JPH0798669A - 分散データベース管理システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】テーブル位置およびアカウントの透過性を簡易
に実現する。 【構成】データベースの一以上をグループ化したもので
ある論理データベースに関する情報を保持するための論
理データベースディクショナリと、論理データベースに
関する情報を論理データベースディクショナリに登録す
る論理データベース定義部と、データベースへのアクセ
ス構文を保持するための構文バッファと、アプリケーシ
ョンプログラム実行手段からのアクセス構文を受け付
け、構文バッファに格納する論理データベースアクセス
制御部と、構文バッファに保持されたアクセス構文を、
論理データベースに属するデータベースのいずれかをア
クセス対象として、該物理データベースを管理する物理
データベース管理システムに転送するテーブル位置検索
部とを有する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ネットワークに接続さ
れた複数の情報処理装置を備える分散データベース管理
システムに関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、様々な種類のデータを共有し、デ
ータの有効活用を図るデータベース管理システムが、多
くの情報処理システムに導入されている。中でも、関連
付けられたテーブル（表）形式でデータを取り扱うリレ
ーショナルデータベース管理システムが急速に普及して
いる。

【０００３】従来のユーザは、メインフレーム上にデー
タベースを構築し、共有データの検索または更新を行っ
てきた。しかしメインフレーム系のデータベース管理シ
ステムは、コストや機能、操作性等の面で問題があっ
た。

【０００４】そこで、このようなメインフレーム系のデ
ータベース管理システムは、システムの低コスト化、機
能の充実、使いやすさの向上を図り、多様化する情報社
会に柔軟に対応するため、ワークステーションやパーソ
ナルコンピュータ等の小型情報処理装置を用いたクライ
アント−サーバ型のデータベース管理システムに移行さ
れつつある。クライアント−サーバ型データベース管理
システムは、業務規模等に応じて拡張性の高い分散デー
タベース環境を構築可能である。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】ユーザは、クライアン
トとなる情報処理装置から、ネットワークを経由して個
々のデータベース管理システムに接続し、例えばＩＳＯ
（国際標準化機構）の標準データ操作言語であるＳＱＬ
（Structured Query Language）等のデータベースアク
セス構文を用いてリレーショナルデータベース上のテー
ブルをアクセスする。この場合、分散データベース環境
におけるユーザは、いずれのデータベースにアクセス対
象のテーブルが格納されているか、すなわち、テーブル
位置を常に認識し、テーブルアクセスに先立ち、適切な
データベースに接続する必要がある。さらに、各アクセ
ス構文に、テーブル位置を付加しなければならないこと
もある。しかし、大規模な分散データベース環境におい
ては、ユーザが多数のテーブル位置をいちいち認識する
こは困難であり、また、個々のアクセス構文にテーブル
位置を付加することは、非常に煩雑な作業を伴う。

【０００６】また、リレーショナルデータベースでは、
１つのデータベースアクセス構文により、関連付けられ
た複数のテーブル内のデータを検索し、１つのテーブル
として結合することが可能である。ジョインと呼ばれる
この処理は、通常単一のデータベース管理システム内で
実行される。ところが分散データベース環境では、異な
るデータベース管理システムに格納された複数のテーブ
ルを対象としたジョイン（分散検索機能）も必要とな
る。しかし通常のクライアントは、同時に複数のデータ
ベース管理システムへ接続できない。そこでジョインの
要求を受けたデータベース管理システムが、自動的に他
のデータベース管理システムからデータを取り出し、自
己の検索データと結合することで、分散検索機能をサポ
ートする製品もある。このような分散検索機能を使用す
る場合、ユーザは、データベースアクセス構文中に、ア
クセス対象のテーブルが格納されている別のデータベー
ス管理システムの識別情報と接続時のユーザ認証情報を
明示的に記述しなければならない。

【０００７】以上のような問題を解決するため、分散デ
ータベース環境のユーザに対して、テーブルが格納され
たデータベース管理システムを意識させない、つまりテ
ーブル位置を透過に見せることが重要である。

【０００８】このような課題を実現する一方式として
は、特開平４−１１２２４６号公報に記載されている導
出データベース処理方式がある。この方式は、分散した
複数のデータベース管理システム上のテーブルを部分的
に集め、導出データベースとして取り扱うものであり、
ユーザが各データベース管理システムの定義情報と導出
データベースの定義情報をディクショナリに登録する。
ここでデータベース管理システムの定義情報は各データ
ベースに格納されている複数のテーブルの識別情報から
成り、また導出データベースの定義情報は導出データベ
ースを構成する複数のデータベース管理システムおよび
テーブルの識別情報からなる。データベース操作手段
は、アプリケーションプログラムからの導出データベー
スアクセス要求を受けて、前記ディクショナリからテー
ブル位置を検索し、テーブルが格納されたデータベース
管理システムへデータベースアクセス構文を発行する。
この方式によりアプリケーションプログラムは、１つの
導出データベースを介して、複数のデータベース管理シ
ステムをアクセスすることが可能となる。

【０００９】この導出データベース処理方式では、導出
データベースとしてディクショナリに登録されている複
数のテーブルに関して、ユーザはテーブル位置を意識せ
ずにアクセスすることができる。しかし、ユーザは、導
出データベースの定義以降に新たなテーブルを生成した
場合、生成したテーブルと格納したデータベース管理シ
ステムの識別情報をディクショナリに追加定義する必要
がある。

【００１０】また、分散データベース環境では、企業の
各部門が個々のデータベース管理システムを独自に運用
していることが多く、このため複数のデータベース管理
システム間で重複したテーブル名称が存在する可能性も
ある。上記導出データベース処理方式では、重複した名
称のテーブルを一意に識別するため、テーブルの別名を
定義しなければならない。

【００１１】一般的なデータベース環境では、頻繁に新
たなテーブルが生成される。このため、上記導出データ
ベース処理方式では、ユーザはそのつど導出データベー
スを再定義したり、テーブルの別名を定義したりなけれ
ばならず、作業負担が増大する。

【００１２】また、データベース管理システムは、独自
のユーザＩＤ（識別子：IDentification）とパスワード
（以下、この二つを組み合わせたものをアカウントとよ
ぶ）を用いたアカウント制御により、利用資格を持たな
い者によるデータベースの利用を防止している。データ
ベース管理システムに備えられているアカウント制御手
段は、テーブルアクセスに先立ち、ログイン時にユーザ
が入力したパスワードを照合し、アクセス対象のテーブ
ルまたはレコードへの書込または読込権限がログインユ
ーザに対して与えられているか確認した後、テーブルア
クセス処理を開始する。

【００１３】しかし、各々のデータベース管理システム
が独自に運用される分散データベース環境では、各デー
タベース管理システムに登録されているアカウントが全
て同一とは限らない。全データベース管理システムのア
カウントを再登録し、統一的なデータベースアカウント
環境を構築する方法もある。しかし、アカウントの再登
録作業の増大、従来のデータベースアプリケーションプ
ログラム資産の継承等の理由から、多くの企業では、各
データベース管理システム毎に異なるアカウント環境を
継続して利用している。このためユーザは、接続するデ
ータベース管理システム毎に対応するアカウントを使い
わけなければならなかった。しかしテーブル位置と同
様、大規模な分散データベース環境において、ユーザが
多数のデータベース管理システムごとに、その利用のた
めのアカウントを記憶、使用することは、非常に煩雑な
作業を伴う。

【００１４】そこで、本発明は、テーブル位置およびア
カウントの透過性を簡易に実現可能な分散データベース
管理システムを提供することを目的とする。

【００１５】

【課題を解決するための手段】そこで、本発明では、テ
ーブルを保持する一以上のデータベース（以下、後述す
る「論理データベース」と区別するために、「物理デー
タベース」と呼ぶ）に、該物理データベースを管理する
データベース管理システム（以下、本発明の「分散デー
タベース管理システム」と区別するために、「物理デー
タベース管理システム」と呼ぶ）を介して接続され、さ
らに、該物理データベースをアクセスするアプリケーシ
ョンプログラム実行手段に接続され、該アプリケーショ
ンプログラム実行手段の発行した物理データベースをア
クセスするためのアクセス構文を受け付け、上記物理デ
ータベースのいずれかをアクセス対象として、該物理デ
ータベースを管理する物理データベース管理システムに
該アクセス構文を転送する情報処理装置である分散デー
タベース管理システムであって、つぎの構成を有するも
のを提供する。

【００１６】すなわち、本発明の分散データベース管理
システムは、上記物理データベースのうちの一以上をグ
ループ化したものである論理データベースに関する情報
を保持するための論理データベースディクショナリと、
上記論理データベースに関する情報を上記論理データベ
ースディクショナリに登録する論理データベース定義部
と、上記アクセス構文を保持するための構文バッファ
と、上記アプリケーションプログラム実行手段からのア
クセス構文を受け付け、上記構文バッファに格納する論
理データベースアクセス制御部と、上記構文バッファに
保持された上記アクセス構文を、上記物理データベース
のいずれかをアクセス対象として、該物理データベース
を管理する物理データベース管理システムに転送するテ
ーブル位置検索部とを有する。

【００１７】上記テーブル位置検索部は、データベース
へのログインを指示するアクセス構文を受け付けると、
接続を指示されたデータベースが上記論理データベース
として上記論理データベースディクショナリに登録され
ていれば、上記アクセス構文のアクセス対象を、指示さ
れた論理データベースに属する上記物理データベースの
いずれかとし、上記アクセス構文の転送に対して、アク
セス不可の応答があれば、上記アクセス構文のアクセス
対象を、指示された論理データベースに属する他の上記
物理データベースのいずれかとして、再度、上記構文バ
ッファに保持された上記アクセス構文を転送する手段を
有する。

【００１８】

【作用】本発明の分散データベース管理システムによれ
ば、論理データベースアクセス制御部は、アプリケーシ
ョンプログラムからのデータベースアクセス構文を受け
付け、テーブル位置検索部に対して通知する。通知を受
けたテーブル位置検索部は、論理データベースディクシ
ョナリ中の論理データベースを構成する物理データベー
スの識別情報およびアカウント情報を用いてデータベー
スへ自動的にログインし、さらにアプリケーションプロ
グラムから受け取ったデータベースアクセス構文を発行
する。テーブル位置検索部は、論理データベースを構成
する１つ以上のデータベースに対して、以上の問い合わ
せ処理を繰返し、処理完了を示す応答の得られたデータ
ベースをテーブル位置として決定する。

【００１９】また、本発明のテーブル位置検索部は、論
理データベースディクショナリに物理データベースアカ
ウントが記憶されている場合、その記憶されたアカウン
トを用いて各物理データベースへログインする。記憶さ
れていない場合は、前記アプリケーションプログラム実
行手段から受け取ったアカウントを用いてログインす
る。

【００２０】以上のように本発明の分散データベース管
理システムによれば、ユーザは、論理データベースを構
成する複数の物理データベースに格納されたテーブル、
および今後新たに格納されるテーブルに関して、テーブ
ル位置および物理データベースアカウントを意識するこ
となく透過的にアクセスできる。

【００２１】また、本発明の分散データベース管理シス
テムでは、論理データベースディクショナリに記憶した
アカウント情報を用いて各物理データベースへログイン
することで、異なるユーザにより作成された名称の重複
するテーブルをアクセス対象から除外するようにでき
る。このようにすれば、名称の重複する異なるユーザに
より作成されたテーブルについて、別名を定義して管理
する必要がない。

【００２２】

【実施例】以下、本発明の実施例について図面を用いて
説明する。図中、同一の部分には同一の符号を付加す
る。

【００２３】（実施例１）本実施例の分散データベース
管理システムの適用されるクライアント−サーバシステ
ムのハードウエア構成図を図２７に示す。本実施例のク
ライアント−サーバシステムは、ネットワーク４２と、
ネットワーク４２に接続された３つのデータベースサー
バ４１（４１ａ、４１ｂ、４１ｃ）と、ネットワーク４
２に接続されたクライアント３９と、ゲートウエイサー
バ４０とを備える。各データベースサーバ４１、クライ
アント３９、およびゲートウエイサーバ４０は、少なく
とも、中央演算処理装置（ＣＰＵ）と主記憶装置とを有
する情報処理装置であり、各データベースサーバ４１、
クライアント３９およびゲートウエイサーバ４０の備え
る各手段（後述する）は、主記憶装置に保持されたイン
ストラクションを、ＣＰＵが実行することにより実現さ
れる。各々の装置は、ＬＡＮ等のネットワーク４２に接
続されており、クライアント−サーバ形態をなす。

【００２４】各データベースサーバ４１は、それぞれ、
物理データベース１と、該物理データベース１を管理す
るための物理データベース管理システム２７０とを備え
る。データベースサーバ４１ａは物理データベースDB_a
を備え、データベースサーバ４１ｂは物理データベース
DB_bを備え、データベースサーバ４１ｃは物理データベ
ースDB_cを備える。個々の物理データベース１へのアク
セスは、物理データベース管理システム２７０を介して
行なわれる。なお、本実施例では、３つの物理データベ
ースDB_a、DB_b、DB_cがそれぞれ別々のデータベースサ
ーバ４１に備えられているが、一つのデータベースサー
バに複数の物理データベース１が備えられていてもよ
い。また、本実施例では、３つの物理データベースDB_
a、DB_b、DB_cがそれぞれ別々の物理データベース管理
システムによって管理されるが、一つの物理データベー
ス管理システムが複数の物理データベース１を管理して
もよい。

【００２５】本実施例のクライアント３９は、アプリケ
ーションプログラム２が動作するワークステーションや
パーソナルコンピュータ等の小型情報処理装置である。
クライアント３９は、データベースの更新、検索を行な
うアプリケーションプログラムを実行するアプリケーシ
ョンプログラム実行手段２を備え、各データベースの更
新および検索を指示する。

【００２６】データベースサーバ４１は、物理データベ
ース１が動作するワークステーションやパーソナルコン
ピュータもしくはメインフレーム等、二次記憶装置を備
える情報処理装置である。

【００２７】ゲートウエイサーバ４０の備える分散デー
タベースアクセス管理部３は、アプリケーションプログ
ラム実行手段２が分散された複数の物理データベース１
を単一の物理データベースと同様に扱うことができるよ
うにするため、アプリケーションプログラム２と物理デ
ータベース１の間に介在し、クライアント−サーバ間の
ゲートウェイ的な役割を果たす機構である。なお、本実
施例では、分散データベースアクセス管理部３はゲート
ウエイサーバ４０に備えられているが、図２８に示すよ
うに、クライアント３９に備えられていてもよく、図２
９に示すように、データベースサーバ４１に備えられて
いてもよい。

【００２８】本実施例の分散データベース管理システム
の適用されるサーバ−クライアントシステムの機能構成
を図１に示す。本実施例の分散データベース管理システ
ムは、分散データベースアクセス管理部３からなる。

【００２９】本実施例では、複数の物理データベース１
を組み合わせて、論理データベース４（LDB_A、LDB_B）
とする。論理データベースLDB_Aは、物理データベースD
B_aおよびDB_bからなり、論理データベースLDB_Bは、物
理データベースDB_bおよびDB_cからなる。なお、本実施
例の物理データベース１は、複数のテーブル１００を記
憶管理する。物理データベースDB_aは、テーブルａ１お
よびテーブルａ２を保持する。物理データベースDB_b
は、テーブルｂ１およびテーブルｂ２を保持する。物理
データベースDB_cは、テーブルｃ１およびｃ２を保持す
る。

【００３０】本実施例のクライアント３９は、入出力装
置として、ディスプレイ（図示せず）やキーボード（図
示せず）、マウス等のポインティングデバイス（図示せ
ず）を備え、アプリケーションプログラム実行手段２
は、これらの入出力装置を制御し、物理データベース１
に保持されたデータの検索や更新に関するユーザからの
入力を受け付け、処理結果を表示するユーザインタフェ
ース１１と、受け付けた入力に従って物理データベース
１をアクセスするためのアクセス構文を生成し、分散デ
ータベースアクセス管理部３に通知する構文生成部１２
とを備える。

【００３１】本実施例の分散データベースアクセス管理
部３は、論理データベース４を構成する各物理データベ
ース１の識別情報、アカウント情報、制御情報を記憶す
る論理データベースディクショナリ８、一以上のデータ
ベースアクセス構文を一時的に記憶する構文バッファ
６、アプリケーションプログラム２からのデータベース
アクセス構文を受け付け、論理データベース定義部９ま
たはテーブル位置検索部７へ処理を振り分ける論理デー
タベースアクセス制御部１０、論理データベース４に関
する定義情報を論理データベースディクショナリ８に登
録する論理データベース定義部９、論理データベース４
を構成する１つ以上の物理データベース１にテーブル１
００の存否を問い合わせ、格納された物理データベース
１を決定するテーブル位置検索部７、物理データベース
１へデータベースアクセス構文を転送し、結果を受け取
るデータベースインタフェース部５を有する。ここでデ
ータベースインタフェース部５は、各物理データベース
１の物理位置情報（ネットワークアドレス等）を記憶
し、テーブル位置検索部７から指示された物理データベ
ース名に対応するアドレスを検索して、対象となる物理
データベース１または論理データベース４を管理する物
理データベース管理システム２７０へ、構文バッファ６
に保持された構文を送出する。本実施例１では、テーブ
ル位置検索部７による物理データベース１へのアクセス
は、すべてデータベースインタフェース部５および物理
データベース管理システム２７０を介して行なわれる。

【００３２】本実施例の分散データベース管理部（分散
データベース管理システム）によれば、論理データベー
スアクセス機能が実現される。

【００３３】Ａ．論理データベースアクセス機能の概要 以下、本実施例の分散データベース管理システムが提供
する論理データベースアクセス機能について説明する。

【００３４】論理データベース４は、１つ以上の物理デ
ータベース１をグループ化した仮想的なデータベースで
あり、図１において、物理データベースDB_a及びDB_bが
論理データベースLDB_A、物理データベースDB_b及びDB_
cが論理データベースLDB_Bとして定義されている。本実
施例では、ユーザもしくはアプリケーションプログラム
２は、論理データベースLDB_Aによりテーブルa1、a2、b
1、b2、そして論理データベースLDB_Bによりテーブルb
1、b2、c1、c2に対して、位置透過なアクセスが可能で
ある。

【００３５】また本実施例の分散データベース管理シス
テムは、論理データベース４を構成する複数の物理デー
タベース１に検索時の優先順位を設定できる。テーブル
位置検索部７は、各物理データベース１に設定された優
先順位に従い順番にテーブルの存否を問い合わせ、アク
セス対象のテーブルが格納された物理データベース１を
決定する。つまり本実施例の分散データベース管理シス
テムによると、論理データベース４を構成する複数の物
理データベース１に同一名称のテーブルが存在する場
合、優先順位の高い物理データベース１上のテーブル１
００がアクセスの対象となる。

【００３６】（１）アカウント制御 次に、本実施例の論理データベースアクセス機能におけ
るアカウント制御の方法について説明する。アカウント
は、ユーザを識別するためのユーザＩＤおよびパスワー
ドからなる。

【００３７】本実施例の分散データベース管理システム
は、各物理データベース１のアカウントの違いをユーザ
に意識させないため、論理データベースディクショナリ
８に予め登録した各物理データベース１のアカウント情
報を用い、論理データベース４を構成する複数の物理デ
ータベース１へ自動的にログインする。しかし各物理デ
ータベース１に格納されたテーブル１００のアクセス権
限を持たないものの利用を防止するため、ユーザの正当
性は必ず認証されなければならない。そこで、テーブル
位置検索部７は、各物理データベース１へのログインに
先立ち、論理データベース４に対するアカウント（以下
論理データベースアカウントとする）を検査する。論理
データベースアカウントは、物理データベース１のアカ
ウントと同様にユーザＩＤとパスワードからなり、論理
データベースディクショナリ８に登録された各物理デー
タベース１毎に異なる複数のアカウント情報を意識せず
に各物理データベース１を利用するためのアカウントと
捉えることもできる。

【００３８】（２）アクセス権限管理 次に、本実施例の論理データベースアクセス機能におけ
るアクセス権限管理の方法について説明する。

【００３９】本実施例の分散データベース管理システム
は、上記論理データベースアカウントの他に、マルチユ
ーザ環境に対応したオペレーティングシステムのユーザ
（以下ＯＳユーザとする）として、データベースアクセ
スユーザの正当性を確認する機能も有する。

【００４０】一般的なマルチユーザオペレーティングシ
ステム上でアプリケーションプログラム２を動作させる
場合、ユーザは前もってオペレーティングシステムへロ
グインすることで各自の処理環境を設定する。さらに複
数のＯＳユーザを１つのグループと定義し、同一の処理
環境を共有することも可能である。ところが、通常の物
理データベース管理システムは、オペレーティングシス
テムのユーザアカウントとは別に、独自のデータベース
アカウント環境を備える。そこで、本実施例の分散デー
タベース管理システムは、論理データベースディクショ
ナリ８に登録された個々の論理データベース４に関する
定義情報をオブジェクトとして捉え、各々にＯＳユーザ
に対するアクセス権限を設定することで、論理データベ
ース４の使用ユーザを制限する。

【００４１】アクセス権限情報は、論理データベース４
へのアクセスを許可するＯＳユーザのＩＤまたはグルー
プＩＤと、使用許可や変更許可等の権限種別とから成
る。本実施例では、論理データベース４を定義したＯＳ
ユーザ（該論理データベースに関する定義情報の所有
者）に対し、暗黙的に論理データベース４の使用および
変更許可を与える。論理データベース４に関する定義情
報の所有者は、他のＯＳユーザもしくはグループに対し
て、論理データベース４の使用または変更許可を委譲す
ることも可能である。

【００４２】本実施例のアクセス権限管理方法では、ア
プリケーションプログラム２の構文生成部１２は、生成
したデータベースアクセス構文と共に、ＯＳユーザのＩ
Ｄと所属するグループのＩＤを分散データベースアクセ
ス管理部３へ通知する。分散データベースアクセス管理
部３のテーブル位置検索部７は、各物理データベース１
へログインする前に、要求された論理データベース４に
設定されたアクセス権限を参照し、通知されたＯＳユー
ザに対して論理データベース４の使用が許可されている
か確認する。

【００４３】論理データベースディクショナリ８の保持
する情報を図２に示す。論理データベースディクショナ
リ８は、論理データベース制御ブロック１３を１以上備
える。個々の論理データベース制御ブロック１３は、そ
れぞれ、１つの論理データベース４に関する定義情報を
保持する。論理データベース制御ブロック１３は、図２
（ａ）に示すように、論理データベース４の名称を記憶
する領域１３ａと、論理データベース４に対するアクセ
ス権限を記憶する領域１３ｂと、論理データベース４に
対するアカウント（ユーザＩＤおよびパスワード）を記
憶する領域１３ｃとを備え、さらに、該論理データベー
ス４を構成する物理データベース１ごとに、その名称を
記憶する領域１３ｄおよび該物理データベース１に対す
るアカウント（ユーザＩＤ、パスワード）を記憶する領
域１３ｅを有する。

【００４４】なお、本実施例の論理データベースディク
ショナリ８は、ゲートウエイサーバ４０のＯＳに管理さ
れるファイルとしてゲートウエイサーバ４０の主記憶装
置上に実現されるが、いずれかの物理データベース１に
データベーステーブル１００として実現してもよい。

【００４５】アクセス権限１３ｂは、複数のＯＳユーザ
もしくはグループのＩＤと権限種別を保持することがで
きる。また、論理データベースアカウント１３ｃは、複
数組のアカウントを保持することができる。さらに、物
理データベース名１３ｄ及び物理データベースアカウン
ト１３ｅは、格納した順番を示すリンクが設けられてい
る。本実施例では、検索時の優先順位は、該リンクによ
る順番により決定される。

【００４６】本実施例の分散データベース管理システム
では、パブリック論理データベースとプライベート論理
データベースとの二種類の論理データベース４を定義す
ることができる。そこで、論理データベースディクショ
ナリ８は、図２（ｂ）に示すように、パブリック論理デ
ータベースである論理データベース４に関する定義情報
を保持する論理データベース制御ブロック１３の格納領
域２０１と、プライベート論理データベースである論理
データベース４に関する定義情報を保持する論理データ
ベース制御ブロック１３の格納領域２０２とを有する。
なお、図２（ｂ）では、パブリック論理データベース制
御ブロック格納領域２０１には３つの論理データベース
制御ブロック１３が保持されているように図示されてい
るが、格納領域２０１は１以上の任意の数の論理データ
ベース制御ブロック１３を保持することができ、論理デ
ータベース制御ブロック１３の数は、３に限られない。
プライベート論理データベース制御ブロック格納領域２
０２についても同様である。

【００４７】パブリック論理データベースは、全ＯＳユ
ーザが使用可能なデータベースである。パブリックとし
て定義された論理データベース４に関する論理データベ
ース制御ブロック１３は、システムで一括管理される。
このため、各論理データベース４にはユニークな論理デ
ータベース名を付与する必要がある。

【００４８】これに対しプライベート論理データベース
は、定義ＯＳユーザもしくは使用を認められた他ＯＳの
ユーザだけが使用可能なデータベースである。本実施例
では、各論理データベース制御ブロック１３は、使用可
能なＯＳユーザのユーザ名５０（図２（ｂ）ではuser_
α、user_β、user_γとして図示されている）に対応付
けられて、プライベート論理データベース制御ブロック
格納領域２０２内に保持される。このため、本実施例で
は、登録済みのパブリック論理データベース名または他
ＯＳユーザが登録したプライベート論理データベース名
との重複を意識せずに、自由な論理データベース名を付
与できる。

【００４９】なお、ユーザからのアクセス要求があった
論理データベース名が、パブリック論理データベース制
御ブロック格納領域２０１に登録された論理データベー
ス制御ブロック１３と、該ＯＳユーザのユーザ名に対応
してプライベート論理データベース制御ブロック格納領
域２０２に登録された論理データベース制御ブロック１
３の、両方に登録されている場合、本実施例の分散デー
タベースアクセス管理部３は、プライベート論理データ
ベース制御ブロック格納領域２０２に登録された論理デ
ータベース制御ブロック１３の情報を用いて処理を行な
う。すなわち、本実施例では、パブリック論理データベ
ースと、使用可能なプライベート論理データベースの両
方に同一名称の論理データベースが登録されているＯＳ
ユーザの、該同一名称の論理データベースへのアクセス
要求は、プライベート論理データベースとして登録され
た該名称の論理データベースに対するアクセス要求とし
て扱われる。

【００５０】Ｂ．論理データベースアクセス機能の詳細 次に、本実施例の論理データベースアクセス機能を詳細
に説明する。

【００５１】本実施例では、ＳＱＬ文をデータベースア
クセス構文として用いる。ＳＱＬ標準では、テーブル１
００を新たに生成するCREATE TABLE構文、テーブル１０
０を削除するDROP TABLE構文等のデータ定義言語と、テ
ーブル１００内のデータを検索するSELECT構文、テーブ
ル１００に新たな行を追加するINSERT構文、テーブル１
００から行を削除するDELETE構文、テーブル１００内の
データを変更するUPDATE構文等のデータ操作言語が規定
されている。本実施例では、テーブル１００を対象とし
たデータ定義言語およびデータ操作言語をテーブルアク
セス構文と呼ぶ。各々のテーブルアクセス構文には、ア
クセス対象のテーブル名称が含まれている。さらにＳＱ
Ｌ標準では、データベースへログインするCONNECT構
文、データベースからログアウトするDISCONNECT構文等
のデータベース接続構文も規定されている。本実施例で
は、アプリケーションプログラム実行手段２により作成
されたテーブルアクセス構文は、論理データベース制御
部１０を介してテーブル位置検索部７に通知される。テ
ーブル位置検索部７は、該テーブルアクセス構文を論理
データベース４に対するアクセスであるとして解釈し、
実際の物理データベース１に対するテーブルアクセス構
文を作成して、データベースインタフェース部５を介し
て、物理データベース１へ作成した構文を発行し、その
結果を受け取る。

【００５２】ところで、本実施例１（および、後述する
各実施例）において、テーブル位置検索部７は、DROP T
ABLE構文、SELECT構文、INSERT構文、DELETE構文、およ
び、UPDATE構文等をアプリケーションプログラム実行手
段２から受け取った場合に実行する、既に物理データベ
ース１に存在するテーブル１００を対象とした処理にお
いては、処理対象のテーブル１００が実際に存在する物
理データベース１を自動的に検知し、該物理データベー
ス１に対してアクセスを実行する。

【００５３】これに対し、CREATE TABLE構文をアプリケ
ーションプログラム実行手段２から受け取った場合に
は、テーブル位置検索部７は、テーブル１００を新たに
生成し、これを新たに確保した格納領域に格納する。テ
ーブル位置検索部７は、アプリケーションプログラム実
行手段２から論理データベース４に対するCREATE TABLE
構文を受け取った場合、該論理データベース４に属する
もののうち、最も優先順位の高い物理データベース１へ
構文を転送する。つまり、テーブル位置検索部７は、論
理データベース４に対する新規生成テーブルを、まず、
全て最も優先順位の高い物理データベース１に格納しよ
うとする。

【００５４】このように、新たに生成するテーブル１０
０を、最も優先順位の高い物理データベース１へ格納す
ることは、分散データベース環境における運用管理を容
易にすると共に、テーブル位置検索部７の処理オーバヘ
ッドを低減させる効果もある。これは、既に物理データ
ベース１に存在するテーブル１００を対象とした処理に
おいて、処理対象のテーブル１００が実際に存在する物
理データベース１の検索が、物理データベース１の優先
順位に従って行なわれため、検索するテーブル１００が
最初に試行したアクセスで検知されれば、検索の効率が
よいからである。

【００５５】（１）論理データベースの定義機能 次に、本実施例の論理データベース４の定義機能を説明
する。例えば、対話形式の操作によりアクセスするテー
ブルや検索条件を指示し、検索結果を表示する汎用的な
会話型データベースアプリケーションプログラムは、ユ
ーザがキーボード等により直接入力したデータベースア
クセス構文を、そのまま物理データベース１へ発行する
機能を備えた製品も多い。そこで、本実施例の分散デー
タベース管理システムでは、図３に示す部分的に拡張し
たデータベースアクセス構文による論理データベース４
の定義を可能とする。本実施例の分散データベース管理
システムによれば、ユーザは、市販されている会話型デ
ータベースアプリケーションプログラムを利用して、独
自の論理データベース環境を容易に定義できる。

【００５６】分散データベースアクセス管理部３の論理
データベースアクセス制御部１０は、アプリケーション
プログラム実行手段２から通知された論理データベース
４の定義構文を識別し、定義ユーザのＯＳユーザＩＤと
グループＩＤと共に、論理データベース定義部９へ通知
する。

【００５７】論理データベース４の生成に用いる構文の
一例を図３（ａ）に図示する。この論理データベース生
成構文１４は、論理データベース４を記述する内容と、
該論理データベースを構成する１以上の物理データベー
ス１を記述する内容と、記述子（「CREATE」、「LOGICA
L DATABASE」、「USER_ID」、「IDENTIFY」、「DATABAS
E」）と、継続記号（「，」）とを備え、さらに記述子
「PUBLIC」を備えることがある。

【００５８】論理データベース４を記述する内容とは、
論理データベース名と、論理データベースユーザＩＤお
よびパスワードとである。また、論理データベースを構
成する物理データベース１を記述する内容とは、物理デ
ータベース１の名称と、該物理データベースのユーザＩ
Ｄおよびパスワードとである。

【００５９】記述子「CREATE」および記述子「LOGICAL
DATABASE」は、記述子「LOGICAL DATABASE」に続いて記
載される名称の論理データベースの生成を指示する構文
であることを意味する。記述子「PUBLIC」は、パブリッ
ク論理データベースの定義であることを意味する。「PU
BLIC」記述子を省略した場合、プライベート論理データ
ベースとして定義される。

【００６０】記述子「USER_ID」は、記述子「USER_ID」
に続いて記載される名称が、記述子「USER_ID」の直前
に記載された論理データベース４／物理データベース１
の使用が許可されるユーザのユーザＩＤであることを意
味する。記述子「IDENTIFY」は、直前に記載されたユー
ザＩＤを有するユーザのパスワードが、記述子「IDENTI
FY」に続いて記載されるパスワードであることを意味す
る。論理データベース４の使用が許可されるユーザのユ
ーザＩＤおよびパスワードは、複数記述することができ
る。複数記述する場合は、それらを継続記号「，」によ
り区切る。

【００６１】記述子「DATABASE」は、記述子「DATABAS
E」に続いて記載される名称が、定義される論理データ
ベースを構成する物理データベース１の一つの名称であ
ることを意味する。構文１４では、この物理データベー
ス名に続いて、上述の記述子「USER_ID」と「IDENTIF
Y」とにより、該物理データベース１の使用が許可され
るユーザが定義される。この物理データベース１も、複
数記述することができる。複数記述する場合は、それら
を継続記号「，」により区切る。本実施例では、論理デ
ータベース４を構成する物理データベース１は、検索時
に、構文中の上段に記載されたものほど高い優先順位で
扱われる。

【００６２】論理データベース定義部９は、論理データ
ベースアクセス制御部１０から通知された論理データベ
ース生成構文１４を解析し、上記情報を、論理データベ
ース制御ブロック１３の論理データベース名格納領域１
３ａ、論理データベースアカウント格納領域１３ｃ、物
理データベース名格納領域１３ｄ、物理データベースア
カウント格納領域１３ｅへ格納した後、構文を発行した
ＯＳユーザのＩＤと使用および変更許可種別をアクセス
権限格納領域１３ｂへ格納する。

【００６３】論理データベース定義部９の論理データベ
ース登録処理の流れを図３１に示す。論理データベース
定義部９は、論理データベースアクセス制御部１０を介
して、アプリケーションプログラム実行手段２の発行し
た論理データベース生成構文１４を受け付けると、ま
ず、「PUBLIC」指定の有無を検査する（Ｓ３１１）。論
理データベース定義部９は、記述子「CREATE」の直後に
「PUBLIC」の指定があれば、パブリック論理データベー
ス制御ブロック格納領域２０１に（Ｓ３１２）、「PUBL
IC」の指定がなければ、プライベート論理データベース
制御ブロック格納領域２０２に（Ｓ３１３）、論理デー
タベース制御ブロック１３を新たに生成する。つぎに、
論理データベース定義部９は、構文中の「LOGICAL DATA
BASE」に続く論理データベース名を、論理データベース
制御ブロック１３の論理データベース名格納領域１３ａ
へ格納し（Ｓ３１４）、「USER_ID」に続く論理データ
ベースユーザ名および「IDENTIFY」に続く論理データベ
ースパスワードを、順次（Ｓ３１０）、論理データベー
スアカウント格納領域１３ｃに格納する（Ｓ３１５）。
さらに、論理データベース定義部９は、順次（Ｓ３１
９）、「DATABASE」に続いて記載される物理データベー
ス名を物理データベース名格納領域１３ｄに格納し（Ｓ
３１６）、該物理データベース名に続く「USER_ID」句
のユーザＩＤと「IDENTIFY」句のパスワードとを、該物
理データベース名格納領域１３ｄに対応する物理データ
ベースアカウント格納領域１３ｅへ格納する（Ｓ３１
７）。なお、論理データベース定義部９は、各物理デー
タベース名格納領域１３ｃをリンクにより接続させる
が、リンク上の格納位置が記述された順になるように格
納する。最後に、論理データベース定義部９は、構文を
発行したＯＳユーザのＩＤと使用および変更許可種別
を、アクセス権限格納領域１３ｂへ格納する（Ｓ３１
８）。

【００６４】つぎに、論理データベース４の削除に用い
る構文の一例を図３（ｂ）に示す。この論理データベー
ス４削除の構文１５は、記述子「DROP LOGICAL DATABAS
E」と、論理データベース名とからなる。論理データベ
ース定義部９は、記述子「DROP LOGICAL DATABASE」の
直後に記載された名称が論理データベース名格納領域１
３ａに保持されている論理データベース制御ブロック１
３を削除する。なお、論理データベース定義部９は、論
理データベース制御ブロック１３の削除に先立ち、アク
セス権限１３ｂを参照し、構文を発行したＯＳユーザに
対して変更許可が与えられているか確認する。論理デー
タベース定義部９は、変更許可が与えられていない場
合、論理データベース４の削除を拒否する。

【００６５】本実施例では、論理データベース４の所有
者は、他のユーザへアクセス権限を委譲できる。論理デ
ータベース４に関するアクセス権限の委譲に用いる構文
の一例を図３（ｃ）に示す。このアクセス権限の委譲の
構文１６は、記述子（「GRANT」、「ON」、および、「T
O USER」、「TO GROUP」、または「TO PUBLIC」）と、
委譲されるアクセス権限の種別（使用許可または変更許
可等）と、該アクセスの対象である論理データベース名
と、委譲の対象であるＯＳユーザのユーザＩＤまたはグ
ループＩＤとからなる。

【００６６】記述子「GRANT」は、その直後に記載され
た種別のアクセス権限を委譲する構文であることを意味
する。記述子「ON」は、委譲されるアクセス権限が、記
述子「ON」の直後に記載された論理データベース名を有
する論理データベースに対するアクセスの権限であるこ
とを意味する。記述子「TO USER」は、その直後に記載
されたユーザＩＤを有するＯＳユーザが委譲の対象であ
ることを意味する。記述子「TO GROUP」は、その直後に
記載されたグループＩＤを有するグループに属するＯＳ
ユーザが委譲の対象であることを意味する。記述子「TO
PUBLIC」は、委譲の対象が全ＯＳユーザであることを
意味する。

【００６７】論理データベース定義部９は、論理データ
ベースアクセス制御部１０から通知された論理データベ
ースアクセス権限委譲構文１６を解析し、上記情報を論
理データベース制御ブロック１３のアクセス権限１３ｂ
へ追加する。

【００６８】さらに、本実施例では、他のデータベース
アクセス構文（例えばSELECT、UPDATE、INSERT、DROP
等）により、論理データベースディクショナリ８に登録
した論理データベース制御ブロック１３の内容検索や更
新、論理データベース制御ブロック１３中の物理データ
ベース１に関する情報の追加や削除等を実行することが
できる。これにより、ユーザは独自の論理データベース
環境を自由に編集できる。なお、SELECTは検索を、UPDA
TEは更新を、INSERTは追加を、DROPは削除を、それぞれ
意味する。

【００６９】（２）論理データベースアクセス制御部の
処理 論理データベースアクセス制御部１０は、最初にアプリ
ケーションプログラム実行手段２からCONNECT構文を受
け付け、構文バッファ６へ格納した後、該CONNECT構文
と、CONNECT構文を発行したＯＳユーザのＩＤおよびグ
ループＩＤとをテーブル位置検索部７へ通知する。また
論理データベースアクセス制御部１０は、CONNECT構文
以降にアプリケーションプログラム実行手段２から受け
取ったテーブルアクセス構文に関しても、同様に構文バ
ッファ６へ格納した後、テーブル位置検索部７へ通知す
る。

【００７０】（３）テーブル位置検索部の処理 図４に、テーブル位置検索部７によるCONNECT構文の変
換処理を示す説明図を示す。ＳＱＬ標準では、CONNECT
構文のパラメータとして、接続するデータベースの名
称、そしてユーザＩＤおよびパスワードからなるデータ
ベースアカウントを定義する。しかし、本実施例では、
CONNECT構文のデータベース名を論理データベース４の
名称、そしてデータベースアカウントを論理データベー
ス４に対するアカウントとして解釈する。ただし、本実
施例では、従来と同様に、物理データベース１の名称お
よびアカウントを用いて特定の物理データベース１をア
クセスすることもできる。

【００７１】本実施例では、図４に示すように、アプリ
ケーションプログラム実行手段２により作成されたCONN
ECT構文４５は、論理データベースアクセス制御部１０
を介してテーブル位置検索部７により受け付けられる。
CONNECT構文４５を受け付けた、テーブル位置検索部７
は、該構文４５を解釈して、CONNECT構文４５中の論理
データベース名および論理データベースアカウントを、
論理データベース制御ブロック１３に登録された物理デ
ータベース１に対する物理データベース名と物理データ
ベースアカウントに置き換え、実際に物理データベース
１をアクセスするためのCONNECT構文４６を作成して、
物理データベース１に発行する。

【００７２】テーブル位置検索部７の作成するCONNECT
構文４６は、ＳＱＬ標準と同様に、接続する物理データ
ベース１の名称が記述子「CONNECT TO」の直後に記述さ
れ、接続するユーザのユーザＩＤが記述子「USER」の直
後に記述され、接続するユーザのパスワードが記述子
「USING」の直後に記述される。

【００７３】しかし、CONNECT構文４５を解釈する際に
は、記述されたデータベースは、論理データベースとし
て解釈される。すなわち、テーブル位置検索部７は、構
文４５の記述子「CONNECT TO」に続く単語（ＳＱＬ標準
では、接続する物理データベース１の名称）を、接続す
る論理データベースの名称とし、記述子「USER」に続く
単語（ＳＱＬ標準では、接続するユーザのユーザＩＤ）
を論理データベースユーザＩＤとし、記述子「USING」
に続く単語（ＳＱＬ標準では、接続するユーザのパスワ
ード）を論理データベースパスワードとして解釈する。

【００７４】テーブル位置検索部７の処理手順を示した
フローチャートを図５に示す。テーブル位置検索部７
は、構文バッファ６に格納したCONNECT構文から論理デ
ータベース名を抽出し（Ｓ５０１）、Ｓ５０１において
抽出された論理データベース名が論理データベース名格
納領域１３ａに保持された論理データベース制御ブロッ
ク１３を検索する（Ｓ５０２）。この検索は、まずプラ
イベート論理データベース制御ブロック格納領域２０２
において行なわれ、ここで検出されなかった場合は、パ
ブリック論理データベース制御ブロック格納領域２０１
において行なわれる。プライベート論理データベース制
御ブロック格納領域２０２における検索は、論理データ
ベースアクセス制御部１０から通知されたＯＳユーザお
よびグループのＩＤに対応付けられて登録された論理デ
ータベース制御ブロック１３を対象に行なわれる。Ｓ５
０１において抽出された論理データベース名が論理デー
タベース名格納領域１３ａに保持された論理データベー
ス制御ブロック１３を検出すると、テーブル位置検索部
７は、処理をＳ５０３に進める。いずれの格納領域２０
１、２０２でも指定された名称を有する論理データベー
ス制御ブロック１３が検出されなかった場合、テーブル
位置検索部７は、処理をＳ５１５に進める。

【００７５】プライベート論理データベース制御ブロッ
ク格納領域２０２で指定された論理データベース制御ブ
ロック１３が検出された場合は、テーブル位置検索部７
は、データベースアクセスを要求したＯＳユーザに該論
理データベース４の使用許可が与えられているか確認す
る（Ｓ５０３）。使用許可の付与の有無は、論理データ
ベースアクセス制御部１０から通知されたＯＳユーザＩ
ＤおよびグループＩＤをもとに、該論理データベース制
御ブロック１３のアクセス権限格納領域１３ｂの内容を
参照して判断される。なお、検索した論理データベース
制御ブロック１３がパブリック論理データベースに関す
るものであった場合は、アクセス権限のチェックを行な
わない。プライベート論理データベースについての使用
許可が与えられていない場合、テーブル位置検索部７
は、アプリケーションプログラム実行手段２へアクセス
の拒否を通知し（Ｓ５１４）、処理を終了する。

【００７６】プライベート論理データベースについての
使用許可が確認された場合、または、使用する対象がパ
ブリック論理データベースであった場合、テーブル位置
検索部７は、CONNECT構文から論理データベースアカウ
ントを抽出し、検出された論理データベース制御ブロッ
ク１３の論理データベースアカウント格納領域１３ｃに
登録された１つ以上の論理データベースアカウントのい
ずれかと一致することを確認した後（Ｓ５０４）、アプ
リケーションプログラム実行手段２に対し論理データベ
ース４へのログインが正常に完了したことを通知する
（Ｓ５０５）。これにより、アプリケーションプログラ
ム実行手段２から、次の構文が通知されるので、論理デ
ータベースアクセス制御部１０は、該構文を構文バッフ
ァ６に格納する。なお、Ｓ５０４において、アカウント
がいずれとも一致しなかった場合、テーブル位置検索部
７は、アプリケーションプログラム実行手段２へアクセ
スの拒否を通知し（Ｓ５１４）、処理を終了する。

【００７７】以上のユーザ確認処理を終えた後、テーブ
ル位置検索部７は、構文バッファ６に格納されたCONNEC
T構文中の論理データベース名および論理データベース
アカウントを、検出された論理データベース制御ブロッ
ク１３に登録された最も優先順位の高い（すなわちリン
クの先頭に登録された）物理データベース１に対する物
理データベース名と物理データベースアカウントに置き
換え、物理データベース１へアクセスするためのCONNEC
T構文を作成した後、物理データベース１へログインす
る（Ｓ５０６）。つぎに、テーブル位置検索部７は、ア
プリケーションプログラム実行手段２が発行し、これを
受けた論理データベースアクセス制御部１０が構文バッ
ファ６に格納したテーブルアクセス構文を読み込んで、
ログインした物理データベース１へ発行し（Ｓ５０
７）、応答を待つ（Ｓ５０８）。

【００７８】CONNECT構文およびテーブルアクセス構文
を受け取った物理データベース１の物理データベース管
理システム２７０は、アクセス対象のテーブルの存否、
およびログインしたデータベースユーザのアクセス対象
テーブルへのアクセス権限等を、例えば後述するシステ
ムカタログで検査する。いずれの条件も満足している場
合、物理データベース１を管理する物理データベース管
理システム２７０は、受け取ったテーブルアクセス構文
に対応する処理を実行し、結果を返す。ただしいずれか
の条件を満たさなかった場合は、アクセス不可を示す情
報を返す。

【００７９】Ｓ５０８においてアクセス不可を示す情報
を受け取った場合、テーブル位置検索部７は、現在ログ
イン中の物理データベース１にアクセス対象のテーブル
が格納されていないと判断し、該物理データベース１か
らログアウトするDISCONNECT構文を作成して発行した後
（Ｓ５０９）、論理データベース制御ブロック１３に登
録された次に優先順位の高い物理データベース１の物理
データベース名称および物理データベースアカウントを
用いて（Ｓ５１０）、Ｓ５０６〜Ｓ５０８のテーブル位
置検索処理を繰り返す。なお、Ｓ５１０において、次に
優先順位の高い物理データベース１が登録されていない
場合、テーブル位置検索部７は、処理をＳ５１４に進
め、アクセスできないことをアプリケーションプログラ
ム実行手段２に通知する。

【００８０】Ｓ５０８において、ある物理データベース
１から処理結果を受け取った場合、テーブル位置検索部
７は、テーブル位置を現在ログイン中の物理データベー
ス１と決定し、論理データベースアクセス制御部１０を
介して処理結果をアプリケーションプログラム実行手段
２へ返して（Ｓ５１１）、次の構文の入力を待つ（Ｓ５
１２）。テーブル位置検索部７は、次にアプリケーショ
ンプログラム実行手段２から受け取った構文がテーブル
アクセス構文である場合、Ｓ５０７以降の処理を繰り返
す。なお、ここで別のテーブルを対象としたテーブルア
クセス構文を受け取った場合はＳ５０８において、アク
セス不可と判断されるため、テーブル位置検索部７は、
再び処理をＳ５０６に戻し、各物理データベース１にテ
ーブルの存否を問い合わせる。

【００８１】Ｓ５１２において、受け取った構文が論理
データベース４からログアウトすることを指示するDISC
ONNECT構文であった場合、テーブル位置検索部７は、現
在ログイン中の物理データベース１へDISCONNECT構文を
発行し（Ｓ５１３）、処理を終える。

【００８２】一方、Ｓ５０２においてCONNECT構文中の
データベース名が、いずれの論理データベース制御ブロ
ック１３に記憶した論理データベース名とも異なる場
合、テーブル位置検索部７は、特定の物理データベース
１に対するアクセスと判断して、DISCONNECT構文を受け
取るまで（Ｓ５１６）、全ての構文をそのまま物理デー
タベース１へ転送する（Ｓ５１５）。

【００８３】（４）処理シーケンス例 図６に、本実施例の論理データベースアクセス機能によ
り、アプリケーションプログラム実行手段２、分散デー
タベースアクセス管理部３、物理データベース１の間で
交換される情報のシーケンス例を示す。

【００８４】プライベート論理データベース制御ブロッ
ク格納領域２０２には、プライベート論理データベース
LDB_Aに関する論理データベース制御ブロック１３が保
持されている。論理データベースLDB_Aに関する論理デ
ータベース制御ブロック１３の物理データベース名格納
領域１３ｄには、物理データベースDB_aおよびDB_bの名
称が格納されている。また、該論理データベース制御ブ
ロック１３のアクセス権限格納領域１３ｂには、ＯＳユ
ーザであるuser_αに対して使用および変更許可、ＯＳ
グループであるgroup_αに対して使用許可が割り当てら
れている。さらに、該論理データベース制御ブロック１
３には、物理データベースDB_aの物理データベースアカ
ウントとしてuser_aが、物理データベースDB_bの物理デ
ータベースアカウントとしてuser_bが、それぞれ物理デ
ータベースアカウント格納領域１３ｅに登録されてい
る。なお、図１に示すように、物理データベースDB_aは
テーブルa1およびa2を備え、物理データベースDB_bはb1
およびb2を備えている。

【００８５】最初に、分散データベースアクセス管理部
３のテーブル位置検索部７は、アプリケーションプログ
ラム実行手段２から論理データベースLDB_Aに対するCON
NECT構文（CONNECT(LDB_A,user_A)）の通知を受け付け
る（Ｄ６１）。このCONNECT構文は、論理データベースL
DB_Aへの論理データベースアカウントuser_Aによるアク
セス要求を意味する。そこで、テーブル位置検索部７
は、該CONNECT構文を発行したＯＳユーザ（ユーザＩ
Ｄ：user_α、グループＩＤ：group_α）に対するアク
セス権限のチェック（Ｓ５０３）と、論理データベース
アカウントuser_Aの照合（Ｓ５０４）とを実行する。こ
れにより、ユーザuser_αの使用権限が確認されれば、
テーブル位置検索部７は、アプリケーションプログラム
実行手段２にアクセス許可を通知する（Ｓ５０５：Ｄ６
２）。アクセス許可の通知を受けたアプリケーションプ
ログラム実行手段２は、テーブルアクセス構文（図６の
例ではテーブルb1に対するSELECT構文（SELECT（b1））
を発行する（Ｄ６３）。

【００８６】SELECT構文を受け付けたテーブル位置検索
部７は、論理データベースLDB_Aに含まれる物理データ
ベース１のうち、最も優先順位の高い物理データベース
DB_aに、物理データベースアカウントuser_aを用いてロ
グインするCONNECT構文（CONNECT(DB_a,user_a)）を作
成し、物理データベースDB_aにログインする（Ｓ５０
６：Ｄ６４）。物理データベースDB_aからログイン成功
した応答（Ｄ６５）を受け取ると、テーブル位置検索部
７は、アプリケーションプログラム実行手段２から受け
取ったテーブルb1に対するSELECT構文を物理データベー
スDB_aに発行する（Ｓ５０７：Ｄ６６）。

【００８７】しかし、このSELECT構文に対し、テーブル
b1が格納されていない物理データベースDB_aは、アクセ
ス不可を示す情報（Ｄ６７）で応答する。そこで、テー
ブル位置検索部７は、物理データベースDB_aへの接続を
切るDISCONNECT構文を作成し、発行して（Ｄ６８）す
る。接続の切断（Ｄ６９）を確認すると、テーブル位置
検索部７は、次に優先順位の高い物理データベースDB_b
に物理データベースアカウントuser_bを用いてログイン
するCONNECT構文（CONNECT(DB_b,user_b)）を作成し、
物理データベースDB_bにログインする（Ｓ５０６：Ｄ７
０）。このCONNECT構文に対し、物理データベースDB_b
を管理する物理データベース管理システムからアクセス
許可(Ｄ７１）の応答が返されると、テーブル位置検索
部７は、再度SELECT構文を発行する（Ｓ５０７：Ｄ７
２）。

【００８８】このSELECT構文に応じて、物理データベー
スDB_bを管理する物理データベース管理システムは、格
納されたテーブルb1を検索し処理結果（Ｄ７３）を返
す。これを受けたテーブル位置検索部７は、この応答を
アプリケーションプログラム実行手段２に通知（Ｄ７
４）する。また、この応答により、テーブル位置検索部
７は、物理データベースDB_bをテーブルb1が格納された
物理データベース１として認識し、その後のアプリケー
ションプログラム実行手段２から受け取ったアクセス構
文（テーブルb1を対象とするUPDATE構文（UPDATE(b1)）
（Ｄ７５）や、DISCONNECT構文（Ｄ７９））は、物理デ
ータベースDB_bへ発行される（Ｄ７６、Ｄ８０）。ま
た、これに対する物理データベースDB_bを管理する物理
データベース管理システムの応答（Ｄ７７、Ｄ８１）
は、アプリケーションプログラム実行手段２に通知（Ｄ
７８、Ｄ８２）される。

【００８９】Ｃ．本実施例１の効果 （１）論理データベースの実現 以上に説明したように、本実施例１の分散データベース
管理システム（分散データベースアクセス管理部３）に
よれば、ひとつ以上の物理データベース１をまとめて、
ひとつの仮想上のデータベースである論理データベース
４として扱うことができる。

【００９０】本実施例１のテーブル位置検索部７は、論
理データベース４へのアクセスの指示を受け付けると、
論理データベース４を構成するとして定義された１つ以
上の物理データベース１に自動的にログインし、テーブ
ルアクセス構文の転送によりアクセス対象のテーブルの
存否を問い合わせることで、テーブル位置を決定する。
このため、テーブルの生成や削除等、物理データベース
１上のテーブル構成に変動が生じた場合にも、本実施例
１の分散データベース管理システムのユーザは、論理デ
ータベースディクショナリ８が記憶する論理データベー
ス４に関する情報の変更を必要とせずに、物理データベ
ース１上のテーブル構成にかかわりなく、任意のテーブ
ル１００へ透過的にアクセスできる。さらに、本実施例
１の分散データベース管理システムのユーザは、各物理
データベース１のアカウントの違いを意識せずに、単一
の論理データベースアカウントを知るだけで、分散デー
タベース環境における所望のテーブル１００をアクセス
できる。

【００９１】（２）使用資格の二重チェック 本実施例１(および後述する各実施例)によれば、論理デ
ータベースアカウントおよびＯＳユーザレベルでのアク
セス権限により、論理データベース４をアクセスするユ
ーザの使用許可が二重にチェックされる。そこで、例え
ば他者に論理データベースアカウントが知られても、Ｏ
ＳへログインするためのユーザＩＤおよびパスワードが
漏れなければ、論理データベース４の不正使用を未然に
防ぐことができる。

【００９２】しかし、何れかのチェック機能を省略する
ことも可能である。例えば、アプリケーションプログラ
ム実行手段２の動作環境としてシングルユーザ用のＯＳ
を使用する場合、ＯＳへのログインは不要である。この
ように、ＯＳユーザとしての資格チェックが不要な場
合、本実施例１では、使用する論理データベースをパブ
リック論理データベースとして登録すれば、ステップＳ
５０３におけるアクセス権限のチェックを省略すること
ができる。また、ＯＳへのログインによりユーザの正当
性は確認済みであるため、データベースログインする時
のアカウント入力は簡略化したいというユーザのニーズ
もある。このように、ＯＳユーザとしての資格チェック
あるいは論理データベースアカウントのチェックが不要
な場合は、テーブル位置検索部７の処理の流れを修正し
て、ステップＳ５０３および／またはＳ５０４を削除す
れば、二重チェックのうちの一方、あるいは両方を省略
することができる。例えば、ステップＳ５０４を削除す
れば、ユーザは、ＯＳへログインした後、論理データベ
ースアカウントを入力することなく、論理データベース
４をアクセスできる。

【００９３】（３）障害対策機能 本実施例１の論理データベースアクセス機能によると、
ある物理データベース１に格納されたテーブルの複製
を、同一論理データベース４内の優先順位が低い別な物
理データベース１に予め同一名称で格納しておくこと
で、物理データベース１の障害に備えることもできる。

【００９４】図１２を用いて、実施例１の論理データベ
ースアクセス機能を応用したデータベース障害対策機能
を説明する。図１２に示す例では、障害に備え、物理デ
ータベースDB_aに格納されたテーブルa1の複製が、同じ
論理データベースLDB_Aに含まれる物理データベースDB_
bに同一名称で格納されている。今、物理データベースD
B_aは、障害の発生により稼働を停止しているものとす
る。

【００９５】テーブル位置検索部７は、アプリケーショ
ンプログラム実行手段２からの論理データベースLDB_A
に対するアクセス要求を受けて、まず優先順位の高い物
理データベースDB_aへのログインを試みる（Ｓ５０６：
Ｄ１２１）。複写元のテーブルa1が格納された物理デー
タベースDB_aは、障害の発生によりログインに対する応
答を返すことができない。従ってテーブル位置検索部７
は、次に優先順位の高い物理データベースDB_bへログイ
ンし、該物理データベースDB_b内のテーブルa1に対し
て、アプリケーションプログラム実行手段２から受け取
ったテーブルアクセス構文を発行する（Ｄ１２２）。

【００９６】このように本実施例１（および後述する各
実施例）のテーブル位置検索部７は、アクセス対象のテ
ーブルが格納された物理データベース１に障害が発生し
た場合、自動的に論理データベース４を構成する他の物
理データベース１で該テーブルを検索する。これによ
り、該テーブルを保持する優先順位の高い物理データベ
ース１へのアクセスができない場合は、より優先順位の
低い物理データベース１に格納された複製テーブルをア
クセスすることになる。このためユーザは、分散データ
ベース環境内のある物理データベース１の障害を意識す
ることなく、所望のテーブルデータをアクセスすること
ができる。

【００９７】（実施例２）上述した実施例１の論理デー
タベースアクセス機能では、論理データベースアカウン
トは、各々の論理データベース制御ブロック１３内に格
納される。つまり論理データベースユーザは、各論理デ
ータベース４毎に管理される。このため異なる論理デー
タベース４を同一の論理データベースアカウントでアク
セスする場合は、各論理データベース制御ブロック１３
の論理データベースアカウント１３ｃに同一のアカウン
トを登録しなければならない。そこで、本発明の分散デ
ータベース管理システムには、実施例１で用いられたア
カウント管理方法とは異なる第２のアカウント管理方法
を採ることもできる。本実施例のアカウント管理方法で
は、分散データベース管理システム全体で論理データベ
ースユーザを管理し、各論理データベース４の使用許可
を該ユーザに割り当てる。

【００９８】Ａ．論理データベースディクショナリの構
成 第２のアカウント管理方法では、図７（ｂ）に示すよう
に、論理データベースディクショナリ８に論理アカウン
ト制御ブロック格納領域２０３を設ける。実施例１で
は、論理データベース制御ブロック１３の論理データベ
ースアカウント格納領域１３ｃにアカウント全体、すな
わち、ユーザＩＤとパスワードが保持される。しかし、
本実施例２では、図７（ａ）に示すように、論理データ
ベース制御ブロック１７の論理データベースアカウント
格納領域１７ｃには、ユーザＩＤのみが保持される。本
実施例では、アカウント全体は、論理データベースアカ
ウント格納領域１７ｃではなく、上述の論理アカウント
制御ブロック格納領域２０３に保持される論理アカウン
ト制御ブロック１８に記憶される。

【００９９】第２のアカウント管理方法では、論理デー
タベースディクショナリ８の論理アカウント制御ブロッ
ク格納領域２０３に保持される論理アカウント制御ブロ
ック１８は、分散データベース管理システムを利用する
全論理データベースユーザのアカウント情報（ユーザＩ
Ｄおよびパスワード）を記憶する領域である。また第２
のアカウント管理方法における論理データベース制御ブ
ロック１７の論理データベースアカウント格納領域１７
ｃは、該論理データベース制御ブロック１７の示す論理
データベース４を使用可能な論理データベースユーザの
ユーザＩＤが保持される領域である。なお、論理データ
ベースアカウント格納領域１７ｃには、複数のユーザＩ
Ｄを登録することができる。領域１７ｃに格納されるユ
ーザＩＤは、論理アカウント制御ブロック１８が記憶す
るユーザＩＤの集合の一部である。なお、すべてのユー
ザに使用が許可されているパブリック論理データベース
の場合は、領域１７ｃには「NULL」（「空値」を意味す
る符号）が登録される。

【０１００】Ｂ．論理データベース定義部の処理 本実施例２の論理データベース定義部９の論理データベ
ース削除処理、論理データベースアクセス権限委譲処
理、およびステップＳ３１５を除く論理データベース登
録処理は、実施例１の場合と同様である。本実施例２に
おける、ステップＳ３１５の処理は、つぎの通りであ
る。まず、論理データベース定義部９は、論理データベ
ースアカウント格納領域１７ｃに、指定された論理デー
タベースユーザＩＤを格納する。なお、「PUBLIC」の指
定があれば、論理データベース定義部９は、論理データ
ベースアカウント格納領域１７ｃに、「NULL」を格納す
る。つぎに、論理データベース定義部９は、論理アカウ
ント制御ブロック格納領域２０３に、指定された論理デ
ータベースアカウントを保持する論理アカウント制御ブ
ロック１８がなければ、論理アカウント制御ブロック１
８の領域を新たに確保し、該領域に指定された論理デー
タベースユーザＩＤおよび論理データベースパスワード
を格納する。

【０１０１】なお、例えば図１８（ｇ）に示すような論
理アカウント削除構文の入力を受け付けると、論理デー
タベース定義部９が、すでに存在している論理アカウン
ト制御ブロック１８を削除するようにしてもよい。

【０１０２】Ｃ．テーブル位置検索部の処理 論理データベースアカウントの確認処理（ステップＳ５
０４）において、本実施例２のテーブル位置検索部７
は、CONNECT構文から論理データベースアカウントを抽
出し、抽出したアカウントのうちのユーザＩＤが、論理
データベース制御ブロック１７に保持されたユーザＩＤ
のいずれかと一致することを確認する。ただしこの処理
は、論理データベース制御ブロック１７の論理データベ
ースアカウント１７ｃに「NULL」が登録されている場
合、つまりパブリック論理データベースの場合は実行さ
れない。つぎに、テーブル位置検索部７は、論理アカウ
ント制御ブロック１８格納領域２０３内で、CONNECT構
文から抽出された論理データベースアカウントを保持す
る論理アカウント制御ブロック１８を検索する。求める
論理アカウント制御ブロック１８が検出されれば、テー
ブル位置検索部７はＳ５０５以降の処理に移る。上記条
件のいずれかを満たさない場合、テーブル位置検索部７
は、論理データベース４へのアクセスを拒否する（Ｓ５
１４）。その他のテーブル位置検索部７の処理は実施例
１と同様である。

【０１０３】Ｄ．本実施例２の効果 第２のアカウント管理方法を用いる本実施例によれば、
論理アカウント制御ブロック１８に論理データベースア
カウントを一度登録するだけで、個々の論理データベー
ス制御ブロックの論理データベースアカウント格納領域
１７ｃにそれぞれパスワードを登録する必要がなく、複
数の論理データベース４に対して単一の論理データベー
スアカウントを用いてアクセスすることができる。

【０１０４】（実施例３）市販の物理データベース管理
システムには、各ユーザ毎の物理データベースアクセス
に関する記録を収集する監査機能を備えた製品もある。
実施例１および２において、各ユーザ毎に独自の論理デ
ータベース４を利用すれば問題は無いが、複数のユーザ
が１つの論理データベース４を共用すると、すべてのユ
ーザが、一の論理データベース４に属する複数の物理デ
ータベース１に対して、同一のアカウントを用いてログ
インすることになる。これは、物理データベース１への
ログイン時に用いられるアカウントが、論理データベー
ス制御ブロック１３または１７の物理データベースアカ
ウント１３ｅまたは１７ｅに限られるからである。この
ため、物理データベースユーザ毎の詳細なアクセス記録
を物理データベース１の監査機能から得ることができな
い。物理データベース１の監査機能に対応するには、自
動ログイン時のアカウントをユーザに応じて変更させる
必要がある。そこで、本実施例３では、実施例１または
２で用いられたアカウント管理方法とは異なる第３のア
カウント管理方法を採る。

【０１０５】Ａ．テーブル位置検索部の処理 本実施例３では、物理データベース１への自動ログイン
に用いられるアカウントをユーザに応じて変更するた
め、テーブル位置検索部７に、各ユーザ毎に異なるアカ
ウントで物理データベース１へ自動ログインする機能を
備える。本実施例３では、論理データベース制御ブロッ
ク１３または１７の物理データベースアカウント１３ｅ
または１７ｅに「NULL」が登録されている場合、第３の
アカウント管理方法を用いるものと判断する。その他の
テーブル位置検索部７の処理は、実施例１と同様であ
る。

【０１０６】Ｂ．動作例 第３のアカウント管理方法を実現するための、テーブル
位置検索部７の動作を図８を用いて説明する。

【０１０７】図３（ａ）に示した論理データベース生成
構文１４の物理データベースユーザＩＤおよびパスワー
ドを記述する位置に空値を示す「NULL」が記述されてい
る論理データベース生成構文１４（図３（ａ）に図示）
を受け付けると、論理データベース定義部９は、論理デ
ータベース制御ブロック１３または１７の物理データベ
ースアカウント１３ｅまたは１７ｅに「NULL」を登録す
る。

【０１０８】テーブル位置検索部７は、論理データベー
ス制御ブロック１３または１７の物理データベースアカ
ウント１３ｅまたは１７ｅに「NULL」が登録されている
場合、Ｓ５０６においてCONNECT構文中の論理データベ
ースアカウントを置き換えずにそのまま各物理データベ
ース１へログインする。つまり論理データベースLDB_A
を構成する物理データベースDB_aまたはDB_bへログイン
するアカウントとして、論理データベースLDB_Aへのロ
グイン時にユーザが入力した論理データベースアカウン
トuser_Aまたはuser_Bをそのまま使用する。

【０１０９】Ｃ．本実施例３の効果 本実施例３により、複数のユーザ間で論理データベース
４を共有する環境においても、物理データベース１への
ログイン時に使用するアカウントをユーザに応じて変え
ることが可能となる。さらに実施例１および２では、論
理データベースディクショナリ８に記憶した各物理デー
タベースアカウントが不正に参照されないよう、これら
のデータを暗号化により保護することが望ましいが、本
実施例３によると、論理データベースディクショナリ８
へのアカウント格納は不要となり、従って暗号化等の手
段も必要ない。

【０１１０】また本実施例３は、１つの論理データベー
ス４で、実施例１および２に示した登録アカウントによ
る自動ログイン機能と混在させることも可能である。こ
の場合、ユーザに応じてアカウントを変える必要がある
物理データベース１の物理データベースアカウント１３
ｅまたは１７ｅに「NULL」を登録し、変える必要がない
物理データベース１の物理データベースアカウント１３
ｅまたは１７ｅに所望のアカウントを登録すればよい。

【０１１１】（実施例４）実施例３によると、論理デー
タベース４を構成するデータベース１の内、アカウント
として「NULL」が登録されたいくつかのデータベース１
に対し、論理データベース４へのログイン時にユーザが
入力した論理データベースアカウントでログインするこ
とになる。このため、これらのデータベース１には論理
データベースアカウントと同一のアカウントが登録され
ている必要がある。しかし、各々のデータベース１が企
業内の各部署で独自に運用されているような分散データ
ベース環境では、全てのデータベースアカウントが統一
されているとは限らない。

【０１１２】そこで、本実施例４では、実施例１〜３で
用いられたアカウント管理方法とは異なる第４のアカウ
ント管理方法により、異なるアカウントが登録された複
数の物理データベース１に対しても、ユーザに応じてロ
グイン時のアカウントを変更することができるようにす
る。

【０１１３】Ａ．論理データベースディクショナリの構
成 第４のアカウント管理方法では、図９（ｂ）に示すよう
に、論理データベースディクショナリ８に論理アカウン
ト制御ブロック格納領域２０４を設ける。本実施例４の
論理データベース制御ブロック１９は、複数のユーザが
共有可能な論理データベース構成情報を記憶する領域で
あり、本実施例４の論理アカウント制御ブロック２０は
各ユーザ毎のアカウント情報を格納する領域である。

【０１１４】なお、実施例１〜３では、プライベート論
理データベース制御ブロック格納領域２０２の論理デー
タベース制御ブロック１３または１７は、ＯＳユーザの
名称に対応付けられて保持される。しかし、本実施例４
においては、論理データベースユーザの名称に対応付け
られて保持される。実施例１〜３で、論理データベース
ユーザの名称に対応付けたり、また、本実施例４におい
て、ＯＳユーザの名称に対応付けて保持してもよい。

【０１１５】本実施例４では、図９（ａ）に示すよう
に、論理データベース制御ブロック１９は、論理データ
ベース名格納領域１９ａと、論理データベースアカウン
ト格納領域１９ｂと、物理データベース名格納領域１９
ｃとからなり、実施例１の論理データベース制御ブロッ
ク１３に備えられていたアクセス権限格納領域１３ｂお
よび物理データベースアカウント格納領域１３ｅは備え
られていない。領域１９ａは論理データベース４の名称
を記憶する領域であり、領域１９ｂはその論理データベ
ース４の使用を認める論理データベースユーザのＩＤを
記憶する領域であり、領域１９ｃは論理データベース４
を構成する複数の物理データベース１の名称を記憶する
領域である。

【０１１６】実施例１の論理データベースアカウント格
納領域１３ｃにはユーザＩＤとパスワードとが格納され
るが、本実施例４の論理データベースアカウント格納領
域１９ｂにはユーザＩＤのみが格納され、パスワードは
格納されない。なお、論理データベースアカウント１９
ｂには複数のユーザＩＤを格納できる。ただし、パブリ
ックとして定義された論理データベース４に関する論理
データベース制御ブロック１９の該領域には「NULL」が
登録される。また、物理データベース名格納領域１９ｃ
は、該論理データベース制御ブロック１９の割り当てら
れた論理データベース４に属する物理データベース１の
数だけ備えられる。

【０１１７】上記の論理アカウント制御ブロック格納領
域２０４には、論理データベースの論理データベースア
カウントごとに論理データベース定義部９が作成する論
理データベースアカウント制御ブロック２０が保持され
る。本実施例４の論理データベースアカウント制御ブロ
ック２０は、論理データベースアカウント格納領域２０
ａと、アクセス権限格納領域２０ｂと、物理データベー
ス名格納領域２０ｃと、物理データベースアカウント格
納領域２０ｄとからなる。本実施例では、物理データベ
ースアカウント全体は、物理データベースアカウント格
納領域２０ｄに保持され、論理データベース制御ブロッ
ク１９には保持されない。

【０１１８】論理アカウント制御ブロック２０の領域２
０ａはユーザＩＤおよびパスワードからなる論理データ
ベースアカウントを記憶する領域であり、領域２０ｂは
論理データベースアカウントに関するアクセス権限を記
憶する領域であり、領域２０ｃは物理データベース１の
名称を記憶する領域であり、領域２０ｄは物理データベ
ース１のアカウントを記憶する領域である。なお、本実
施例４では、一つの論理データベースアカウントについ
て複数の物理データベースアカウントが付与されること
が考えられる。そこで、物理データベース名格納領域２
０ｃおよび物理データベースアカウント格納領域２０ｄ
は、複数の物理データベース１について、その物理デー
タベース名と物理データベースアカウントを対応付けて
保持できるように、複数組備えられている。例えば、１
つの論理アカウント制御ブロック２０には、あるユーザ
をユニークに識別するための論理データベースアカウン
トと、該ユーザがアクセス可能な全ての物理データベー
ス１の名称およびそのユーザがログイン時に用いるアカ
ウントが前もって登録される。なお、本実施例４では、
この組み合わせの格納順序が、テーブル位置検索時の優
先順位として用いられる。

【０１１９】Ｂ．テーブル位置検索部７の処理 つぎに、本実施例４のテーブル位置検索部７の処理を説
明する。つぎに記述したものの他の処理は、実施例２の
場合と同様である。

【０１２０】（１）論理データベースアカウントの確認
（ステップＳ５０４） 実施例２のテーブル位置検索部７は、ステップＳ５０４
におけるアカウントの確認を、CONNECT構文により指定
された論理データベースアカウントと一致するアカウン
トを保持する論理アカウント制御ブロック１８を論理ア
カウント制御ブロック格納領域２０３内で検索すること
により行なう。一方、本実施例４のテーブル位置検索部
７は、論理アカウント制御ブロック格納領域２０４の論
理アカウント制御ブロック２０の論理データベースアカ
ウント格納領域２０ａに保持されたアカウントが、CONN
ECT構文により指定された論理データベースアカウント
と一致することにより、ステップＳ５０４におけるアカ
ウントの確認を行なう。

【０１２１】（２）アクセス権限の確認（ステップＳ５
０３） 実施例２のテーブル位置検索部７は、ステップＳ５０３
におけるアクセス権限の確認を、論理データベース制御
ブロック１３のアクセス権限格納領域１３ｂの内容を用
いて行なう。一方、本実施例４のテーブル位置検索部７
は、ステップＳ５０３におけるアクセス権限の確認を、
論理アカウント制御ブロック２０（CONNECT構文により
指定された論理データベースユーザＩＤと一致するユー
ザＩＤが論理データベースアカウント格納領域２０ａに
保持されているもの）のアクセス権限格納領域２０ｂの
内容を用いて行なう。

【０１２２】また、実施例２においては、パブリック論
理データベースに関しては、ＯＳユーザとしてのアクセ
ス権限を確認しないが、実施例４では、アクセス権限は
論理アカウント制御ブロック２０をアクセスするための
権限であり、パブリックおよびプライベート論理データ
ベースに関係なく、ＯＳユーザとしてのアクセス権限が
チェックされる。実施例１と同様に、ＯＳユーザとして
のアクセス権限が不要であれば、ステップＳ５０３の処
理を削除しても構わない。

【０１２３】なお、本実施例４では、ステップＳ５０４
はステップＳ５０３に先行して実行される。これは、本
実施例４では、ステップＳ５０３において参照されるア
クセス権限格納領域２０ｂが、ステップＳ５０４におい
て検出される論理アカウント制御ブロック２０に存在す
るからである。

【０１２４】（３）ログイン対象の決定（ステップＳ５
０６） また、本実施例４のテーブル位置検索部７は、その処理
のステップＳ５０６において、ログインする物理データ
ベース１を決定する際、論理データベース制御ブロック
１９と論理アカウント制御ブロック２０との両方を参照
する。すなわち、テーブル位置検索部７は、該論理デー
タベース制御ブロック１９の物理データベース名１９ｃ
に登録され、かつ、論理アカウント制御ブロック２０
（CONNECT構文に記述された論理データベースユーザＩ
Ｄと一致するユーザＩＤが論理データベースアカウント
格納領域２０ａに保持されているもの）の物理データベ
ース名格納領域２０ｃに登録されている物理データベー
ス１を対象として、領域２０ｄに登録された物理データ
ベースアカウントを用いてログインし、テーブル位置を
順次検索する。つまり、本実施例４では、実際にログイ
ンされる物理データベース１は、CONNECT構文に記述さ
れた論理データベース名に対応する論理データベース制
御ブロック１９と、CONNECT構文に記述された論理デー
タベースユーザＩＤに対応する論理アカウント制御ブロ
ック２０との、両方に登録された物理データベース１に
限られることになる。

【０１２５】（４）物理データベースを直接指定された
CONNECT構文の処理（ステップＳ５１５） さらに、本実施例４では、CONNECT構文に論理データベ
ース名ではなく、直接物理データベース１の名称を指定
された場合も、アカウントを論理アカウント制御ブロッ
ク２０に登録された物理データベースアカウントに変更
する。すなわち、本実施例４のテーブル位置検索部７
は、ステップＳ５１５の構文転送に際して、CONNECT構
文を転送する場合には、構文バッファ６に保持されたCO
NNECT構文に記述されたアカウントと一致するアカウン
トを論理データベースアカウント格納領域２０ａに保持
する論理アカウント制御ブロック２０を検出し、該論理
アカウント制御ブロック２０の、CONNECT構文に記述さ
れた物理データベース名に対応して記録されている物理
データベースアカウントを検出し、構文バッファ６内の
CONNECT構文中のアカウントの記述を該アカウントに書
き換えて、構文転送する。これにより、論理データベー
ス４ではなく、直接物理データベース１をアクセスする
ユーザについても、異なるアカウントの複数の物理デー
タベースに対して、同一の論理データベースアカウント
を用いてアクセスすることができるようになる。

【０１２６】Ｃ．動作例 上記第４のアカウント管理方法を用いた場合の、分散デ
ータベースアクセス管理部３の動作を、図１０を用いて
説明する。

【０１２７】アプリケーションプログラム実行手段２か
ら論理データベースアカウントuser_Aを用いたパブリッ
ク論理データベースLDB_Aに対するアクセス要求１０１
を受けたテーブル位置検索部７は、論理データベース制
御ブロック１９と論理アカウント制御ブロック２０ｅを
参照し、共通の物理データベースDB_aおよびDB_bに各々
物理データベースアカウントuser_aおよびuser_bを用い
てログイン１０２，１０３し（Ｓ５０６）、テーブル位
置を順次検索する（Ｓ５０７）。論理アカウント制御ブ
ロック２０ｅに登録された物理データベースDB_cは、論
理データベースLDB_Aの論理データベース制御ブロック
１９に含まれていないため、検索の対象としない。

【０１２８】またアプリケーションプログラム実行手段
２から論理データベースアカウントuser_Bを用いた論理
データベースLDB_Aに対するアクセス要求１０４を受け
たテーブル位置検索部７は、論理データベース制御ブロ
ック１９と論理アカウント制御ブロック２０ｆに共通し
て登録されている物理データベースDB_aに、物理データ
ベースアカウントuser_dを用いてログイン１０５し（Ｓ
５０６）、テーブルの存否を問い合わせる（Ｓ５０
７）。論理データベースLDB_Aの論理データベース制御
ブロック１９に登録された物理データベースDB_bは、論
理データベースアカウントuser_Bの論理アカウント制御
ブロック２０ｆに含まれていないため、検索の対象とし
ない。

【０１２９】アプリケーションプログラム実行手段２か
らアカウントuser_Aを用いた物理データベースDB_cに対
するアクセス要求１０６を受けたテーブル位置検索部７
は、論理データベース名格納領域１９ａにDB_cが格納さ
れた論理データベース制御ブロック１９が、論理データ
ベースディクショナリ８内に存在しないために、直接物
理データベースDB_cにログイン１０７し（Ｓ５１５）、
テーブルの存否を問い合わせる（Ｓ５１５）。この際用
いられる物理データベースアカウントは、CONNECT構文
中に記述されていたuser_Aではなく、論理データベース
アカウント格納領域２０ａにuser_Aを保持する論理アカ
ウント制御ブロック２０ｅの、DB_cを保持する物理デー
タベース名格納領域２０ｃに対応する物理データベース
アカウント格納領域２０ｄに保持されている、user_cで
ある。

【０１３０】Ｄ．論理データベースの定義 つぎに、本実施例４における論理データベース定義につ
いて説明する。論理データベースおよび論理アカウント
に関する情報の登録、変更、削除に使用されるデータベ
ースアクセス構文の一例を図１８（ａ）〜（ｇ）に示
す。本実施例４の分散データベースアクセス管理部３
は、論理データベース４の定義に先立ち、論理データベ
ースユーザとしてのアカウントを用いて分散データベー
スアクセス管理部３にログインしたユーザによる論理デ
ータベースの定義指示を受け付け、該指示に応じた論理
データベースの定義情報（論理データベース制御ブロッ
ク１９および論理アカウント制御ブロック２０）を論理
データベースディクショナリ８内に作成する。

【０１３１】（１）論理データベースの登録 図１８（ａ）の構文例２６に示すように、論理データベ
ース４の生成に用いる構文には、実施例１の論理データ
ベース生成構文とは異なり、記述子「PRIVATE」と「CON
NECT TO」がある。他の記述子の意味は実施例１の場合
と同様である。記述子「PRIVATE」は、定義される論理
データベースがプライベート論理データベースであるこ
とを意味する。記述子「CONNECT TO」は、続いて記述さ
れるデータベース名が、論理データベース４を構成する
物理データベース１の名称であることを意味する。な
お、物理データベース１の名称は、継続記号「，」を介
して、複数連続して記述することができる。また、物理
データベース名の直後に優先順位を記述することもでき
る。なお、優先順位の指定は省略可能であり、この場
合、本実施例４では記述順序が優先順位を表す（すなわ
ち、先頭に記述された物理データベース１が最高の優先
順位を持つとする）。

【０１３２】本実施例４の論理データベース定義部９の
論理データベース登録処理の流れを図３０に示す。本実
施例４の論理データベース定義部９は、論理データベー
スアクセス制御部１０を介して、アプリケーションプロ
グラム実行手段２の発行した論理データベース生成構文
２６を受け付けると、まず、「PUBLIC」指定の有無を検
査する（Ｓ３０１）。論理データベース定義部９は、記
述子「CREATE」の直後に「PUBLIC」の指定があれば、パ
ブリック論理データベース制御ブロック格納領域２０１
に（Ｓ３０２）、「PUBLIC」の指定がなければ、プライ
ベート論理データベース制御ブロック格納領域２０２に
（Ｓ３０３）、論理データベース制御ブロック１９を新
たに生成した後、論理データベースアカウント格納領域
１９ｂに、「PUBLIC」の指定がある場合は「NULL」を格
納し（Ｓ３０４）、「PUBLIC」の指定がない場合は構文
２６を発行した論理データベースユーザのユーザＩＤを
格納する（Ｓ３０５）。つぎに、論理データベース定義
部９は、構文中の「LOGICAL DATABASE」に続く論理デー
タベース名を、論理データベース制御ブロック１９の論
理データベース名格納領域１９ａへ格納し（Ｓ３０
６）、記述子「CONNECTTO」以下に記述されている物理
データベース名を、物理データベース名格納領域１９ｃ
を順次確保し、格納する（Ｓ３０７，Ｓ３０８）。な
お、論理データベース定義部９は、各物理データベース
名格納領域１９ｃをリンクにより接続させるが、優先順
位が指定されていれば、リンク上の格納位置が優先順位
に従うように格納し、優先順位が指定されていなけれ
ば、リンク上の格納位置が記述された順になるように格
納する。

【０１３３】（２）論理データベースの変更 論理データベース４の登録情報を変更する際に用いられ
る構文の一例を図１８（ｂ）の構文２７に示す。本実施
例４では、論理データベースの登録情報のうち、その論
理データベース４を構成する物理データベース１の追
加、削除、および優先順位の変更を行なうことができ
る。論理データベース変更構文２７は、記述子「ALTE
R」を備え、構文中に記述子「ADD」がある場合は、その
直後に記述された１以上の物理データベース１の追加の
指示であることを意味し、構文中に記述子「DROP」があ
る場合は、その直後に記述された１以上の物理データベ
ース１の削除の指示であることを意味し、構文中に記述
子「MODIFY」がある場合は、その直後に記述された１以
上の物理データベース１の優先順位の変更の指示である
ことを意味する。ADD句における優先順位の指定は省略
可能であり、この場合論理データベース定義部９は、論
理データベース４を構成する物理データベース１の中で
最も低い優先順位を持つ物理データベース１として論理
データベース制御ブロック１９に登録する。またDROP句
で「ALL」が指定されると、論理データベース４を構成
する全ての物理データベース１に関する物理データベー
ス名を論理データベース制御ブロック１９から削除す
る。また、「NAME」がある場合は、処理対象の論理デー
タベース制御ブロックの名称を、「NAME」の直後に記述
された名称に変更する指示であることを意味する。

【０１３４】本実施例４の論理データベース定義部９の
論理データベース変更処理の流れを図３２に示す。本実
施例４の論理データベース定義部９は、論理データベー
スアクセス制御部１０を介して、アプリケーションプロ
グラム実行手段２の発行した論理データベース変更構文
２７を受け付けると、まず、「PUBLIC」指定の有無を検
査し、構文中の「LOGICAL DATABASE」に続く論理データ
ベース名を論理データベース名格納領域１９ａに保持す
る論理データベース制御ブロック１９を、指定があれば
パブリック論理データベース制御ブロック格納領域２０
１内で、指定がなければ、プライベート論理データベー
ス制御ブロック格納領域２０２内で検索する（Ｓ３２
０）。

【０１３５】指定された論理データベース制御ブロック
１９が検出されると、論理データベース定義部９は、構
文２７中に記述子「NAME」があるかどうか検査し、あれ
ば、「NAME」の直後に記述された名称を、Ｓ３２０で検
出された論理データベース制御ブロック１９の論理デー
タベース名格納領域１９ａに格納する（Ｓ３２１）。

【０１３６】さらに、論理データベース定義部９は、構
文２７中に記述子「ADD」があるかどうか検査し、あれ
ば、領域を確保しながら、「ADD」の直後に記述された
名称を、順次、Ｓ３２０で検出された論理データベース
制御ブロック１９の物理データベース名格納領域１９ｃ
に格納する（Ｓ３２２）。なお、論理データベース定義
部９は、新たに確保した物理データベース名格納領域１
９ｃと、すでにある物理データベース名格納領域１９ｃ
とをリンクにより接続するが、優先順位が指定されてい
れば、リンク上の格納位置が優先順位に従うようにリン
ク付けし、優先順位が指定されていなければ、リンクの
最後になるようにリンク付けする。

【０１３７】つぎに、論理データベース定義部９は、構
文２７中に記述子「MODIFY」があるかどうか検査し、あ
れば、Ｓ３２０で検出された論理データベース制御ブロ
ック１９の物理データベース名格納領域１９ｃのリンク
を更新して、「MODIFY」の直後に記述された名称の保持
されている物理データベース名格納領域１９ｃのリンク
上の位置が、該名称の直後に記述された優先順位に応じ
た位置になるようにする（Ｓ３２３）。

【０１３８】最後に、論理データベース定義部９は、構
文２７中に記述子「DROP」があるかどうか検査し（Ｓ３
２４）、あれば、「DROP」の直後が「ALL」であるかど
うか検査する（Ｓ３２５）。「ALL」であれば、論理デ
ータベース定義部９は、Ｓ３２０で検出された論理デー
タベース制御ブロック１９の全ての物理データベース名
格納領域１９ｃをリンクから除き、削除する（Ｓ３２
６）。「ALL」でなければ、論理データベース定義部９
は、Ｓ３２０で検出された論理データベース制御ブロッ
ク１９の、「DROP」の直後に記述された名称を保持する
物理データベース名格納領域１９ｃを、リンクから除
き、削除する（Ｓ３２７）。

【０１３９】（３）論理データベースの削除 論理データベース４の削除に用いる構文の一例を図１８
（ｃ）の構文２８に示す。構文２８を受けた論理データ
ベース定義部９は、実施例１の場合と同様に、「DROP L
OGICAL DATABASE」の直後に記述された名称を、論理デ
ータベース名格納領域１９ａに保持する論理データベー
ス制御ブロック１９を検出し、削除する。

【０１４０】（４）論理データベースのアクセス権限委
譲 生成されたプライベート論理データベースの使用許可を
他の論理データベースユーザに与えるための構文の一例
を、図１８（ｄ）の構文２９に示す。構文２９は、記述
子「GRANT LOGICAL DATABASE」および「TO」を備える。
記述子「GRANTLOGICAL DATABASE」は、その直後に記述
された名称が、委譲されるアクセス権限の対象の論理デ
ータベース名であることを意味し、記述子「TO」は、そ
の直後に記述されたものが委譲の対象であることを示
す。なお、記述子「TO」の直後が「PUBLIC」であれば、
アクセス権限がすべてのユーザに与えられることを意味
する。

【０１４１】本実施例４の論理データベース定義部９
は、論理データベースアクセス制御部１０を介して、ア
プリケーションプログラム実行手段２の発行した論理デ
ータベースアクセス権限委譲構文２９を受け付けると、
まず、「GRANT LOGICAL DATABASE」の直後に記述された
名称を論理データベース名格納領域１９ａに保持する論
理データベース制御ブロック１９を検出する。つぎに、
論理データベース定義部９は、「TO」の直後が「PUBLI
C」かどうか検査する。「TO」の直後が「PUBLIC」であ
れば、論理データベース定義部９は、検出した論理デー
タベース制御ブロック１９の格納領域を、パブリック論
理データベース制御ブロック格納領域２０１に変更し、
論理データベースアカウント格納領域１９ｂに「NULL」
を登録する。「TO」の直後が「PUBLIC」でなければ、論
理データベース定義部９は、「TO」の直後に記述されて
いる名称を、検出した論理データベース制御ブロック１
９の論理データベースアカウント格納領域１９ｂに格納
する。

【０１４２】（５）論理アカウントの登録 論理アカウントの登録に用いる構文の一例を図１８
（ｅ）の構文３０に示す。論理アカウント登録構文３０
は、記述子「GRANT USER」および「USING」を備える。
なお、記述子「USING」は省略されることがある。

【０１４３】構文３０を受けた論理データベース定義部
９は、論理アカウント制御ブロック２０を新たに論理ア
カウント制御ブロック格納領域２０４内に生成し、構文
中の「GRANT USER」の直後に記述されたユーザＩＤと、
「USING」の直後に記述されたパスワードを、生成した
論理アカウント制御ブロック２０の論理データベースア
カウント格納領域２０ａに格納する。なお、「USING」
が記述されていない場合、論理データベース定義部９
は、パスワードの格納を行なわない。この場合、テーブ
ル位置検索部７は、ステップＳ５０４においてCONNECT
構文中のパスワードを照合しない。

【０１４４】（６）論理アカウントの変更 論理アカウントの登録情報を変更する際に用いる構文の
一例を図１８（ｆ）の構文３１に示す。本実施例４で
は、論理アカウント制御ブロックに登録される物理デー
タベース名および物理データベースアカウントの追加、
変更、および削除を行なうことができ、さらに、論理ア
カウント制御ブロックに登録される論理データベースア
カウントに含まれるパスワードを変更することができ
る。

【０１４５】論理データベース変更構文３１は、記述子
「ALTER USER」を備え、構文中に記述子「ADD」がある
場合は、その直後に記述された物理データベース名を有
する物理データベースのアカウントとして、該物理デー
タベース名の直後に記述された物理データベースユーザ
ＩＤおよびパスワードを追加する指示であることを意味
し、構文中に記述子「MODIFY」がある場合は、その直後
に記述された物理データベース名を有する物理データベ
ースのアカウントを、該物理データベース名の直後に記
述された物理データベースユーザＩＤおよびパスワード
に変更する指示であることを意味し、構文中に記述子
「DROP」がある場合は、その直後に記述された物理デー
タベース名を有する物理データベースの情報を削除する
指示であることを意味する。また、構文中に記述子「US
ING」がある場合は、処理対象として指定された論理ア
カウント制御ブロック２０の論理データベースアカウン
トに含まれるパスワードを、「USING」の直後に記述さ
れたものに変更する指示であることを意味する。

【０１４６】なお、追加、変更、削除とも、複数の物理
データベースを指定できる。また、「ADD」句または「M
ODIFY」句における物理データベースパスワードの指定
は省略できる。「DROP」句には、物理データベース名の
代わりに、「ALL」を指定することもできる。「ALL」の
指定は、すべての物理データベースの情報を指定された
論理アカウント制御ブロック２０から削除する指示であ
ることを意味する。

【０１４７】本実施例４の論理データベース定義部９の
論理アカウント変更処理の流れを図３３に示す。本実施
例４の論理データベース定義部９は、論理データベース
アクセス制御部１０を介して、アプリケーションプログ
ラム実行手段２の発行した論理アカウント変更構文３１
を受け付けると、まず、構文中の「ALTER USER」に続く
論理データベースユーザＩＤを論理データベースアカウ
ント格納領域２０ａに保持する論理アカウント制御ブロ
ック２０を、論理アカウント制御ブロック格納領域２０
４内で検索する（Ｓ３３０）。

【０１４８】指定された論理アカウント制御ブロック２
０が検出されると、論理データベース定義部９は、構文
３１中に記述子「USING」があるかどうか検査し、あれ
ば、「USING」の直後に記述されたパスワードを、Ｓ３
３０で検出された論理アカウント制御ブロック２０の論
理データベースアカウント格納領域２０ａのパスワード
格納領域に格納する（Ｓ３３１）。

【０１４９】さらに、論理データベース定義部９は、構
文３１中に記述子「ADD」があるかどうか検査し、あれ
ば、構文３１中に記述されたすべてのデータベースにつ
いて、順次、ステップＳ３３０で検出された論理アカウ
ント制御ブロック２０に物理データベース名格納領域２
０ｃと、該領域２０ｃに対応する物理データベースアカ
ウント格納領域２０ｄとの領域を確保し、「ADD」の直
後に記述された物理データベース名を新たに領域の確保
された物理データベース名格納領域２０ｃに格納し、さ
らに、該物理データベース名に続いて記述されている物
理データベースユーザＩＤと物理データベースパスワー
ドとを、新たに領域の確保された物理データベースアカ
ウント格納領域２０ｄに格納する（Ｓ３３２）。なお、
論理データベース定義部９は、新たに確保した物理デー
タベース名格納領域２０ｃおよび物理データベースアカ
ウント格納領域２０ｄと、すでにあるそれら２０ｃおよ
び２０ｄとをリンクにより接続するが、新たに確保する
領域はリンクの最後になるようにリンク付けする。

【０１５０】つぎに、論理データベース定義部９は、構
文３１中に記述子「MODIFY」があるかどうか検査し、あ
れば、Ｓ３３０で検出された論理アカウント制御ブロッ
ク２０の物理データベース名格納領域２０ｃのうち、
「MODIFY」の直後に記述された物理データベース名を有
するものに対応する物理データベースアカウント格納領
域２０ｄに、該物理データベース名の直後に記述された
物理データベースユーザＩＤおよび物理データベースパ
スワードを格納する（Ｓ３３３）。

【０１５１】最後に、論理データベース定義部９は、構
文３１中に記述子「DROP」があるかどうか検査し（Ｓ３
３４）、あれば、「DROP」の直後が「ALL」であるかど
うか検査する（Ｓ３３５）。「ALL」であれば、論理デ
ータベース定義部９は、論理アカウント制御ブロック２
０に登録された全ての物理データベース名格納領域２０
ｃおよび物理データベースアカウント格納領域２０ｄを
リンクから外し、削除する（Ｓ３３６）。「ALL」でな
ければ、論理データベース定義部９は、Ｓ３３０で検出
された論理アカウント制御ブロック２０の、「DROP」の
直後に記述された名称を保持する物理データベース名格
納領域２０ｃおよび該領域２０に対応する物理データベ
ースアカウント格納領域２０ｄを、リンクから除き、削
除する（Ｓ３３７）。

【０１５２】なお、本実施例４では、「ADD」句および
「MODIFY」句における物理データベースパスワードの指
定を省略することができる。入力された構文３１の「AD
D」句に物理データベースパスワードが記述されていな
い場合、論理データベース定義部９は、ステップＳ３３
２において、追加する物理データベースアカウント格納
領域２０ｄに指定された物理データベースユーザＩＤの
みを格納し、物理データベースパスワードは格納しな
い。このとき、物理データベースパスワード格納領域
は、空値のままになる。また、入力された構文３１の
「MODIFY」句に物理データベースパスワードが記述され
ていない場合、論理データベース定義部９は、ステップ
Ｓ３３３において、変更する物理データベースアカウン
ト格納領域２０ｄの物理データベースパスワードを空値
に戻す。物理データベースアカウント格納領域２０ｄの
物理データベースパスワードが空値の場合、テーブル位
置検索部７は、ステップＳ５０６において物理データベ
ース１へアクセスするためのCONNECT構文４６からUSING
句を削除する。つまり、パスワードが登録されていない
ユーザとして、物理データベースへログインする。

【０１５３】（７）論理アカウント削除 論理アカウント制御ブロックの削除に用いられる構文の
一例を図１８（ｇ）の構文３２に示す。論理アカウント
削除構文３２は、記述子「REVOKE USER」を備え、該記
述子は、その直後に記述される語が、削除対象の論理デ
ータベースユーザＩＤであることを意味する。この論理
アカウント削除構文３２を受けた論理データベース定義
部９は、記述子「REVOKE USER」の直後に記述された論
理データベースユーザＩＤを論理データベースアカウン
ト格納領域２０ａに保持する論理アカウント制御ブロッ
ク２０を検出し、これを削除する。

【０１５４】Ｅ．本実施例４の効果 以上のように本実施例４によると、テーブル位置検索部
７は、論理データベース４を構成する物理データベース
１に対し、各ユーザ毎に登録された物理データベースア
カウントでログインする。このため、異なるアカウント
が登録された複数の物理データベース１に対しても、ユ
ーザに応じてログイン時のアカウントを変更することが
できる。

【０１５５】また本実施例４に、実施例３のアカウント
管理方法を適用することも可能である。この場合、テー
ブル位置検索部７は、論理アカウント制御ブロック２０
の論理データベースアカウント２０ｄに「NULL」が登録
されている物理データベース１に対して、論理データベ
ース４へのログイン時にユーザが入力した論理データベ
ースアカウントを用いてログインする。

【０１５６】（実施例５）実施例１〜４では、ある論理
データベース４に属するすべての物理データベース１
に、論理データベースアカウントと同一のアカウントが
登録されている場合であっても、ユーザは、論理データ
ベースディクショナリ８に、物理データベースアカウン
トとして論理データベースアカウントと同一のアカウン
トを登録するか、または「NULL」を登録しなければなら
ない。このため、大規模な分散データベース環境では、
論理データベースディクショナリ８へのアカウント登録
作業が煩雑となる。そこで、本実施例５では、論理デー
タベースアカウントと同一のアカウントが登録された物
理データベース１に関しては、論理データベースディク
ショナリ８へのアカウント登録を不要とするために、第
５のアカウント管理方法を用いる。

【０１５７】Ａ．論理データベースディクショナリの構
成 第５のアカウント管理方法では、図１６（ｂ）に示すよ
うに、論理データベースディクショナリ８に論理アカウ
ント制御ブロック格納領域２０４を設け、実施例４と同
様に論理アカウント制御ブロック２０を格納する。ま
た、本実施例５の論理データベース制御ブロック１９
は、実施例４の論理データベース制御ブロック１９と同
様の構造を有する。ただし、実施例４では、論理アカウ
ント制御ブロック２０内の物理データベース名および物
理データベースアカウントの格納順序に従って、物理デ
ータベース１の検索が行なわれるため、この順序は優先
順位として扱われていたが、本実施例５では、論理デー
タベース制御ブロック１９内の物理データベース名の格
納順序が優先順位として扱われる。

【０１５８】Ｂ．テーブル位置検索部の処理 つぎに、本実施例５のテーブル位置検索部７の処理を説
明する。なお、ここに記述するものの他の処理は、実施
例４の場合と同様である。また、テーブル位置検索部７
以外の構成要素の動作も、実施例４と同様である。

【０１５９】本実施例５のテーブル位置検索部７は、指
定された論理データベース４に関する論理データベース
制御ブロック１９に登録された全ての物理データベース
１を対象として、テーブル位置を検索する。

【０１６０】ステップＳ５０６において、本実施例５の
テーブル位置検索部７は、実施例４と同様に、論理アカ
ウント制御ブロック２０の物理データベース名格納領域
２０ｃおよび物理データベースアカウント格納領域２０
ｄを参照し、これからテーブル位置を検索する物理デー
タベース１のアカウントを抽出し、ログインする。ただ
し、これからテーブル位置を検索する物理データベース
１の名称が論理アカウント制御ブロック２０の物理デー
タベース名格納領域２０ｃに登録された何れの名称とも
異なる場合、つまりテーブル位置を検索する物理データ
ベース１のアカウントが論理アカウント制御ブロック２
０中に存在しない場合、テーブル位置検索部７は、Ｓ５
０６においてアプリケーションプログラム実行手段２が
指定したCONNECT構文中の論理データベースアカウント
を置き換えることなく、そのまま物理データベース１へ
ログインする。

【０１６１】さらに、本実施例５のテーブル位置検索部
７は、Ｓ５０４において、処理中のアクセス要求が、全
ての論理アカウント制御ブロック２０の論理データベー
スアカウント格納領域２０ａに登録されたユーザＩＤの
いずれとも異なるアカウント（CONNECT構文中に記述さ
れた論理データベースアカウント）により行なわれたも
のであること、つまり論理データベースディクショナリ
８に登録されていない論理データベースユーザによるア
クセス要求であることを検出しても、アクセスを拒否せ
ず（すなわち、処理をＳ５１４へ進めず）、Ｓ５０５へ
処理を進めてアプリケーションプログラム実行手段２へ
論理データベース４へのログインが正常に完了したと通
知する。ただし、この場合、本実施例５のテーブル位置
検索部７は、Ｓ５０６において、構文バッファ６に保持
されている、アプリケーションプログラム実行手段２が
指定したCONNECT構文中の論理データベースアカウント
を置き換えることなく、論理データベース４を構成する
全ての物理データベース１に順次ログインする。

【０１６２】Ｃ．動作例 本実施例５のアカウント管理方法を用いた自動ログイン
機能の動作を、図１７を用いて説明する。図１７に示す
例では、論理データベースディクショナリ８には、パブ
リック論理データベースLDB_Aに関する定義情報と、論
理データベースユーザuser_Aおよびuser_Bに関する定義
情報が登録されている。

【０１６３】論理データベースアカウントuser_Aによる
パブリック論理データベースLDB_Aへのアクセス要求１
７１を受けたテーブル位置検索部７は、LDB_Aの論理デ
ータベース制御ブロック１９に登録された物理データベ
ースDB_aおよびDB_bに、user_Aの論理アカウント制御ブ
ロック２０ｅに登録された物理データベースアカウント
user_aおよびuser_bを用いてログイン１７２，１７３し
（Ｓ５０６）、テーブル位置を順次検索する（Ｓ５０
７）。

【０１６４】また、論理データベースアカウントuser_B
によるパブリック論理データベースLDB_Aへのアクセス
要求１７４を受けたテーブル位置検索部７は、LDB_Aの
論理データベース制御ブロック１９に最初に登録されて
いる物理データベースDB_aに対して、user_Bの論理アカ
ウント制御ブロック２０ｆに登録された物理データベー
スアカウントuser_dを用いてログイン１７５し（Ｓ５０
６）、テーブル位置を検索する（Ｓ５０７）。求めるテ
ーブルが検出できなかった場合、テーブル位置検索部７
は、LDB_Aの論理データベース制御ブロック１９に２番
目に登録されている物理データベースDB_bに対して、ロ
グイン１７６し（Ｓ５０６）、テーブル位置を検索する
（Ｓ５０７）。この際、user_Bの論理アカウント制御ブ
ロック２０ｆに物理データベースDB_bのアカウントが登
録されていないため、テーブル位置検索部７はCONNECT
構文中の論理データベースアカウントを置き換えずにロ
グイン１７６する。ゆえに、このログイン１７６には、
ユーザが入力した論理データベースアカウントuser_Bが
用いられる。

【０１６５】また、論理データベースアカウントuser_C
によるパブリック論理データベースLDB_Aへのアクセス
要求１７７を受けたテーブル位置検索部７は、LDB_Aの
論理データベース制御ブロック１９に登録された物理デ
ータベースDB_aおよびDB_bにログイン１７８，１７９し
（Ｓ５０６）、テーブル位置を順次検索する（Ｓ５０
７）。このとき、論理アカウント制御ブロック格納領域
２０４に保持された何れの論理アカウント制御ブロック
２０の論理データベースアカウント格納領域２０ａにも
論理データベースアカウントuser_Cが登録されていない
ため、テーブル位置検索部７は、構文バッファ６に保持
されたCONNECT構文中の論理データベースアカウントを
置き換えずに、ユーザが入力した論理データベースアカ
ウントuser_Cを用いて物理データベースDB_aおよびDB_b
にログインする１７８，１７９。

【０１６６】Ｄ．本実施例５の効果 以上に説明したように、本実施例５によると、ユーザご
とに異なるアカウントが登録された複数の物理データベ
ース１に対しても、ユーザに応じてログイン時のアカウ
ントを変更することができる。また、論理アカウント制
御ブロック２０に登録した論理データベースアカウント
と同一のアカウントが登録された物理データベース１に
関しては、物理データベースの名称およびアカウントを
論理アカウント制御ブロック２０に登録する必要はな
い。さらに全ての物理データベース１のアカウントが同
一である場合には、論理データベースアカウントを論理
データベースディクショナリ８に登録する必要もない。
このため、論理データベースディクショナリ８への登録
操作を簡略化することができる。さらに、論理データベ
ースディクショナリ８の不正な参照による物理データベ
ースアカウントの漏洩を最小限に抑止することも可能と
なる。

【０１６７】なお、実施例４または５では、アプリケー
ションプログラム実行手段２から論理データベース名と
して例えば「ALL」などの特定の符号が指定された場
合、テーブル位置検索部７は、論理アカウント制御ブロ
ック２０に登録された全ての物理データベース１を対象
としてテーブル位置を検索するよう制御しても良い。こ
の場合、テーブル位置検索部７がステップＳ５０６にお
いてログインする対象を、「ALL」が指定されている場
合は論理アカウント制御ブロック２０に登録された物理
データベース１すべてとすればよい。

【０１６８】さらに、実施例４または５では、物理デー
タベース１を直接指定したアクセス構文を用いて、ユー
ザが直接指定した物理データベース１へアクセスする場
合にも、ユーザは論理データベースアカウントを使用し
てCONNECT構文を発行できる。これによりユーザは、各
物理データベース１のアカウントの違いを意識せずに、
一のアカウントにより複数の物理データベース１のいず
れかを直接指定してアクセスできる。これは、実施例４
および５のテーブル位置検索部７は、論理データベース
制御ブロックの登録されていないデータベース名を有す
るCONNECT構文についても、その転送処理（Ｓ５１５）
に際して、構文中の論理データベースアカウントを、論
理アカウント制御ブロック２０に登録されたアカウント
に置き換えるためである。これについて、図１０および
図１７を用いて説明する。

【０１６９】図１０または図１７に示す動作例おいて、
テーブル位置検索部７は、単一の物理データベースDB_c
に対するアクセスを要求するCONNECT構文１０６，１８
０を受け取った場合（Ｓ５０２）、Ｓ５１５において、
構文中の論理データベースアカウントuser_Aを抽出し、
同一のアカウントが登録された論理アカウント制御ブロ
ック２０を探す。次に、テーブル位置検索部７は、構文
バッファ６に保持されたCONNECT構文中の論理データベ
ースアカウントuser_Aを、該論理アカウント制御ブロッ
ク２０に登録された物理データベースDB_cに対応する物
理データベースアカウントuser_cに置き換え、物理デー
タベースDB_cへログインする（Ｓ５１５）。

【０１７０】（実施例６）上記各実施例１〜５では、複
数の物理データベース１へ自動ログインするため、各物
理データベース１のアカウントを論理データベースディ
クショナリ８に格納する。しかし物理データベースアカ
ウントは、機密性が高い物理データベース情報へのアク
セスキーであり、特に格納した物理データベースパスワ
ードには厳重な機密保護が必要である。そこで、本実施
例６の分散データベース管理システム（分散データベー
スアクセス管理部３）は、機密性を保障するために、論
理データベースパスワードを、複数のユーザが共同利用
する論理データベースディクショナリ８には保持しない
ようにし、さらに、論理データベースディクショナリ８
に保持されるデータベースパスワードを暗号化する。

【０１７１】図１１に示すように、本実施例６の論理デ
ータベース定義部９は、実施例５の構成に加え、各物理
データベースアカウントに含まれるパスワード情報を暗
号化する暗号化制御部２１をさらに備える。また、本実
施例６のテーブル位置検索部７は、実施例５の構成に加
え、暗号化したパスワードを復号化する復号化制御部２
２をさらに備える。暗号化制御部２１、復号化制御部２
２は、与えられたキーデータを基に、それぞれ、所定の
アルゴリズムでデータの暗号化または復号化処理を実行
する。なお、暗号化および復号化の処理方法は、機密性
を保つことができ、一意に暗号化、復号化できるもので
あれば、いかなる方法を用いてもよい。本実施例６で
は、アプリケーションプログラム実行手段２により指定
された論理データベースパスワードをキーとして用い
て、物理データベースパスワードの暗号化、復号化を行
なう。

【０１７２】さらに、本実施例６の論理アカウント制御
ブロック２０の論理データベースアカウント格納領域２
０ａは、論理データベースユーザＩＤのみを保持し、論
理データベースパスワードは格納されない。

【０１７３】なお、テーブル位置検索部７およびデータ
ベース定義部９以外の構成要素の動作、ならびに、論理
アカウント制御ブロック２０の論理データベースアカウ
ント格納領域２０ａ以外のデータベースディクショナリ
８の構成は、実施例５と同様である。また、テーブル位
置検索部７およびデータベース定義部９の、ここに説明
したステップ以外の処理は、実施例５と同様である。

【０１７４】Ａ．論理データベース定義部９の処理 （１）論理アカウントの登録 論理アカウント登録構文３０を受けた本実施例６の論理
データベース定義部９は、論理アカウント制御ブロック
２０を新たに論理アカウント制御ブロック格納領域２０
４内に生成し、構文中の「GRANT USER」の直後に記述さ
れたユーザＩＤを生成した論理アカウント制御ブロック
２０の論理データベースアカウント格納領域２０ａに格
納する。なお、「USING」の直後に記述されたパスワー
ドは格納しない。

【０１７５】（２）論理アカウントの変更 論理アカウント変更構文３１により指示される論理アカ
ウント制御ブロック２０の変更処理において、論理デー
タベース定義部９は、指定された物理データベースパス
ワードを、CONNECT構文の「USING」の直後に記述された
論理データベースパスワードを用いて暗号化し、これを
物理データベースアカウント格納領域２０ｄへ格納す
る。物理データベースパスワードの暗号化を除けば、本
実施例６の論理アカウント変更処理は、実施例５の場合
と同様である。

【０１７６】そこで、本実施例６の論理データベース定
義部９は、ステップＳ３３１、ステップＳ３３２、およ
びステップＳ３３３において、物理データベースアカウ
ントに含まれるパスワードの暗号化を暗号化制御部２１
に行なわせ、暗号化処理後のパスワードを物理データベ
ースアカウント格納領域２０ｄのパスワード格納領域に
格納する。なお、本実施例６では、論理データベースア
カウントのパスワードは必ずしも指定しなくてもよい。
論理データベースパスワードの指定がない場合（すなわ
ち、CONNECT構文に「USING」句が記述されていない場
合）は、あらかじめ定められた初期値（省略時解釈値）
が、キーとして暗号化に用いられる。

【０１７７】Ｂ．テーブル位置検索部７の処理 また、本実施例６のテーブル位置検索部７は、ステップ
Ｓ５０４における、論理データベースアカウントの確認
の際に、先頭の物理データベースアカウント格納領域２
０ｄに保持されたアカウントに含まれるパスワードを、
CONNECT構文で指定された論理データベースパスワード
をキーとして用いて、復号化制御部２２により復号化す
る。

【０１７８】なお、復号化制御部２２は、パスワードの
復号に成功すると、その復号化したパスワードをテーブ
ル位置検索部７に通知する。この通知を受けたテーブル
位置検索部７は、入力された論理データベースパスワー
ドが正当なものと判断し（Ｓ５０４）、ステップＳ５０
６における、構文バッファ内に保持されたCONNECT構文
の論理データベースアカウントの物理データベースアカ
ウントへの書き換えに際して、物理データベースアカウ
ント格納領域２０ｄに保持された物理データベースユー
ザＩＤと、上記のステップＳ５０４において復号化され
たパスワードとを用いる。

【０１７９】復号に失敗した場合、復号化制御部２２
は、復号できないことをテーブル位置検索部７に通知す
る。この通知を受けたテーブル位置検索部７は、ステッ
プＳ５０４において、入力された論理データベースパス
ワードが誤っていると判断し、処理をステップＳ５１４
へ進めて、論理データベース４へのアクセスを拒否す
る。

【０１８０】また、ステップＳ５１５において、構文バ
ッファ内に保持されたCONNECT構文の論理データベース
アカウントの物理データベースアカウントへの書き換え
に際しても、テーブル位置検索部７は、物理データベー
スアカウント格納領域２０ｄに保持された物理データベ
ースユーザＩＤと、上記のステップＳ５０４において復
号化されたパスワードとを用いる。

【０１８１】Ｃ．本実施例６の効果 以上のように、本実施例６のセキュリティ機能は、ユー
ザが入力した論理データベースパスワードをキーとし
て、論理データベースディクショナリ８に格納する全て
の物理データベースアカウントを暗号化するものであ
る。

【０１８２】暗号化キーである論理データベースパスワ
ードは、各論理アカウント制御ブロック２０毎に異な
り、また論理データベースディクショナリ８に格納され
ることもない。論理アカウント制御ブロック２０の論理
データベースアカウント格納領域２０ａには、論理デー
タベースユーザＩＤしか格納されないからである。

【０１８３】このため、論理データベースパスワードを
あらかじめ知っているユーザ以外は、たとえ暗号化アル
ゴリズムを熟知するユーザでも、論理アカウント制御ブ
ロック２０の物理データベースアカウント２０ｄに格納
されたパスワードを復号化することは不可能である。

【０１８４】なお、実施例１では、定義した１つの論理
データベース４に対して複数の論理データベースアカウ
ントを登録可能であるので、そのままでは本実施例６の
セキュリティ機能を適用できない。しかし、登録可能な
論理データベースアカウント数を１に限定しておけば、
本実施例６のセキュリティ機能を適用できる。

【０１８５】なお、暗号化されたデータを復号化できて
も、復号化が正しく行なわれたか、つまり、暗号化キー
が正しいかったのかを識別できない暗号化アルゴリズム
もある。このような暗号化アルゴリズムを使用する場合
は、論理アカウント制御ブロック２０の論理データベー
スアカウント格納領域２０ａに、ユーザＩＤに加え、パ
スワードも格納する。ただし、論理データベースパスワ
ードは、暗号化して格納されるようにする。この論理デ
ータベースパスワードの暗号化には、復号化できないア
ルゴリズムを用いるとよい。そこで、このようにする場
合、暗号化制御部２１は、キーを用いた暗号化と、復号
化できない暗号化の２種のアルゴリズムを持つようにす
る。さらに、このようにする場合、テーブル位置検索部
７は、ステップＳ５０４における論理データベースアカ
ウントの確認の際に、CONNECT構文で指定された論理デ
ータベースパスワードを暗号化制御部２１に渡し、復号
化できない暗号化を依頼し、つぎに、テーブル位置検索
部７は、暗号化された論理データベースパスワードと、
論理データベースアカウント格納領域２０ａに格納され
たパスワードとを比較するようにする。このとき、一致
すれば、テーブル位置検索部７は、CONNECT構文に記述
された論理データベースパスワードが正当なものと判断
し（Ｓ５０４）、そのパスワードをキーとして、復号化
制御部２２に、物理データベースパスワードの復号化を
依頼する。

【０１８６】（実施例７）ところで、上記各実施例１〜
６は、論理データベース４を構成する物理データベース
１へのログイン時に用いるアカウント情報を、分散デー
タベースアクセス管理部３の論理データベースディクシ
ョナリ８で記憶するものとしているが、本実施例７で
は、アプリケーションプログラム実行手段２を実行する
情報処理装置（クライアント３９）で記憶する。本実施
例７では、図１６（ｂ）に示す論理データベースディク
ショナリ８の論理アカウント制御ブロック格納領域２０
４を、各ユーザが使用する情報処理装置（クライアント
３９）上に設け、ここに論理アカウント制御ブロック２
０を保持する。なお、１台の情報処理装置３９に複数ユ
ーザの論理アカウント制御ブロック２０を設けることも
可能である。

【０１８７】本実施例７のアプリケーションプログラム
実行手段２は、ユーザからのデータベース接続要求を受
けて、入力されたアカウントに対応する論理アカウント
制御ブロック２０を参照し、論理データベースアカウン
トおよびアクセス権限を検査した後、登録された全ての
物理データベース１に関する名称およびアカウントを分
散データベースアクセス管理部３に通知する。分散デー
タベースアクセス管理部３のテーブル位置検索部７は、
アプリケーションプログラム実行手段２から通知された
情報を論理データベースディクショナリ８に一時的に格
納する。つぎに、テーブル位置検索部７は、格納した情
報中から対象とする物理データベース１のアカウントを
抽出し、論理データベース制御ブロック１９に登録され
た論理データベース４を構成する物理データベース１に
対してログインする。

【０１８８】本実施例７では、実施例１〜４のいずれで
用いられたアカウント管理方法を用いることもできる
が、ここでは、実施例５のアカウント管理方法を用いた
場合を説明する。

【０１８９】Ａ．アプリケーションプログラム実行手段
の処理 実施例７のアプリケーションプログラム実行手段２は、
データベース接続要求の発行に際して、指定された論理
データベースアカウントを論理データベースアカウント
格納領域２０ａに保持する論理アカウント制御ブロック
２０（クライアント３９の外部記憶装置に保持されてい
る）を検索する。

【０１９０】求めるブロック２０が、論理アカウント制
御ブロック格納領域２０４に存在する場合は、前記のよ
うに、論理データベース４への接続要求と共に、アクセ
ス権限格納領域２０ｂに保持されたアクセス権限種別
と、該ブロック２０の備えるすべての物理データベース
名（物理データベース名格納領域２０ｃに保持されてい
る）と、物理データベースアカウント（物理データベー
スアカウント格納領域２０ｄに保持されている）とを、
分散データベースアクセス管理部３に通知する。

【０１９１】一方、求めるブロック２０が存在しない場
合は、論理データベース４への接続要求だけを分散デー
タベースアクセス管理部３に発行し、接続を要求する論
理データベースに属する物理データベースの名称とアカ
ウントの通知は行なわない。

【０１９２】Ｂ．テーブル位置検索部の処理 論理データベースアクセス制御部を介して論理データベ
ース４への接続要求を受けた分散データベースアクセス
管理部３のテーブル位置検索部７は、ステップＳ５０３
におけるアクセス権限のチェックに、アプリケーション
プログラム実行手段２からアカウント情報（アクセス権
限、物理データベース名、物理データベースアカウン
ト）が通知された場合は、該情報に含まれるアクセス権
限種別情報を用い、通知されなかった場合は、実施例５
の場合と同様、論理データベースディクショナリ８内
で、CONNECT構文に指定された論理データベースユーザ
ＩＤを論理データベースアカウント格納領域２０ａに保
持する論理アカウント制御ブロック格納領域２０を検索
し、該領域２０のアクセス権限格納領域２０ｂの内容を
用いる。

【０１９３】また、本実施例７のテーブル位置検索部７
は、ステップＳ５０６およびステップＳ５１５におけ
る、構文バッファ６に保持されたCONNECT構文のアクセ
ス対象およびアカウント情報の書き換えの際、アプリケ
ーションプログラム実行手段２から各物理データベース
１のアカウント情報が通知されている場合は、該アカウ
ント情報を用いて書き換えを行ない、通知されていない
場合は、実施例５の場合と同様、論理データベースディ
クショナリ８内で、CONNECT構文に指定された論理デー
タベースユーザＩＤを論理データベースアカウント格納
領域２０ａに保持する論理アカウント制御ブロック格納
領域２０を検索し、該領域２０のアクセス権限格納領域
２０ｂの内容を用いて書き換えを行なう。

【０１９４】Ｃ．本実施例７の効果 以上のように本実施例７によれば、論理データベースア
クセス時に用いられる各物理データベース１へのアカウ
ント情報を、ユーザが使用する情報処理装置に接続され
たＨＤ（ハードディクス）やＦＤ（フレキシブルディス
ク）などの外部記憶装置に保持することができる。この
ようにすれば、多数のユーザが共同利用する装置に保持
しないため、物理データベースアカウント情報の漏洩を
防止することに効果がある。また本実施例１のようにす
べてのアカウント情報が論理データベース制御ブロック
１３に保持される場合は、本実施例７のように、クライ
アント３９の外部記憶装置に保持されたアカウント情報
を用いて自動ログインを行なうことはできないが、実施
例４または５において、論理データベースアクセス機能
を使用せずに特定の物理データベース１へアクセスする
場合（例えば、ステップＳ５１５（図５に図示）または
後述するステップＳ１９０９（図１９に図示））にも、
クライアント３９の外部記憶装置に保持されたアカウン
ト情報を用いてログインするようにしてもよい。

【０１９５】（実施例８）つぎに、論理データベース４
を構成する物理データベース１への自動ログイン処理の
第２の方法を用いた実施例を説明する。

【０１９６】上記各実施例１〜７において、テーブル位
置検索部７は、論理データベース４を構成する各物理デ
ータベース１へログインし（Ｓ５０６）、テーブルアク
セス構文を転送した後（Ｓ５０７）、物理データベース
１からのアクセス結果を判定することでテーブル位置を
決定する。このときアクセス対象のテーブルが存在しな
い物理データベース１からはログアウトするものとして
いる（Ｓ５０９）。

【０１９７】しかし、次にアプリケーションプログラム
実行手段２から送られたテーブルアクセス構文によりア
クセスを要求されたテーブルが、ステップＳ５０９にお
いて要求されたテーブルが存在しないとしてログアウト
された物理データベース１に存在する場合など、すでに
ステップＳ５０９においてログアウトされた後に、該物
理データベース１にアクセス要求がなされることがあ
る。

【０１９８】そこで、本実施例８では、アクセス対象の
テーブルが存在しない物理データベース１に関してもロ
グインしたままで処理を続け、論理データベース４から
のログアウトを指示するDISCONNECT構文をアプリケーシ
ョンプログラム実行手段２から受けたとき、ログインし
ている全ての物理データベース１からログアウトする手
段が提供される。

【０１９９】すなわち、本実施例８のテーブル位置検索
部７は、あらかじめ定められた接続モードに応じて、論
理データベース４へのログイン時に論理データベース４
を構成する全ての物理データベース１にログインする処
理（ストリクト（strict）モードの自動ログイン処理）
と、テーブル位置検索処理ごとに物理データベース１に
ログインする処理との二種類の自動ログイン処理（ルー
ズ（loose）モードの自動ログイン処理）を行なう。な
お、本実施例８では分散データベースアクセス管理部３
はコンフィギュレーションファイル（図示せず）を備
え、本実施例８の該コンフィギュレーションファイル
は、接続モードを定義するための接続モード情報格納領
域を有する。本実施例８では、この接続モード情報格納
領域に、接続モードを示す符号があらかじめ格納されて
いる。

【０２００】つぎに、本実施例８のテーブル位置検索部
７の処理について説明する。なお、本実施例８の分散デ
ータベースアクセス管理部３の構成は実施例５の場合と
同様であり、各構成要素の処理の流れも、ここに説明す
るテーブル位置検索部７の処理の他は実施例５と同様で
ある。

【０２０１】Ａ．テーブル位置検索部の処理 図１９に、本実施例８におけるテーブル位置検索部７の
処理手順を示す。ステップＳ１９０１〜Ｓ１９０４の処
理は、実施例５におけるステップＳ５０１〜Ｓ５０４と
同様である。また、ステップＳ１９０８〜Ｓ１９１０の
処理は、実施例５におけるステップＳ５１４〜Ｓ５１６
と同様である。すなわち、本実施例８のテーブル位置検
索部７は、まず、構文バッファ６に格納したCONNECT構
文から論理データベース名を抽出し（Ｓ１９０１）、処
理対象の論理データベース制御ブロック１９を検索する
（Ｓ１９０２）。求める論理データベース制御ブロック
１９を検出すると、テーブル位置検索部７は、処理をＳ
１９０３に進める。求める制御ブロック１９が検出され
なかった場合、テーブル位置検索部７は、DISCONNECT構
文を受け取るまで（Ｓ１９１０）、全ての構文をそのま
ま物理データベース１へ転送する（Ｓ１９０９）。

【０２０２】処理対象の論理データベース制御ブロック
１９が検出されると、テーブル位置検索部７は、CONNEC
T構文から論理データベースアカウントを抽出し、該ア
カウントを論理データベースアカウント格納領域２０ａ
に保持する論理アカウント制御ブロック２０を検出する
（Ｓ１９０４）。検出できない場合、テーブル位置検索
部７は、アプリケーションプログラム実行手段２へアク
セスの拒否を通知し（Ｓ１９０８）、処理を終了する。
もしくは、実施例５で説明したように、検出できない場
合には、論理データベース４を構成するすべての物理デ
ータベース１に対して、CONNECT構文に記述された論理
データベースアカウントを書き換えることなく、そのま
まログインしてもよい。

【０２０３】論理アカウント制御ブロック２０が検出さ
れると、テーブル位置検索部７は、データベースアクセ
スを要求したＯＳユーザに該論理データベース４の使用
許可が与えられているかどうか、Ｓ１９０４で検出され
た論理アカウント制御ブロック２０のアクセス権限格納
領域２０ｂを参照して確認する（Ｓ１９０３）。

【０２０４】アクセス権限が確認されれば、本実施例８
のテーブル位置検索部７は、コンフィギュレーションフ
ァイルの接続モード情報格納領域を参照する。テーブル
位置検索部７は、接続モードが「ストリクト（strict）
モード」ならばＳ１９０６に処理を進めstrictモードの
自動ログイン処理を実行し、「ルーズ（loose）モー
ド」ならばＳ１９０７に処理を進め、looseモードの自
動ログイン処理を実行する。

【０２０５】（１）strictモードの自動ログイン処理
（ステップＳ１９０６） strictモードは、論理データベース４へのログイン時に
論理データベース４を構成する全てのデータベース１に
ログインする処理である。図２０にその処理手順を示
す。

【０２０６】strictモードの自動ログイン処理（ステッ
プＳ１９０６）では、テーブル位置検索部７は、あらか
じめ、論理データベース４を構成する全ての物理データ
ベース１へ、論理データベースディクショナリ８に格納
された物理データベースアカウントを用いたログインを
試行する（Ｓ２００１〜２００４）。

【０２０７】全物理データベース１へのログインを正常
に処理できた場合、アプリケーションプログラム実行手
段２に対し論理データベース４へのログインを受け付け
たことを通知し（Ｓ２００５）、次にアプリケーション
プログラム実行手段２から受け取ったテーブルアクセス
構文のテーブル位置検索処理を実行する（Ｓ２００６〜
Ｓ２０１０）。ステップＳ２００６、Ｓ２００７、Ｓ２
００８、Ｓ２００９、Ｓ２０１０の処理は、それぞれ、
実施例５のステップＳ５０７、Ｓ５０８、Ｓ５１０、Ｓ
５１１、Ｓ５１２と同様である。ただし、実施例５の場
合とは異なり、本実施例８のテーブル位置検索部７は、
ステップＳ２００７でアクセス不可と判断しても（すな
わち、アクセスの指定されたテーブルがアクセス対象の
物理データベース１に存在しなくても）、ログアウト処
理（Ｓ５０９）は行なわない。また、ステップＳ２００
８において処理対象を次に登録された物理データベース
１としたのち、本実施例８では、テーブル位置検索部７
は、ログイン処理（Ｓ５０６）は行なわず、構文転送処
理（Ｓ２００６）を実行する。

【０２０８】テーブル位置検索部７は、全てのテーブル
アクセス構文に対する処理を終え、Ｓ２０１０において
DISCONNECT構文を受け取ると、ログイン中の全物理デー
タベース１からログアウトして（Ｓ２０１１）、処理を
終える。

【０２０９】一方、Ｓ２００２において論理データベー
ス４を構成する何れかの物理データベース１へのログイ
ンが失敗したことを検知すると、テーブル位置検索部７
は、ログイン中の全物理データベース１からログアウト
した後（Ｓ２０１２）、アプリケーションプログラム実
行手段２に対し論理データベース４へのログインを拒否
したことを通知し（Ｓ２０１３）、処理を終える。

【０２１０】なお、実施例５におけるログイン処理（Ｓ
５０６）、本実施例８におけるstrictモードのログイン
処理（Ｓ２００１）、実施例５におけるログアウト処理
（Ｓ５０９およびＳ５１３）の１回の処理の処理対象の
物理データベースは１つであるが、本実施例８における
strictモードのログアウト処理（Ｓ２０１１およびＳ２
０１２）では、処理対象の論理データベース４に属する
すべての物理データベース１がログアウトされる。

【０２１１】つぎに、strictモードの自動ログイン処理
（ステップＳ１９０６）において、アプリケーションプ
ログラム実行手段２、分散データベースアクセス管理部
３、物理データベース１の間で交換される情報のシーケ
ンス例を、図２１を用いて説明する。

【０２１２】図２１に示す例では、パブリック論理デー
タベース制御ブロック格納領域２０１に、論理データベ
ース名格納領域１９ａに論理データベース名LDB_Aを保
持する論理データベース制御ブロック１９が保持されて
いる。該論理データベース制御ブロック１９の論理デー
タベースアカウント格納領域１９ｂには、NULLが格納さ
れており、物理データベース名格納領域１９ｃには、物
理データベースDB_aおよびDB_bの名称が格納されてい
る。なお、物理データベース名格納領域１９ｃのリンク
の接続順は、DB_aが先でDB_bが後となっている。

【０２１３】論理アカウント制御ブロック格納領域２０
４には、論理データベースアカウント格納領域２０ａに
user_Aを保持する論理アカウント制御ブロック２０が保
持されている。該論理アカウント制御ブロック２０の物
理データベース名格納領域２０ｃには、物理データベー
スDB_aおよびDB_bが格納されており、物理データベース
アカウント格納領域２０ｄには、DB_aの物理データベー
スアカウントとしてuser_aが、DB_bの物理データベース
アカウントとしてuser_bが、それぞれ格納されている。
なお、図１に示すように、物理データベースDB_aはテー
ブルa1およびa2を備え、物理データベースDB_bはb1およ
びb2を備えている。

【０２１４】最初に、分散データベースアクセス管理部
３のテーブル位置検索部７は、アプリケーションプログ
ラム実行手段２から論理データベースLDB_Aに対するCON
NECT構文（CONNECT(LDB_A,user_A)）の通知を受け付け
る（Ｄ２００）。すると、テーブル位置検索部７は、論
理データベースアカウントがuser_Aである論理アカウン
ト制御ブロック２０を検索し、検出する（Ｓ１９０
４）。つぎに、該CONNECT構文を発行したＯＳユーザ
（ユーザＩＤ：user1、グループＩＤ：group1）に対す
るアクセス権限を確認する（Ｓ１９０３）。

【０２１５】つぎに、テーブル位置検索部７は、論理デ
ータベースLDB_Aに含まれる物理データベース１のう
ち、最も優先順位の高い物理データベースDB_aに、物理
データベースアカウントuser_aを用いてログインするCO
NNECT構文（CONNECT(DB_a,user_a)）を作成し、DB_aに
ログインする（Ｓ２００１：Ｄ２０１）。DB_aからログ
インに成功した応答（Ｄ２０２）を受け取ると、テーブ
ル位置検索部７は、次に優先順位の高い物理データベー
スDB_bに、物理データベースアカウントuser_bを用いて
ログインするCONNECT構文（CONNECT(DB_b,user_b)）を
作成し、DB_bにログインする（Ｓ２００１：Ｄ２０
３）。

【０２１６】DB_bを管理する物理データベース管理シス
テム２７０からログインに成功した応答（Ｄ２０４）を
受け取ると、テーブル位置検索部７は、アプリケーショ
ンプログラム実行手段２へアクセス許可通知を発行する
（Ｓ２００５：Ｄ２０５）。これを受けて、アプリケー
ションプログラム実行手段２は、テーブルアクセス構文
（図２１の例ではテーブルb1に対するSELECT構文（SELE
CT（b1）））をテーブル位置検索部７へ発行する（Ｄ２
０６）。テーブルアクセス構文を受け付けたテーブル位
置検索部７は、これを物理データベースDB_aに発行する
（Ｓ２００６：Ｄ２０７）。しかし、このSELECT構文に
対し、テーブルb1が格納されていない物理データベース
DB_aは、アクセス不可を示す情報（Ｄ２０８）で応答す
る。そこで、テーブル位置検索部７は、次に優先順位の
高い物理データベースDB_bへSELECT構文（SELECT（b
1））を発行する（Ｓ２００６：Ｄ２０９）。

【０２１７】このSELECT構文に応じて、物理データベー
スDB_bを管理する物理データベース管理システムは、格
納されたテーブルb1を検索し処理結果（Ｄ２１０）を返
す。これを受けたテーブル位置検索部７は、この応答を
アプリケーションプログラム実行手段２に通知（Ｄ２１
１）する。また、この応答により、テーブル位置検索部
７は、物理データベースDB_bを、テーブルb1が格納され
た物理データベース１として認識し、その後のアプリケ
ーションプログラム実行手段２から受け取ったアクセス
構文（図２１の例ではテーブルb1を対象とする更新のた
めのUPDATE構文（UPDATE(b1)）（Ｄ２１２）を、物理デ
ータベースDB_bへ発行する（Ｄ２１３）。また、これに
対する物理データベースDB_bを管理する物理データベー
ス管理システムの応答（Ｄ２１４）は、アプリケーショ
ンプログラム実行手段２に通知（Ｄ２１５）される。

【０２１８】アプリケーションプログラム実行手段２の
物理データベース１との接続を切ることを指示するDISC
ONNECT構文の発行（Ｄ２１６）を受け付けると、テーブ
ル位置検索部７は、物理データベースDB_aへ、DISCONNE
CT構文を発行し（Ｄ２１７）、さらに、接続の切断（Ｄ
２１８）を確認すると、物理データベースDB_bへDISCON
NECT構文を発行（Ｄ２１９）し、これによる接続の切断
（Ｄ２２０）を確認すると、これをアプリケーションプ
ログラム実行手段２に通知（Ｄ２２１）する。

【０２１９】（２）looseモードによる自動ログイン処
理（ステップＳ１９０７） looseモードは、テーブル位置検索時に物理データベー
ス１にログインする処理である。図２２にその処理手順
を示す。

【０２２０】looseモードによる自動ログイン処理（ス
テップＳ１９０７）では、本実施例８のテーブル位置検
索部７は、まず、アプリケーションプログラム実行手段
２に対し論理データベース４へのログインを受け付けた
ことを通知する（Ｓ２２０１）。次に、テーブル位置検
索部７は、アプリケーションプログラム実行手段２から
テーブルアクセス構文を受け取り、すでに物理データベ
ース１への接続が行なわれているかどうか確認（Ｓ２２
０２）する。接続されていなければ、テーブル位置検索
部７は、優先順位の高い物理データベース１（後述する
図２３ではＤＢ＿ａ）に、論理アカウント制御ブロック
２０の物理データベースアカウント格納領域２０ｄに保
持された物理データベースアカウントを用いてログイン
した後（Ｓ２２０３）、接続に成功すれば（Ｓ２２０
４）、受け取ったテーブルアクセス構文を発行する（Ｓ
２２０５）。

【０２２１】なお、Ｓ２２０２において接続が確認され
れば、テーブル位置検索部７は直接処理をＳ２２０５に
進め、テーブルアクセス構文を発行する。これにより、
既にログイン済みの物理データベース１に対するＳ２２
０３のログイン処理を省くことができる。

【０２２２】Ｓ２２０３において接続に失敗した場合、
テーブル位置検索部７はログイン中の全物理データベー
ス１からログアウトした後（Ｓ２２１１）、アプリケー
ションプログラム実行手段２に対しテーブルへのアクセ
スに失敗したことを通知し（Ｓ２２１２）、処理を終え
る。

【０２２３】Ｓ２２０５における構文転送の結果、物理
データベース１からアクセス不可を示す情報を受け取っ
た場合には（Ｓ２２０６）、処理対象を次に優先順位の
高い物理データベース１（後述する図２３ではＤＢ＿
ｂ）にし（Ｓ２２０７）、処理をＳ２２０２に戻す。

【０２２４】テーブル位置検索部７は、以上のテーブル
位置検索処理を全てのテーブルアクセス構文に関して実
行する。Ｓ２２０９においてDISCONNECT構文を受け取る
と、テーブル位置検索部７は、ログイン中の全物理デー
タベース１からログアウトして（Ｓ２２１０）、処理を
終える。

【０２２５】なお、looseモードでは、ログイン処理
（Ｓ２２０１）の１回の処理対象物理データベースは１
つであるが、ログアウト処理（Ｓ２２１０およびＳ２２
１１）では、処理対象の論理データベース４に属するす
べての物理データベース１がログアウトされる。

【０２２６】つぎに、looseモードによる自動ログイン
処理（ステップＳ１９０６）において、アプリケーショ
ンプログラム実行手段２、分散データベースアクセス管
理部３、物理データベース１の間で交換される情報のシ
ーケンス例を図２３を用いて説明する。なお、図２３に
示す例の論理データベースディクショナリ８は、図２１
に示した例と同様である。

【０２２７】アプリケーションプログラム実行手段２か
ら論理データベースLDB_Aに対するCONNECT構文（CONNEC
T(LDB_A,user_A)）の通知（Ｄ２３０）を受け付けた分
散データベースアクセス管理部３のテーブル位置検索部
７は、図２１に示したstrictモードの自動ログイン処理
の場合と同様、Ｓ１９０１〜Ｓ１９０５の処理を実行す
る。この後、テーブル位置検索部７は、該アプリケーシ
ョンプログラム実行手段２に対して、アクセス許可（Ｓ
２２０１：Ｄ２３１）を通知する。これを受けたアプリ
ケーションプログラム実行手段２は、テーブルアクセス
構文（図２３の例ではテーブルb1に対するSELECT構文
（SELECT（b1））をテーブル位置検索部７へ発行する
（Ｄ２３２）。

【０２２８】テーブルアクセス構文を受け付けたテーブ
ル位置検索部７は、論理データベースLDB_Aに含まれる
物理データベース１のうち、最も優先順位の高い物理デ
ータベースDB_aが未接続であることを確認し（Ｓ２２０
２）、DB_aに、物理データベースアカウントuser_aを用
いてログインするCONNECT構文（CONNECT(DB_a,user_
a)）を作成して、DB_aにログインする（Ｓ２２０３：Ｄ
２３３）。DB_aからログインに成功した応答（Ｄ２３
４）を受け取ると（Ｓ２２０４）、Ｄ２３２のテーブル
アクセス構文を物理データベースDB_aに発行する（Ｓ２
２０５：Ｄ２３５）。しかし、このSELECT構文に対し、
テーブルb1が格納されていない物理データベースDB_a
は、アクセス不可を示す情報（Ｄ２３６）で応答する。
そこで、テーブル位置検索部７は、次に優先順位の高い
物理データベースDB_bが未接続であることを確認し（Ｓ
２２０２）、該物理データベースDB_bに、物理データベ
ースアカウントuser_bを用いてログインするCONNECT構
文（CONNECT(DB_b,user_b)）を作成して、DB_bにログイ
ンする（Ｓ２２０３：Ｄ２３８）。

【０２２９】DB_bからログインに成功した応答（Ｄ２３
９）を受け取ると、テーブル位置検索部７は、物理デー
タベースDB_bへＤ２３２のテーブルアクセス構文である
SELECT構文（SELECT（b1））を発行する（Ｓ２２０５：
Ｄ２４０）。

【０２３０】このSELECT構文に応じて、物理データベー
スDB_bを管理する物理データベース管理システムは、格
納されたテーブルb1を検索し処理結果（Ｄ２４１）を返
す。これを受けたテーブル位置検索部７は、この応答を
アプリケーションプログラム実行手段２に通知（Ｄ２４
２）する。この通知を受けたアプリケーションプログラ
ム実行手段２が、テーブルアクセス構文（図２３の例で
はテーブルb1を対象とする更新のためのUPDATE構文（UP
DATE(b1)）（Ｄ２４３）を発行すると、テーブル位置検
索部７は、これを物理データベースDB_bへ発行する（Ｄ
２４４）。また、これに対する物理データベースDB_bを
管理する物理データベース管理システムの応答（Ｄ２４
５）は、アプリケーションプログラム実行手段２に通知
（Ｄ２４６）される。

【０２３１】アプリケーションプログラム実行手段２の
DISCONNECT構文（Ｄ２４７）を受け付けると、テーブル
位置検索部７は、まず、優先順位の高い物理データベー
スDB_aへ、DISCONNECT構文を発行し（Ｄ２４８）、これ
による接続の切断（Ｄ２４９）を確認すると、物理デー
タベースDB_bへDISCONNECT構文を発行（Ｄ２５０）し
て、これによる接続の切断（Ｄ２５１）を確認すると、
これをアプリケーションプログラム実行手段２に通知
（Ｄ２５２）する。

【０２３２】Ｂ．本実施例８の効果 上記各実施例１〜７において、誤った物理データベース
アカウントが論理データベース制御ブロック１３または
１７あるいは論理アカウント制御ブロック２０に登録さ
れた場合、テーブル位置検索部７による自動ログイン処
理は、物理データベース１の接続拒否により失敗する。
また、誤った物理データベース名が論理データベースデ
ィクショナリ８に登録された場合や、物理データベース
１が稼働していない場合等にも、自動ログイン処理は失
敗する。上記各実施例１〜７では、個々のテーブルアク
セス構文の実行ごとにログイン、ログアウトを行なうた
め、複数のテーブルアクセス構文を含む一連の処理の実
行中に、稼働していない、あるいは登録されたアカウン
ト情報が誤っている物理データベース１へのアクセスが
あれば、該処理の途中でログイン処理の失敗により、処
理が中止されることになる。

【０２３３】一方、本実施例８のstrictモードの自動ロ
グイン処理によれば、分散データデータベースアクセス
管理部３からのアクセス許可通知（Ｓ２００５）があれ
ば、指定した論理データベース４に属するすべての物理
データベース１について、ディクショナリ８に登録した
各種情報の誤りや物理データベース１の未稼働がなく、
ログインが成功したことになる。これは、アクセスを要
求した論理データベース４に属するすべての物理データ
ベース１について、あらかじめ接続を確保してから構文
転送処理を行なうため、ひとつでもアカウント情報等が
誤っているためアクセスのできない物理データベース１
や未稼働の物理データベース１があると、構文転送処理
の実行の前にそれがアプリケーションプログラム実行手
段２に通知されるからである。従って、本実施例８のst
rictモードでは、同一論理データベース４に属する複数
の物理データベース１への複数のテーブルアクセス構文
を含む一連の処理の実行中に、ログインの失敗によるエ
ラーが発生することはない。

【０２３４】また、looseモードの自動ログイン処理で
は、テーブル位置を検索する上で必要な物理データベー
ス１に限りログインされ、テーブル位置として決定した
物理データベース１より優先順位の低い物理データベー
ス１に対してはログイン処理が実行されない。このた
め、strictモードによる自動ログイン処理に比べ、オー
バヘッドが少ない。このモードでは、ユーザは、論理デ
ータベースディクショナリ８に登録した情報の誤りや物
理データベース１の未稼働状態を、テーブルアクセス構
文の結果応答で知ることになる。

【０２３５】ところで、本実施例８のテーブル位置検索
部７は、looseモードによる自動ログイン処理の実行
時、Ｓ２２０４において何れかの物理データベース１へ
の接続に失敗した場合、処理を中断する（Ｓ２２１１、
２２１２）。しかし、例えば論理データベース４を構成
する物理データベース１の中に未稼働の物理データベー
ス１が存在しても、それを無視してテーブル位置検索を
続けさせたいというユーザニーズもある。これに対処す
るには、テーブル位置検索部７が、Ｓ２２０４において
何れかの物理データベース１への接続に失敗しても処理
を終えずに、Ｓ２２０７に移行して次に優先順位の高い
物理データベース１からテーブル位置検索処理を続行す
るよう制御すればよい。

【０２３６】（実施例９）本実施例９では、分散システ
ムカタログ機能が提供される。システムカタログとは、
各物理データベース１に登録された物理データベースア
カウント情報、アクセス権限情報、格納されたテーブル
の名称や構造に関する情報、ビューに関する情報、イン
デクスに関する情報等、物理データベース管理システム
の制御情報であり、データディクショナリとも呼ばれ
る。物理データベース管理システムは、システムカタロ
グをシステム専用の物理データベーステーブルとして記
憶管理し、アプリケーションプログラム実行手段２から
SELECT構文を受けると、その内容を通知する機能をもつ
ものが多い。

【０２３７】本実施例９によれば、論理データベース４
にログインしてシステムカタログを対象としたSELECT構
文を発行したアプリケーションプログラム実行手段２
は、ログインを指示した論理データベース４、およびそ
れに属するすべての物理データベース１についてのシス
テムカタログの内容の通知を受けることができる。これ
は、実施例９のテーブル位置検索部７が、論理データベ
ース４にログインしたアプリケーションプログラム実行
手段２からシステムカタログを対象としたSELECT構文を
受け取ると、該論理データベース４を構成するすべての
物理データベース１へログインした後、受け取ったSELE
CT構文を発行（Ｓ５０６〜Ｓ５１０）したのち、全物理
データベース１からの処理結果を結合して、アプリケー
ションプログラム実行手段２へ返す（Ｓ５１１、Ｓ２０
０９、またはＳ２２０８）からである。

【０２３８】すなわち、本実施例９のテーブル位置検索
部７は、ステップＳ５０８において、構文バッファ６に
保持された構文がシステムカタログを対象としたSELECT
構文であれば、主記憶装置、または、ゲートウエイサー
バ４０が外部記憶装置を備えていれば、該外部記憶装置
に、領域を確保してその応答を格納し（ただし、アクセ
ス不可のときは格納しない）、処理をステップＳ５０９
に進める。また、本実施例９のテーブル位置検索部７
は、ステップＳ５０８において、処理対象の論理データ
ベース４に属するすべての物理データベース１を処理し
終わると、処理をステップＳ５１１に進める。

【０２３９】ステップＳ５１１では、本実施例９のテー
ブル位置検索部７は、構文バッファ６に保持された構文
がシステムカタログを対象としたSELECT構文であれば、
ステップＳ５０８において格納された応答（各物理デー
タベース１についてのシステムカタログの内容）を結合
して、ログインした論理データベース４全体の情報を示
すシステムカタログ情報を作成し、これを、該SELECT構
文を発行したアプリケーションプログラム実行手段２に
通知する。

【０２４０】ステップＳ５０８において格納される情報
と、ステップＳ５１１におけるシステムカタログ情報の
結合とを、図１３に示す具体例を用いて説明する。図１
３に示す例では、各物理データベース１が保持するテー
ブルに関する情報はシステムカタログ２３で管理され
る。

【０２４１】例えばアプリケーションプログラム実行手
段２が、論理データベースLDB_Bに対してテーブル名称
リストに関するシステムカタログの参照を要求するSELE
CT構文を発行した場合、テーブル位置検索部７は、LDB_
Bの論理データベース制御ブロック１３２を参照し、そ
こに登録された物理データベースDB_b、DB_cへ、順次、
物理データベースアカウントuser_b、user_cを用いてロ
グインし（Ｓ５０６）、受け取ったSELECT構文を発行す
る（Ｓ５０７）。これに対し、物理データベースDB_bを
管理する物理データベース管理システム２７０は、DB_b
のシステムカタログ２３であるシステムカタログ１３４
を参照し、user_bがアクセス可能なテーブル名としてb
1、b2を返す。また、物理データベースDB_cを管理する
物理データベース管理システム２７０は、DB_cのシステ
ムカタログ２３であるシステムカタログ１３５を参照
し、user_cがアクセス可能なテーブル名としてc1を返
す。テーブル位置検索部７は、DB_aのシステムカタログ
２３であるシステムカタログ１３４を参照し、これらの
結果を一旦新たに確保した記憶領域に格納した後（Ｓ５
０８）、すべての物理データベース１の処理が済むと、
物理データベースDB_bおよびDB_cの処理結果を結合し、
さらに格納された物理データベース１の名称を加え、論
理データベースLDB_Bのシステムカタログ２４としてテ
ーブル１３７をアプリケーションプログラム実行手段２
へ通知する（Ｓ５１１）。

【０２４２】また、アプリケーションプログラム実行手
段２が、論理データベースLDB_Aに対してテーブル名称
リストに関するシステムカタログの参照を要求するSELE
CT構文を発行した場合、テーブル位置検索部７は、LDB_
Aの論理データベース制御ブロック１３１を参照し、そ
こに登録された物理データベースDB_a、DB_bへ、順次、
物理データベースアカウントuser_a、user_bを用いてロ
グインし（Ｓ５０６）、受け取ったSELECT構文を発行す
る（Ｓ５０７）。これに対し、物理データベースDB_aを
管理する物理データベース管理システム２７０は、DB_a
のシステムカタログ２３であるシステムカタログ１３３
を参照し、user_aがアクセス可能なテーブル名としてa
1、a2を返す。また、物理データベースDB_bを管理する
物理データベース管理システム２７０は、DB_bのシステ
ムカタログ２３であるシステムカタログ１３４を参照
し、user_bがアクセス可能なテーブル名としてb1、b2を
返す。テーブル位置検索部７は、これらの結果を一旦新
たに確保した記憶領域に格納した後（Ｓ５０８）、すべ
ての物理データベース１の処理が済むと、物理データベ
ースDB_aおよびDB_bの処理結果を結合し、さらに格納さ
れた物理データベース１の名称を加え、論理データベー
スLDB_Aのシステムカタログ２４としてテーブル１３６
をアプリケーションプログラム実行手段２へ通知する
（Ｓ５１１）。

【０２４３】なお、ここに説明したもの以外の処理は、
実施例１の場合と同様である。さらに、分散データベー
スアクセス管理部３の、テーブル位置検索部７以外の構
成要素、およびその処理も、実施例１と同様である。上
記実施例１〜８のいずれのテーブル位置検索部７も、ス
テップＳ５０８（実施例８ではＳ２００７またはＳ２２
０６）およびＳ５１１（実施例８ではＳ２００９または
Ｓ２２０８）を本実施例９のようにすれば、SELECT構文
に応じて、ログインした論理データベースに属するすべ
ての物理データベースのシステムカタログの内容を、論
理データベースのシステムカタログ内容として出力する
ことができる。

【０２４４】以上のように本実施例９によると、論理デ
ータベース４を構成する複数の物理データベース１に格
納されたシステムカタログ２３の内容を結合し、あたか
も実体がある単一の物理データベースであるかのよう
に、論理データベースシステムカタログ２４を合成して
ユーザに見せることができる。

【０２４５】（実施例１０）本実施例１０によれば、論
理データベース４を対象とした監査機能が実現される。
本実施例１０の分散データベースアクセス管理部３の構
成要素、およびその内容は、実施例９の場合とほぼ同様
である。ただし、つぎの点で異なっている。

【０２４６】第１に、本実施例１０の論理データベース
ディクショナリ８は、実施例９の場合と同様の構成要素
に加えて、論理データベース４に関するアクセス履歴情
報を格納するログ情報保存領域である、論理データベー
スアクセスログバッファ２５（図１４に図示する）をさ
らに有する。本実施例１０の論理データベースアクセス
ログバッファ２５は、論理データベース名、論理データ
ベースユーザＩＤ、テーブル名、物理データベース名、
物理データベースユーザＩＤ、およびアクセス日時の各
データを格納するための領域を有するテーブルである。

【０２４７】第２に、本実施例１０のテーブル位置検索
部７は、アプリケーションプログラム実行手段２からの
論理データベースアクセス要求を受けて、論理データベ
ースアクセスに関する種々の履歴情報、例えば論理デー
タベース４の名称とログイン時の論理データベースユー
ザＩＤ、アクセスしたテーブル名とテーブル位置として
決定された物理データベース１の名称およびログイン時
の物理データベースユーザＩＤ、そしてアクセス日時等
を、論理データベースアクセスログバッファ２５に逐次
保管する。また、本実施例１０のテーブル位置検索部７
は、論理データベース４にログイン（論理データベース
４を指定したCONNECT構文を実行）したのち、システム
カタログを対象とするSELECT構文が入力された場合は、
論理データベースシステムカタログ情報２４に加えて、
論理データベースアクセスログバッファ２５に保管され
た情報を出力する。

【０２４８】本実施例１０によれば、ユーザは、論理デ
ータベースアクセスログバッファ２５に保管された情報
を参照し、論理データベース４に関するアクセス記録に
加え、実際にアクセスした物理データベース１の名称等
の情報を知ることができる。

【０２４９】（実施例１１）本実施例１１によれば、論
理データベースアクセス機能による分散検索処理が実現
される。本実施例１１の分散データベースアクセス管理
部３は、異なる物理データベース１に格納されている複
数のテーブルを対象としたジョイン（分散検索）に関し
ても、テーブル位置を意識することなく実現できる。

【０２５０】Ａ．テーブル位置検索部の処理 本実施例１１の分散データベースアクセス管理部３の構
成は、実施例１の場合と同様であり、各構成要素の処理
の流れも実施例１の場合と同様である。ただし、分散デ
ータベースアクセス管理部３は、複数のSELECT構文を保
持することのできるSELECT構文格納領域（図示せず）
と、SELECT構文の処理結果を複数保持することのできる
SELECT構文結果格納領域（図示せず）と、SELECT構文の
分解処理中かどうかを示すフラグを保持するSELECT構文
処理中フラグ格納領域（図示せず）を、さらに備える。
なお、SELECT構文処理中フラグ格納領域の初期値は０で
ある。また、テーブル位置検索部７の処理が実施例１と
は異なっている。本実施例１１のテーブル位置検索部７
の処理の流れを図３５に示す。なお、実施例１で用いた
ものと同じ符号の付されたステップの処理は、実施例１
のそれと同様である。

【０２５１】（１）SELECT構文の分解（Ｓ３５０〜Ｓ３
５４） 通常、ジョインには、複数のテーブル名称が記述された
１つのSELECT構文が使用される。そこで、本実施例１１
のテーブル位置検索部７は、CONNECT構文による最初の
ログイン（Ｓ５０６）後、構文バッファ６に保持されて
いる、次に実行すべきテーブルアクセス構文が、複数の
テーブルの指定されたSELECT構文であるかどうか検査し
（Ｓ３５０）、複数のテーブルの指定されたSELECT構文
であれば、該SELECT構文を解釈、分解して、指定された
複数のテーブルの個々のテーブルをアクセスするSELECT
構文を作成し、これをSELECT構文格納領域に格納し（Ｓ
３５１）、SELECT構文処理中フラグ格納領域に１を格納
し（Ｓ３５２）、分解後のSELECT構文（ひとつのテーブ
ルの記述されたSELECT構文）をひとつ上記SELECT構文格
納領域から読み出して、構文バッファ６に、つぎに処理
すべき構文として格納して（Ｓ３５３）、つぎにログイ
ンすべき物理データベース１を、処理中の論理データベ
ース４に属する最も優先順位の高い物理データベース１
とし（Ｓ３５４）、構文転送処理（Ｓ５０７）に処理を
進める。また、ステップＳ３５０において、処理対象
が、複数のテーブルの指定されたSELECT構文ではない場
合、本実施例１１のテーブル位置検索部７は、そのまま
処理を構文転送処理（Ｓ５０７）に進める。

【０２５２】（２）結果の蓄積（Ｓ３５５〜Ｓ３５９） 構文転送（Ｓ５０７）の結果、アクセス成功の応答を受
け付けると、本実施例１１のテーブル位置検索部７は、
SELECT構文処理中フラグ格納領域に保持された値（SELE
CT構文処理中フラグ）が１かどうか検査し（Ｓ３５
５）、１でなければ、そのまま処理をＳ５１１に進め
る。SELECT構文処理中フラグが１であれば、本実施例１
１のテーブル位置検索部７は、通知された処理結果をSE
LECT構文結果格納領域に格納する（Ｓ３５６）。

【０２５３】つぎに、本実施例１１のテーブル位置検索
部７は、SELECT構文格納領域に、未処理の分解後SELECT
構文が残っているかどうか検査し（Ｓ３５７）、残って
いれば、つぎに処理すべき分解後SELECT構文をSELECT構
文格納領域から読み出して、構文バッファ６に格納し
（Ｓ３５８）、つぎにログインすべき物理データベース
１を、処理中の論理データベース４に属する最も優先順
位の高い物理データベース１として（Ｓ３５９）、処理
をステップＳ５０７に戻す。

【０２５４】（３）結果の結合（Ｓ３６０〜Ｓ３６１） ステップＳ３５７において、SELECT構文格納領域に、未
処理の分解後SELECT構文が残っていなければ、本実施例
１１のテーブル位置検索部７は、SELECT構文結果格納領
域に蓄積されている処理結果を結合し（Ｓ３６０）、SE
LECT構文処理中フラグ格納領域に０を格納して（Ｓ３６
１）、処理をステップＳ５１１に進める。

【０２５５】Ｂ．本実施例１１の効果 以上のように、本実施例１１の論理データベースアクセ
ス機能によると、単一の物理データベース１に格納され
たテーブルに対するジョインと同様のSELECT構文によ
り、同一論理データベース内の異なる物理データベース
１に格納された複数のテーブルをジョインできる。

【０２５６】（実施例１２）本実施例１２の分散データ
ベース管理システムは、論理データベース４に関するビ
ュー機能およびシノニム機能を提供する。本実施例１２
の分散データベースアクセス管理部３によれば、複数の
物理データベース１に跨ったビューやシノニムに関して
も、論理データベース４を指定してアクセスすること
で、物理データベース１の存在を意識せずに、あたかも
ひとつのデータベースに格納されているかのように扱う
ことができる。

【０２５７】Ａ．論理データベース制御ブロックの構成 本実施例１２の論理データベース制御ブロック１５０を
図１５に示す。本実施例１２の論理データベース制御ブ
ロック１５０は、実施例１と同様の、論理データベース
名格納領域１５０ａ、アクセス権限格納領域１５０ｂ、
論理データベースアカウント格納領域１５０ｃ、物理デ
ータベース名格納領域１５０ｄ、物理データベースアカ
ウント格納領域１５０ｅを備え、さらに、ビューに関す
る情報を格納する領域１５０ｆおよびシノニムに関する
情報を格納する領域１５０ｇを備える。なお、本実施例
１２の分散データベースアクセス管理部３は、ここに説
明するもの以外は、実施例１と同様の構成を有する。

【０２５８】Ｂ．論理データベース定義部９の処理 アプリケーションプログラム実行手段２からの、論理デ
ータベース４に対するCREATE VIEW構文（ビューを定義
する構文）、またはCREATE SYNONYM構文（シノニムを定
義する構文）の発行を受け付けると、本実施例１２の論
理データベース定義部９は、構文中の情報を論理データ
ベース制御ブロック１３のビュー情報格納領域１５０ｆ
またはシノニム情報格納領域１５０ｇに格納する。な
お、ここで、ビュー情報は、ビューの名称と実テーブル
に対するSELECT文を格納する領域からなり、シノニム情
報は、シノニムの名称と対応する語句を格納する領域か
らなる。

【０２５９】Ｃ．テーブル位置検索部７の処理 本実施例１２のテーブル位置検索部７は、アプリケーシ
ョンプログラム実行手段２から受け取ったテーブルアク
セス構文から、テーブル名等を抽出し、ビュー情報格納
領域１５０ｆまたはシノニム情報格納領域１５０ｇに登
録された名称と一致するか確認する。一致する場合、登
録されている情報を基にテーブルアクセス構文を変換
し、ログインした物理データベース１へ発行する（Ｓ５
０７）。

【０２６０】Ｄ．本実施例１２の効果 例えば、複数の物理データベース１に格納された各テー
ブルを対象としたSELECT文を論理データベース４のビュ
ーとして定義すれば、単一テーブルに対する検索と同様
のアクセス方法で分散検索を実現できる。

【０２６１】また、本実施例１２の論理データベース４
に関するビュー機能および／またはシノニム機能を、上
述の各実施例１〜１１の分散データベースアクセス管理
部３に持たせることもできる。この場合、本実施例１２
と同様に、各実施例１〜１１の論理データベース制御ブ
ロック１３、１７または１９、あるいは論理アカウント
制御ブロック１８または２０に、ビュー情報格納領域１
５０ｆおよび／またはシノニム情報格納領域１５０ｇを
設け、論理データベース定義部９に、ビュー情報および
／またはシノニム情報を受け付けてビュー情報格納領域
１５０ｆおよび／またはシノニム情報格納領域１５０ｇ
に格納する手段を設け、テーブル位置検索部７に、登録
されたビュー情報および／またはシノニム情報を用いて
テーブルアクセス構文を変換する手段を設ければよい。

【０２６２】（実施例１３）つぎに、論理データベース
アクセス機能に関わる処理オーバヘッドを削減すること
のできる制御方法を用いた実施例を説明する。

【０２６３】上記各実施例１〜１２のテーブル位置検索
部７は、論理データベース４を構成する各物理データベ
ース１に対して、優先順位に従い順番にテーブルの存否
を問い合わせる。このため、アクセス対象のテーブルが
最も優先順位の低い物理データベース１に格納されてい
る場合は、テーブル位置検索処理のオーバヘッドが増加
する。

【０２６４】そこで、本実施例１３のテーブル位置検索
部７は、以下に説明する三種の何れかのテーブル位置予
測手段により、事前にテーブル位置を予測し、テーブル
位置の検索処理をバイパスする。

【０２６５】Ａ．テーブル位置検索部７の構成 図２４に、本実施例１３のテーブル位置検索部７の構成
を示す。本実施例１３のテーブル位置検索部７は、テー
ブル位置問合せ部３６と、テーブル位置抽出部３３と、
アクセステーブルバッファ３７と、アクセステーブル比
較部３４と、システムカタログバッファ３８と、システ
ムカタログ参照部３５とを備える。

【０２６６】テーブル位置問合せ部３６は、上記各実施
例１〜１２のテーブル位置検索部７と同様に、テーブル
アクセス構文を各物理データベース１へ転送し、アクセ
ス結果によりテーブル位置を決定する。

【０２６７】テーブル位置抽出部３３は、テーブルアク
セス構文から、アクセス対象のテーブル１００が格納さ
れた物理データベース１の名称を抽出し、その物理デー
タベース１にテーブルアクセス構文を発行する。

【０２６８】アクセステーブルバッファ３７は、過去に
アクセスしたテーブル１００の名称および該テーブル１
００の格納されている物理データベース１の名称を保持
する記憶領域であり、アクセステーブル比較部３４は、
アクセス対象のテーブルが格納された物理データベース
１をアクセステーブルバッファ３７で確認し、その物理
データベース１にテーブルアクセス構文を発行する。

【０２６９】システムカタログバッファ３８は、論理デ
ータベース４を構成する各物理データベース１に格納さ
れたテーブル１００の名称を保持する記憶領域であり、
システムカタログ参照部３５は、アクセス対象のテーブ
ルが格納された物理データベース１を前記システムカタ
ログバッファ３８で確認し、その物理データベース１に
テーブルアクセス構文を発行する。

【０２７０】Ｂ．テーブル位置抽出部によるテーブルア
クセス構文の変更 図２５に、テーブル位置抽出部３３の処理例を示す。本
実施例１３において、あらかじめテーブル位置を知って
いるアプリケーションプログラム実行手段２は、テーブ
ルアクセス構文に、アクセス対象のテーブル１００が格
納されている物理データベース１の名称を挿入すること
により、テーブル位置の検索を省略することができる。
ただし、本実施例１３では、構文がＳＱＬ標準の枠から
外れないよう、物理データベース名は、テーブル名の前
にセパレータ（図２５では「#」）を挟んで付加され
る。つまりＳＱＬ標準のシンタックスから言えば、付加
された物理データベース名とセパレータは、テーブル名
の一部と解釈される。

【０２７１】このアクセス対象のテーブル１００を保持
する物理データベース名が直接指定されたテーブルアク
セス構文２５５、２５６を受け付けると、本実施例１３
のテーブル位置抽出部３３は、構文バッファ６に保持さ
れているテーブルアクセス構文２５５、２５６から物理
データベース名の指定を削除し、構文２５７、２５８を
作成し、アクセス対象として、構文２５５、２５６に指
定された物理データベース１（DB_a、DB_b）を、テーブ
ル位置問合せ部３６に通知する。

【０２７２】Ｃ．テーブル位置検索部の処理 本実施例１３の分散データベースアクセス管理部３の、
テーブル位置検索部７以外の構成要素は、実施例８と同
様である。また、本実施例１３のテーブル位置検索部７
の処理は、実施例８の場合とほぼ同様である。ただし、
テーブル位置検索部７のstrictモード処理（図２０に図
示）およびlooseモード処理（図２２）が異なってい
る。本実施例１３のstrictモード処理を図２６に示し、
looseモード処理を図３４に示す。また、本実施例１３
の分散データベースアクセス管理部３は、実施例９と同
様のシステムカタログ機能を実現するための構成を、実
施例９と同様に有し、分散データベースアクセス管理部
３は、論理データベースシステムカタログ２４（図１３
に図示）を作成すると、これをアプリケーションプログ
ラム実行手段２へ通知するとともに、システムカタログ
バッファ３８に格納する。

【０２７３】（１）strictモードの自動ログイン処理
（ステップＳ１９０６） strictモードの自動ログイン処理において、本実施例１
３のテーブル位置検索部７は、まず、テーブル位置問合
せ部３６により、指定された論理データベース４に属す
るすべての物理データベース１にログインする。すなわ
ち、本実施例１３のテーブル位置問合せ部３６は、実施
例８のテーブル位置検索部７と同様、あらかじめ、論理
データベース４を構成する全ての物理データベース１
へ、論理データベースディクショナリ８に格納された物
理データベースアカウントを用いたログインを試行して
（Ｓ２６０１〜２６０４）、指定された論理データベー
ス４を構成する何れかの物理データベース１へのログイ
ンが失敗したことを検知すると、ログイン中の全物理デ
ータベース１からログアウトした後（Ｓ２６１８）、ア
プリケーションプログラム実行手段２に対し論理データ
ベース４へのログインを拒否したことを通知し（Ｓ２６
１９）、処理を終える。全物理データベース１へのログ
インを正常に処理できた場合、テーブル位置問合せ部３
６は、アプリケーションプログラム実行手段２に対し論
理データベース４へのログインを受け付けたことを通知
して（Ｓ２６０５）、制御をテーブル位置抽出部３３に
渡す。

【０２７４】テーブル位置抽出部３３は、構文バッファ
６に格納されたテーブルアクセス構文を解析し、テーブ
ル名を表す文字列中にセパレータ（本実施例１３では
「#」）が存在するか確認して、セパレータを検出した
場合は、図２５に示したように構文バッファ６に保持さ
れた該構文中のテーブル名から物理データベース名とセ
パレータを表す文字列を取り除いた後、テーブル位置問
合せ部３６に物理データベース名を通知して、テーブル
位置問合せ部３６に制御を渡す（Ｓ２６０６）。テーブ
ル位置問合せ部３６は、通知された名称に相当する物理
データベース１へ、構文バッファ６中の処理対象の構文
を転送し（Ｓ２６１７）、その結果をアプリケーション
プログラム実行手段２に通知して（Ｓ２６１３）、次に
処理すべき構文がDISCONNECT構文でなければ、制御をテ
ーブル位置抽出部３３に渡して処理をステップＳ２６０
６に戻し、次に処理すべき構文がDISCONNECT構文であれ
ば（Ｓ２６１４）、ログインしているすべての物理デー
タベース１からログアウトして（Ｓ２６１５）、処理を
終了する。

【０２７５】Ｓ２６０６においてセパレータを検出しな
かった場合は、テーブル位置抽出部３３は、アクセステ
ーブル比較部３４に制御を渡す。アクセステーブル比較
部３４は、アクセステーブルバッファ３７を参照するこ
とによりテーブル位置を決定する手段である。アクセス
テーブルバッファ３７は、テーブル位置検索部７のテー
ブル位置問合せ部３６およびシステムカタログ参照部３
５が、以前にアクセスしたテーブルの名称と格納されて
いる物理データベース１の名称とを関連付けて記憶する
領域である。

【０２７６】制御を渡されたアクセステーブル比較部３
４は、アクセステーブルバッファ３７を参照し、構文バ
ッファ６に格納されたテーブルアクセス構文中のテーブ
ル名と一致するものが存在するか確認し、存在する場合
は、アクセステーブルバッファ３７からテーブル名に対
応する物理データベース名を取り出し、その名称をテー
ブル位置問合せ部３６に通知し、制御をテーブル位置問
合せ部３６に渡して、処理を上述のステップＳ２６１７
に進める（Ｓ２６０７）。

【０２７７】Ｓ２６０７において、一致するテーブル名
がアクセステーブルバッファ３７に存在しなかった場合
は、アクセステーブル比較部３４は、システムカタログ
参照部３５に制御を渡す。システムカタログ参照部３５
は、システムカタログバッファ３８を参照することによ
りテーブル位置を決定する手段である。システムカタロ
グバッファ３８は、実施例９と同様のシステムカタログ
機能により作成された論理データベースシステムカタロ
グ２４（図１３に図示）の情報を記憶する領域であり、
論理データベース４を構成する各物理データベース１に
格納された全テーブルに関して、テーブル名と物理デー
タベース名が関連付けて記憶されている。

【０２７８】制御を渡されたシステムカタログ参照部３
５は、現在処理中の論理データベース４に関するシステ
ムカタログ２４がシステムカタログバッファ３８に格納
されているか確認する（Ｓ２６０８）。格納されている
場合、システムカタログ参照部３５は、構文バッファ６
に格納されたテーブルアクセス構文中のテーブル名と一
致するものをシステムカタログバッファ３８から見つ
け、指定されたテーブル名に対応する物理データベース
名を取り出し、アクセステーブルバッファ３７にテーブ
ル名と共に登録して（Ｓ２６１６）、該物理データベー
ス名をテーブル位置問合せ部３６に通知し、テーブル位
置問合せ部３６に制御を渡して、処理を上述のステップ
Ｓ２６１７へ進める。

【０２７９】Ｓ２６０８において、現在処理中の論理デ
ータベース４に関するシステムカタログ２４がシステム
カタログバッファ３８に格納されていなかった場合、シ
ステムカタログ参照部３５は、そのままテーブル位置問
合せ部３６に制御を渡す。

【０２８０】制御を渡されたテーブル位置問合せ部３６
は、実施例８のテーブル位置検索部の処理Ｓ２００６〜
Ｓ２００８と同様に、テーブルアクセス構文を各物理デ
ータベース１へ順次転送し（Ｓ２６０９〜２６１１）、
アクセス結果によりテーブル位置を決定する。なお、実
施例８では、構文転送（Ｓ２００６）後、アクセス成功
の通知があると、すぐにテーブル位置検索部７は結果を
アプリケーションプログラム実行手段２へ通知する（Ｓ
２００９）が、本実施例１３のテーブル位置問合せ部３
６は、アクセス成功の通知があると、Ｓ２６１２におい
て、アクセスした物理データベース１の名称とテーブル
名とを、テーブル位置としてアクセステーブルバッファ
３７に登録してから、アクセス結果をアプリケーション
プログラム実行手段２へ通知して（Ｓ２６１３）、上述
のステップＳ２６１４へ処理を進める。

【０２８１】（２）looseモードによる自動ログイン処
理（ステップＳ１９０７） looseモードによる自動ログイン処理（ステップＳ１９
０７）において、本実施例１３のテーブル位置検索部７
は、まず、テーブル位置問合せ部３６に制御を渡す。テ
ーブル位置問合せ部３６は、実施例８のステップＳ２２
０１と同様に、アプリケーションプログラム実行手段２
に論理データベース４へのログインを受け付けたことを
通知し（Ｓ３４０１）、制御をテーブル抽出部３３に渡
す。

【０２８２】制御を渡されたテーブル位置抽出部３３
は、構文バッファ６に格納されたテーブルアクセス構文
を解析し、テーブル名を表す文字列中にセパレータが存
在するか確認して、セパレータを検出した場合は、図２
５に示したように構文バッファ６に保持された該構文中
のテーブル名から物理データベース名とセパレータを表
す文字列を取り除いた後、テーブル位置問合せ部３６に
物理データベース名を通知して、テーブル位置問合せ部
３６に制御を渡す（Ｓ３４０２）。テーブル位置問合せ
部３６は、通知された名称に相当する物理データベース
１との接続がすでに行なわれているかどうか確認して
（Ｓ３４１８）、接続されていなければ、その物理デー
タベース１にログインした後（Ｓ３４１９）、接続に成
功すれば（Ｓ３４２０）、ログインした物理データベー
ス１へ構文バッファ６中の処理対象の構文を転送する
（Ｓ３４２１）。つぎに、テーブル位置問合せ部３６
は、物理データベース１からの処理結果をアプリケーシ
ョンプログラム実行手段２に通知して（Ｓ３４１２）、
次に処理すべき構文がDISCONNECT構文でなければ、制御
をテーブル位置抽出部３３に渡して処理をステップＳ３
４０２に戻し、次に処理すべき構文がDISCONNECT構文で
あれば（Ｓ３４１３）、ログインしているすべての物理
データベース１からログアウトして（Ｓ３４１４）、処
理を終了する。

【０２８３】Ｓ３４０２においてセパレータを検出しな
かった場合は、テーブル位置抽出部３３は、アクセステ
ーブル比較部３４に制御を渡す。アクセステーブル比較
部３４は、アクセステーブルバッファ３７を参照し、構
文バッファ６に格納されたテーブルアクセス構文中のテ
ーブル名と一致するものが存在するか確認し、存在する
場合は、アクセステーブルバッファ３７からテーブル名
に対応する物理データベース名を取り出し、その名称を
テーブル位置問合せ部３６に通知し、制御をテーブル位
置問合せ部３６に渡して、処理を上述のステップＳ３４
１８に進める（Ｓ３４０３）。

【０２８４】Ｓ３４０３において、一致するテーブル名
がアクセステーブルバッファ３７に存在しなかった場合
は、アクセステーブル比較部３４は、システムカタログ
参照部３５に制御を渡す。システムカタログ参照部３５
は、現在処理中の論理データベース４に関するシステム
カタログ２４がシステムカタログバッファ３８に格納さ
れているか確認する（Ｓ３４０４）。格納されている場
合、システムカタログ参照部３５は、構文バッファ６に
格納されたテーブルアクセス構文中のテーブル名と一致
するものをシステムカタログバッファ３８から見つけ、
指定されたテーブル名に対応する物理データベース名を
取り出し、アクセステーブルバッファ３７に登録して
（Ｓ３４１７）、該物理データベース名をテーブル位置
問合せ部３６に通知し、テーブル位置問合せ部３６に制
御を渡して、処理を上述のステップＳ３４１６へ進め
る。

【０２８５】Ｓ３４０４において、現在処理中の論理デ
ータベース４に関するシステムカタログ２４がシステム
カタログバッファ３８に格納されていなかった場合、シ
ステムカタログ参照部３５は、そのままテーブル位置問
合せ部３６に制御を渡し、処理をステップＳ３４０５に
進める。

【０２８６】制御を渡されたテーブル位置問合せ部３６
は、優先順位の高い物理データベースへの接続がすでに
行なわれているかどうか確認して（Ｓ３４０５）、接続
されていなければ、その物理データベース１に、ログイ
ンした後（Ｓ３４０６）、接続に成功すれば（Ｓ３４０
７）、ログインした物理データベース１へ、構文バッフ
ァ６に保持された処理対象の構文を転送する（Ｓ３４０
８）。転送の結果、物理データベース１からアクセス不
可を示す情報を受け取った場合には（Ｓ３４０９）、処
理対象を次に優先順位の高い物理データベース１にし
（Ｓ３４１０）、処理をＳ３４０５に戻す。

【０２８７】転送の結果、アクセスが成功すれば、テー
ブル位置問合せ部３６は、アクセスした物理データベー
ス１の名称を、テーブル位置としてアクセステーブルバ
ッファ３７に登録してから（Ｓ３４１１）、上述のステ
ップＳ３４１２へ処理を進める。

【０２８８】なお、Ｓ３４０７またはＳ３４２０におい
て物理データベース１への接続に失敗した場合、テーブ
ル位置問合せ部３６は、実施例８のステップＳ２２１１
〜Ｓ２２１２と同様に、ログイン中の全物理データベー
ス１からログアウトした後（Ｓ３４１５）、アプリケー
ションプログラム実行手段２にアクセスに失敗したこと
を通知し（Ｓ３４１６）、処理を終える。

【０２８９】Ｄ．本実施例１３の効果 以上に説明したように、本実施例１３のテーブル位置検
索部７は、アプリケーションプログラム２が発行したテ
ーブルアクセス構文が、テーブルが格納されている物理
データベース名を明示しているテーブルアクセス構文、
以前にアクセスしたテーブルと同一のテーブルに対する
テーブルアクセス構文、論理データベースシステムカタ
ログ２４の作成以降に受け取ったテーブルアクセス構文
の何れかである場合、論理データベース４を構成する各
物理データベース１にテーブルの存否を問い合わせる前
にテーブル位置を判定し、決定した物理データベース１
にテーブルアクセス構文を転送する。これにより、テー
ブル位置検索処理のオーバヘッドを軽減可能である。

【０２９０】また本実施例１３のテーブル位置検索部７
は、アプリケーションプログラム２からテーブルを新た
に生成するCREATE TABLE構文を受けた場合、論理データ
ベース４を構成する物理データベース１の内、最も優先
順位の高い物理データベース１に該構文を転送する。こ
のときテーブル名と、構文を転送した物理データベース
１の名称とを、アクセステーブルバッファ３７およびシ
ステムカタログバッファ３８に登録するよう制御しても
よい。また本実施例１３のテーブル位置検索部７は、ア
プリケーションプログラム２からテーブルを削除するDR
OP TABLE構文を受けた場合、削除対象のテーブルが格納
された物理データベース１に該構文を転送した後、テー
ブル名と構文を転送した物理データベース１の名称と
を、アクセステーブルバッファ３７およびシステムカタ
ログバッファ３８から削除するよう制御してもよい。以
上のように制御することで、本実施例１３のアクセステ
ーブルバッファ３７およびシステムカタログ３８バッフ
ァに登録されたテーブル位置情報を常に最新に保つこと
ができる。

【０２９１】なお、本実施例１３のテーブル位置検索部
７は、アクセステーブルバッファ３７またはシステムカ
タログバッファ３８に登録された情報を、論理データベ
ース４からのログアウト毎に消去してもよいし、二次記
憶装置で常にあるいは一定期間保管してもよい。

【０２９２】（各実施例１〜１３の他の態様）以上の各
実施例１〜１３において、図３の論理データベース生成
構文１４は、論理データベース４を構成する各物理デー
タベース１に関する情報の記述順序が暗黙的に優先順位
を表すものとして説明したが、構文１４の物理データベ
ース１に関する情報中に優先順位を記述するパラメータ
を設け、記述順序と関係なく明示的に優先順位値を指定
可能としても良い。また図２、図７、図１５、図１６の
論理データベース制御ブロック１３、１７、または１
９、および図９の論理アカウント制御ブロック２０は、
物理データベース１に関する情報の格納順序が優先順位
を表すものとして説明したが、各物理データベース１に
関する情報中に優先順位値を記憶する領域を設けても良
い。

【０２９３】（各実施例１〜１３の効果）以上、本発明
の分散データベース管理システムの実施例を説明した。
従来の分散データベース管理システムは、ユーザにより
予め登録されたテーブル位置情報を参照して、アクセス
対象のテーブルが格納された物理データベース１を決定
する。このためディクショナリに登録していないテーブ
ルを、位置透過にアクセスすることはできない。これに
対し上記各実施例１〜１３の分散データベース管理シス
テムは、テーブルのアクセス時点で、論理データベース
４を構成する各物理データベース１に対象テーブルの存
否を問い合わせることでテーブル位置を決定する。この
ため、各物理データベース１に格納された全てのテーブ
ルを透過的に扱うことが可能である。

【０２９４】また、上記各実施例１〜１３の分散データ
ベース管理システムによれば、ユーザは、各物理データ
ベース１のアカウントの違いを意識せずに、単一の論理
データベースアカウントを知るだけで、分散データベー
ス環境における所望の物理データベース１にログイン可
能である。

【０２９５】なお、上記各実施例１〜１３の分散データ
ベース管理システムは、論理データベースディクショナ
リ８に記憶した物理データベースアカウントを用いて各
物理データベース１へログインした後、テーブルアクセ
ス構文を発行する。テーブルアクセス構文を受け付けた
物理データベース１を管理する物理データベース管理シ
ステム２７０は、アクセス対象のテーブルを確認し、さ
らにテーブルに設定された物理データベースユーザのア
クセス権限を検査する。ログインした物理データベース
ユーザに対して該テーブルのアクセス権限が割り当てら
れていない場合、物理データベース１を管理する物理デ
ータベース管理システム２７０はアクセスを拒否する。
このように本実施例によると、論理データベース４を構
成する物理データベース１に異なるユーザが作成した同
一名称のテーブルが存在しても、自動的にアクセス対象
から除外できる。

【０２９６】ただし異なるユーザが作成した同一名称の
テーブルでも、テーブルアクセス権限が委譲されると、
１つの論理データベース４内にアクセス可能な同一名称
のテーブルが存在することになる。しかし上記各実施例
１〜１３の分散データベース管理システムによると、論
理データベース４を構成する各物理データベース１に優
先順位を付与することで、異なる物理データベース１に
格納された重複名称のテーブルの内、何れのテーブルを
アクセスするか特定することができる。

【０２９７】また、上記各実施例１〜１３の分散データ
ベース管理システムによれば、テーブルに限らず、物理
データベース１に登録された仮想的なテーブルであるビ
ューや長い語句に別名を定義するシノニムに関しても、
格納された物理データベース１を意識せずにアクセスで
きる。

【０２９８】

【発明の効果】本発明の分散データベース管理システム
によれば、ユーザは、必要最小限の情報を登録するだけ
で、論理データベースを構成する複数の物理データベー
スに格納されたテーブル、および今後新たに格納される
テーブルに関して、テーブル位置およびアカウントを意
識することなく、透過的にアクセスできる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 実施例１の分散データベース管理システムの
構成図である。

【図２】 実施例１における論理データベースディクシ
ョナリの構成を示す説明図である。

【図３】 実施例１の論理データベースの定義、変更、
削除に用いられる構文を示す説明図である。

【図４】 実施例１のテーブル位置検索部のデータベー
ス接続構文変換処理を示す説明図である。

【図５】 実施例１のテーブル位置検索部の処理手順を
示すフローチャートである。

【図６】 実施例１においてテーブル位置検索部が交換
する情報のシーケンスを示す図である。

【図７】 実施例２における論理データベースディクシ
ョナリの構成を示す説明図である。

【図８】 実施例３の動作を説明する図である。

【図９】 実施例４における論理データベースディクシ
ョナリの構成を示す説明図である。

【図１０】 実施例４の動作を説明する図である。

【図１１】 実施例６のパスワード暗号化機能を説明す
る図である。

【図１２】 実施例１の分散データベース管理システム
を用いた障害対策を説明する図である。

【図１３】 実施例９の分散システムカタログ機能を説
明する図である。

【図１４】 実施例１０の論理データベースアクセスロ
グバッファの構成を示す説明図である。

【図１５】 実施例１２におけるビュー情報およびシノ
ニム情報を説明する図である。

【図１６】 実施例５の論理データベースディクショナ
リの構成を示す説明図である。

【図１７】 実施例５の分散データベースアクセス管理
部の動作を説明する図である。

【図１８】 実施例４の論理データベースおよび論理ア
カウントの定義、変更、削除に用いられる構文を示す説
明図である。

【図１９】 実施例８のテーブル位置検索部の自動ログ
イン処理全体の手順を示すフローチャートである。

【図２０】 実施例８のテーブル位置検索部の、strict
モードの自動ログイン処理の手順を示すフローチャート
である。

【図２１】 実施例８におけるstrictモードの自動ログ
イン処理によりテーブル位置検索部が交換する情報のシ
ーケンスを示す図である。

【図２２】 実施例８のテーブル位置検索部の、loose
モードの自動ログイン処理の手順を示すフローチャート
である。

【図２３】 実施例８におけるlooseモードの自動ログ
イン処理によりテーブル位置検索部が交換する情報のシ
ーケンスを示す図である。

【図２４】 実施例１３のテーブル位置検索部の構成図
である。

【図２５】 実施例１３のテーブル位置抽出部によるデ
ータベース接続構文変換処理を示す説明図である。

【図２６】 実施例１３におけるstrictモードの自動ロ
グイン処理の手順を示すフローチャートである。

【図２７】 本発明の分散データベースシステムの適用
されるシステム構成例を示すハードウエア図である。

【図２８】 本発明の分散データベースシステムの適用
されるシステム構成例を示すハードウエア構成図であ
る。

【図２９】 本発明の分散データベースシステムの適用
されるシステム構成例を示すハードウエア構成図であ
る。

【図３０】 実施例４の論理データベース定義部の論理
データベース登録処理の手順を示すフローチャートであ
る。

【図３１】 実施例１の論理データベース定義部の論理
データベース登録処理の手順を示すフローチャートであ
る。

【図３２】 実施例４の論理データベース定義部の論理
データベース変更処理の手順を示すフローチャートであ
る。

【図３３】 実施例４の論理データベース定義部の論理
アカウント制御ブロック変更処理の手順を示すフローチ
ャートである。

【図３４】 実施例１３におけるlooseモードの自動ロ
グイン処理の手順を示すフローチャートである。

【図３５】 実施例１１のテーブル位置検索部の処理手
順を示すフローチャートである。

【符号の説明】

１…物理データベース、 ２…アプリケーションプログ
ラム、 ３…分散データベースアクセス管理部、 ４…
論理データベース、 ５…データベースインタフェース
部、 ６…構文バッファ、 ７…テーブル位置検索部、
８…論理データベースディクショナリ、 ９…論理デ
ータベース定義部、 １０…論理データベースアクセス
制御部、 １１…ユーザインタフェース、 １２…構文
生成部、１３，１７…論理データベース制御ブロック、
１４…論理データベース生成構文、 １５…論理デー
タベース削除構文、 １６…論理データベースアクセス
権限委譲構文、 １８…論理アカウント制御ブロック、
１９…論理データベース制御ブロック、 ２０…論理
アカウント制御ブロック、 ２１…暗号化制御部、 ２
２…復号化制御部、 ２３…物理データベースシステム
カタログ、 ２４…論理データベースシステムカタロ
グ、 ２５…論理データベースアクセスログバッファ、
２６…論理データベース生成構文、 ２７…論理デー
タベース変更構文、 ２８…論理データベース削除構
文、 ２９…論理データベースアクセス権限委譲構文、
３０…論理アカウント登録構文、 ３１…論理アカウ
ント変更構文、 ３２…論理アカウント削除構文、 ３
３…テーブル位置抽出部、 ３４…アクセステーブル比
較部、 ３５…システムカタログ参照部、 ３６…テー
ブル位置問合せ部、 ３７…アクセステーブルバッフ
ァ、 ３８…システムカタログバッファ、 ３９…クラ
イアント、 ４０…ゲートウェイサーバ、 ４１…デー
タベースサーバ。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 橋本 尚 神奈川県横浜市戸塚区戸塚町5030番地 株 式会社日立製作所ソフトウェア開発本部内 (72)発明者 西山 英作 神奈川県横浜市戸塚区戸塚町5030番地 株 式会社日立製作所ソフトウェア開発本部内

Claims (26)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】テーブルを保持する一以上の物理データベ
   ースに、該物理データベースを管理する物理データベー
   ス管理システムを介して接続され、さらに、該物理デー
   タベースをアクセスするアプリケーションプログラム実
   行手段に接続され、該アプリケーションプログラム実行
   手段の発行した物理データベースをアクセスするための
   アクセス構文を受け付け、上記物理データベースのいず
   れかをアクセス対象として、該物理データベースを管理
   する物理データベース管理システムに該アクセス構文を
   転送する情報処理装置である分散データベース管理シス
   テムにおいて、 上記物理データベースのうちの一以上をグループ化した
   ものである論理データベースに関する情報を保持するた
   めの論理データベースディクショナリと、 上記論理データベースに関する情報を上記論理データベ
   ースディクショナリに登録する論理データベース定義部
   と、 上記アクセス構文を保持するための構文バッファと、 上記アプリケーションプログラム実行手段からのアクセ
   ス構文を受け付け、上記構文バッファに格納する論理デ
   ータベースアクセス制御部と、 上記構文バッファに保持された上記アクセス構文を、上
   記物理データベースのいずれかをアクセス対象として、
   該物理データベースを管理する物理データベース管理シ
   ステムに転送するテーブル位置検索部とを有し、 上記テーブル位置検索部は、 データベースへのログインを指示するアクセス構文を受
   け付けると、接続を指示されたデータベースが上記論理
   データベースとして上記論理データベースディクショナ
   リに登録されていれば、 上記アクセス構文のアクセス対象を、指示された論理デ
   ータベースに属する上記物理データベースのいずれかと
   し、 上記アクセス構文の転送に対して、アクセス不可の応答
   があれば、 上記アクセス構文のアクセス対象を、指示された論理デ
   ータベースに属する他の上記物理データベースのいずれ
   かとして、再度、上記構文バッファに保持された上記ア
   クセス構文を転送する手段を有することを特徴とする分
   散データベース管理システム。
2. 【請求項２】請求項１において、 前記論理データベースに関する情報は、 前記論理データベースの識別情報と、該論理データベー
   スに属する一以上の物理データベースの各々の識別情報
   と、それらの物理データベースの優先順位とを備え、 前記テーブル位置検索部は、 上記アクセス構文のアクセス対象を、前記論理データベ
   ースディクショナリに保持された、上記指示された論理
   データベースに関する上記情報に含まれる上記物理デー
   タベースの優先順位に従って決定する手段を有すること
   を特徴とする分散データベース管理システム。
3. 【請求項３】請求項１において、 前記論理データベースに関する情報は、 前記論理データベースの識別情報と、該論理データベー
   スに属する一以上の物理データベースの各々の識別情報
   と、それらの物理データベースの優先順位とを備え、 前記テーブル位置検索部は、 転送の対象である上記アクセス構文が、テーブルの生成
   を指示する構文であるときは、上記アクセス構文のアク
   セス対象を、前記論理データベースディクショナリに保
   持された、上記指示された論理データベースに関する上
   記情報に含まれる上記物理データベースの優先順位に従
   って、最も優先順位の高い上記物理データベースとする
   手段を有することを特徴とする分散データベース管理シ
   ステム。
4. 【請求項４】請求項１において、 前記論理データベースに関する情報は、 上記論理データベースに対するアクセス権限情報を含
   み、 前記テーブル位置検索部は、 上記アクセス構文の転送に先立ち、前記論理データベー
   スディクショナリの保持する上記アクセス権限情報を用
   いて、該アクセス構文を発行した上記アプリケーション
   プログラム実行手段のアクセス権限を検査し、アクセス
   権限がなければ、該アクセス構文の転送を拒否する手段
   を有することを特徴とする分散データベース管理システ
   ム。
5. 【請求項５】請求項１において、 前記論理データベースに関する情報は、 前記論理データベースの識別情報と、該論理データベー
   スに属する一以上の前記物理データベースの各々の識別
   情報とを備え、 前記テーブル位置検索部は、 前記転送される前記アクセス構文が、論理データベース
   の識別情報を指定してログインを指示するものであると
   きは、 前記構文バッファに保持されたアクセス構文の、ログイ
   ンの対象である論理データベースの識別情報を、前記決
   定した物理データベースの識別情報に書き換え、 上記書き換えたアクセス構文を、前記決定した物理デー
   タベースをアクセス対象として、該物理データベースを
   管理する物理データベース管理システムへ転送する手段
   を有することを特徴とする分散データベース管理システ
   ム。
6. 【請求項６】請求項５において、 前記論理データベースに関する情報は、 該論理データベースへのアクセスを許される一以上のユ
   ーザの識別子およびパスワードを備える、一以上の論理
   データベースアカウントを、さらに備え、 前記テーブル位置検索部は、 前記アクセス構文の転送に先立ち、該アクセス構文中に
   記述された論理データベースアカウントが、前記論理デ
   ータベースディクショナリの保持する上記論理データベ
   ースアカウントのいずれかと一致するかどうか検査し、
   一致しなければ、前記構文転送を拒否する手段を有する
   ことを特徴とする分散データベース管理システム。
7. 【請求項７】請求項５において、 前記論理データベースに関する情報は、 前記物理データベースの各々の識別情報に対応して、該
   物理データベースへのアクセスを許されるユーザの識別
   子およびパスワードを備える物理データベースアカウン
   トを、さらに備え、 前記テーブル位置検索部は、 前記転送される前記アクセス構文が、データベースへの
   ログインを指示するものであるときは、 前記構文転送前に、前記構文バッファに保持されたアク
   セス構文の論理データベースの論理データベースアカウ
   ントを、前記論理データベースディクショナリの保持す
   る上記物理データベースアカウントに書き換える手段
   を、さらに有することを特徴とする分散データベース管
   理システム。
8. 【請求項８】請求項６において、 前記論理データベースに関する情報は、 前記物理データベースの各々の識別情報に対応して、該
   物理データベースへのアクセスを許されるユーザの識別
   子およびパスワードを備える物理データベースアカウン
   トを、さらに備え、 前記テーブル位置検索部は、 前記転送される前記アクセス構文が、データベースへの
   ログインを指示するものであるときは、 前記構文転送前に、前記構文バッファに保持されたアク
   セス構文の論理データベースアカウントを、前記論理デ
   ータベースディクショナリの保持する上記物理データベ
   ースアカウントに書き換える物理データベースアカウン
   ト書き換え手段を、さらに有することを特徴とする分散
   データベース管理システム。
9. 【請求項９】請求項８において、 前記論理データベースディクショナリは、 上記論理データベースに関する情報の格納領域として、
   論理データベース制御ブロックと、論理アカウント制御
   ブロックとを備え、 上記論理データベース制御ブロックは、上記論理データ
   ベースごとに備えられ、少なくとも、該論理データベー
   スの識別情報と、該論理データベースに属する一以上の
   物理データベースの識別情報とを保持し、 上記論理アカウント制御ブロックは、前記論理データベ
   ースアカウントごとに備えられ、少なくとも、該論理デ
   ータベースアカウントによりアクセスを許される上記論
   理データベースに属する上記物理データベースの識別情
   報と、該物理データベースへのアクセスを許されるユー
   ザの識別子およびパスワードを備える物理データベース
   アカウントとを保持し、 前記テーブル位置検索部は、 前記アクセス構文に、上記論理データベースの識別情報
   と、上記論理データベースアカウントが記述されていれ
   ば、 前記アクセス対象を、上記記述された論理データベース
   識別情報を保持する上記論理データベース制御ブロック
   と、上記記述された論理アカウントを保持する上記論理
   アカウント制御ブロックとに共通して保持されている物
   理データベース識別情報の示す物理データベースとする
   手段を有することを特徴とする分散データベース管理シ
   ステム。
10. 【請求項１０】請求項８において、 前記論理データベース定義部は、 前記論理データベースに関する情報を上記論理データベ
    ースに登録する際、 前記論理データベースアカウントの入力を受け付け、該
    論理データベースアカウントをキーとして用いて、上記
    情報に含まれる物理データベースアカウントを暗号化し
    て、上記論理データベースディクショナリに格納する手
    段を有し、 前記テーブル位置検索部の物理データベースアカウント
    書き換え手段は、 前記論理データベースアカウントの入力を受け付け、転
    送対象として決定された物理データベースの識別情報に
    対応して前記論理データベースディクショナリに保持さ
    れている、暗号化された物理データベースアカウント
    を、前記入力された論理データベースアカウントをキー
    として用いて、復号化し、前記論理データベースアカウ
    ントの書き換えに用いる手段を有することを特徴とする
    分散データベース管理システム。
11. 【請求項１１】請求項１０において、 前記テーブル位置検索部は、 前記論理データベースディクショナリに格納された物理
    データベースアカウントの復号化が失敗すると、前記ア
    クセス構文の転送を拒否する手段を有することを特徴と
    する分散データベース管理システム。
12. 【請求項１２】請求項１において、 前記テーブル位置検索部は、 前記転送対象のアクセス構文が、前記論理データベース
    を指定してシステムカタログの参照を指示するものであ
    るとき、 上記指定された論理データベースに属する一以上の物理
    データベースのそれぞれをアクセス対象として上記アク
    セス構文を該物理データベースを管理する物理データベ
    ース管理システムに転送し、該転送に対する応答として
    入力された各物理データベースのシステムカタログ情報
    を１つに結合してテーブルを作成し、該テーブルの内容
    を、上記アクセス構文を発行した前記アプリケーション
    プログラム実行手段に通知する手段を有することを特徴
    とする分散データベース管理システム。
13. 【請求項１３】請求項１において、 前記論理データベースごとに、該論理データベースへの
    アクセスに関するログ情報を保持するためのログ情報保
    存領域を、さらに有し、 前記テーブル位置検索部は、 実行した論理データベースアクセスに関するログ情報を
    上記ログ情報保存領域に格納する手段と、 前記アプリケーションプログラム実行手段からの要求に
    応じて、前記ログ情報保存領域に保持された情報を通知
    する手段とを有することを特徴とする分散データベース
    管理システム。
14. 【請求項１４】請求項１３において、 前記ログ情報は、アクセス対象の、前記論理データベー
    スの識別情報、前記物理データベースの識別情報、およ
    び、テーブルの識別情報と、前記受け付けたアクセス構
    文に記述されていた論理データベースのユーザの識別子
    と、前記転送したアクセス構文に記述した物理データベ
    ースのユーザの識別子とのうちの、少なくともいずれか
    を含むことを特徴とする分散データベース管理システ
    ム。
15. 【請求項１５】請求項１において、 前記テーブル位置検索部は、 前記アクセス構文がテーブルの指定を含むとき、該アク
    セス構文の転送前に、該テーブルを保持する前記物理デ
    ータベースをあらかじめ予測し、上記アクセス構文のア
    クセス対象を、上記予測した物理データベースとするテ
    ーブル位置予測手段を有することを特徴とする分散デー
    タベース管理システム。
16. 【請求項１６】請求項１５において、 前記テーブル位置予測手段は、 前記アクセス構文から、該アクセス構文にあらかじめ記
    述された物理データベース識別情報を抽出して、該物理
    データベース識別情報の示す前記物理データベースを、
    アクセス対象とする手段であることを特徴とする分散デ
    ータベース管理システム。
17. 【請求項１７】請求項１５において、 前記物理データベースの識別情報と、該物理データベー
    スの保持するテーブルの識別情報とを、対応付けて保持
    するためのアクセステーブルバッファをさらに備え、 前記テーブル位置予測手段は、 上記アクセステーブルバッファ内で、前記指定されたテ
    ーブルの識別情報を検索し、該テーブル識別情報に対応
    する物理データベースを検出して、該物理データベース
    をアクセス対象とする手段であり、 前記テーブル位置検索部は、 前記テーブルを指定したアクセス構文を転送により、ア
    クセス対象として決定した上記物理データベースの識別
    情報と、上記指定されたテーブルの識別情報とを、上記
    アクセステーブルバッファに格納する手段を、さらに有
    することを特徴とする分散データベース管理システム。
18. 【請求項１８】請求項１５において、 前記論理データベースの識別情報と、該論理データベー
    スに属する物理データベースの識別情報と、該物理デー
    タベースの保持するテーブルの識別情報とを、対応付け
    て保持するためのシステムカタログバッファをさらに備
    え、 前記テーブル位置検索部は、 前記転送対象のアクセス構文が、前記論理データベース
    を指定してシステムカタログの参照を指示するものであ
    るとき、 上記指定された論理データベースに属する一以上の物理
    データベースのそれぞれをアクセス対象として該物理デ
    ータベースを管理する物理データベース管理システムに
    対して上記アクセス構文を転送し、 該転送に対する応答として入力された各物理データベー
    スのシステムカタログ情報を１つに結合して、論理デー
    タベースの識別情報と、該論理データベースに属する物
    理データベースの識別情報と、該物理データベースの保
    持するテーブルの識別情報とを備えるテーブルを作成
    し、該テーブルの内容を、上記アクセス構文を発行した
    前記アプリケーションプログラム実行手段に通知し、該
    テーブルの内容を上記システムカタログバッファに格納
    する手段を、さらに有し、 前記テーブル位置予測手段は、 上記システムカタログテーブルバッファ内で、前記指定
    されたテーブルの識別情報を検索し、該テーブル識別情
    報に対応する物理データベースを検出して、該物理デー
    タベースをアクセス対象とする手段であることを特徴と
    する分散データベース管理システム。
19. 【請求項１９】請求項１８において、 前記物理データベースの識別情報と、該物理データベー
    スの保持するテーブルの識別情報と、対応付けて保持す
    るためのアクセステーブルバッファをさらに備え、 前記テーブル位置検索部は、 前記テーブルを指定したアクセス構文を転送すると、該
    転送のアクセス対象の上記物理データベースの識別情報
    と、上記指定されたテーブルの識別情報とを、上記アク
    セステーブルバッファに格納する手段を、さらに有する
    ことを特徴とする分散データベース管理システム。
20. 【請求項２０】請求項５において、 前記論理データベースディクショナリは、 前記論理データベースに関する情報の格納領域として、 上記論理データベースごとに、少なくとも、該論理デー
    タベースの識別情報と、該論理データベースに属する一
    以上の物理データベースの識別情報とを保持する論理デ
    ータベース制御ブロックを備え、 前記テーブル位置検索部は、 前記論理データベースの識別情報の書き換えは、 前記指定された論理データベースの識別情報を保持する
    上記論理データベース制御ブロックに保持された物理デ
    ータベース識別情報のうちの、アクセス対象として決定
    された物理データベースの識別情報に書き換えることで
    あることを特徴とする分散データベース管理システム。
21. 【請求項２１】請求項８において、 前記論理データベースディクショナリは、 上記論理データベースに関する情報の、前記物理データ
    ベースアカウントの格納領域として、 前記論理データベースアカウントごとに、少なくとも、
    該論理データベースアカウントによりアクセスを許され
    る上記論理データベースに属する上記物理データベース
    の識別情報と、該物理データベースの物理データベース
    アカウントとを保持する論理アカウント制御ブロックを
    備え、 前記データベースアカウントの書き換えは、 前記アクセス構文に、上記論理データベースアカウント
    が記述されていれば、 前記構文バッファに保持されたアクセス構文の、上記論
    理データベースのアカウントを、該記述された論理デー
    タベースアカウントを保持する上記論理アカウント制御
    ブロックに保持された物理データベースアカウントのう
    ちの、アクセス対象として決定された物理データベース
    識別情報に対応するものに書き換えることであることを
    特徴とする分散データベース管理システム。
22. 【請求項２２】請求項２０において、 前記テーブル位置検索部は、 前記記述された論理データベース識別情報を保持する上
    記論理データベース制御ブロックが、前記論理データベ
    ースディクショナリ内に存在しないときは、 前記論理データベース識別情報の書き換えを行なわずに
    転送する手段を有することを特徴とする分散データベー
    ス管理システム。
23. 【請求項２３】請求項２１において、 前記テーブル位置検索部は、 前記記述された論理データベースアカウントを保持する
    上記論理アカウント制御ブロックが、前記論理データベ
    ースディクショナリ内に存在しないときは、 前記論理データベースアカウントの書き換えを行なわず
    に転送する手段を有することを特徴とする分散データベ
    ース管理システム。
24. 【請求項２４】テーブルを保持する一以上の物理データ
    ベースに、該物理データベースを管理する物理データベ
    ース管理システムを介して接続され、さらに、該物理デ
    ータベースをアクセスするアプリケーションプログラム
    実行手段に接続され、該アプリケーションプログラム実
    行手段の発行した物理データベースをアクセスするため
    のアクセス構文を受け付け、上記物理データベースのい
    ずれかをアクセス対象として、該物理データベースを管
    理する物理データベース管理システムに該アクセス構文
    を転送する情報処理装置である分散データベース管理シ
    ステムにおいて、 上記物理データベースのうちの一以上をグループ化した
    ものである論理データベースに関する情報を保持するた
    めの論理データベースディクショナリと、 上記論理データベースに関する情報を上記論理データベ
    ースディクショナリに登録する論理データベース定義部
    と、 上記アクセス構文を保持するための構文バッファと、 上記アプリケーションプログラム実行手段からのアクセ
    ス構文を受け付け、上記構文バッファに格納する論理デ
    ータベースアクセス制御部と、 上記構文バッファに保持された上記アクセス構文を、上
    記物理データベースのいずれかをアクセス対象として、
    該物理データベースを管理する物理データベース管理シ
    ステムに転送するテーブル位置検索部とを有し、 上記テーブル位置検索部は、 物理データベースへのログインを指示するアクセス構文
    を受け付けると、 前記構文バッファに保持された処理対象のアクセス構文
    が、複数のテーブルの指定を含んでいれば、該アクセス
    構文に指定された個々のテーブルをひとつずつ指定し
    た、該アクセス構文と同様の操作を指示するアクセス構
    文を作成し、 上記アクセス対象を、指示された論理データベースに属
    する上記物理データベースのいずれかとして、上記作成
    したアクセス構文をそれぞれ転送し、 上記転送に対する応答を結合して新たにテーブルを作成
    し、 上記作成したテーブルの内容を、上記アクセス構文を発
    行した前記アプリケーションプログラム実行手段へ通知
    する手段を有することを特徴とする分散データベース管
    理システム。
25. 【請求項２５】請求項１において、 前記テーブル位置検索部は、 前記構文バッファに保持された処理対象のアクセス構文
    が、複数のテーブルの指定を含んでいれば、該アクセス
    構文を基に、該アクセス構文に指定された個々のテーブ
    ルをひとつずつ指定した、該アクセス構文と同様の操作
    を指示する新たなアクセス構文を作成し、それぞれ前記
    転送の処理対象とする手段と、 上記新たなアクセス構文の転送それぞれに対する応答を
    ひとつに結合して、テーブルを作成し、該作成したテー
    ブルの内容を、上記アクセス構文を発行した前記アプリ
    ケーションプログラム実行手段へ通知する手段とを、さ
    らに有することを特徴とする分散データベース管理シス
    テム。
26. 【請求項２６】請求項２１において、 前記テーブル位置検索部は、 前記記述された論理データベースアカウントを保持する
    前記論理アカウント制御ブロックに、アクセス対象とし
    て決定された物理データベースアカウントが存在しない
    ときは、前記論理データベースアカウントの書き換えを
    行なわずに、アクセス構文を転送する手段を、さらに有
    することを特徴とする分散データベース管理システム。