第１番目
と第２番目のデータ・エントリーでは、キーの初めの５
桁が同一だからである。第２番目以降のエントリーのキ
ー長は１になる。キーの中で変わるのにFI変数だけであ
り、RIとRSNの値は第１番目のレコードの残りのフイー
ルドと同じで一定だからである。第４図の第46b行乃至
第50行においても同様に圧縮される。
上記のような手続によつて、RSNキーを介してアクセス
されるべきフイールドのデータについて、迅速なアクセ
スが可能になる。然し、この方法だけでは、あるレコー
ドに対応した１つのフイールドのデータの値に基づい
て、そのレコードを迅速にアクセスすることはできな
い。この方法だけでは、例えば、名前は不明であるが特
定の住所に住んでいることは分つている患者を見つけ出
すとか、ボストン（Boston）に住んでいる全ての患者の
リストを編集するとかのためには、全ての患者のレコー
ドの番地フイールド全部をシーケンシヤルにサーチしな
ければならないからである。
そのようにフイールドのデータに基づいて個々のレコー
ドをアクセスする機能は、上記のデータ・ベースの構造
に容易に付け加えることができる。殆どのＢトリー・イ
ンデツクスの場合、サーチしたい各フイールド変数に関
し分離したＢトリーが必要であるが、本発明の場合に
は、所望の数のフイールドへアクセスするために唯一つ
のＢトリーしか必要としない。このことは、以下のよう
にして達成される。
一般的に言つて、上記の実施例においては、「備考欄」
のようなフイールドを除いて、全てのデータ・フイール
ドは逆キー・テーブルに牽引付けされる。牽引付けされ
る各フイールドに関して、逆キー・テーブルは次のよう
にして構成される。先ず、問題となつている特定のデー
タ・テーブルの初期データに関して、逆キーの論理的な
位置付けがなされなければならない。これは、上記の実
施例においては、RI変数として奇数のみを割り当て、そ
の次の偶数を、関連する逆キーに割り当てることにより
行なわれている。その結果、元々のデータの形式に対し
て逆（inverse）のデータ構造のＢトリーが構成され
る。即ち、あるフイールドの異なる値の各々に関して、
そのフイールにその値を有する全てのレコードがインバ
ーテッドテーブル（逆テーブル）に記録される。住所の
番地情報のみを使用するデータ・ベースにおいては、１
人以上の患者を識別すること、例えば特定の地域に住む
全ての患者を識別することが時々必要になる。第１図に
示されたデータ・ベースについて言えば、本発明に従つ
て、先ず、対応する逆テーブルに関するキーを生成する
ためにRI変数の値に１を加え、更に、住所番地を表示す
るFI変数の値によつてエントリーをサーチすることによ
り記録された逆リストを使用して、地理的なサーチを容
易に行なうことができる。
第５図には、第３図のデータ・ベースにおける都市フイ
ールドに関する逆キーの例が示されている。キーは、RI
の値に１を加えて48とすることにより見つけられる。ま
た都市を表わすフイールドに対応するFIの値が選択され
る。そして、これらのRIの値とFIの値を見つけるために
Ｂトリーがサーチされる。その結果、所望の都市に関す
るデータ、この場合Bostonがサーチされる。Bostonの次
の数は、Bostonの患者に関するレコードのRSNである。R
SNは実際にはデータを指示するポインタとして機能し、
Bostonに住む患者の情報を含むRI＝47の患者データ・テ
ーブルのレコードが参照される。第５図に示されるデー
タは、上記の圧縮方法と同様の方法で圧縮されて記憶さ
れ得る。
フイールド・データを牽引付けするこの方法には幾つか
の利点がある。上述のように、逆テーブルにおけるデー
タのキー即ち論理アドレスは記憶装置中のデータの実際
の記憶場所とは無関係である。このため、逆テーブル中
のポインタの値を変えずにデータ・ベースを拡張したり
修正したりできる。また、データ・ベースをその中に記
憶されているデータのタイプとは無関係にすることもで
きる。その結果、より一般的に、データ・ベースを広範
囲に応用することができる。RSNの配列も、多重のフイ
ールド・キーを用いるサーチ、即ち、特定の病気にかか
つている特定の都市に住む全ての患者のサーチに便利で
ある。都市のフイールド及び病気のフイールドに関する
RSNのリストは数字の順序に並べられる。このため、RSN
の２つのリストを比較しRSNの同じものを選択すること
によつて一致を決定することが容易になる。
速度とメモリの両者の必要性の見地からすると、逆テー
ブルにおけるデータのアクセス及び操作能力はスパース
配列ビツト・マツプと称する手法によつて更に高められ
る。この手法は、逆テーブルにおける個々のレコードの
存在を個々のビツトで表示することにより逆リストの圧
縮をするものであつて、個々のRSNを使用するよりも記
憶空間を大幅に節約することができるものである。第５
図に示される逆テーブルを用いると、逆テーブルの各エ
ントリーに関するRSNのリストはスパース配列によつて
置換えられ、そのスパース行列においてはリスト中の特
定のレコードが発生したことを表示する数個のビツトが
存在する。本発明に従えば、以下の説明から分かるよう
に、RSNの多数の桁が数個のビツトによつて置換えられ
る。従つて、何万あるいは何十万という数のレコードを
有する大規模データ・ベースでは、４バイト又は５バイ
トの記憶領域を必要とする４桁又は５桁の非常に多数の
RSNが数ビツトで置換えられることが可能である。
そのスパース配列ビツト・マツプは次のようにして生成
される。先ず第１に、全てのRSNのリストは幾つかのレ
ンジ（range）に分割される。上記の実施例では、各レ
ンジは512レコードを有している。各レンジには連続的
なレンジ値（RV）が割り当てられる。このようにして、
RSNの０から511は０レンジ値を有する第１レンジに入れ
られる。RSNの512から1023はRVが１のレンジに入れら
れ、以下同様に割り当てられていく。逆リスト中の１個
以上のRSNが１つのレンジ内に入れられたときには、対
応するRVは逆テーブル中に記憶される。そして非零スパ
ース配列を有するレンジのみが定義される。
あるレンジの中にある各RSNの記憶場所は、レンジ内の
個々のRSNを表示するスパース配列に記憶される。第６
図の一番上の行は、１バイト52を表わし、その個々のビ
ツトは、特定のレンジにおける少なくとも１つ、乃至は
64のRSNの存在を表示している。そして、第６図の最上
位バイト52の各ビツトは、同図の第２のレベル54に示さ
れる、８ビツトからなるバイトの対応するものを表示
し、更に、第２レベルの各バイトの各ビツトは第３レベ
ル56の８ビツトから成るバイトの１つを表示している。
各上位レベルにおける１つのビツトは、次の下位レベル
中の対応するバイトの８ビツトのうちの何れかに１つが
含まれているときにセツトされる。第３レベル56におい
ては、512ビツトを有する64バイトが存在する。これら
の512ビツトの各々はそのレンジの対応するRSNを表示し
ている。
このように、バイト52の何れかのビツトがセツト・ビツ
ト（設定されたビツト）であること（この実施例では１
の値をするビツトによつて表わされている）は、逆リス
トにおいて１乃至64個のRSNが存在することを示してい
る。バイト52の何れのビツトもセツト・ビツトでないこ
と（この実施例では０で表わされている）は、64個のRS
Nが存在しないことを示している。（８つのビツトが全
て０のバイトは、第６図における対応するかぎ括弧中の
「ｘ」で表わされている。）従つて、512個の個々のRSN
の存在、非存在は第６図に示されるデータ構造により表
わされる。
バイト52の各０に対して、レベル54の対応するバイト及
びレベル56の対応する８つのバイトが全て０であつて、
それらの９バイトは冗長情報であるからそれぞれ記憶す
る必要はないということである。同様に、第２レベル54
の各バイトの各０は、第３レベル56の１つのバイトの８
つのビツトが０であることを表す。従つて、第６図に示
されるデータ構造の全ての情報を記憶するには、１つ以
上の１を有するバイトのみを記憶すればよいということ
になる。第６図のスパース配列に関して言えば、１つの
レンジの中に１つのRSNが存在することを表示するため
に記憶されなければならない最小のバイト数は３であ
る。一方、記憶されるべき最大のバイト数は73である。
即ち、レベル52、54及び56の全てのバイトの数である。
そのような必要性は、最下位レベル56の各バイトが少な
くとも１つのセツトされたビツトを有するときのみ生
じ、その結果73個のバイトが64個から512個の間のRSNを
表示することになる。このようにして、データ記憶空間
の必要量を減少させることは、レンジ内のRSNの特定の
パターンに依存している。
第６図のスパース配列が構成された後には、データは、
第７図に示されるような態様で逆テーブルに記憶され
る。ここで、各RVは、逆リストに少なくとも１つのRSN
を含む各レンジに関するレンジ値を表わす。また、その
レンジには、対応するスパース配列の３バイト乃至73バ
イトが関連している。データは、Ｂトリーに記憶される
以前に、上記のようにして圧縮される。
上記の実施例では、各レンジにおける値の最大数は512
である。８ビツトのバイトを使用すれば、各レンジに含
まれる数は８の整数乗でなければならない。デイスクの
セクタ長とアクセスタイムを実用面から考えれば、上記
の実施例においては、次に高い８の整数乗である4048よ
りも512の方が望ましいといえる。他へ応用する場面で
は、より大きい又は小さいレンジが望ましいこともあろ
う。
あるRSNからレンジ値とスパース配列を決定すること
は、簡単である。そのRSNは各レンジの大きさ、即ち上
記の実施例では512によつて割算される。その結果の整
数部分はレンジ番号であり、余りはそのRSNに対応する
スパース配列内のビツト位置である。
この実施例では、レンジ値は１乃至４バイトのビツト整
数として記憶される。バイト数、即ちビツト整数の長さ
は、ビツト整数の第１バイトの最初の２つのビツト位置
に記憶される。「00」という値は１バイトを必要とする
ビツト整数を示し、「01」という値は２バイトを必要と
するビツト整数を示し、以下同様である。第１バイトの
残りと他の付加的バイトは２進のレンジ値を記憶する。
このことは第８図に示されている。上の方のビツト整数
はレンジ値５を表わし、１バイトしか必要ではない。２
番目のビツト整数はレンジ値100を表わし、２バイトを
必要とする。ビツト整数を表わすのにこの形式で最大４
バイトを用いれば、約10億までのレンジ値を表わすこと
が可能である。このようにして作られたビツト整数に
は、全てのビツト整数がそれらの数値に従つて正しく並
べられるという利点もある。
スパース配列ビツトマツプのもう１つの長所として、デ
ータ・ベースの特定のサブセツト（部分集合）を定義す
るのに必要な論理演算の結果を見出すために、RSNのリ
ストを容易に比較できるということがある。これは、レ
ンジ値がRSNのセツト（集合）を表わすからであり、従
つてセツト（集合）の演算はスパース配列とレンジ値に
適用される。セツト（集合）の演算には、「積」、
「和」、「相対差（relative difference）」の機能が
あり、それぞれは論理的AND、OR及びAND−NOT機能を実
行するものである。
例えば、ボストン（Boston）に住んでいる全て患者のデ
ータと風邪をひいた全ての患者のデータとのANDをとつ
てリストを作成しなければならない場合を仮定する。こ
れは、逆テーブルの「風邪」と「Boston」の値により、
（スパース配列によつて表示された）RSNのリストの
「積」を決定することと同じことである。ボストンに住
む全ての患者と風邪をひいた全ての患者の２つのリスト
は、第２図に示される患者データ・テーブルの都市名と
病名のフイールドに関するテーブル48（部分的に第４図
に示されている）の逆リストから直接得ることができ
る。次に、その２つのリストは同じレンジ値に関してサ
ーチされる。もし、同じレンジ番号を有する１以上のエ
ントリーが見つけられたならば、スパース配列が比較さ
れなければならない。第６図に示されるように、ANDを
とられる２つのスパース配列（以下、「入力配列」と称
する）の各々の、最も上のレベルのバイトのANDをとる
ことにより得られる１バイトは、都市名のRSNと病名のR
SNの「積」を示す「出力」スパース配列の最も上のレベ
ルのバイトである。出力スパース配列の最も上のレベル
のバイトがヌル（null）、即ち全て零ならば、処理はそ
れ以上先には進まない。何故なら、このことは２つの逆
リストには何の共通要素もないことを示しているからで
ある。出力の最も上のレベルのバイトに１つ以上の１が
あるならば、入力配列の対応する第２のレベルのバイト
のANDがとられる。その結果、またヌルのバイトが存在
するならば、そのバイトの表示するRSNには共通の要素
がないことを示している。もし、第２レベル54のバイト
のANDをとつた結果、１バイトの中に１に等しいビツト
があるなら、第３レベル56に関して処理手段が繰り返さ
れる。２つのセツト（集合）に共通の要素がある場合
に、上記の演算を通して生成される一連のバイトは、そ
の２つのセツトの「積」を表わしている。
２つの入力配列の和を決定するために論理OR演算が類似
の手順で行なわれる。先ず、その２つの配列の最も上の
レベルのバイトのORがとられて出力配列の最も上のレベ
ルのバイトが得られる。第２レベルのバイトは２つの異
なつた方法のうちの１つによつて取り扱われる。入力配
列の両方の最も上のレベルのバイトが同じビツト位置に
１を有するならば、各入力配列の個々の第２レベルのバ
イトのORをとることにより出力配列の対応する第２レベ
ルのバイトが生成される。然し、最も上のバイトのうち
の一つが、ある特定のビツト位置に１を有する場合に
は、出力配列の対応する第２レベルのバイトは、単にそ
の入力配列の第２レベルのバイトにすぎない。同様の手
続が第３レベルに関して行なわれる。
好適な実施例においては、２つのスパース配列ビツトマ
ツプの「相対差」をとることが、論理的AND−NOT機能と
して行なわれる。換言すれば、２つの入力スパース配列
即ちセツト（集合）Ａ及びＢが与えられているとき、こ
の実施例はＡ AND NOT Ｂによつてセツト（集合）の
値を決定する。ここで、スパース配列の補数（compleme
nt）は、全スパース配列と補数をとられる配列との間の
「相対差」をとることによつて簡単に決定されることに
注意されたい。
第10図には、２つのレベルのみを有し、１バイトが３ビ
ツトからなる２つの簡単化されたスパース配列が、相対
的差を決定する手続の説明のために示されている。その
２つのスパース配列はＡ及びＢで表わされている。操作
を始める際、Ａスパース配列は、結果としてのスパース
配列が現われる領域にコピーされる。上のレベル72から
始められて、第１の配列Ａにおいて１つのビツトがセツ
トされ（即ち、この実施例では１である）、かつ対応す
るビツトが第２の配列Ｂにはセツトされていない場合、
Ａ AND−NOT Ｂの演算の結果は単なるＡであり、その
ビツト位置に対応する次のレベル74のバイトは、Ａスパ
ース配列から直接得られるため同じ形となる。このこと
は結果を表わすスパース配列の下のレベルの最左端のバ
イトによつて示されている。
第１の配列Ａにおいて、或るビツトがセツトされていな
い（即ち、０である）場合、Ａ AND−NOT Ｂの結果は
０であり、従つて結果を示すスパース配列におけるその
ビツトに対応するビツトはリセツト（即ち、０と）され
る。但し、このことは第10図には示されていない。
Ａ及びＢの両方の対応するビツトがセツト（即ち、１に
等しく）されている場合、次に低いレベルの対応するバ
イトが比較されなければならない。Ａの方のバイトの或
るビツトがセツトされており、かつ対応するＢの方のバ
イトの更に対応するビツトが０の場合、結果を示すスパ
ース配列における対応するビツトはセツトされたままで
ある。さもなければ、その対応するビツトはリセット
（即ち、０にセット）される。これは第10図の低い方の
レベル74の中央及び右側のバイトに示されている。この
演算の結果がヌル・バイトであれば、結果を示すスパー
ス配列の次に高いレベルまで零にされなければならな
い。これは低い方のレベル74の右端のバイトに示されて
いる。
上記のスパース配列ビツトマツプ法は、或るレコード
を、異なるRIを有する異なるデータ・テーブルに記憶さ
れた他のレコートとリンクするために同様に使用され
る。これは、レコード間の関係を表わす効率的方法であ
る。第２図に戻つて説明すると、そこに部分的に示され
ている病院用データ・ベースでは、医師に関するデータ
は或る１つのテーブルに記憶され、患者に関するデータ
はもう１つのテーブルに記憶されている。例えば、各医
師に関係する全ての患者のリストがそのデータ・ベース
に追加されるとする。このことは、各医師に関する全て
の患者の名前が記憶されている医師データ・テーブルに
患者フイールドを付け加えることにより可能である。本
発明では、スパース配列ビツトマツプの各患者に関する
RSNを記憶することにより各医師に関する全ての患者の
データは効率的に記憶される。上記の論理演算は、同様
にして、上記のレコード間の結合フイールドに基づいて
レコード間の照会を行なう上で利用され得るものであ
る。
第９図は、各医師をその患者と対応付けるためのフイー
ルドを有する、第２図の医師テーブルの一部を示してい
る。患者フイールドは、値が54のFIを有し、各医師の全
ての患者に関する患者テーブル（そのRIの値は17であ
る）のRSNをも有している。本発明において、各RSNの数
値的表示は、それらのRSNを表わすレンジ値及びスパー
ス配列によつて置換えられる。例えば、第９図において
は、医師フロイト（Freud）の第１番目の患者は列60に
示されているが、第１レンジに入れられており、RVの値
は０である。本発明の場合は、RSNを直接記憶するので
はなく、レンジ値と165を表わすスパース配列を記憶し
ている。レンジ値は列62に示されており、列64にはその
レンジ内におけるスパース配列の表す値が示されてい
る。第２番目乃至第４番目の、RSNが6410乃至6412であ
る全ての患者は同じレンジ内に入つている。これらの患
者は１バイトのレンジ値と、３バイトのスパース配列に
よつて示されている。この場合、本発明ではこれら３人
の患者を表示するのにわずか４バイトしか必要としな
い。
この方法は、患者の名前自体を記憶する上でも幾つかの
利点を有している。スパース配列により必要とされる記
憶空間は患者の名前のために必要とされるものよりも少
なくてもよいことである。患者テーブルの患者のRSNを
参照することにより、データ・ベースは、各患者につい
て記憶されたデータを容易にアクセスすることができ
る。スパース配列ビツトマツプを使用してレコード間の
関係を与えることにより、特定の医師の全ての患者のリ
ストのみならず、例えば、特定の地域に住む特定の医師
の全ての患者のリストさえも容易に得ることができる。
医師と患者を関連付けるこの方法は、また、患者テーブ
ルにおいて同じ名前を有する患者の間の不確定さの問題
をも避けることができる。
以上のように、データ・ベースの記憶及びアクセスに関
する新規で有用な方法を説明してきたが、そこにおいて
記述された本発明の教示するところを種々の応用に適用
する上で、修正及び追加をすることは当業者にとつて自
明なことである。従つて、本発明はここにおいて記載さ
れた好適な実施例のみに限定されるべきではなく、本明
細書の特許請求の範囲の記載に従つて解釈されるべきで
ある。
【図面の簡単な説明】
第１図はＢトリー・タイプのインデツクスを示す線図で
あり、 第２図は本発明の作用を説明する上で用いられるデータ
・ベースを表わす線図であり、 第３図は本発明によつて記憶される形で第２図のデータ
を示し、 第４図は圧縮形式で記憶された形で第３図のデータを示
し、 第５図は逆キーの編成を示し、 第６図及び第７図はスパース行列ビツトマツプの編成を
示し、 第８図はビツト整数が値域を表示する態様を示し、 第９図はスパース行列における記録の通し番号のリスト
をスパース行列が置換する方法を示し、 第10図はスパース行列のAND−NOT演算の結果を示してい
る。 尚、図面において、 10……レベル、 12……ブロツク。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 Ｄ．Ｃ．ＴＳＩＣＨＲＩＴＩＺＩＳ他 著、斉藤訳「データベース管理システム」 （昭54−11−25）日本コンピュータ協会、 ９．181−197，Ｐ．235−260 植村 俊亮著「データベースシステムの 基礎」（昭54−５−30）株式会社オーム社 ９．165−166

Claims (9)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】データ・ベースにデータを記憶する方法に
    おいて、 （Ｉ）それぞれが複数のレコードを含む、複数のデータ
    テーブルを提供するステップと、 （II）前記データテーブルの各々に一意的なレコード識
    別子を割り当てるステップと、 （III）前記レコード識別子によって前記データテーブ
    ルの各々を識別するステップと、 （IV）前記データテーブル内のレコードの各々にレコー
    ド通し番号を割り当てるステップであって、このレコー
    ド通し番号は前記レコードについて一意的である、レコ
    ード通し番号を割り当てるステップと、 （Ｖ）前記データテーブルの各々の前記レコード通し番
    号をレンジに分割するステップであって、レンジの各々
    は、所定の数のレコード通し番号を含み且つ連続的なレ
    ンジ値を割り当てられる、レンジに分割するステップ
    と、 （VI）前記データテーブルの各々の前記レコードを複数
    のフィールドに分割するステップであって、フィールド
    の各々は、フィールド識別子によって識別され且つ選択
    されたタイプのデータ値を含む、フィールドに分割する
    ステップと、 （VII）複数のインバーテッドリストテーブルを提供す
    るステップであって、インバーテッドリストテーブルの
    各々は前記データテーブルの個々のものと関連する、イ
    ンバーテッドリストテーブルを提供するステップと、 を備え、前記インバーテッドリストテーブルを提供する
    ステップは、 （Ａ）複数のキーを生成するステップであって、キーの
    各々は、特定のフィールドと関連し且つ前記フィールド
    における特定のデータ値の発生を表す、キーを生成する
    ステップと、 （Ｂ）１つ以上のポインタを提供するステップであっ
    て、ポインタは、前記キーの各々と関連し且つ関連する
    前記キーによって表される前記データ値を含むレコード
    の前記レコード通し番号を表し、ポインタの各々は、レ
    ンジ値及びスパース配列ビット・マップを含む、ポイン
    タを提供するステップと、を含み、スパース配列ビット
    ・マップを提供するステップが、 （ａ）複数の最下位レベルのバイトを決定するステップ
    であって、該バイトの各々は等しい複数の最下位レベル
    ビットを有し、前記最下位レベルビットの数は前記レン
    ジの各々における前記レコード通し番号の数に等しく、
    前記最下位レベルビットの各々は前記レコード通し番号
    の個々のものと関連する、最下位レベルのバイトを決定
    するステップと、 （ｂ）前記レコード通し番号の各々と関連する前記最下
    位レベルビットをセットすることにより、前記レンジ内
    にある前記レコード通し番号の各々をエンコードするス
    テップと、 （ｃ）複数の上位レベルバイトを決定するステップであ
    って、該バイトは、１つの最上位レベルバイトと１つ以
    上の中間レベルに複数のバイトを含み、前記レベルの各
    々における前記バイトのビットの数は次に低いレベルに
    おけるバイトの数と等しく、前記上位レベルバイトの各
    々のビットの各々は前記次に低いレベルのバイトの個々
    のものに関連している、上位レベルバイトを決定するス
    テップであって、 （ｉ）ｎビットを有する最上位レベルビットを提供する
    ステップと、 （ii）n2ビットを含むｎバイトを有する１つの中間レベ
    ルバイトを提供するステップであって、１つのレンジ内
    のn3のレコード通し番号がスパース配列によって表され
    る、中間レベルビットを提供するステップとを含む、上
    位レベルバイトを決定するステップと、 （ｄ）前記上位レベルバイトの次に低いレベルのバイト
    の、該上位レベルバイトに関連するバイトが少なくとも
    １つのセットビットを含んでいるとき、該上位レベルバ
    イトのビットをセットするステップと、 （ｅ）１つ以上のセットバイトを含む前記最下位レベル
    バイト及び前記上位レベルバイトを記憶するステップ
    と、 を含む、 ことを特徴とするデータ・ベースにデータを記憶する方
    法。
  2. 【請求項２】前記最上位レベルバイトは８ビットを有
    し、１つの前記中間レベルバイトは各バイトが８ビット
    を有する８バイトを有する、 ことを特徴とする特許請求の範囲第２項に記載のデータ
    ・ベースにデータを記憶する方法。
  3. 【請求項３】データ・ベース・システムにおいて、 （Ｉ）複数のデータテーブルであって、各データテーブ
    ルが、 （Ａ）一意的レコード識別子であって、データテーブル
    の各々がこのレコード識別子によって表される、レコー
    ド識別子と、 （Ｂ）複数のレコードであって、各々が、 （ａ）レコード通し番号であって、各前記レコードが各
    レコードに対して一意的なこのレコード通し番号によっ
    て識別される、レコード通し番号、及び （ｂ）複数のフィールドであって、１つのデータテーブ
    ル内のフィールドの各々は選択されたタイプのデータ値
    を含み、フィールドの各々はフィールド識別子によって
    識別される、複数のフィールド、を含む複数のレコード
    と、 を含む複数のデータテーブルと、 （II）前記データテーブルの各々の前記レコード通し番
    号をレンジに分割する手段であって、レンジの各々は所
    定の数のレコード通し番号を含み且つレンジの各々は連
    続的なレンジ値を割り当てられる、レンジに分割する手
    段と、 （III）前記データテーブルの数と等しい数の複数のイ
    ンバーテッドリストテーブルであって、インバーテッド
    リストテーブルの各々は前記データテーブルの個々のも
    のと関連する、インバーテッドリストテーブルであっ
    て、 （Ａ）複数のキーであって、キーの各々は、特定の前記
    フィールドと関連し且つそのフィールドにおける特定の
    データ値の発生を表す、複数のキーと、 （Ｂ）１つ以上のポインタであって、前記キーの各々と
    関連し且つ関連する前記キーによって表される前記デー
    タ値を含む前記レコードのレコード通し番号を表し、各
    ポインタが、 （ａ）レンジ値、及び （ｂ）スパース配列ビット・マップであって、 （ｉ）複数の最下位レベルバイトであって、該バイトの
    各々は等しい複数の最下位レベルビットを有し、前記最
    下位レベルビットの数は前記レンジの各々における前記
    レコード通し番号の数と等しく、前記最下位レベルビッ
    トの各々は前記レコード通し番号の個々のものに関連す
    る、複数の最下位レベルバイトを含むスパース配列ビッ
    ト・マップ、を含むポインタと、 を含むインバーテッドリストテーブルと、 （IV）前記レコード通し番号の各々に関連する前記最下
    位レベルビットをセットすることにより、レンジ内にあ
    る前記レコード通し番号の各々をエンコードする手段
    と、 （Ｖ）複数の上位レベルバイトであって、最上位レベル
    バイト及び１つ以上の中間レベルに複数のバイトを含
    み、各レベルにおけるバイトのビットの数は次に低いレ
    ベルにおけるバイトの数と等しく、前記上位レベルバイ
    トの各々のビットの各々は次に低いレベルのバイトの個
    々のものと関連する、複数の上位レベルバイトであっ
    て、 （Ａ）ｎビットを有する最上位レベルバイト、及び （Ｂ）n2ビットを含むｎバイトを有する１つの中間レベ
    ルであって、n3のレコード通し番号がスパース配列によ
    って表される、中間レベルビット、 を含む複数の上位レベルバイトと、 （VI）前記上位レベルバイトの次に低いレベルのバイト
    の、該上位レベルバイトに関連するバイトが少なくとも
    １つのセットビットを含むとき、該上位レベルバイトの
    ビットをセットする手段と、 （VII）１つ以上のセットバイトを含む前記スパース配
    列ビット・マップのバイトを記憶する手段と、 を備えることを特徴とするデータ・ベース・システム。
  4. 【請求項４】前記最上位レベルバイトは８ビットを有
    し、１つの前記中間レベルは、各バイトが８ビットを有
    する８バイトを有する、 ことを特徴とする特許請求の範囲第３項に記載のデータ
    ・ベース・システム。
  5. 【請求項５】複数のレベルを有するＢトリーインデック
    スであって、データ・ベースに記憶されるデータ値は、
    Ｂトリーの最下位レベルにおけるエントリとしてこのＢ
    トリー内に記憶される、Ｂトリーインデックスを更に備
    え、 各データのエントリはキー部及び関連するデータ値を含
    み、前記キー部は前記レコード識別子、前記レコード通
    し番号、及び関連する前記データ値の前記フィールド識
    別子を含み、 データ・ベースの各データ値は関連する前記キーの直後
    に記憶され、各前記キーは関数する前記データ値の論理
    アドレスを提供する、 ことを特徴とする特許請求の範囲第３項に記載のデータ
    ・ベース・システム。
  6. 【請求項６】データ・ベースにデータを記憶する方法で
    あって、データ・ベースは複数のデータレコードからな
    り、各データレコードは複数のフィールドからなる、デ
    ータ・ベースにデータを記憶する方法において、 （Ａ）各データテーブルに一意的なレコード識別子を割
    り当てることによって、各データテーブルを識別するス
    テップと、 （Ｂ）１つの前記データテーブル内の各レコードに一意
    的なレコード通し番号を割り当てることによって、その
    データテーブル内の各レコードを識別するステップと、 （Ｃ）フィールド識別子を割り当てることによって、各
    前記レコードの各フィールドを識別するステップであっ
    て、前記データテーブル内の各フィールドは選択された
    タイプのデータ値を含み、データ・ベースの各フィール
    ドは、前記レコード識別子と前記レコード通し番号と前
    記フィールド識別子との一意的な組み合わせによって識
    別される、フィールドを識別するステップと、 （Ｄ）各レベルが複数のエントリを含む、複数のレベル
    を有する１つのＢトリーを構築するステップであって、 （ａ）Ｂトリーの最下位レベルの上の各レベルの各エン
    トリに、キーと、同じデータに関連するＢトリーの下位
    レベルのエントリに対するポインタとを記憶するステッ
    プであって、各キーはデータ・ベースの前記フィールド
    のデータを識別する論理アドレスであり、前記ポインタ
    は前記キーによって識別されたデータ・ベースの前記フ
    ィールドに関連する前記下位レベルのエントリを識別す
    る、記憶するステップ、及び （ｂ）Ｂトリーの最下位レベルの各エントリに、そのエ
    ントリに導く上位レベルのエントリによって識別された
    データ・ベースのフィールドのデータを記憶するステッ
    プ、を含み、 各キーは前記レコード識別子、前記レコード通し番号、
    及びデータ・ベースの１つ以上のフィールドの前記フィ
    ールド識別子から構成され、データ・ベースのフィール
    ドのデータは、Ｂトリーインデックスに記憶され且つ自
    己識別する、 Ｂトリーを構築するステップと、 を備えることを特徴とするデータ・ベースにデータを記
    憶する方法。
  7. 【請求項７】各エントリのキー又はデータを、そのキー
    又はデータの圧縮された形態に置換することによって、
    前記Ｂトリーの最下位レベルより上の各レベルの各エン
    トリを圧縮し且つ前記Ｂトリーの最下位レベルの各エン
    トリのデータを圧縮するステップを更に備え、 前記圧縮された形態は、 先行するキーにおける最初の数字と同じである現在のキ
    ーにおける最初の数字の数を含む圧縮長フィールドと、 前記先行するキーと異なる前記現在のキーの部分の数字
    の数を表す数を含むキー長フィールドと、 前記先行するキーと異なる前記現在のキーの数字を含む
    キーフィールドと、 前記エントリに記憶されたデータの数字の数を含むデー
    タ長フィールドと、 データを含むデータフィールドと、を含む、 ことを特徴とする特許請求の範囲第６項に記載のデータ
    ・ベースにデータを記憶する方法。
  8. 【請求項８】データ・ベースにデータを記憶する方法で
    あって、データ・ベースは複数のデータレコードからな
    り、各データレコードは複数のフィールドからなる、デ
    ータ・ベースにデータを記憶する方法において、 （Ａ）元のデータテーブルの各々に一意的なレコード識
    別子を割り当てることによって、元のデータテーブルの
    各々を識別するステップと、 （Ｂ）前記元のデータテーブル内の元のレコードの各々
    に一意的なレコード通し番号を割り当てることによっ
    て、前記元のデータテーブル内の元のレコードの各々を
    識別するステップと、 （Ｃ）フィールド識別子を割り当てることによって、前
    記元のレコードの各々の元のフィールドの各々を識別す
    るステップであって、前記データテーブル内の各フィー
    ルドは選択されたタイプのデータ値を含む、元のフィー
    ルドの各々を識別するステップと、 （Ｄ）前記元のデータテーブルの元のフィールドにある
    各値に対してインバーテッドテーブルを構築するステッ
    プと、 （Ｅ）対応する前記元のデータテーブルの前記レコード
    識別子に論理的に関連するインバーテッドキーを割り当
    てることによって、各インバーテッドテーブル内の各フ
    ィールドを識別するステップと、 （Ｆ）各レベルが複数のエントリを含む、複数のレベル
    を有する１つのＢトリーを構築するステップであって、 （ａ）Ｂトリーの最下位レベルの上の各レベルの各エン
    トリに、キーと、同じデータに関連するＢトリーの下位
    レベルのエントリに対するポインタとを記憶するステッ
    プであって、各キーはデータ・ベースのフィールドのデ
    ータを識別する論理アドレスであり、前記元のデータテ
    ーブルのキーは、前記レコード識別子、前記レコード通
    し番号及び前記フィールド識別子を含み、前記インバー
    テッドテーブルのキーは、前記レコード識別子、前記フ
    ィールド識別子及び前記データ値を含み、前記ポインタ
    は前記キーによって識別されたデータ・ベースのフィー
    ルドに関連する下位レベルのエントリを識別する、記憶
    するステップ、及び （ｂ）Ｂトリーの最下位レベルの各エントリに、そのエ
    ントリに導く上位レベルのエントリによって識別された
    データ・ベースのフィールドのデータを記憶するステッ
    プ、 を含むＢトリーを構築するステップと、 を備え、 フィールドの値の各々は、前記インバーテッドキーと前
    記レコード識別子との論理的関係によって、データテー
    ブルのレコードのフィールドに前記フィールドの値を含
    むそのデータテーブルに、関連付けされる、 ことを特徴とするデータ・ベースにデータを記憶する方
    法。
  9. 【請求項９】各インバーテッドテーブルを、スパース配
    列ビット・マップとして記憶するステップを更に備える
    ことを特徴とする特許請求の範囲第８項に記載のデータ
    ・ベースにデータを記憶する方法。
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