JPH0887511A - Ｂ木インデクスの管理方法およびシステム - Google Patents

Ｂ木インデクスの管理方法およびシステム

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JPH0887511A
JPH0887511A JP6222931A JP22293194A JPH0887511A JP H0887511 A JPH0887511 A JP H0887511A JP 6222931 A JP6222931 A JP 6222931A JP 22293194 A JP22293194 A JP 22293194A JP H0887511 A JPH0887511 A JP H0887511A
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Abstract

(57)【要約】 【目的】 複数のトランザクションが同一のＢ木インデ
クスを通じてデータにアクセスするデータベース管理シ
ステムにおいて、Ｂ木インデクスの構造変更完了の中断
処理においても、他トランザクションのＢ木インデクス
へのアクセスを妨げない効率の良いアクセスを提供す
る。 【構成】 インデクス構造変更処理部１０５において、
実行されているインデクス構造変更処理最中にトランザ
クションの中断が発生した場合、処理最中のインデクス
構造変更処理のログをインデクス構造変更処理ログ解析
部１０８によって解析し、未完インデクス構造変更完成
処理制御部１０９において未完インデクス構造変更処理
を完成させる、すなわちロールフォワードする。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は一般にＢ木インデクスの
管理方法に関し、特にデータベース管理システムにおい
て、データベースとして格納管理されている複数のレコ
ードに対して関連付けられているＢ木インデクスの管理
方法およびシステムに関する。
【０００２】
【従来の技術】データベース管理システムにおいて、Ｂ
木インデクスは、データベース中のレコードに迅速に効
率良くアクセスするための手段の一つとして一般に使用
されている。Ｂ木インデクスは、１つのルートノードを
頂点に、ルートノードから多数のレベルにわたりノード
が枝分かれしている。枝分かれしたノードの内末端のノ
ードをしばしばリーフノードと呼ぶ。またルートノード
を含むリーフノード以外のノードをしばしば上位ノード
と呼ぶ。各ノード内は以下に示す情報から構成される複
数のインデクスエントリを持つ。リーフノード内のイン
デクスエントリは、データベース中のレコードを示すポ
インタと、そのレコードの特徴の１つを表すキー値から
構成される。また上位ノード内のインデクスエントリ
は、次の下位レベルにあるノード（子ノード）を示すポ
インタと、その子ノードから枝分かれして最終的にリー
フノードで管理されているキー値の範囲を示す１キー値
から構成される。上位インデクスエントリ内のキー値
は、Ｂ木インデクスへのアクセス・プログラムがルート
ノードから目的とするレコードへのポインタを含むイン
デクスエントリが格納管理されているリーフノードへと
辿っていく際の道しるべ（判定要素）の役割を担う。
【０００３】図１５に、Ｂ木インデクス構造の一例を示
す。図を見ると分かるように、リーフノードが管理する
インデクスエントリのキー値はある順序規則に従って順
に格納されている。本実施例では、図の左から右方向へ
キー値が昇順に格納されている。一つの上位インデクス
エントリがポイントする子ノードには、その上位インデ
クスエントリ内キー値よりも小さいキー値を持つインデ
クスエントリが格納されている。
【０００４】レコードを含むデータベーステーブルに対
して複数のトランザクションが同時にアクセスしてくる
場合、問題が起こる。具体的には、あるトランザクショ
ンが１つのレコードを更新しようとしたとき、同時に他
のトランザクションが同一レコードにアクセスしようと
するとき、競合状況が発生する。競合問題の解決法の１
つとして、レコードまたはＢ木インデクスのある部分
（Ｂ木インデクス全体、ノード、インデクスエントリ、
キー値など）に対するロッキング方式（排他的アクセス
方式）がある。ロッキング方式は、データにアクセスす
る前に強制的にトランザクションにロックを取得させ
る。このとき他のトランザクションによってロックがか
けられている場合、そのロックが衝突するために、必要
なロックを取得できないことがある。ロッキング方式は
自トランザクションの更新結果や参照結果を確実に保証
してくれるが、ロックを取得中他のトランザクションの
アクセスをロック解除まで待たすので、システムの多重
度(同時実行性)を高めスループットを上げるためには、
１つのトランザクションが同時に取得するロックの数や
ロックによる影響範囲を最小限に抑えることが重要であ
る。
【０００５】Ｂ木インデクスに対する重要な更新操作
に、スプリット処理に代表されるＢ木インデクス構造変
更処理がある。スプリット処理は、インデクスエントリ
をリーフノードに挿入しようとした際、ノード内の空き
エリアが不足する場合に発生する。挿入対象のノードの
インデクスエントリを新しく割り当てたノードに分割
し、新ノードに関連する隣接ノードのポインタをＢ木構
造が保たれるように張り替える処理である。図１６に、
図１５のノードＮ５に対してキー６のインデクスエント
リを挿入した場合のスプリット処理完了後の状態を示
す。図１５に示す状態において、キー６のインデクスエ
ントリの挿入をノードＮ５に対して行おうとする。しか
し空きエリア不足により挿入ができないので、ノードＮ
５のスプリット処理が発生し、ノードＮ５を新ノードＮ
５１に分割する。その結果ノードが増えたので上位ノー
ドＮ２に対して、新ノードＮ５１へのポインタを挿入し
ようとするが、ノードＮ２の空きエリアも不足している
のでリーフレベルと同様に、ノードＮ２を新ノードＮ２
１に分割し、新ノードＮ２１へのポインタをノードＮ１
に対して挿入し、スプリット処理を完了する。
【０００６】スプリット処理のようなＢ木インデクス構
造変更処理は、インデクスのノード間のポインタ関連の
更新を伴うため、Ｂ木インデクス構造変更処理と他トラ
ンザクションのインデクス構造変更を伴わないアクセス
処理との競合状況で以下のような２つ問題が生じる。図
１７は、上記スプリット処理においてリーフノード分割
時点の状態を示す。この状態で、他トランザクションＴ
ｘ２がキー７を検索しようとすると、新ノードＮ５１を
示すポインタがまだ張られていないのでキー７は見つか
らないという不正結果を返してしまう。二つ目の問題
は、次のようなものである。他トランザクションＴｘ３
がスプリット処理最中にノードＮ５にキー４を挿入した
とする。スプリット処理が完成する前にトランザクショ
ンが中断され、スプリット処理に関与したノードが元に
戻された場合、他トランザクションＴｘ３の挿入結果キ
ー４は失われてしまう。上記のよう問題の発生を回避す
るため、トランザクションの完了またはインデクス構造
変更が完了するまで、インデクス全体あるいはインデク
ス構造変更影響範囲への他トランザクションのアクセス
を上述のロックにより待たされる。これは、システムの
多重度(同時実行性)を下げる要因になる。
【０００７】また、上記スプリット処理の二つ目の問題
点でも示したように他トランザクションの更新結果など
が失われることなくトランザクションの取り消しあるい
は回復が行われるように管理しなければならない。デー
タベース管理システムにおける回復管理は、データベー
ス内に含まれているデータ、あるいはＢ木インデクスな
どを、障害発生あるいはトランザクションの中断発生時
に、トランザクションのオール・オア・ナッシングの性
質に沿って回復できるように管理することである。
【０００８】このトランザクション回復を保証するに
は、更新動作の結果がシステムの再起動時に適切に反映
されるように、さらにシステム障害時進行中のトランザ
クションのすべての更新を無効にするように、データベ
ース管理システムが、進行中のトランザクションおよび
その更新動作状態を憶えておくことができなければなら
ない。これは、不揮発な外部記憶装置に記憶されたログ
に各トランザクションのその初めから終わりまでの進行
状況と、回復可能データ資源を変更させる動作を記録す
ることによって実行できる。
【０００９】Ｂ木インデクスに関する代表的な文献には
以下のものがある。 ・Lehman,p.,Yao,S.B.：Efficient Locking for Concur
rent Operations on B-Trees ,ACM Transactions on Da
tabase Systems,Vol6,No.4,December 1981. ・Kwong,Y.S,Wood,D.：A New Method for Concurrency
on B-Trees ,IEEE Transactions on SoftwareEngineeri
n,No.3,pp.211-222,May 1982. ・Mohan,C.,Levine,F.：ARIES/IM:An Efficientt and H
igh Concurrency IndexManagement Method Using Write
-Ahead Logging,ACM-SIGMOD International Conference
on Management of Data, San Diego,June 1992.
【００１０】
【発明が解決しようとする課題】Lehman,p.とYao,S.B.
の論文では、ノード内にスプリット方向への隣接ノード
へのポインタを設けることによって、スプリット処理中
の新ノードへのアクセスを可能にし同時実行性の向上を
実現している。しかし、回復管理に関しては触れていな
い。
【００１１】Kwong,Y.SとWood,D.の論文では、スプリッ
ト処理範囲のコピーをインデクス本体とは別の作業領域
にとり、そこでスプリット処理を行ってから、インデク
ス本体のスプリット処理範囲と入れ替える方式が述べら
れている。その方式では、スプリット処理と検索処理と
の同時実行は提供されるが、スプリット範囲への更新は
許可していない。また、スプリット処理範囲インデクス
ノードのコピーを扱うため冗長なノードを格納するため
のページが多数必要であり、ページあるいはエリアの使
用効率が低下する。回復管理に関しては触れていない。
【００１２】Mohan,C.とLevine,F.の論文では、インデ
クス構造変更を含めたＢ木インデクスアクセスの同時実
行性と回復管理との両側面から論じている。インデクス
というロック資源をスプリット処理が実行中であること
を示すフラグとして用いることと、インデクスノード内
にそのノードがスプリット処理に関与しているかどうか
を示すビットフラグを設けることにより、スプリット処
理中にはスプリット処理範囲への他トランザクションの
アクセスを待たせるようにしている。しかし、スプリッ
ト処理同士はシリアライズされ、複数のスプリット処理
の同時実行は提供されない。
【００１３】本発明の目的は、複数ユーザに対して高多
重度なＢ木インデクスアクセス方式を提供することであ
る。本発明の他の目的は、木構造の変更最中の中断処理
においても、他ユーザのＢ木インデクスへのアクセスも
妨げない効率の良いアクセスを提供することである。本
発明のさらなる目的は、Ｂ木を構成するノードが格納さ
れるエリアの効率的な利用方法を提供することである。
【００１４】
【課題を解決するための手段】本発明によれば、複数の
トランザクションが同一のＢ木インデクスを通じてデー
タにアクセスする手段を有するデータベース管理システ
ムにおいて、前記トランザクションの内あるトランザク
ションがデータの挿入あるいは更新に伴い、上記Ｂ木イ
ンデクスを構成するページへのインデクス構成要素の挿
入を行い、複数ページに対する更新操作からなるインデ
クス構造変更動作を上記Ｂ木インデクスに引き起こす際
に、上記構造変更動作開始時に、構造変更処理を実施す
るために必要な情報を含むレコードを書き込み、構造変
更処理を構成する各々の処理実行時には当該インデクス
構造変更処理における到達段階を示すレコードを書き込
む手段と、上記構造変更動作完了前に上記トランザクシ
ョンが中断された場合、上記構造変更動作に関与した各
々の処理に対応する前記レコードと、開始時レコードか
ら構造変更動作完成に必要な処理を決定する解析手段を
有し、構造変更動作をロールフォワードする手段と、構
造変更動作をロールフォワードした後に挿入あるいは削
除したインデクス構成要素に対する処理をロールバック
する手段を用いることにより、構造変更動作と他トラン
ザクションとの高同時実行性を提供する。
【００１５】
【作用】本発明では、Ｂ木インデクス構造変更処理完了
前に当該構造変更処理を含むトランザクションが中断さ
れた場合、構造変更未完であるインデクス構造を元に戻
さず、ロールフォワードすなわち完成させることによ
り、当該構造変更処理に関与したインデクスページ(ノ
ード)に対する他トランザクションのアクセスを構造変
更処理完了前に早期に許可することができるので、複数
トランザクションの同一インデクスへの同時アクセスの
多重度が向上し、高速アクセスを可能とする。
【００１６】
【実施例】以下、図を用いて本発明の一実施例について
説明する。図１８には、本発明にデータベース管理シス
テムの構成図が示してある。図を見ると分かるようにデ
ータベース管理システ１８０２は、応用プログラム１８
０１からのデータ処理(問い合わせ)要求を受け付け解析
し、最適化等を施し、データ処理の実行制御を行う問い
合わせ解析及び実行制御手段(１８０３)と、データベー
ス処理を担当するデータベース処理部（１８０４）、お
よびデータベースバッファ（１８０７）から構成され
る。
【００１７】ユーザは、応用プログラム１８０１を介
し、データベース管理システム１８０２を用いて、デー
タベース１８１１内のデータ部１８１３に含まれるデー
タレコードを探索、アクセスし、変更することができ
る。データベースは通常データレコードへの効率のよい
アクセスを実現するために、Ｂ木インデクス１８１２を
利用することによって検索される。
【００１８】代表的なＢ木インデクスの構造は、少なく
とも１つのノードから構成され、複数のレベルのノード
がＢ木インデクスの最上位レベルに位置する１つのルー
トノードから枝分かれしている。各ノードに含まれる情
報（インデクスエントリ）は、あるキーと、次の下位レ
ベルのノードを指すポインタ、あるいは最下層レベルの
ノードではそのキーを持つデータベースに含まれるレコ
ードを指すポインタを含む。最下層レベルはしばしば、
リーフノードと呼ばれる。通常Ｂ木インデクスの１ノー
ドは、データベース上では、アクセス単位であるページ
によって実現される。
【００１９】データベース１８１１内のデータ部１８１
３あるいはＢ木インデクス部１８１２は、アクセス単位
であるページ単位にデータベースバッファ１８０７にGE
Tしてくることによりアクセスが可能になる。バッファ
上のページを参照（検索）した後、バッファをRELEASE
することにより使用していたバッファを解放する。ま
た、バッファ上のページに対して更新を行った後、バッ
ファをPUTすることにより当該バッファ上のページがデ
ータベースに反映することを宣言し、使用していたバッ
ファを解放する。そのバッファ上のページはすぐにはデ
ータベースに反映されず、ある契機にデータベースに反
映される。バッファにGETしたページに他のトランザク
ションが不当にアクセスしないようにページに対してラ
ッチをかける。ラッチは一種のロックであるが通常のロ
ックよりもはるかに取得期間が短く、獲得と解除を安価
に行うことができる。本実施例では、インデクスノード
を参照する際にＳラッチを、更新する際にＸラッチをか
け、バッファ解放の際に獲得中ラッチを解除し、他トラ
ンザクションのアクセスを許可する。
【００２０】図１に、本発明の基本構成図を示す。１０
１は、図１８でも述べたデータベース処理部を示す。デ
ータベース処理部１０１の中には、通常時インデクス処
理の実行制御を担当する通常処理制御部１０２と、トラ
ンザクションの中断が起こった場合に、そのトランザク
ションのそれまでのデータベース操作結果を取り消すた
めの処理を行うロールバック処理制御部１０３を持つ。
１０４は、インデクスエントリの検索、挿入、削除を行
うインデクスエントリ操作部、１０５はスプリット処理
等のインデクス構造変更を行うためのインデクス構造変
更処理部、１０６は種々の障害あるいはトランザクショ
ン中断時にデータベースの一貫性を保つために用いるロ
グをデータおよびインデクス操作時に取得するログレコ
ード取得部を表す。
【００２１】また、１０７はロールバック処理時にログ
を解析しロールバック処理手順を決定するログ解析部、
１０８はログ解析でスプリット等のインデクス構造変更
処理ログと判断された場合にそのログを解析しインデク
ス構造変更処理を完成させるかを判断するインデクス構
造変更処理ログ解析部、１０９はインデクス構造変更処
理ログ解析部により解析決定された未完インデクス構造
変更処理を完成させる未完インデクス構造変更完成処理
制御部、１１０はログ情報に従ってデータおよびインデ
クス操作を取り消すロールバック処理を実行するロール
バック処理実行部を表す。
【００２２】インデクスエントリ操作部１０４におい
て、Ｂ木インデクス操作を含むトランザクションは、最
上位ノードであるルートノードから選択されたノードま
でサーチすることによって実行される。Ｂ木インデクス
構造変更処理を含むトランザクションも同様にまずルー
トノードから選択されたノードまでサーチし、その後Ｂ
木インデクス構造変更処理を行うことにより実行され
る。
【００２３】インデクスエントリの挿入処理において、
ノード内空き領域不足によりインデクスエントリの追加
ができない場合、インデクス構造変更処理であるスプリ
ット処理が発生する。スプリット処理の実行はインデク
ス構造変更処理部１０５が行う。
【００２４】インデクス構造変更処理時には、ログレコ
ード取得部１０６により次に述べるようにログレコード
が取得される。インデクス構造変更処理開始時に、構造
変更処理を実施するために必要な情報を含むログレコー
ドを書き込む。また、インデクス構造変更処理を構成す
る各々の処理実行時には、当該インデクス構造変更処理
における到達段階を示すログレコードを書き込む。
【００２５】トランザクションの中断が発生した際、ロ
ールバック処理制御部１０３において、ロールバック対
象のトランザクションが中断時までに行った更新操作に
関連するログを、ログ解析部１０７において時系列（更
新操作順）とは逆に一つずつ解析し、ロールバック処理
実行部１１０においてロールバック処理を施す。ロール
バック処理実行部１１０では、インデクスエントリ挿入
処理ログが渡された場合、ログ内の情報に基づき挿入し
たインデクスエントリを削除する。また、インデクスエ
ントリの削除処理ログが渡された場合には、ログ内の情
報に基づきインデクスエントリを挿入する。それらの処
理手順は、通常時のインデクスエントリの更新処理と同
じである。また、システムダウンの際のシステム回復
時、バッファの内容が失われているため、まずログから
ダウン時のバッファの状態を回復する。このことによっ
て通常時のロールバック処理と同じ方式でシステム回復
時のロールバックを行うことができる。
【００２６】インデクス構造変更処理完了前に上記トラ
ンザクションが中断された場合、当該Ｂ木インデクス構
造変更処理に関与した各々の処理に対応するログレコー
ドと構造変更処理開始時取得したログレコードとをイン
デクス構造変更処理ログ解析部１０８により解析し、未
完成である当該Ｂ木インデクス構造変更処理完成に必要
な処理手順を決定する。そして、未完インデクス構造変
更完成処理制御部１０９により、Ｂ木インデクス構造変
更完成処理をロールフォワードすなわち完成させる。
【００２７】Ｂ木インデクス構造変更処理をロールフォ
ワードした後に、ロールバック処理実行部１１０により
挿入したインデクスエントリに対する処理をインデクス
エントリ削除処理によりロールバックする。
【００２８】図２では、インデクスエントリ更新時（ス
プリット処理を除く）に取得するログレコードの１実施
例を示す。２１０はインデクスエントリ削除ログを、２
２０はインデクスエントリ挿入ログを表す。インデクス
エントリ削除ログ２１０は、削除キー２１１、削除デー
タへのポインタ２１２およびリラン時のバッファ復元情
報２１３を含む。リラン時のバッファ復元情報２１３
は、システムダウン時のバッファの状態を復元するため
の情報である。システムダウン時のリラン処理では、ま
ずバッファの状態をダウン時の状態に復元し、その後で
通常のロールバック処理と同じ方式でダウン時活動中で
あったトランザクションの操作をロールバックする。バ
ッファ復元情報の一実施例として更新後の物理ノードイ
メージが挙げられる。その場合、リラン時のREDO処理
（バッファ復元処理）において、復活対象バッファに復
元情報２１３を物理的にかぶせることにより容易にバッ
ファを復元することができる。
【００２９】図３では、インデクス構造変更処理である
スプリット処理実行時に取得するログレコードの１実施
例を示す。３１０はスプリット処理開始ログを、３２０
は上位ノードスプリットログを、３３０はスプリット完
了ログを表す。本実施例のスプリット処理は、リーフノ
ードからボトムアップにインデクス上位レベルに向かっ
て実行する。すなわち、リーフノードレベルの分割およ
び新データへのポインタの挿入から始まり、上位ノード
の分割および新エントリの挿入を経て、上位ノードの新
エントリ挿入によって完了する。場合によっては、上位
ノードの分割および新エントリの挿入処理は伴わない。
これは、インデクスレベル２までしかインデクス構造変
更が波及しない場合である。本実施例では、リーフノー
ドのインデクスレベルを１とし、上位ノードへ向かって
インデクスレベルは１ずつ増加するものとする。スプリ
ット処理に関するログレコードは、１インデクスレベル
ごとに取得する。スプリット処理におけるリーフページ
レベルの分割および新データへのポインタ挿入時にスプ
リット処理開始ログ３１０を取得する。スプリット処理
開始ログ３１０は、分割キー３１１、スプリット新ノー
ド識別子３１２、インデクスサーチ履歴３１３、挿入キ
ー３１４、データへのポインタ３１５、リラン時バッフ
ァ復元情報（スプリットノード用）３１６およびリラン
時バッファ復元情報（新ノード用）３１７を含む。トラ
ンザクション中断時またはシステムダウン時の回復処理
時において、このスプリット処理開始ログ３１０内の情
報を得ることによって、インデクス構造変更処理である
スプリット処理をを実施することができる。分割キー３
１１とスプリット新ノード識別子３１２は、トランザク
ション中断時にスプリット処理がリーフノードレベルま
でしか行われておらず未完成である場合に、インデクス
レベル２の上位ノードメンテナンス処理を実施するため
の情報である。インデクスサーチ履歴３１３は、通常時
ルートノードからリーフノードまでのインデクスサーチ
際のサーチ履歴情報であり、辿ってきたノードの識別子
より構成される。スプリット処理において次上位ノード
メンテナンス処理の対象ノードの確定に用いる。本スプ
リット処理開始ログ３１０内のインデクスサーチ情報
は、未完スプリット完成処理において次上位ノードの確
定に用いる。
【００３０】挿入キー３１４およびデータへのポインタ
３１５は本スプリット処理を引き起こす要因となった挿
入インデクスエントリの情報である。トランザクション
中断時、スプリットが完了している場合、もしくは未完
スプリット処理完成後、この情報を用いて挿入されたイ
ンデクスエントリの削除を行う。リラン時バッファ復元
情報（スプリットノード用）３１６、リラン時バッファ
復元情報（新ノード用）３１７は、システムダウン時の
バッファの状態を復元するための情報である。システム
ダウンの際のリラン時REDO処理（バッファ復元処理）に
おいて、復活対象バッファにスプリット処理開始ログ３
１０中の復元情報３１６または３１７を物理的にかぶせ
ることにより容易にバッファを復元することができる。
【００３１】上位ノードの分割および新エントリの挿入
時に上位ノードスプリットログ３２０を取得する。この
上位ノードスプリットログ３２０は、インデクス構造変
更処理であるスプリット処理における到達段階および次
上位ノードに対する処理を進めるために必要な情報を有
する。上位ノードスプリットログ３２０は、分割キー３
２１、スプリット新ノード識別子３２２、レベルn３２
３、リラン時バッファ復元情報（スプリットノード用）
３２４およびリラン時バッファ復元情報（新ノード用）
３２５を含む。分割キー３２１とスプリット新ノード識
別子３２２は、トランザクション中断時にスプリット処
理が上位ノードレベルまでしか行われておらず未完成で
ある場合に、インデクスレベルn+1の上位ノードメンテ
ナンス処理を進めるための情報である。
【００３２】レベルn３２３は、本ログレコードに対応
する処理が行われたインデクスレベルを示し、未完スプ
リット完成処理において、スプリット処理開始ログ３１
０内のインデクスサーチ履歴３１３と合わせてメンテナ
ンス対象次上位ノードの確定に用いる。リラン時バッフ
ァ復元情報（スプリットノード用）２３４、リラン時バ
ッファ復元情報（新ノード用）２３５は、２１６、３１
７と同様にシステムダウン時のバッファの状態を復元す
るための情報である。
【００３３】ノード分割処理を伴わない上位ノードメン
テナンス時、すなわち上位ノードへの新エントリ挿入時
にスプリット完了ログ３３０を取得する。スプリット完
了ログ３３０は、スプリット処理到達段階としてスプリ
ット処理が完了したことを示す。スプリット完了ログ３
３０は、リラン時バッファ復元情報（メンテナンス上位
ノード用）３３１を含む。リラン時バッファ復元情報
（メンテナンス上位ノード用）３３１は、３１６、３１
７、３２４、３２５と同様システムダウン時のバッファ
の状態を復元するための情報である。
【００３４】図４にＢ木インデクスにおける通常時処理
の論理流れ図を示す。図を見ると分かるように、Ｂ木イ
ンデクスに対するアクセス・プログラムはステップ４０
０から始まり、ステップ４０１に進んで、そこでインデ
クスルートノードがSラッチされ、バッファにGETされア
クセスされる。Sラッチは、他の同時実行ユーザの同一
ノードに対するアクセスを制限する。このアクセス制限
により、他のユーザは、ノード内に含まれる情報にアク
セスしてそれを読みとる権限を与えられる。削除、挿入
など他のアクセス権限は許可されない。
【００３５】ルートノードからのインデクスサーチ時に
は、まずステップ４０２においてルートページ内の情報
からインデクスレベルが１段かどうか、すなわちインデ
クスがルートノード１ノードのみにより構成されている
かを判定する。インデクスレベルが２以上の場合、以下
のようにインデクスサーチを下位ノードへと進めてい
く。ステップ４０３で、親ノード内のインデクスエント
リおよび図７の応用プログラ７０１からの問い合わせ要
求を解析して得られたサーチキーから、アクセスすべき
子ノードを識別する。そして、ステップ４０４において
インデクスサーチ履歴に現在アクセス中のノード（カレ
ントノード）のノード識別子を登録し、ステップ４０５
においてカレントノードのバッファをRELEASEし、ラッ
チを解除する。ステップ４０６において子ノードがリー
フノードかどうかを判定する。判定に用いる情報は、親
ノードをRELEASEする前に保持しておいた親ノード内の
情報を用いる。
【００３６】具体的には、ノード内の情報にインデクス
レベルを持つようにする。ステップ４０６において子ノ
ードがリーフノードでない、すなわち上位ノードである
と判定された場合、以下のステップを踏んで、インデク
スをリーフノードまで辿る。ステップ４０７において子
ノードをSラッチし、バッファにGETする。そして、スキ
ャンキーがアクセス中ノードの管理範囲内かどうかをス
テップ４０８で判定する。本インデクス管理方式では、
他トランザクションのスプリット処理最中でもスプリッ
ト処理実行範囲に、制限されることなくアクセスするこ
とが可能であるが、タイミングによってはスプリット処
理との競合によってスキャンキーが本実施例のスプリッ
ト方向である右隣の新ノードに移動してしまっている場
合がある。その事象を４０８によって検知するのであ
る。
【００３７】他スプリット処理によるスキャンキーの右
ノードへの移動を検知した場合、ステップ４０９によっ
てカレントノードのバッファをRELEASEし、ラッチを解
除し、ステップ４１０によって右隣の子ノードをＳラッ
チし、バッファにGETする。そして、再び、スキップ４
０８に戻り、スキャンキーの存在チェックを行う。右ノ
ードへの移動手段の具体例の１つとして上位ノードに右
ポインタを持たせる方式が挙げられる。本実施例でも右
隣への移動のために右ポインタを持たせる。ステップ４
０８において、スキャンキーがノードの管理範囲内と判
定された場合、ステップ４０３に渡り（図４中
（Ａ））、次の下位レベルへのサーチに進む。
【００３８】ステップ４０６に戻って、子ノードがリー
フノードと判定された場合、アクセス・プログラムはス
テップ４１１に進み、実行すべき動作が検索処理かどう
かを判定する。動作が検索処理でない場合、すなわち、
動作がインデクスエントリまたはデータへのポインタの
挿入または削除である場合、ステップ４１２に進み更新
（挿入または削除）対象キーに対してＸロックを獲得す
る。インデクスキーに対するＸロックは、トランザクシ
ョンが完了するまで、操作対象インデクスキーに対応す
るインデクスエントリに、他トランザクションが検索お
よび更新処理ができないようにアクセスを制限するもの
である。トランザクションにおける一貫性を保持するた
めにインデクスキーへのロックが用いられる。もちろ
ん、目的が達成されるならば、インデクスキーに対する
ロックを獲得する必要はない。
【００３９】代替案としてはデータレコードへのロック
をインデクスエントリとの関連によってインデクスエン
トリへの他トランザクションのアクセスを制限する方式
が挙げられる。Ｘロック獲得後、ステップ４１４により
ステップ４０８と同様のチェックを行い、スキャンキー
がノードの管理範囲外であれば、ステップ４１５、ステ
ップ４１６を介して右ノードにアクセスし、再びステッ
プ４１４に戻り、最終的に更新対象ノードにたどり着
く。ステップ４１４において更新対象ノードと判定され
た場合、アクセス・プログラムはステップ４１７に進み
インデクスエントリ更新処理を行い、アクセスプログラ
ムを終了する（ステップ４２６）。
【００４０】ステップ４１１に戻って、実行すべき動作
が検索処理である場合、ステップ４１９に進みリーフノ
ードをＳラッチし、バッファにGETする。その後、ステ
ップ４２０によりステップ４０８と同様のチェックを行
い、スキャンキーがノードの管理範囲外であれば、ステ
ップ４２１、ステップ４２２を介して右ノードにアクセ
スし、再びステップ４２０に戻り、最終的に検索対象ノ
ードにたどり着く。ステップ４２０において検索対象ノ
ードと判定された場合、アクセス・プログラムはステッ
プ４２３に進み、スキャンキーにＳロックを獲得した
後、ステップ４２４によってインデクスエントリの検索
処理を行う。その後、ステップ４２５によってノードの
バッファをRELEASEし、ラッチを解除し、アクセスプロ
グラムを終了する。（ステップ４２６） ステップ４０２においてインデクスがルートページのみ
で構成されていると判定された場合、検索処理が更新処
理かを判断し（ステップ４２７）、更新処理である場合
には、スキャンキーにＸロックを獲得し（ステップ４２
８）、ルートノードのＳラッチを解除しＸラッチをかけ
る（ステップ４２９）。その後、リーフページのロジッ
クに進む（図４中（Ｄ），（Ｅ））。
【００４１】図５に、インデクスエントリ更新処理の論
理流れ図を示す。５００から開始されてまず、ステップ
５０１において更新が挿入処理かどうかを判断する。挿
入操作でない場合、すなわち削除処理の場合に、ステッ
プ５０２においてノードからインデクスエントリを削除
し、ステップ５０３においてインデクス削除ログ（図２
の２１０）を取得し、ステップ５０８に至って処理を終
了する。ステップ５０１に戻って、処理が挿入処理であ
る場合、ステップ５０４に進み、ノード内空きエリアが
不足しているかを判定する。不足していなく、インデク
スエントリが挿入できるならば、ステップ３０５におい
て、ノードへインデクスエントリを挿入し、インデクス
エントリ挿入ログ（図２の２２０）を取得し（ステップ
３０６）、ステップ５０８に至って処理を終了する。ス
テップ５０４に戻って、ノードの空きエリアか不足して
いる場合、ステップ３０７においてスプリット処理を行
い、更新処理を終了する（ステップ５０８）。
【００４２】図６に、インデクス構造変更処理であるス
プリット処理の論理流れ図を示す。図４のステップ４１
７インデクス挿入処理においてノード内に挿入スペース
が不足する場合には、ステップ４００からスプリット処
理が開始される。スプリット処理は以前にも記述したよ
うに、リーフノードの分割および新インデクスエントリ
挿入から始まり、上位レベルに波及していく。以下スプ
リット処理を流れ図に従い説明する。また図７に、スプ
リット処理開始時のインデクスの構造を示す。本実施例
におけるインデクスを構成するノードには図上右隣の同
一レベルノードをポイントする「右ポインタ」を有す
る。
【００４３】スプリット処理ではまず、新ノードをスプ
リットノードの右側に割り当て、Ｘラッチをかけバッフ
ァにGETする。ノードの分割により生じる新ノードをス
プリットノードの右側に割り当てる理由は、ノード分割
直後に他トランザクションのアクセスが入ってきた場
合、分割によってスキャンキーが新ノードに移動しても
右ポインタを辿ることによってスプリット処理に妨害さ
れることなしにスキャンキーにアクセスすることを可能
にするためである。本質的には、スプリットノードを右
側ではなく左側に割り当てても本質的には問題ない。そ
の場合、同レベルの隣接ノードへのポインタを右ポイン
タではなく、左ポインタにすればよい。スプリット方向
と隣接ノードへのポインタの方向が一致していることが
重要である。スプリット処理において他トランザクショ
ンのアクセスが制限されるのは、ノード分割最中のラッ
チが保持されている極めて短期間の間のみであり、スプ
リット処理との競合によってインデクス再サーチは発生
しない。
【００４４】新ノードGET後、ステップ６０２〜ステッ
プ６０５によってノード内のインデクスエントリを分割
し、新インデクスエントリを挿入する。まず、ステップ
６０２ではスプリットノード内のエントリの右半分を新
ノードへ移動する。その後、新ノードの右ポインタおよ
びスプリットノードの右ポインタをメンテナンスし（ス
テップ６０３、ステップ６０４）、ステップ６０５によ
って新エントリの挿入ノードを決定し、新エントリを挿
入する。そこで図３で示したスプリット開始ログ３１０
を取得し（ステップ６０６）、スプリットノードおよび
新ノードをPUTしラッチを解除することによってリーフ
ノードの分割処理を終了する（ステップ６０７）。図８
にリーフレベルのノード分割時のインデクスの構造を示
す。この状態では、Ｎ５およびＮ５１に対するラッチは
解除されているので、両ノードに対する他トランザクシ
ョンのアクセスは許可される。新ノードＮ５１に対する
アクセスは図４の通常時処理でも説明したように、右ポ
インタ８１を辿ることによって行われる。また、両ノー
ドに対するアクセスは検索だけでなく削除および挿入も
許可され、スプリット処理の発生をも許可する。
【００４５】次に、上位ノードへの波及処理を以下のよ
うに行う。まず、インデクスサーチの際に作成したイン
デクスサーチ履歴よりメンテナンス対象上位ノードを決
定し、ＸラッチをかけバッファにGETする（ステップ６
０８）。ここでインデクスサーチ履歴に含まれる上位ノ
ードはあくまでもメンテナンス対象上位ノードを決定す
るための目安でしかない。メンテナンス対象位置が、他
トランザクションのスプリット処理によって右ノードに
移動している場合があるからである。以上の理由から、
インデクスサーチ履歴内上位ノードをGETした後、ステ
ップ６０９によって分割キー（上位メンテナンス対象キ
ー）がノード管理範囲内かどうかを図４ステップ４０８
と同様に判定する。ノード管理範囲外である場合、ステ
ップ６１０およびステップ６１１によって右ノードに移
動し、ステップ６０９を繰り返し、メンテナンス対象ノ
ードをアクセスする。ノード管理範囲内である場合、ス
テップ６１２に進み分割キーおよび新ノード識別子によ
って上位ノード挿入エントリを作成し挿入を行う。ここ
で、上位ノードの空き領域が不足して新上位エントリを
挿入できない場合（ステップ６１３）、上位ノードの分
割処理として以下の処理に進む。
【００４６】まず、新ノードをスプリットノードの右側
に割り当て、ＸラッチをかけバッファにGETする（ステ
ップ６１４）。その後、上位ノードの分割および新上位
エントリの挿入を行い（ステップ６１５）、図３で示し
た上位ノードスプリットログ３２０を取得する（ステッ
プ６１６）。その後、スプリットノードおよび新ノード
をPUTしラッチを解除することによって１上位レベルの
分割処理を終了する（ステップ６１７）。そして、ステ
ップ６０８へ戻って、さらに上位ノードへのメンテナン
スへと進む。図９に上位レベルのノード分割時のインデ
クスの構造例を示す。この状態では、Ｎ２およびＮ２１
に対するラッチは解除されているので、両ノードに対す
る他トランザクションのアクセスは許可される。新ノー
ドＮ２１に対するアクセスは図４の通常時処理でも説明
したように、右ポインタ９１を辿ることによって行われ
る。
【００４７】ステップ６１３に戻って、上位ノードへの
新上位エントリの挿入が完了した場合、スプリット処理
はそれ以上上位レベルへは波及せず、図３で示したスプ
リット完了ログ３３０を取得し（ステップ６１８）、上
位ノードをPUTおよびラッチ解除し（ステップ６１
９）、スプリット処理をすべて完了する（ステップ６２
０）。図１０にスプリット処理完了時のインデクスの構
造図を示す。
【００４８】以上のように本実施例におけるスプリット
処理では、スプリット処理最中でも他トランザクション
はスプリット影響範囲にアクセスすることができる。さ
らに複数のスプリット処理同士の同時実行も可能であ
る。また、複数ノードに対するラッチに関して、常にそ
の方向が左から右へと決まった方向なので、複数スプリ
ット処理同士でのデッドロックは発生しない。通常処理
においては、ラッチは必ず一度に一ノードに対してしか
かけないので、通常処理とのデッドロックも当然発生し
ない。
【００４９】図１１は、本発明の実施例のインデクス構
造変更処理ログ解析処理のアルゴリズムを示す論理流れ
図である。図１においても述べたように、トランザクシ
ョンがユーザの指示あるいは何らかの要因によって中断
された場合、そのトランザクションが行ったデータ操作
の結果を取り消すロールバック処理を図１で示したロー
ルバック処理制御部１０３にて行う。通常データ操作時
に取得したログを取得順とは逆順に新しいログからログ
解析部１０７に順次一つずつ渡し、ロールバック処理実
行部１１０においてロールバック処理を行う。インデク
ス構造変更処理関係のログはインデクス構造変更処理ロ
グ解析部１０８に渡され、未完インデクス構造変更完成
処理を実行するために解析され、インデクス構造変更処
理が未完である場合には完成処理制御部１０９をコール
する。以下図１１を用いて、インデクス構造変更処理ロ
グ解析部１０８の処理について示す。
【００５０】ログ解析部１０７においてインデクス構造
変更処理ログとして判定されたログレコードは、インデ
クス構造変更処理ログ解析部１０８に渡され、ステップ
１１００より解析される。本解析処理は、図３で示した
スプリット処理開始ログ３１０、上位ノードスプリット
ログ３２０、スプリット完了ログ３３０に分類して行
う。未完インデクス構造変更完成処理は、スプリット処
理開始ログ３１０が渡された際にコールする。
【００５１】まず、ステップ１１１０において渡された
インデクス構造変更処理ログがスプリット完了ログであ
るかどうかを判定する。スプリット完了ログである場
合、インデクス構造変更処理であるスプリット処理はそ
の一連の処理をすべて完了したと判断し、ステップ１１
１１にてスプリット完了フラグをONにする。スプリット
完了フラグは、インデクス構造変更処理ログ解析部が管
理しロールバック対象トランザクションの１インデクス
に１つ存在する。初期値はOFFであり、ONの場合スプリ
ット処理が完了していることを示す。スプリット処理が
完了している場合は、スプリット完了ログ以降に渡され
る上位ノードスプリットログおよびスプリット開始ログ
に関しては、ロールバックにおいて何も処理を行わない
ように指示する。
【００５２】スプリット完了フラグをONにした後、本ス
プリット完了ログの解析処理完了として、ステップ１１
５０にログ解析部１０７に返る。そしてインデクス構造
変更処理ログ解析部としては次のログが渡されるのを待
つ。
【００５３】ステップ１１１０においてスプリット完了
ログではない場合、ステップ１１２０に進み上位ノード
スプリットログかどうかを判定する。上位ノードスプリ
ットログの場合、まず、ステップ１１２１においてスプ
リット完了フラグがONかどうかを判定、すなわちスプリ
ット処理が完了しているかを判定する。スプリット完了
フラグがONの場合、本上位ノードスプリットログに関連
する操作は何も行わないこととして、ステップ１１５０
に進み、ログ解析部１０７に返る。スプリット完了フラ
グがONではない場合、すなわちスプリット処理が未完と
判定される場合、未完スプリット完成処理に備えて、ス
プリット処理の完成段階を示す情報を必要であるならば
一時的に記憶する。まず、ステップ１１２２においてス
プリット進行レベルがNULLかどうかを判定する。
【００５４】スプリット進行レベルは、スプリット完了
フラグ同様インデクス構造変更処理ログ解析部がインデ
クス対応に管理し、スプリット処理がどのレベルまで進
行しているかを示す。初期値として、スプリット処理が
完了している状態でNULLが設定され、スプリット処理が
完了していない場合、一番始めに渡された上位ノードス
プリットログ内のインデクスレベルｎ（図３中３２３）
が設定される。ステップ１１２２においてスプリット進
行レベルがNULLである場合、本上位ノードスプリットロ
グにおけるインデクスレベルまでスプリット処理が進行
した時点でトランザクションの中断が発生したと判断
し、ステップ１１２３においてログ内のインデクスレベ
ルｎ（図３中３２３）を設定し、未完スプリット処理実
行時に必要な情報としてログを一時的に記憶し（ステッ
プ１１２４）、ステップ１１５０に進み、ログ解析部１
０７に返る。スプリット進行レベルがNULLではない場
合、すでに本上位ノードスプリットログが渡される以前
に、さらに上位の上位ノードスプリットログが渡され解
析されたと判断し、ステップ１１５０に進み、ログ解析
部１０７に返る。
【００５５】ステップ１１２０において上位ノードスプ
リットログではない場合、ステップ１１３０に進みスプ
リット開始ログかどうかを判定する。スプリット開始ロ
グではない場合、渡されたログは不正なログと判断し、
ログ解析部１０７にエラーとして返る（ステップ１１４
０）。スプリット開始ログである場合、ステップ１１３
１においてステップ１１２１と同様にスプリット完了フ
ラグがONかどうかを判定、すなわちスプリット処理が完
了しているかを判定する。スプリット完了フラグがONの
場合、本上位ノードスプリットログに関連する操作は何
も行わないこととして、ステップ１１５０に進み、ログ
解析部１０７に返る。
【００５６】スプリット完了フラグがONではない場合、
すなわち、スプリット処理が未完と判定される場合、ス
テップ１１３１においてスプリット進行レベルを以下の
ように解析することによりスプリット処理進行レベルを
確定する。スプリット進行レベルがNULLの場合、スプリ
ット処理はリーフノードレベルまでのみ進行と判断し
（ステップ１１３３）、未完インデクス構造変更完成処
理制御部をコールし、インデクスレベル２から未完スプ
リット完成処理を行う（ステップ１１３６）。スプリッ
ト進行レベルがNULLの場合、スプリット処理はスプリッ
ト進行レベルに設定されているレベルｎまで進行してい
ると判断し（ステップ１１３４）、未完インデクス構造
変更完成処理制御部をコールし、インデクスレベルｎ＋
１から未完スプリット完成処理を行う（ステップ１１３
６）。ステップ１１３４の後に、ステップ１１３５にお
いてスプリット進行レベルにNULLを設定、すなわち初期
化する。
【００５７】未完のスプリット処理を完成させた後、ス
テップ１１３７においてロールバック処理実行部をコー
ルし、ロールバック処理としてデータへのポインタを削
除する（ステップ１１３８）。データへのポインタの削
除においては、スプリット開始ログ３１０に含まれる挿
入キー３１４およびデータへのポインタ３１５を用い
る。削除操作対象リーフノードの確定（サーチ）等削除
操作に関する処理は、図４で示したＢ木インデクス通常
時処理と同一の操作によって容易に実現できる。また、
スプリット開始ログに挿入対象リーフノード識別子を持
たせることによって、インデクスルートノードからのサ
ーチを省くことができ、さらに効率の良いロールバック
処理を提供することができる。データへのポインタ削除
後、ステップ１１３８においてスプリット完了フラグを
OFFに設定、すなわち初期化し、ステップ１１５０に進
み、ログ解析部１０７に返る。
【００５８】図１２に、前記図７から図１０を用いて説
明したスプリット処理において、図９の状態でトランザ
クションの中断が発生し場合の取得済みスプリット処理
関係ログを、図１３にその場合のインデクス構造変更処
理ログ解析部１０８の未完スプリット完成処理コール前
のフラグ等の状態を示す。
【００５９】図１４に未完スプリット完成処理の論理流
れ図を示す。図１１で示したインデクス構造変更処理ロ
グ解析部において確定したスプリット処理進行レベルお
よび保持してあるログを用いて、以下に示すようにステ
ップ１４００から未完スプリット処理を開始する。ま
ず、ステップ１４０１において、インデクス構造変更処
理ログ解析部において確定したスプリット処理進行レベ
ル（インデクスレベルｎあるいはインデクスレベル１）
およびスプリット開始ログ内のインデクスサーチ履歴を
基に未完スプリット処理を開始する上位ノードを決定す
る。しかし、あくまでその上位ノードはメンテナンス対
象ノードの目安でしかない。
【００６０】図６で示したように通常スプリット処理と
同様に、挿入キーがノード管理範囲内かどうかを判定す
る（ステップ１４０２）。カレント上位ノードがメンテ
ナンス対象ノードでない、すなわち挿入キーがノード管
理範囲内でない場合、ステップ１４０３、ステップ１４
０４を通じ右側のノードを辿ってメンテナンス対象ノー
ドにアクセスする。ステップ１４０２において挿入キー
がノード管理範囲内である場合、ステップ１４０５へ進
み上位ページのメンテナンスを行う。ステップ１４０５
では保持してあるログ内の分割キー（挿入キー）および
新ノード識別子より新エントリを作成し、上位ノードへ
挿入する。上位ノードの空き領域が不足して新上位エン
トリを挿入できない場合（ステップ１４０６）、上位ノ
ードの分割処理として以下の処理に進む。
【００６１】まず、新ノードを分割ノードの右側に割り
当て、Ｘラッチをかけ、バッファにGETする（ステップ
１４０７）。次に、上位ノードスプリット処理を行い、
新上位エントリを挿入する（ステップ１４０８）。そし
て、上位ノードスプリットログを通常時スプリット処理
と同様に取得し（ステップ１４０９）、スプリットノー
ドおよび新ノードをPUTしラッチを解除する（ステップ
１４１０）。ステップ１４１１において、さらに、次の
上位ノードのメンテナンス（新上位エントリの挿入）を
行い、挿入できたならば（ステップ１４１２）、スプリ
ット完了としてステップ１４１３に進み、上位ノードの
空き領域不足により挿入できなかったならば、ステップ
１４０７に戻りさらに上位ノードへとスプリット処理を
波及させる。
【００６２】ステップ１４０６において、上位ノードへ
の新エントリ挿入ができた場合、スプリット完了として
ステップ１４１３に進み、スプリット完了ログを取得
し、ステップ１４１４において上位ノードのバッファを
PUTしラッチを解除することによって、未完スプリット
完成処理の全行程を完了する（ステップ１４１５）。
【００６３】図９の状態でスプリット処理途中のトラン
ザクションが中断された場合の、未完スプリット完成処
理の処理を具体的に示す。前にも述べたように未完スプ
リット完成処理は、スプリット開始ログ１２１０が渡さ
れた際に行う。スプリット進行レベルの値が２であるの
でスプリット開始ログ１２１０のインデクスサーチ履歴
１２１３からインデクスレベル３（＝２＋１）のノード
Ｎ１をメンテナンス対象ノード（未完スプリット完成処
理開始上位ノード）に決定し、Ｘラッチをかけ、バッフ
ァにGETする。一時的に記憶されたログ内のキーはノー
ドＮ１の管理範囲内なので、キー６と一時的に記憶され
たログ内のスプリット新ノードＮ２１へのポインタを用
いてノードＮ１のメンテナンスを行い、スプリット完了
ログを取得して、バッファをPUT、ラッチを解除してス
プリット処理を完成させる（図１０の状態）。
【００６４】以上のようにロールバック処理における未
完スプリット処理においても通常時スプリット処理の延
長のように実行されるので、通常時スプリット処理同様
未完スプリット処理範囲に対する他トランザクションの
アクセスが可能である。
【００６５】
【発明の効果】本発明によれば、インデクス構造変更処
理に関与したインデクスノードに対するＸラッチを当該
ノードの更新操作完了後すぐに解除することにより、他
トランザクションは当該ノードに早期にアクセスするこ
とが可能になる。さらに、インデクス構造変更処理途中
でトランザクションが中断された場合でも、一度インデ
クス構造変更処理に関与し更新されたノードはそのまま
なので、他トランザクションの当該ノードに対する更新
結果は失われることがない。すなわち、このことはイン
デクス構造変更処理途中でトランザクションが中断され
た場合でも、当該トランザクションのロールバック処理
が他トランザクションのインデクスへのアクセスに対し
て、インデクスの再サーチやアクセス制限などの悪影響
を全く及ぼさないことを示している。以上により同時に
Ｂ木インデクスへアクセスする複数トランザクションの
多重度を向上させ、高スループットを提供することが可
能になる。
【００６６】また、さらに、従来技術の１つのようにイ
ンデクスへのアクセス多重度を向上させるために冗長な
インデクス格納ページ（ノード）を割り当ててインデク
ス構造変更処理を行わないので、Ｂ木を構成するノード
が格納されるページを効率的に利用することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の基本構成を示す図である。
【図２】本発明の実施例のインデクス更新処理に関係す
るログを示す図である。
【図３】本発明の実施例のインデクス構造変更処理に関
係するログを示す図である。
【図４】本発明の実施例のＢ木インデクス通常時処理の
アルゴリズムを示す論理流れ図である。
【図５】本発明の実施例のインデクスエントリ更新処理
のアルゴリズムを示す論理流れ図である。
【図６】本発明の実施例のＢ木インデクスにおけるイン
デクスエントリ挿入によるＢ木インデクス構造変更動作
のアルゴリズムを示す論理流れ図である。
【図７】本発明の実施例のスプリット処理開始時のイン
デクスの構造を示す図である。
【図８】本発明の実施例のスプリット処理におけるリー
フノード分割時のインデクスの構造を示す図である。
【図９】本発明の実施例のスプリット処理における上位
ノード分割時のインデクスの構造を示す図である。
【図１０】本発明の実施例のスプリット処理完了時のイ
ンデクスの構造を示す図である。
【図１１】本発明の実施例のインデクス構造変更処理ロ
グ解析処理のアルゴリズムを示す論理流れ図である。
【図１２】取得済みのスプリット処理関係ログを示す図
である。
【図１３】インデクス構造変更処理ログ解析部内の情報
を示す図である。
【図１４】本発明の実施例のロールバックにおける未完
Ｂ木インデクス構造変更完成処理アルゴリズムを示す論
理流れ図である。
【図１５】Ｂ木インデクスの構造を示す図である。
【図１６】スプリット処理後のＢ木インデクスの構造を
示す図である。
【図１７】スプリット処理最中のＢ木インデクスの構造
を示す図である。
【図１８】データベース管理システムの構成を示す図で
ある。
【符号の説明】
１０１：データベース管理システム、１０２：通常処理
制御部、１０３：ロールバック処理制御部、１０５：イ
ンデクス構造変更処理部、１０８：インデクス構造変更
処理ログ解析部、１０９：未完インデクス構造変更完成
処理制御部、１１１：データベース、１１２：Ｂ木イン
デクス部、１１３：データ部、１１４：ログファイル
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 河村 信男 神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地 株 式会社日立製作所システム開発研究所内 (72)発明者 祖敷 潤一郎 神奈川県横浜市中区尾上町６丁目81番地 日立ソフトウエアエンジニアリング株式会 社内

Claims (2)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】複数のトランザクションが同一のＢ木イン
    デクスを通じてデータにアクセスする手段を有するデー
    タベース管理システムにおいて、 前記トランザクションの内あるトランザクションがデー
    タの挿入あるいは更新に伴い上記Ｂ木インデクスを構成
    するページへのインデクス構成要素の挿入を行い、複数
    ページに対する更新操作からなるインデクス構造変更動
    作を上記Ｂ木インデクスに引き起こす際に、 上記構造変更動作に関与したページに対する排他制御を
    前記ページに対する更新操作後即座に解除し、 上記構造変更動作完了前で上記トランザクションが中断
    されるとまず完成途中である上記構造変更動作を完成さ
    せてからロールバックすることで他トランザクションの
    上記構造変更動作に関与したページへの更新結果の存在
    保証を実現することを特徴とするＢ木インデクスの管理
    方法。
  2. 【請求項２】複数のトランザクションが同一のＢ木イン
    デクスを通じてデータにアクセスする手段を有するデー
    タベース管理システムにおいて、 前記トランザクションの内あるトランザクションがデー
    タの挿入あるいは更新に伴い上記Ｂ木インデクスを構成
    するページへのインデクス構成要素の挿入を行い、複数
    ページに対する更新操作からなるインデクス構造変更動
    作を上記Ｂ木インデクスに引き起こす際に、 上記構造変更動作開始時に、構造変更動作を実施するた
    めに必要な情報を含むレコードを書き込み、構造変更処
    理を構成する各々の処理実行時には当該インデクス構造
    変更処理における到達段階を示すレコードを書き込む手
    段と、 上記構造変更動作完了前に上記トランザクションが中断
    された場合、上記構造変更動作に関与した各々の処理に
    対応する前記レコードと、開始時レコードから構造変更
    動作完成に必要な処理を決定する解析手段を有し、構造
    変更動作をロールフォワードする手段と、 構造変更動作をロールフォワードした後に挿入あるいは
    削除したインデクス構成要素に対する処理をロールバッ
    クする手段を有することを特徴とするＢ木インデクスの
    管理システム。
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