JPH10312299A - データベース情報をアクセスする方法 - Google Patents
データベース情報をアクセスする方法Info
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- JPH10312299A JPH10312299A JP10101453A JP10145398A JPH10312299A JP H10312299 A JPH10312299 A JP H10312299A JP 10101453 A JP10101453 A JP 10101453A JP 10145398 A JP10145398 A JP 10145398A JP H10312299 A JPH10312299 A JP H10312299A
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- G—PHYSICS
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- G06F16/20—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor of structured data, e.g. relational data
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 新しいアプリケーションを配置しても構成が
複雑にならずかつ優れた性能を示すことができるデータ
ベース情報のアクセス方法を提供する。 【解決手段】 データベースにおいてデータを操作する
ためのルーチンは、データベースマニピュレーションル
ーチンが特定メモリ範囲から分離されるか否かを決定す
ることによって、かつそれに応答して、検討中のデータ
ベースマニピュレーションルーチンに対して特定メモリ
範囲へのメモリアクセス許可を選択的に切り替える（例
えば、読取り／書込みから読取り専用へ）ことによって
データベースサーバにより行われる。次いでデータベー
スマニピュレーションルーチンは、選択的に切り替えら
れたメモリアクセス許可を用いて実行される。分離され
るデータベースマニピュレーションルーチンは、読取り
専用メモリアクセスで実行することができ、それにより
特定メモリ範囲（例えば、コアデータ構造に対応してい
る）を不適当な変更から防ぐ。
複雑にならずかつ優れた性能を示すことができるデータ
ベース情報のアクセス方法を提供する。 【解決手段】 データベースにおいてデータを操作する
ためのルーチンは、データベースマニピュレーションル
ーチンが特定メモリ範囲から分離されるか否かを決定す
ることによって、かつそれに応答して、検討中のデータ
ベースマニピュレーションルーチンに対して特定メモリ
範囲へのメモリアクセス許可を選択的に切り替える（例
えば、読取り／書込みから読取り専用へ）ことによって
データベースサーバにより行われる。次いでデータベー
スマニピュレーションルーチンは、選択的に切り替えら
れたメモリアクセス許可を用いて実行される。分離され
るデータベースマニピュレーションルーチンは、読取り
専用メモリアクセスで実行することができ、それにより
特定メモリ範囲（例えば、コアデータ構造に対応してい
る）を不適当な変更から防ぐ。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、データベースにおける
情報をアクセスする方法に関する。
情報をアクセスする方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】データベースは、データベースにおける
データを操作するためのソフトウェア方法の集合であ
る、“データベースエンジン”によって一貫した方法で
記憶し、探索しかつ検索することができるように論理的
に編成された情報の本体である。ソフトウェア方法は、
値を戻す機能、または値を戻さない手順のいずれかであ
る、一組の呼び出し可能なルーチンとして一般的に実現
される。データベースは、一般的に３つのクラスに分類
される：リレーショナルデータベース、オブジェクト指
向型データベース、及びオブジェクト−リレーショナル
データベース。リレーショナルデータベース（ＲＤＢ）
は、実際にはデータベース開発者が選択するあらゆる方
法で相互に関連付けられる（または“結合される”）固
定型フィールド２次元表の集合である。リレーショナル
データベースの構造は、表間の関係を選択的に再定義す
ることによって変更することができる。データベースエ
ンジンは、ＳＱＬ(Structured Query Language：構造化
照会言語)によってまたは他の機構によって表現される
方法のような種々のデータベース照会プロトコルのいず
れかを用いることによって素早くかつ容易にリレーショ
ナルデータベース上で複雑な探索を実行しうる。表間の
関係は、探索の結果がデータベースの他の表における対
応している情報を自動的に相互参照することができるよ
うにする。
データを操作するためのソフトウェア方法の集合であ
る、“データベースエンジン”によって一貫した方法で
記憶し、探索しかつ検索することができるように論理的
に編成された情報の本体である。ソフトウェア方法は、
値を戻す機能、または値を戻さない手順のいずれかであ
る、一組の呼び出し可能なルーチンとして一般的に実現
される。データベースは、一般的に３つのクラスに分類
される：リレーショナルデータベース、オブジェクト指
向型データベース、及びオブジェクト−リレーショナル
データベース。リレーショナルデータベース（ＲＤＢ）
は、実際にはデータベース開発者が選択するあらゆる方
法で相互に関連付けられる（または“結合される”）固
定型フィールド２次元表の集合である。リレーショナル
データベースの構造は、表間の関係を選択的に再定義す
ることによって変更することができる。データベースエ
ンジンは、ＳＱＬ(Structured Query Language：構造化
照会言語)によってまたは他の機構によって表現される
方法のような種々のデータベース照会プロトコルのいず
れかを用いることによって素早くかつ容易にリレーショ
ナルデータベース上で複雑な探索を実行しうる。表間の
関係は、探索の結果がデータベースの他の表における対
応している情報を自動的に相互参照することができるよ
うにする。
【０００３】図１に示すように、例えば、リレーショナ
ルデータベース１００は、在庫目録表１０６に論理リン
ク１０５によって次いで結合される注文表１０４に論理
リンク１０３によって結合される顧客表１０２を含む。
ユーザは、例えば、しきい値よりも大きい全ての注文番
号について、データベース１００を照会しうる。注文表
１０４が顧客表１０２及び在庫目録表１０６に結合され
るので、照会に応答して識別された注文番号のリスト
は、識別された注文番号に対応する各顧客名前及び在庫
目録項目と共に検索しかつ表示することができる。オブ
ジェクト指向型データベース（ＯＯＤＢ）は、、“オブ
ジェクト”の集合−−データ及びそのデータを操作する
ための方法の両方を含むソフトウェア構成要素である。
数字または文字型のデータだけを記憶することができる
リレーショナルデータベースとは対照的に、ＯＯＤＢ
は、実際にはあらゆる型のデータ（テキスト、３Ｄグラ
フィック画像、ビデオクリップ、等）を記憶することが
できる。ＯＯＤＢは、ＯＯＤＢが有用な作業を行うのに
必要なロジック（論理）のほとんどを含むように方法に
関連付けられたクラス（分類）の階層構造にその構成オ
ブジェクトを記憶する。対照的に、リレーショナルデー
タベースは、データだけを含みかつデータを伴う有用な
機能を実行するために外部アプリケーションソフトウェ
アに依存しなければならない。
ルデータベース１００は、在庫目録表１０６に論理リン
ク１０５によって次いで結合される注文表１０４に論理
リンク１０３によって結合される顧客表１０２を含む。
ユーザは、例えば、しきい値よりも大きい全ての注文番
号について、データベース１００を照会しうる。注文表
１０４が顧客表１０２及び在庫目録表１０６に結合され
るので、照会に応答して識別された注文番号のリスト
は、識別された注文番号に対応する各顧客名前及び在庫
目録項目と共に検索しかつ表示することができる。オブ
ジェクト指向型データベース（ＯＯＤＢ）は、、“オブ
ジェクト”の集合−−データ及びそのデータを操作する
ための方法の両方を含むソフトウェア構成要素である。
数字または文字型のデータだけを記憶することができる
リレーショナルデータベースとは対照的に、ＯＯＤＢ
は、実際にはあらゆる型のデータ（テキスト、３Ｄグラ
フィック画像、ビデオクリップ、等）を記憶することが
できる。ＯＯＤＢは、ＯＯＤＢが有用な作業を行うのに
必要なロジック（論理）のほとんどを含むように方法に
関連付けられたクラス（分類）の階層構造にその構成オ
ブジェクトを記憶する。対照的に、リレーショナルデー
タベースは、データだけを含みかつデータを伴う有用な
機能を実行するために外部アプリケーションソフトウェ
アに依存しなければならない。
【０００４】オブジェクト指向型データベース（ＯＲＤ
Ｂ）は、他の二つの型のハイブリッド（混成）である。
拡張されたデータ（例えば、映画ファイル）は、行の一
部としてまたはバイナリラージオブジェクト（ＢＬＯ
Ｂ）−−未区分大量データ(undifferentiated mass of
data) 、としてＯＲＤＢに記憶されかつ検索されうる。
また、ＯＲＤＢは、ＢＬＯＢ内に含まれるデータを操作
するための方法（例えば、映画ファイルを観るためのユ
ーティリティ）をアクセスすることができる。これらの
方法は、データベースエンジンとは別々に維持されうる
かまたは特定のＯＲＤＢインプリメンテーションにより
それにリンクされうる。インフォーミックスユニバーサ
ルサーバ(Informix Universal Server (IUS))のような
拡張可能オブジェクト−リレーショナルデータベース管
理システム（ＯＲＤＢＭＳ）では、拡張データを操作す
るための方法は、拡張データが“ネイティブ(native)”
データ型−−即ち、外部アプリケーションに頼ることな
くＯＲＤＢＭＳそれ自体が扱うことができるデータ型と
して処理されるようにデータベースエンジンに直接リン
クされる。図２では、例えば、拡張可能ＯＲＤＢＭＳ２
００は、データベースエンジン２０２に直接リンクされ
た、データ型Ｘ及びＹを操作するための方法をそれぞれ
含む、拡張子Ｘ及びＹを有する。型Ｘのデータをポイン
トするデータベース照会に応じて、例えば、データベー
スエンジン２０２は、適当なデータ型−特定の方法にお
けるデータを操作するために拡張子Ｘにおいて方法を自
動的に呼出す。
Ｂ）は、他の二つの型のハイブリッド（混成）である。
拡張されたデータ（例えば、映画ファイル）は、行の一
部としてまたはバイナリラージオブジェクト（ＢＬＯ
Ｂ）−−未区分大量データ(undifferentiated mass of
data) 、としてＯＲＤＢに記憶されかつ検索されうる。
また、ＯＲＤＢは、ＢＬＯＢ内に含まれるデータを操作
するための方法（例えば、映画ファイルを観るためのユ
ーティリティ）をアクセスすることができる。これらの
方法は、データベースエンジンとは別々に維持されうる
かまたは特定のＯＲＤＢインプリメンテーションにより
それにリンクされうる。インフォーミックスユニバーサ
ルサーバ(Informix Universal Server (IUS))のような
拡張可能オブジェクト−リレーショナルデータベース管
理システム（ＯＲＤＢＭＳ）では、拡張データを操作す
るための方法は、拡張データが“ネイティブ(native)”
データ型−−即ち、外部アプリケーションに頼ることな
くＯＲＤＢＭＳそれ自体が扱うことができるデータ型と
して処理されるようにデータベースエンジンに直接リン
クされる。図２では、例えば、拡張可能ＯＲＤＢＭＳ２
００は、データベースエンジン２０２に直接リンクされ
た、データ型Ｘ及びＹを操作するための方法をそれぞれ
含む、拡張子Ｘ及びＹを有する。型Ｘのデータをポイン
トするデータベース照会に応じて、例えば、データベー
スエンジン２０２は、適当なデータ型−特定の方法にお
けるデータを操作するために拡張子Ｘにおいて方法を自
動的に呼出す。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】非拡張可能ＯＲＤＢＭ
Ｓは、対照的に、任意のデータ型に対するデータ操作方
法をデータベースエンジンにリンクさせないで、多重デ
ータ型を管理するために、ミドルウェアの層を介して相
互接続された、多重データ型−特定エンジンの使用を必
要とする。その結果、非拡張可能ＯＲＤＢＭＳは、一般
的に低減された性能を示しかつ新しいアプリケーション
を配置することにおいて増大した複雑性を開発者に与え
る。本発明は、上記従来の技術における問題点を解決す
ることを課題とする。
Ｓは、対照的に、任意のデータ型に対するデータ操作方
法をデータベースエンジンにリンクさせないで、多重デ
ータ型を管理するために、ミドルウェアの層を介して相
互接続された、多重データ型−特定エンジンの使用を必
要とする。その結果、非拡張可能ＯＲＤＢＭＳは、一般
的に低減された性能を示しかつ新しいアプリケーション
を配置することにおいて増大した複雑性を開発者に与え
る。本発明は、上記従来の技術における問題点を解決す
ることを課題とする。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明の上記課題は、デ
ータベースにおける情報を操作するためにルーチンを実
行する、データベースサーバによって実行される、方法
であって：データベースマニピュレーションルーチンが
特定メモリ範囲から分離されるか否かを決定し；決定に
基づいてデータベースマニピュレーションルーチンに対
するメモリアクセス許可を選択的に切り替え；かつ選択
的に切り替えたメモリアクセス許可を用いてデータベー
スマニピュレーションルーチンを実行する段階を具備す
る方法によって達成される。本発明の方法では、決定段
階は、データベースマニピュレーションルーチンに関連
付けられたパラメータを検査することを含むように構成
してもよい。
ータベースにおける情報を操作するためにルーチンを実
行する、データベースサーバによって実行される、方法
であって：データベースマニピュレーションルーチンが
特定メモリ範囲から分離されるか否かを決定し；決定に
基づいてデータベースマニピュレーションルーチンに対
するメモリアクセス許可を選択的に切り替え；かつ選択
的に切り替えたメモリアクセス許可を用いてデータベー
スマニピュレーションルーチンを実行する段階を具備す
る方法によって達成される。本発明の方法では、決定段
階は、データベースマニピュレーションルーチンに関連
付けられたパラメータを検査することを含むように構成
してもよい。
【０００７】本発明の方法では、決定段階の前に、デー
タベースマニピュレーションルーチンを実行するための
プロセッサのクラスを特定する値にパラメータを設定す
る段階を更に具備するように構成してもよい。本発明の
方法では、設定段階は、特定メモリ範囲から分離される
プロセッサのクラスを特定する値をパラメータに割り当
てることを含むように構成してもよい。 本発明の方法
では、選択的切り替え段階は、局所手順呼出しを行うこ
とを含むように構成してもよい。本発明の方法では、選
択的切り替え段階は、データベースマニピュレーション
ルーチンが特定メモリ範囲から分離されるルーチンであ
ると決定されたならば該データベースマニピュレーショ
ンルーチンに対するメモリアクセス許可を特定メモリ範
囲に対する読取り専用に設定することを含むように構成
してもよい。
タベースマニピュレーションルーチンを実行するための
プロセッサのクラスを特定する値にパラメータを設定す
る段階を更に具備するように構成してもよい。本発明の
方法では、設定段階は、特定メモリ範囲から分離される
プロセッサのクラスを特定する値をパラメータに割り当
てることを含むように構成してもよい。 本発明の方法
では、選択的切り替え段階は、局所手順呼出しを行うこ
とを含むように構成してもよい。本発明の方法では、選
択的切り替え段階は、データベースマニピュレーション
ルーチンが特定メモリ範囲から分離されるルーチンであ
ると決定されたならば該データベースマニピュレーショ
ンルーチンに対するメモリアクセス許可を特定メモリ範
囲に対する読取り専用に設定することを含むように構成
してもよい。
【０００８】本発明の方法では、選択的切り替え段階
は、データベースマニピュレーションルーチンが特定メ
モリ範囲から分離されないルーチンであると決定された
ならば該データベースマニピュレーションルーチンに対
するメモリアクセス許可を特定メモリ範囲に対する読取
り／書込みに設定することを含むように構成してもよ
い。本発明の方法では、選択的切り替え段階は、特定メ
モリ範囲に対する読取り／書込み許可を有するプロセッ
サから特定メモリ範囲に対する読取り専用許可を有する
プロセッサにデータベースマニピュレーションルーチン
に対する実行のスレッドを移行することを含むように構
成してもよい。本発明の方法では、移行する段階は、特
定メモリ範囲と同じアドレス空間内に実行のスレッドを
維持することを含むように構成してもよい。
は、データベースマニピュレーションルーチンが特定メ
モリ範囲から分離されないルーチンであると決定された
ならば該データベースマニピュレーションルーチンに対
するメモリアクセス許可を特定メモリ範囲に対する読取
り／書込みに設定することを含むように構成してもよ
い。本発明の方法では、選択的切り替え段階は、特定メ
モリ範囲に対する読取り／書込み許可を有するプロセッ
サから特定メモリ範囲に対する読取り専用許可を有する
プロセッサにデータベースマニピュレーションルーチン
に対する実行のスレッドを移行することを含むように構
成してもよい。本発明の方法では、移行する段階は、特
定メモリ範囲と同じアドレス空間内に実行のスレッドを
維持することを含むように構成してもよい。
【０００９】本発明の方法では、選択的切り替え段階
は、データベースマニピュレーションに対する実行のス
レッドが特定メモリ領域に対する読取り／書込み許可を
有するような信用コンテキストから実行のスレッドが特
定メモリ領域に対する読取り専用許可を有するような不
信用コンテキストに切り替えることを含むように構成し
てもよい。本発明の方法では、実行のスレッドが、デー
タベースマニピュレーションルーチンを実行すべく読取
り専用アクセスを有する実行のスレッドに対して特定メ
モリ領域に存在している資源へのアクセスを必要とする
ということを検出する段階を更に具備するように構成し
てもよい。本発明の方法では、特定メモリ領域に存在し
ている資源へのアクセスを必要とするということを検出
して、不信用コンテキストから実行のスレッドが特定メ
モリ領域に対する読取り／書込み許可を有するような別
の信用コンテキストへ切り替える段階を更に具備するよ
うに構成してもよい。
は、データベースマニピュレーションに対する実行のス
レッドが特定メモリ領域に対する読取り／書込み許可を
有するような信用コンテキストから実行のスレッドが特
定メモリ領域に対する読取り専用許可を有するような不
信用コンテキストに切り替えることを含むように構成し
てもよい。本発明の方法では、実行のスレッドが、デー
タベースマニピュレーションルーチンを実行すべく読取
り専用アクセスを有する実行のスレッドに対して特定メ
モリ領域に存在している資源へのアクセスを必要とする
ということを検出する段階を更に具備するように構成し
てもよい。本発明の方法では、特定メモリ領域に存在し
ている資源へのアクセスを必要とするということを検出
して、不信用コンテキストから実行のスレッドが特定メ
モリ領域に対する読取り／書込み許可を有するような別
の信用コンテキストへ切り替える段階を更に具備するよ
うに構成してもよい。
【００１０】本発明の方法では、データベースマニピュ
レーションルーチンに対する実行のスレッドが特定メモ
リ範囲における資源をアクセスすることを完了した後に
別の信用コンテキストから不信用コンテキストへ切り替
える段階を更に具備するように構成してもよい。本発明
の方法では、データベースマニピュレーションルーチン
の実行が完了した後に不信用コンテキストから信用コン
テキストへ切り替える段階を更に具備するように構成し
てもよい。本発明の方法では、選択的切り替え段階は、
信用コンテキストと不信用コンテキストの間で任意の数
の切り替えを実行することを含むように構成してもよ
い。本発明の方法では、実行する段階は、データベース
マニピュレーションルーチンを実行すると同時に特定メ
モリ領域と同じアドレス空間に残ることを含むように構
成してもよい。
レーションルーチンに対する実行のスレッドが特定メモ
リ範囲における資源をアクセスすることを完了した後に
別の信用コンテキストから不信用コンテキストへ切り替
える段階を更に具備するように構成してもよい。本発明
の方法では、データベースマニピュレーションルーチン
の実行が完了した後に不信用コンテキストから信用コン
テキストへ切り替える段階を更に具備するように構成し
てもよい。本発明の方法では、選択的切り替え段階は、
信用コンテキストと不信用コンテキストの間で任意の数
の切り替えを実行することを含むように構成してもよ
い。本発明の方法では、実行する段階は、データベース
マニピュレーションルーチンを実行すると同時に特定メ
モリ領域と同じアドレス空間に残ることを含むように構
成してもよい。
【００１１】本発明の方法では、実行する段階は、デー
タベースマニピュレーションルーチンが特定メモリ領域
から分離されるルーチンであると決定されたならば特定
メモリ領域に対する読取り専用許可を有するプロセッサ
で該データベースマニピュレーションルーチンを行うこ
とを含むように構成してもよい。本発明の方法では、実
行段階は、データベースマニピュレーションルーチンが
特定メモリ領域から分離されていないルーチンであると
決定されたならば特定メモリ領域に対する読取り／書込
み許可を有するプロセッサで該データベースマニピュレ
ーションルーチンを行うことを含むように構成してもよ
い。本発明の方法では、実行段階は、データベースマニ
ピュレーションルーチンが特定メモリ領域から分離され
るルーチンであると決定されたならば特定メモリ領域か
ら論理的に区分されるメモリセグメントにおいて該デー
タベースマニピュレーションルーチンを行うことを含む
ように構成してもよい。
タベースマニピュレーションルーチンが特定メモリ領域
から分離されるルーチンであると決定されたならば特定
メモリ領域に対する読取り専用許可を有するプロセッサ
で該データベースマニピュレーションルーチンを行うこ
とを含むように構成してもよい。本発明の方法では、実
行段階は、データベースマニピュレーションルーチンが
特定メモリ領域から分離されていないルーチンであると
決定されたならば特定メモリ領域に対する読取り／書込
み許可を有するプロセッサで該データベースマニピュレ
ーションルーチンを行うことを含むように構成してもよ
い。本発明の方法では、実行段階は、データベースマニ
ピュレーションルーチンが特定メモリ領域から分離され
るルーチンであると決定されたならば特定メモリ領域か
ら論理的に区分されるメモリセグメントにおいて該デー
タベースマニピュレーションルーチンを行うことを含む
ように構成してもよい。
【００１２】本発明の方法では、実行段階は、データベ
ースマニピュレーションルーチンが特定メモリ領域から
分離されないルーチンであると決定されたならば特定メ
モリ領域において該データベースマニピュレーションル
ーチンを行うことを含むように構成してもよい。本発明
の方法では、実行段階は、特定メモリ領域に存在してい
る資源の変更を選択的に許可することを含むように構成
してもよい。本発明の方法では、選択的変更は、特定メ
モリ領域における一つ以上の許可される実行エントリポ
イントに限定されるように構成してもよい。本発明の方
法では、コールバック表において一つ以上の許可される
実行エントリポイントを特定する段階を更に具備するよ
うに構成してもよい。
ースマニピュレーションルーチンが特定メモリ領域から
分離されないルーチンであると決定されたならば特定メ
モリ領域において該データベースマニピュレーションル
ーチンを行うことを含むように構成してもよい。本発明
の方法では、実行段階は、特定メモリ領域に存在してい
る資源の変更を選択的に許可することを含むように構成
してもよい。本発明の方法では、選択的変更は、特定メ
モリ領域における一つ以上の許可される実行エントリポ
イントに限定されるように構成してもよい。本発明の方
法では、コールバック表において一つ以上の許可される
実行エントリポイントを特定する段階を更に具備するよ
うに構成してもよい。
【００１３】また、本発明の上記課題は、データベース
における情報を操作するためにルーチンを実行する、デ
ータベースサーバによって実行される、方法であって：
メモリアドレス空間をメモリセグメントに分割し；第１
のメモリセグメントにおいてデータベースマニピュレー
ションルーチンを選択的に実行し；かつ実行しているデ
ータベースマニピュレーションルーチンがメモリセグメ
ントの別のものに情報を書込むことを防ぐ段階を具備す
る方法によって達成される。本発明の方法では、第１の
メモリセグメントにおいて実行されているデータベース
マニピュレーションルーチンに別のメモリセグメントか
ら情報を読み取らせる段階を更に具備するように構成し
てもよい。本発明の方法では、第１のメモリセグメント
において実行されているデータベースマニピュレーショ
ンルーチンを、所定のルーチンを実行させるために別の
メモリセグメントに移行させる段階を更に具備するよう
に構成してもよい。
における情報を操作するためにルーチンを実行する、デ
ータベースサーバによって実行される、方法であって：
メモリアドレス空間をメモリセグメントに分割し；第１
のメモリセグメントにおいてデータベースマニピュレー
ションルーチンを選択的に実行し；かつ実行しているデ
ータベースマニピュレーションルーチンがメモリセグメ
ントの別のものに情報を書込むことを防ぐ段階を具備す
る方法によって達成される。本発明の方法では、第１の
メモリセグメントにおいて実行されているデータベース
マニピュレーションルーチンに別のメモリセグメントか
ら情報を読み取らせる段階を更に具備するように構成し
てもよい。本発明の方法では、第１のメモリセグメント
において実行されているデータベースマニピュレーショ
ンルーチンを、所定のルーチンを実行させるために別の
メモリセグメントに移行させる段階を更に具備するよう
に構成してもよい。
【００１４】本発明の方法では、別のセグメントにおい
て所定のルーチンに対して特定されたエントリポイント
が許可されるエンドポイントかどうかをチェックする段
階を更に具備するように構成してもよい。本発明の方法
では、チェックする段階は、所定の一つ以上の許可され
るエントリポイントのセットに対して特定エントリポイ
ントを比較することを含むように構成してもよい。本発
明の方法では、別のセグメントにおける特定エントリポ
イントが許可されないエントリポイントであるならば所
定のルーチンの実行を阻止する段階を更に具備するよう
に構成してもよい。本発明の方法では、所定のルーチン
が完了された後に第１のメモリセグメントにデータベー
スマニピュレーションルーチンを戻す段階を更に具備す
るように構成してもよい。
て所定のルーチンに対して特定されたエントリポイント
が許可されるエンドポイントかどうかをチェックする段
階を更に具備するように構成してもよい。本発明の方法
では、チェックする段階は、所定の一つ以上の許可され
るエントリポイントのセットに対して特定エントリポイ
ントを比較することを含むように構成してもよい。本発
明の方法では、別のセグメントにおける特定エントリポ
イントが許可されないエントリポイントであるならば所
定のルーチンの実行を阻止する段階を更に具備するよう
に構成してもよい。本発明の方法では、所定のルーチン
が完了された後に第１のメモリセグメントにデータベー
スマニピュレーションルーチンを戻す段階を更に具備す
るように構成してもよい。
【００１５】本発明の方法では、データベースマニピュ
レーションルーチンは、該データベースマニピュレーシ
ョンルーチンが別のメモリセグメントにおける情報がそ
れから保護されるものとして識別されるならば、第１の
メモリセグメントにおいて実行されるように構成しても
よい。本発明の方法では、別のメモリセグメントにおけ
る情報がそれから保護されるデータベースマニピュレー
ションルーチンは、ユーザ定義型ルーチンを含むように
構成してもよい。本発明の方法では、別のメモリセグメ
ントにおける情報がそれから保護されるデータベースマ
ニピュレーションルーチンは、不信用ルーチンを含むよ
うに構成してもよい。
レーションルーチンは、該データベースマニピュレーシ
ョンルーチンが別のメモリセグメントにおける情報がそ
れから保護されるものとして識別されるならば、第１の
メモリセグメントにおいて実行されるように構成しても
よい。本発明の方法では、別のメモリセグメントにおけ
る情報がそれから保護されるデータベースマニピュレー
ションルーチンは、ユーザ定義型ルーチンを含むように
構成してもよい。本発明の方法では、別のメモリセグメ
ントにおける情報がそれから保護されるデータベースマ
ニピュレーションルーチンは、不信用ルーチンを含むよ
うに構成してもよい。
【００１６】本発明の方法では、データベースマニピュ
レーションルーチンが別のメモリセグメントにおける情
報がそれから保護されるものとして識別されないなら
ば、全てのメモリセグメントに対する完全な読取り及び
書込み特権を伴う該データベースマニピュレーションル
ーチンを実行する段階を更に具備するように構成しても
よい。本発明の方法では、データベースマニピュレーシ
ョンルーチンは、信用ルーチンを含むことを備えている
ように構成してもよい。本発明の方法では、メモリセグ
メントは、同じメモリアドレス空間に存在するように構
成してもよい。本発明の方法では、分割する段階は、メ
モリセグメントを相互に論理的に区分することを含むよ
うに構成してもよい。
レーションルーチンが別のメモリセグメントにおける情
報がそれから保護されるものとして識別されないなら
ば、全てのメモリセグメントに対する完全な読取り及び
書込み特権を伴う該データベースマニピュレーションル
ーチンを実行する段階を更に具備するように構成しても
よい。本発明の方法では、データベースマニピュレーシ
ョンルーチンは、信用ルーチンを含むことを備えている
ように構成してもよい。本発明の方法では、メモリセグ
メントは、同じメモリアドレス空間に存在するように構
成してもよい。本発明の方法では、分割する段階は、メ
モリセグメントを相互に論理的に区分することを含むよ
うに構成してもよい。
【００１７】本発明の方法では、選択的実行段階は、第
１のメモリセグメント以外のメモリセグメントに対する
読取り専用アクセスを有する処理でデータベースマニピ
ュレーションルーチンを行うことを含むように構成して
もよい。本発明の方法では、処理は、多重スレッド型仮
想プロセッサを含むように構成してもよい。本発明の方
法では、メモリセグメントの対応するものにおいて複数
のデータベースマニピュレーションルーチンを同時に実
行する段階を更に具備し、各データベースマニピュレー
ションルーチンは、それ自身のメモリセグメント以外の
全てのメモリセグメントに対する読取り専用アクセスを
有しているように構成してもよい。
１のメモリセグメント以外のメモリセグメントに対する
読取り専用アクセスを有する処理でデータベースマニピ
ュレーションルーチンを行うことを含むように構成して
もよい。本発明の方法では、処理は、多重スレッド型仮
想プロセッサを含むように構成してもよい。本発明の方
法では、メモリセグメントの対応するものにおいて複数
のデータベースマニピュレーションルーチンを同時に実
行する段階を更に具備し、各データベースマニピュレー
ションルーチンは、それ自身のメモリセグメント以外の
全てのメモリセグメントに対する読取り専用アクセスを
有しているように構成してもよい。
【００１８】更に、本発明の上記課題は、信用ルーチン
及び不信用ルーチンを含んでいる複数のデータベースマ
ニピュレーションルーチン；コアメモリセグメント及び
防護メモリセグメントを含んでいる複数のメモリセグメ
ントを有している共有メモリアドレス空間；及び複数の
ルーチンにリンクされた複数の仮想プロセッサを備え、
仮想プロセッサは、コアメモリセグメントにおける信用
ルーチンを実行するフルアクセス仮想プロセッサと、防
護メモリセグメントにおける不信用ルーチンを実行する
防護仮想プロセッサとを含んでいるデータベースサーバ
によって達成される。本発明のデータベースサーバで
は、フルアクセス仮想プロセッサは、全てのメモリセグ
メントに対する読取り／書込みアクセスを有するように
構成してもよい。
及び不信用ルーチンを含んでいる複数のデータベースマ
ニピュレーションルーチン；コアメモリセグメント及び
防護メモリセグメントを含んでいる複数のメモリセグメ
ントを有している共有メモリアドレス空間；及び複数の
ルーチンにリンクされた複数の仮想プロセッサを備え、
仮想プロセッサは、コアメモリセグメントにおける信用
ルーチンを実行するフルアクセス仮想プロセッサと、防
護メモリセグメントにおける不信用ルーチンを実行する
防護仮想プロセッサとを含んでいるデータベースサーバ
によって達成される。本発明のデータベースサーバで
は、フルアクセス仮想プロセッサは、全てのメモリセグ
メントに対する読取り／書込みアクセスを有するように
構成してもよい。
【００１９】本発明のデータベースサーバでは、防護仮
想プロセッサは、コアメモリセグメントに対する読取り
専用アクセスを有するように構成してもよい。本発明の
データベースサーバでは、各データベースマニピュレー
ションルーチンは、ルーチンが信用ルーチンであるか不
信用ルーチンであるかを特定する関連パラメータを有す
るように構成してもよい。本発明のデータベースサーバ
では、データベースマニピュレーションルーチンを実行
するためのスレッドを更に備え、スレッドは、実行され
るデータベースマニピュレーションルーチンが信用であ
るか不信用であるかに基づいて一つの仮想プロセッサか
ら別の仮想プロセッサへ移るように構成してもよい。本
発明のデータベースサーバでは、実行されているデータ
ベースマニピュレーションルーチンが不信用ルーチンで
あるならば、スレッドは、防護仮想プロセッサに移るよ
うに構成してもよい。
想プロセッサは、コアメモリセグメントに対する読取り
専用アクセスを有するように構成してもよい。本発明の
データベースサーバでは、各データベースマニピュレー
ションルーチンは、ルーチンが信用ルーチンであるか不
信用ルーチンであるかを特定する関連パラメータを有す
るように構成してもよい。本発明のデータベースサーバ
では、データベースマニピュレーションルーチンを実行
するためのスレッドを更に備え、スレッドは、実行され
るデータベースマニピュレーションルーチンが信用であ
るか不信用であるかに基づいて一つの仮想プロセッサか
ら別の仮想プロセッサへ移るように構成してもよい。本
発明のデータベースサーバでは、実行されているデータ
ベースマニピュレーションルーチンが不信用ルーチンで
あるならば、スレッドは、防護仮想プロセッサに移るよ
うに構成してもよい。
【００２０】本発明のデータベースサーバでは、実行さ
れているデータベースマニピュレーションルーチンが信
用ルーチンであるならば、スレッドは、フルアクセス仮
想プロセッサに移るように構成してもよい。本発明の上
記課題は、データベースマニピュレーション方法を実行
するためにリンク型ルーチンを有しているデータベース
サーバに対して、コンピュータ読取り可能媒体上に存在
している、コンピュータソフトウェアであって、コンピ
ュータソフトウェアは、コンピュータに （ａ）クライアントからデータベース照会を受け取る； （ｂ）データベース照会をサービスするためにどのルー
チンを実行する必要があるかを決定する； （ｃ）コアメモリへの読取り／書込みアクセスで信用ル
ーチンを実行する；及び （ｄ）コアメモリへの読取り専用アクセスで不信用ルー
チンを実行する動作を実行させるための命令を備えてい
るコンピュータソフトウェアによって達成される。
れているデータベースマニピュレーションルーチンが信
用ルーチンであるならば、スレッドは、フルアクセス仮
想プロセッサに移るように構成してもよい。本発明の上
記課題は、データベースマニピュレーション方法を実行
するためにリンク型ルーチンを有しているデータベース
サーバに対して、コンピュータ読取り可能媒体上に存在
している、コンピュータソフトウェアであって、コンピ
ュータソフトウェアは、コンピュータに （ａ）クライアントからデータベース照会を受け取る； （ｂ）データベース照会をサービスするためにどのルー
チンを実行する必要があるかを決定する； （ｃ）コアメモリへの読取り／書込みアクセスで信用ル
ーチンを実行する；及び （ｄ）コアメモリへの読取り専用アクセスで不信用ルー
チンを実行する動作を実行させるための命令を備えてい
るコンピュータソフトウェアによって達成される。
【００２１】本発明のコンピュータソフトウェアでは、
（ｄ）は、実行のスレッドをコアメモリへの読取り／書
込みアクセスを有している第１のプロセッサからコアメ
モリへの読取り専用アクセスを有している別のプロセッ
サに移行させる命令を備えているように構成してもよ
い。本発明のコンピュータソフトウェアでは、（ｄ）
は、不信用ルーチンを実行することに関してコアメモリ
に対するメモリアクセス許可を読取り専用に変更する命
令を備えているように構成してもよい。
（ｄ）は、実行のスレッドをコアメモリへの読取り／書
込みアクセスを有している第１のプロセッサからコアメ
モリへの読取り専用アクセスを有している別のプロセッ
サに移行させる命令を備えているように構成してもよ
い。本発明のコンピュータソフトウェアでは、（ｄ）
は、不信用ルーチンを実行することに関してコアメモリ
に対するメモリアクセス許可を読取り専用に変更する命
令を備えているように構成してもよい。
【００２２】
【作用】本発明の一形態では、データベースにおけるデ
ータを操作するためのルーチンは、データベースマニピ
ュレーションルーチンが特定のメモリの範囲から分離さ
れるか否かを決定することにより、かつ、応答として、
検討されているデータベースマニピュレーションルーチ
ンに対して特定のメモリの範囲に対するメモリアクセス
許可を選択的に切り替える（例えば、読取り／書込みか
ら読取り専用へ）ことにより、データベースサーバによ
って実行される。次いで、データベースマニピュレーシ
ョンルーチンは、選択的に切り替えられたメモリアクセ
ス許可を用いて実行される。分離されるべきデータベー
スマニピュレーションルーチンは、読取り専用メモリア
クセスで実行することができそれにより不適当な変更か
ら特定のメモリの範囲を保護する。
ータを操作するためのルーチンは、データベースマニピ
ュレーションルーチンが特定のメモリの範囲から分離さ
れるか否かを決定することにより、かつ、応答として、
検討されているデータベースマニピュレーションルーチ
ンに対して特定のメモリの範囲に対するメモリアクセス
許可を選択的に切り替える（例えば、読取り／書込みか
ら読取り専用へ）ことにより、データベースサーバによ
って実行される。次いで、データベースマニピュレーシ
ョンルーチンは、選択的に切り替えられたメモリアクセ
ス許可を用いて実行される。分離されるべきデータベー
スマニピュレーションルーチンは、読取り専用メモリア
クセスで実行することができそれにより不適当な変更か
ら特定のメモリの範囲を保護する。
【００２３】データベースマニピュレーションルーチン
が特定のメモリの範囲から分離されるか否か（例えば、
コアデータ構造が存在するようなコアメモリ）は、デー
タベースマニピュレーションルーチンに関連付けられた
パラメータを検査する（調べる）ことによって決定され
うる。パラメータは、データベースマニピュレーション
ルーチンを実行するためにプロセッサのクラス（例え
ば、多重スレッド型仮想プロセッサ）を特定する値に設
定することができる。ある一定の分類値は、対応プロセ
ッサがプロセッサのコアメモリ許可を読み取り専用に限
定することによってコアメモリから分離されるべきであ
るということを示す。他の分類値は、対応プロセッサが
コアメモリから分離される必要がなくそれゆえにコアメ
モリに対する完全なＲ／Ｗ許可を有しうるということを
示すことができる。
が特定のメモリの範囲から分離されるか否か（例えば、
コアデータ構造が存在するようなコアメモリ）は、デー
タベースマニピュレーションルーチンに関連付けられた
パラメータを検査する（調べる）ことによって決定され
うる。パラメータは、データベースマニピュレーション
ルーチンを実行するためにプロセッサのクラス（例え
ば、多重スレッド型仮想プロセッサ）を特定する値に設
定することができる。ある一定の分類値は、対応プロセ
ッサがプロセッサのコアメモリ許可を読み取り専用に限
定することによってコアメモリから分離されるべきであ
るということを示す。他の分類値は、対応プロセッサが
コアメモリから分離される必要がなくそれゆえにコアメ
モリに対する完全なＲ／Ｗ許可を有しうるということを
示すことができる。
【００２４】データベースマニピュレーションルーチン
が“不信用(untrusted) ”−−即ち、コアメモリから分
離されるべきルーチンであると決定されるならば、メモ
リアクセス許可の選択的切り替えは、コアメモリに対す
る読み取り専用に対して、データベースマニピュレーシ
ョンルーチンに対するメモリアクセス許可を設定する局
所手順呼出しを介して達成されうる。代替的に、データ
ベースマニピュレーションルーチンが“信用(trusted)
”ルーチン−−即ち、コアメモリから分離される必要
がないルーチンであると決定されるならば、データベー
スマニピュレーションルーチンに対するメモリアクセス
許可は、コアメモリに対する読取り／書込みに設定され
うる。不信用ルーチンが実行されるべきである場合、局
所手順呼出しは、データベースマニピュレーションルー
チンに対する実行のスレッドを、コアメモリにへの読取
り／書込み許可を有するプロセッサからコアメモリへの
読取り専用アクセスを有するプロセッサへ移行させる。
スレッドは、論理的区分形式コアメモリであるがコアメ
モリと同じメモリアドレス空間にあるメモリ領域へ移行
する。スレッドは、それがコアメモリへの読取り／書込
み許可を有する場合に“信用コンテキスト”にあり、コ
アメモリへの読取り専用アクセスを有する場合に“不信
用コンテキスト”にある。
が“不信用(untrusted) ”−−即ち、コアメモリから分
離されるべきルーチンであると決定されるならば、メモ
リアクセス許可の選択的切り替えは、コアメモリに対す
る読み取り専用に対して、データベースマニピュレーシ
ョンルーチンに対するメモリアクセス許可を設定する局
所手順呼出しを介して達成されうる。代替的に、データ
ベースマニピュレーションルーチンが“信用(trusted)
”ルーチン−−即ち、コアメモリから分離される必要
がないルーチンであると決定されるならば、データベー
スマニピュレーションルーチンに対するメモリアクセス
許可は、コアメモリに対する読取り／書込みに設定され
うる。不信用ルーチンが実行されるべきである場合、局
所手順呼出しは、データベースマニピュレーションルー
チンに対する実行のスレッドを、コアメモリにへの読取
り／書込み許可を有するプロセッサからコアメモリへの
読取り専用アクセスを有するプロセッサへ移行させる。
スレッドは、論理的区分形式コアメモリであるがコアメ
モリと同じメモリアドレス空間にあるメモリ領域へ移行
する。スレッドは、それがコアメモリへの読取り／書込
み許可を有する場合に“信用コンテキスト”にあり、コ
アメモリへの読取り専用アクセスを有する場合に“不信
用コンテキスト”にある。
【００２５】不信用コンテキストにおいて実行すると
き、スレッドは、それにも係わらずデータベースマニピ
ュレーションルーチンを実行するためにコアメモリの資
源を使用することを必要としうる。その条件を検出する
ことにより、不信用コンテキストから別の信用コンテキ
ストへの切り替えは、例えば、スレッドにコアメモリを
変更させるために行われる。スレッドがコアメモリにお
いて資源のその使用を完了した後、切り替えは、信用コ
ンテキストから不信用コンテキストに戻るように行われ
る。同様に、不信用ルーチンが実行を完了した後、切り
替えは、不信用コンテキストから最初の信用コンテキス
トに戻るように行われる。あらゆる任意の数の切り替え
は、信用コンテキストと不信用コンテキストの間で行わ
れうる。不信用コンテキストから信用コンテキストへの
コンテキスト切り替えを行うことにおいて、コアメモリ
へのエントリは、所定の一つ以上の許可される実行エン
トリポイントのセット、例えば、所定のコールバック表
において識別されたものに限定されうる。特定エントリ
ポイントがコールバック表に現れるならば、コアメモリ
におけるそのポイントでのエントリは、許可される。し
かしながら、特定エントリポイントがコールバック表に
現れないならば、コアメモリにおけるそのポイントでの
エントリは、阻止される。
き、スレッドは、それにも係わらずデータベースマニピ
ュレーションルーチンを実行するためにコアメモリの資
源を使用することを必要としうる。その条件を検出する
ことにより、不信用コンテキストから別の信用コンテキ
ストへの切り替えは、例えば、スレッドにコアメモリを
変更させるために行われる。スレッドがコアメモリにお
いて資源のその使用を完了した後、切り替えは、信用コ
ンテキストから不信用コンテキストに戻るように行われ
る。同様に、不信用ルーチンが実行を完了した後、切り
替えは、不信用コンテキストから最初の信用コンテキス
トに戻るように行われる。あらゆる任意の数の切り替え
は、信用コンテキストと不信用コンテキストの間で行わ
れうる。不信用コンテキストから信用コンテキストへの
コンテキスト切り替えを行うことにおいて、コアメモリ
へのエントリは、所定の一つ以上の許可される実行エン
トリポイントのセット、例えば、所定のコールバック表
において識別されたものに限定されうる。特定エントリ
ポイントがコールバック表に現れるならば、コアメモリ
におけるそのポイントでのエントリは、許可される。し
かしながら、特定エントリポイントがコールバック表に
現れないならば、コアメモリにおけるそのポイントでの
エントリは、阻止される。
【００２６】本発明の別の形態では、データベースにお
けるデータを操作するためのルーチンは、メモリアドレ
ス空間をメモリセグメント（例えば、主セグメント及び
一つ以上の防護セグメント）に分割することによってデ
ータベースサーバにより実行される。データベースマニ
ピュレーションルーチン、例えば、ルーチンがメモリセ
グメントの別のものに情報を書込むことを防ぐ不信用ユ
ーザ定義型ルーチンは、防護メモリセグメントにおいて
選択的に実行されうる。防護メモリセグメントにおいて
実行するデータベースマニピュレーションルーチンは、
所定のルーチンを実行すべく別のメモリセグメントから
情報を読み取ることまたは別のメモリセグメントに移行
することを可能にできる。他の資源、例えば、信用コア
データベースルーチンは、全てのメモリセグメントへの
完全なＲ／Ｗアクセスを伴う主セグメントで実行するこ
とができる。更に、多重データベースマニピュレーショ
ンルーチンは、メモリセグメントのそれぞれにおいて実
行されうるし、各データベースマニピュレーションルー
チンは、それ自体のメモリセグメント以外の全てのメモ
リセグメントへの読取り専用アクセスを有している。
けるデータを操作するためのルーチンは、メモリアドレ
ス空間をメモリセグメント（例えば、主セグメント及び
一つ以上の防護セグメント）に分割することによってデ
ータベースサーバにより実行される。データベースマニ
ピュレーションルーチン、例えば、ルーチンがメモリセ
グメントの別のものに情報を書込むことを防ぐ不信用ユ
ーザ定義型ルーチンは、防護メモリセグメントにおいて
選択的に実行されうる。防護メモリセグメントにおいて
実行するデータベースマニピュレーションルーチンは、
所定のルーチンを実行すべく別のメモリセグメントから
情報を読み取ることまたは別のメモリセグメントに移行
することを可能にできる。他の資源、例えば、信用コア
データベースルーチンは、全てのメモリセグメントへの
完全なＲ／Ｗアクセスを伴う主セグメントで実行するこ
とができる。更に、多重データベースマニピュレーショ
ンルーチンは、メモリセグメントのそれぞれにおいて実
行されうるし、各データベースマニピュレーションルー
チンは、それ自体のメモリセグメント以外の全てのメモ
リセグメントへの読取り専用アクセスを有している。
【００２７】この発明の利点は、以下の一つ以上を含み
うる。ユーザに彼ら自身のルーチンを定義させかつそれ
らのユーザ定義型ルーチンをデータベースエンジンにリ
ンクさせることによりデータベースサーバが任意のリッ
チデータ型の集合（例えば、画像、ビデオ、サウンド、
マップ、複雑な金融インストルメント、時系列データ）
を素早くかつ効率的に管理できるようにする。不良ロジ
ックを含んでいるユーザ定義型ルーチンがデータベース
を破損するというリスクは、そのようなユーザ定義型ル
ーチンがデータベースサーバのコアデータ構造及び機能
から分離されるので、最小化される。データベースサー
バによって用いられるコアメモリの不適当な変更は、限
定的特権を有するプロセッサ（例えば、仮想プロセッ
サ）でユーザ定義型ルーチンを実行することによって防
げる。仮想プロセッサは、特定のインプリメンテーショ
ンにより特定メモリ範囲またはそれ自体の補助メモリセ
グメントのいずれかへの完全な読取り及び書込み（Ｒ／
Ｗ）アクセスが許されるが、コアデータベースサーバメ
モリへの読取り専用アクセスに限定される。その結果、
高度な信頼性及び性能がデータベースサーバに対して維
持されると同時に、ユーザには向上した可撓性が与えら
れる。
うる。ユーザに彼ら自身のルーチンを定義させかつそれ
らのユーザ定義型ルーチンをデータベースエンジンにリ
ンクさせることによりデータベースサーバが任意のリッ
チデータ型の集合（例えば、画像、ビデオ、サウンド、
マップ、複雑な金融インストルメント、時系列データ）
を素早くかつ効率的に管理できるようにする。不良ロジ
ックを含んでいるユーザ定義型ルーチンがデータベース
を破損するというリスクは、そのようなユーザ定義型ル
ーチンがデータベースサーバのコアデータ構造及び機能
から分離されるので、最小化される。データベースサー
バによって用いられるコアメモリの不適当な変更は、限
定的特権を有するプロセッサ（例えば、仮想プロセッ
サ）でユーザ定義型ルーチンを実行することによって防
げる。仮想プロセッサは、特定のインプリメンテーショ
ンにより特定メモリ範囲またはそれ自体の補助メモリセ
グメントのいずれかへの完全な読取り及び書込み（Ｒ／
Ｗ）アクセスが許されるが、コアデータベースサーバメ
モリへの読取り専用アクセスに限定される。その結果、
高度な信頼性及び性能がデータベースサーバに対して維
持されると同時に、ユーザには向上した可撓性が与えら
れる。
【００２８】ルーチンが実行される仮想プロセッサのク
ラスをルーチンが特定できるようにすることにより、デ
ータベース開発者には、不信用ルーチンを分離するため
の可撓的かつ強力な機構が与えられる。ルーチンは、完
全Ｒ／Ｗ特権を伴う仮想プロセッサクラスまたは、メモ
リの指定領域への読取り専用特権を有する、“防護”仮
想プロセッサを指定すべく、パラメータを単に変更する
ことにより信用または不信用として実行されうる。メモ
リがセグメントに論理的に区分される構成では、メモリ
セグメントは、同じメモリアドレス空間の異なる部分を
占有する。結果として、ユーザ定義型ルーチンに対する
実行のスレッドは、素早くかつ容易にメモリセグメント
間を移動することができる。更に、データベースサーバ
によって供給される内部ルーチンは、コアメモリセグメ
ントの内容が不適当に変更されることを防ぐと同時に、
防護仮想プロセッサにコアメモリセグメントにおいて存
在する資源をアクセスさせる。高度な性能及びスケーラ
ビリティがデータベースサーバに対して維持されると同
時に、不信用ユーザ定義型ルーチンの分離は、それによ
って認識される。
ラスをルーチンが特定できるようにすることにより、デ
ータベース開発者には、不信用ルーチンを分離するため
の可撓的かつ強力な機構が与えられる。ルーチンは、完
全Ｒ／Ｗ特権を伴う仮想プロセッサクラスまたは、メモ
リの指定領域への読取り専用特権を有する、“防護”仮
想プロセッサを指定すべく、パラメータを単に変更する
ことにより信用または不信用として実行されうる。メモ
リがセグメントに論理的に区分される構成では、メモリ
セグメントは、同じメモリアドレス空間の異なる部分を
占有する。結果として、ユーザ定義型ルーチンに対する
実行のスレッドは、素早くかつ容易にメモリセグメント
間を移動することができる。更に、データベースサーバ
によって供給される内部ルーチンは、コアメモリセグメ
ントの内容が不適当に変更されることを防ぐと同時に、
防護仮想プロセッサにコアメモリセグメントにおいて存
在する資源をアクセスさせる。高度な性能及びスケーラ
ビリティがデータベースサーバに対して維持されると同
時に、不信用ユーザ定義型ルーチンの分離は、それによ
って認識される。
【００２９】他の利点及び特徴は、図面を含む以下の説
明から明らかになるであろう。
明から明らかになるであろう。
【００３０】
【実施例】持続データを記憶するための拡張可能データ
ベース管理システム（ＤＢＭＳ）の使用は、非拡張可能
ＤＢＭＳがデータリポジトリとして用いられるときに利
用することができない複数の利点を供給する。実質的に
あらゆる型のデータを操作するルーチンを直接データベ
ースエンジンにリンクする能力は、企業の特定のニーズ
に合致すべくＤＢＭＳを適合させることを開発者に許容
する。更に、単一エンジン・ソルーションにおいてコア
ＤＢＭＳ機能性と共に特注機能を実現するための能力
は、ＤＢＭＳの性能、トランザクション完全性、従来及
び複雑なデータ型の両方に対するスケーラビリティ及び
管理能力を向上させる。そのように大きな度合の可撓性
及び拡張可能性を開発者に供給することは、しかしなが
ら、用いるＤＢＭＳアーキテクチャにより、潜在的に問
題をもたらしうる。例えば、図３Ａのアーキテクチャで
は、データベースサーバ３００は、通信リンク３０７を
介してクライアントＩ，Ｊ及びＫ（３０１−３０５）か
らデータベース照会を受け取りかつデータベース照会を
適切にスレッドＱ，ＲまたはＳに運ぶ。各クライアント
は、図３Ａに示すように、個別のスレッドと通信しうる
か、または、単一の多重スレッド型処理は、二つ以上の
クライアントから照会を受け取りうる。いずれの場合で
も、スレッドは、次いで、データベース上で所望の動作
を行う所定のルーチンを呼出すためにライブラリコール
をする。図３Ａでは、データベースサーバ３００に存在
している全てのスレッドは、各スレッドが完全Ｒ／Ｗ特
権を有する同じメモリアドレス空間−−具体的には共有
メモリ３０２−−においてそれらの対応ルーチンを実行
する。
ベース管理システム（ＤＢＭＳ）の使用は、非拡張可能
ＤＢＭＳがデータリポジトリとして用いられるときに利
用することができない複数の利点を供給する。実質的に
あらゆる型のデータを操作するルーチンを直接データベ
ースエンジンにリンクする能力は、企業の特定のニーズ
に合致すべくＤＢＭＳを適合させることを開発者に許容
する。更に、単一エンジン・ソルーションにおいてコア
ＤＢＭＳ機能性と共に特注機能を実現するための能力
は、ＤＢＭＳの性能、トランザクション完全性、従来及
び複雑なデータ型の両方に対するスケーラビリティ及び
管理能力を向上させる。そのように大きな度合の可撓性
及び拡張可能性を開発者に供給することは、しかしなが
ら、用いるＤＢＭＳアーキテクチャにより、潜在的に問
題をもたらしうる。例えば、図３Ａのアーキテクチャで
は、データベースサーバ３００は、通信リンク３０７を
介してクライアントＩ，Ｊ及びＫ（３０１−３０５）か
らデータベース照会を受け取りかつデータベース照会を
適切にスレッドＱ，ＲまたはＳに運ぶ。各クライアント
は、図３Ａに示すように、個別のスレッドと通信しうる
か、または、単一の多重スレッド型処理は、二つ以上の
クライアントから照会を受け取りうる。いずれの場合で
も、スレッドは、次いで、データベース上で所望の動作
を行う所定のルーチンを呼出すためにライブラリコール
をする。図３Ａでは、データベースサーバ３００に存在
している全てのスレッドは、各スレッドが完全Ｒ／Ｗ特
権を有する同じメモリアドレス空間−−具体的には共有
メモリ３０２−−においてそれらの対応ルーチンを実行
する。
【００３１】通常、スレッドＱ，Ｒ及びＳに自由に共有
メモリ３０２から読み取ること及びそれに書き込むこと
をさせることは、スレッドによって呼出される基礎をな
しているルーチンのそれぞれが同じソフトウェアべンダ
ーによって書かれかつデータベースサーバ３００にリン
クされた全ての他のルーチンとの正確な動作及び相互運
用性（インタオペラビリティ）に対して全体を通して検
査されているので、システム動作で問題をもたらさな
い。しかしながら、ある場合には、ＤＢＭＳの比較的高
度ではない開発者またはエンドユーザは、不良なデータ
マニピュレーションルーチンを書込みうるし、かつ適切
にデバッグすることを失敗しうる−−即ち、ルーチンの
実行は、それに不適当な方法でデータベースサーバ３０
０の共有メモリ３０２を変更させ、潜在的にＤＢＭＳを
クラッシュするかまたはデータベースを破損するかまた
はその両方である。
メモリ３０２から読み取ること及びそれに書き込むこと
をさせることは、スレッドによって呼出される基礎をな
しているルーチンのそれぞれが同じソフトウェアべンダ
ーによって書かれかつデータベースサーバ３００にリン
クされた全ての他のルーチンとの正確な動作及び相互運
用性（インタオペラビリティ）に対して全体を通して検
査されているので、システム動作で問題をもたらさな
い。しかしながら、ある場合には、ＤＢＭＳの比較的高
度ではない開発者またはエンドユーザは、不良なデータ
マニピュレーションルーチンを書込みうるし、かつ適切
にデバッグすることを失敗しうる−−即ち、ルーチンの
実行は、それに不適当な方法でデータベースサーバ３０
０の共有メモリ３０２を変更させ、潜在的にＤＢＭＳを
クラッシュするかまたはデータベースを破損するかまた
はその両方である。
【００３２】図３Ｂは、データベースサーバの共有メモ
リが不良のユーザ定義型ルーチン（ＵＤＲ）の実行によ
って損傷されるのを防ぐための解決策を示す。図３Ｂの
アーキテクチャでは、クライアント３０１−３０５から
受け取ったデータベースマニピュレーション要求は、そ
れらが対応する基礎をなしているルーチンが“信用(tru
sted) ”（例えば、それらが共有メモリ３０２を不適切
に変更しないかさもなければ他のルーチンと矛盾するこ
とを保証すべく徹底的に検査されたＵＤＲｓ）または
“不信用(untrusted) ”（例えば、徹底的に検査されて
いないＵＤＲｓ）として考慮されるか否かにより、異な
る方法で扱われる。信用のクラスに属するものとして指
定されたＵＤＲｓに対して、呼出しスレッドは、図３Ａ
に関して上記したのと同じ方法で完全Ｒ／Ｗ特権により
共有メモリ３０２にてルーチンを実行する。
リが不良のユーザ定義型ルーチン（ＵＤＲ）の実行によ
って損傷されるのを防ぐための解決策を示す。図３Ｂの
アーキテクチャでは、クライアント３０１−３０５から
受け取ったデータベースマニピュレーション要求は、そ
れらが対応する基礎をなしているルーチンが“信用(tru
sted) ”（例えば、それらが共有メモリ３０２を不適切
に変更しないかさもなければ他のルーチンと矛盾するこ
とを保証すべく徹底的に検査されたＵＤＲｓ）または
“不信用(untrusted) ”（例えば、徹底的に検査されて
いないＵＤＲｓ）として考慮されるか否かにより、異な
る方法で扱われる。信用のクラスに属するものとして指
定されたＵＤＲｓに対して、呼出しスレッドは、図３Ａ
に関して上記したのと同じ方法で完全Ｒ／Ｗ特権により
共有メモリ３０２にてルーチンを実行する。
【００３３】しかしながら、不信用ＵＤＲｓの場合に
は、呼出しスレッド（例えば、スレッドＳ）は、遠隔手
順呼出し（ＲＰＣ）−− プログラムコンテキストを維
持すると同時にスレッドを一つのメモリアドレス空間か
ら別のメモリアドレス空間に移行させるプログラミング
機構−−を別のサーバ３１０に対して行う。一度、スレ
ッドがサーバ３１０に移行したならば、不信用ＵＤＲ
は、メモリ３１２で実行されかつ結果は、スレッドをＤ
Ｂサーバ３００に回すことによって戻される。サーバ３
１０のメモリ３１２は、サーバ３００の共有メモリ３０
２から分離されかつそれとは異なるメモリアドレス空間
を表すので、サーバ３１０上で実行されるあらゆるルー
チンは、共有メモリ３０２を直接変更することができな
い。結果として、スレッドＳにより行われたＲＰＣは、
データベースサーバ３００から基礎をなしている実行ス
レッドを分離して共有メモリ３０２が不信用ルーチンに
よって不適当に変更されるのを防ぐ。
は、呼出しスレッド（例えば、スレッドＳ）は、遠隔手
順呼出し（ＲＰＣ）−− プログラムコンテキストを維
持すると同時にスレッドを一つのメモリアドレス空間か
ら別のメモリアドレス空間に移行させるプログラミング
機構−−を別のサーバ３１０に対して行う。一度、スレ
ッドがサーバ３１０に移行したならば、不信用ＵＤＲ
は、メモリ３１２で実行されかつ結果は、スレッドをＤ
Ｂサーバ３００に回すことによって戻される。サーバ３
１０のメモリ３１２は、サーバ３００の共有メモリ３０
２から分離されかつそれとは異なるメモリアドレス空間
を表すので、サーバ３１０上で実行されるあらゆるルー
チンは、共有メモリ３０２を直接変更することができな
い。結果として、スレッドＳにより行われたＲＰＣは、
データベースサーバ３００から基礎をなしている実行ス
レッドを分離して共有メモリ３０２が不信用ルーチンに
よって不適当に変更されるのを防ぐ。
【００３４】しかしながら、異なるメモリアドレス空間
の間を横断することは、比較的時間のかかるアクティビ
ティである。異なるメモリアドレス空間に対する各ＲＰ
Ｃは、異なるサーバ間のアーギュメント及び結果を整理
しかつ回復することにかなり多くのオーバヘッド時間を
一般に招く。更に、ＲＰＣを基盤とするアーキテクチャ
は、それぞれが個別のコンピュータシステムに一般に関
連付けられる二つ以上の異なるアドレス空間の間の通信
リンクの適切な動作に依存する。そのようなシステム間
通信は、システム内通信よりもかなり信頼性がない。Ｒ
ＰＣを基盤とする分離したアーキテクチャは、結果とし
て比較的低い性能及び信頼性の影響を受ける。ＲＰＣを
基盤とする分離アーキテクチャに関連付けられるこれら
及び他の問題は、ＵＤＲｓのようなある一定の不信用方
法がコアデータ構造から及びコアデータベースエンジン
ルーチンのような信用方法から分離することができるよ
うなデータベースサーバアーキテクチャによってアドレ
ス指定される。分離は、少なくとも二つの異なるモデル
−−多重処理モデル及び単一処理セグメントモデル−−
のいずれかを用いることによって達成することができ
る。
の間を横断することは、比較的時間のかかるアクティビ
ティである。異なるメモリアドレス空間に対する各ＲＰ
Ｃは、異なるサーバ間のアーギュメント及び結果を整理
しかつ回復することにかなり多くのオーバヘッド時間を
一般に招く。更に、ＲＰＣを基盤とするアーキテクチャ
は、それぞれが個別のコンピュータシステムに一般に関
連付けられる二つ以上の異なるアドレス空間の間の通信
リンクの適切な動作に依存する。そのようなシステム間
通信は、システム内通信よりもかなり信頼性がない。Ｒ
ＰＣを基盤とする分離したアーキテクチャは、結果とし
て比較的低い性能及び信頼性の影響を受ける。ＲＰＣを
基盤とする分離アーキテクチャに関連付けられるこれら
及び他の問題は、ＵＤＲｓのようなある一定の不信用方
法がコアデータ構造から及びコアデータベースエンジン
ルーチンのような信用方法から分離することができるよ
うなデータベースサーバアーキテクチャによってアドレ
ス指定される。分離は、少なくとも二つの異なるモデル
−−多重処理モデル及び単一処理セグメントモデル−−
のいずれかを用いることによって達成することができ
る。
【００３５】多重処理モデルでは、分離は、同じメモリ
アドレス空間３０２内の多重メモリセグメント−−例え
ば、主メモリセグメント３０３及び補助メモリセグメン
ト３０４−−を維持することによって図４に示したよう
なアーキテクチャにおいて達成することができる。セグ
メント３０３は、信用コアデータベースエンジンルーチ
ン及びコアデータ構造が実行されかつ記憶されるような
メモリ領域として役に立つ。メモリセグメント３０４
は、コアＤＢＭＳ機能に対応するもの以外のルーチン及
びデータを実行しかつ記憶するために主に確保される補
助メモリ領域として役に立つ。信用ルーチンを実行する
スレッドは、そのまま残り、かつ主メモリセグメント３
０３に対して、完全Ｒ／Ｗ特権を有する。しかしなが
ら、不信用ルーチンを実行するために、スレッドは、ま
ずコアメモリセグメント３０３からスレッドを分離すべ
く補助メモリセグメント３０４に移行する。補助メモリ
セグメントにおいて実行されるスレッド（例えば、スレ
ッドＳ’）は、メモリセグメント３０４に対する完全Ｒ
／Ｗ特権を有するが、メモリセグメント３０３への読取
り専用アクセスを有する。不信用ルーチンを実行するこ
とにおいてスレッドＳ’が書込むことができるメモリの
領域を強要することによって、コアＤＢＭＳデータ構造
及びルーチンは、不良ＵＤＲによって上書きされること
から防止される。更に、信用及び不信用ルーチンが同じ
メモリアドレス空間（異なるメモリセグメントにおいて
であるが）で実行されるので、スレッドＳ’は、不信用
ルーチンを実行するためにＲＰＣを実行する必要がなく
それよりも、より信頼性がありかつおおよそＲＰＣより
も小さい程度の大きさであるオーバヘッド時間を必要と
する標準局所手順呼出しを用いることができる。結果と
して、不信用ルーチンの分離は、比較的高いレベルの性
能及び信頼性を維持しつつ達成することができる。
アドレス空間３０２内の多重メモリセグメント−−例え
ば、主メモリセグメント３０３及び補助メモリセグメン
ト３０４−−を維持することによって図４に示したよう
なアーキテクチャにおいて達成することができる。セグ
メント３０３は、信用コアデータベースエンジンルーチ
ン及びコアデータ構造が実行されかつ記憶されるような
メモリ領域として役に立つ。メモリセグメント３０４
は、コアＤＢＭＳ機能に対応するもの以外のルーチン及
びデータを実行しかつ記憶するために主に確保される補
助メモリ領域として役に立つ。信用ルーチンを実行する
スレッドは、そのまま残り、かつ主メモリセグメント３
０３に対して、完全Ｒ／Ｗ特権を有する。しかしなが
ら、不信用ルーチンを実行するために、スレッドは、ま
ずコアメモリセグメント３０３からスレッドを分離すべ
く補助メモリセグメント３０４に移行する。補助メモリ
セグメントにおいて実行されるスレッド（例えば、スレ
ッドＳ’）は、メモリセグメント３０４に対する完全Ｒ
／Ｗ特権を有するが、メモリセグメント３０３への読取
り専用アクセスを有する。不信用ルーチンを実行するこ
とにおいてスレッドＳ’が書込むことができるメモリの
領域を強要することによって、コアＤＢＭＳデータ構造
及びルーチンは、不良ＵＤＲによって上書きされること
から防止される。更に、信用及び不信用ルーチンが同じ
メモリアドレス空間（異なるメモリセグメントにおいて
であるが）で実行されるので、スレッドＳ’は、不信用
ルーチンを実行するためにＲＰＣを実行する必要がなく
それよりも、より信頼性がありかつおおよそＲＰＣより
も小さい程度の大きさであるオーバヘッド時間を必要と
する標準局所手順呼出しを用いることができる。結果と
して、不信用ルーチンの分離は、比較的高いレベルの性
能及び信頼性を維持しつつ達成することができる。
【００３６】データベースサーバが単一処理を用いて実
行されるとき、分離は、実行されるルーチンの特性に基
づいてＲ／Ｗ特権を変更することによってコアメモリセ
グメント内で達成することができる。信用ルーチンを実
行することにおいて、スレッドは、通常の方法において
コアメモリに対する完全Ｒ／Ｗ特権を有する。しかしな
がら、不信用ルーチンを実行する前に、コアデータベー
スルーチンに対応するメモリの範囲へのＲ／Ｗ許可は、
不信用ルーチンを実行しているスレッドに対して読取り
専用に切り替えられる。メモリセグメントへのＲ／Ｗ特
権を切り替えることは、二つの方法：（ｉ）特定メモリ
範囲でＲ／Ｗ許可を変更するためにオペレーティングシ
ステム−特定ルーチンを呼出すことによって、または
（ｉｉ）メモリセグメントからスレッドが存在するよう
な処理を取り外しそしてメモリセグメントに処理を再び
取付けすることにより異なるＲ／Ｗアクセス許可を特定
することによって達成することができる。両方の方法に
おいて、データベースの破損は、不信用ルーチンがメモ
リの指定部分を変更するのを禁止することによって防ぐ
ことができる。
行されるとき、分離は、実行されるルーチンの特性に基
づいてＲ／Ｗ特権を変更することによってコアメモリセ
グメント内で達成することができる。信用ルーチンを実
行することにおいて、スレッドは、通常の方法において
コアメモリに対する完全Ｒ／Ｗ特権を有する。しかしな
がら、不信用ルーチンを実行する前に、コアデータベー
スルーチンに対応するメモリの範囲へのＲ／Ｗ許可は、
不信用ルーチンを実行しているスレッドに対して読取り
専用に切り替えられる。メモリセグメントへのＲ／Ｗ特
権を切り替えることは、二つの方法：（ｉ）特定メモリ
範囲でＲ／Ｗ許可を変更するためにオペレーティングシ
ステム−特定ルーチンを呼出すことによって、または
（ｉｉ）メモリセグメントからスレッドが存在するよう
な処理を取り外しそしてメモリセグメントに処理を再び
取付けすることにより異なるＲ／Ｗアクセス許可を特定
することによって達成することができる。両方の方法に
おいて、データベースの破損は、不信用ルーチンがメモ
リの指定部分を変更するのを禁止することによって防ぐ
ことができる。
【００３７】信用コアデータ構造及びＤＢＭＳルーチン
から不信用ＵＤＲｓを有効的に分離するために図４のア
ーキテクチャがどのようにインフォーミックスユニバー
サルサーバにおいて用いられうるかという詳細な説明
は、図５を参照して与えられる。図示したマルチプロセ
ッサ環境では、ＩＵＳは、同じメモリアドレス空間を占
有するが互いに論理的に区分される複数のメモリセグメ
ント−−例えば、コアメモリ４０２及び防護メモリ４１
２−−を用いる。データベースサーバ４００は、一つ以
上の仮想プロセッサ（ＶＰｓ）−−ハードウェアプロセ
ッサをエミュレートしかつ同時に多重クライアント要求
を受け入れかつ処理することができるマルチスレッド型
ソフトウェアエンティティから構成されている。各ＶＰ
は、例えば、ＵＮＩＸオペレーティング・システムの処
理として実行されるバイナリ実行可能ファイルの一つの
インスタンスである。バイナリ実行可能ファイルは、Ｏ
ＲＤＢＭＳを形成するために必要なソフトウェアコンポ
ーネント及び任意のデータ型を取り扱うためのＵＤＲｓ
を含んでいる拡張子とインタフェースする機能を供給す
るソフトウェアコンポーネントを含む。
から不信用ＵＤＲｓを有効的に分離するために図４のア
ーキテクチャがどのようにインフォーミックスユニバー
サルサーバにおいて用いられうるかという詳細な説明
は、図５を参照して与えられる。図示したマルチプロセ
ッサ環境では、ＩＵＳは、同じメモリアドレス空間を占
有するが互いに論理的に区分される複数のメモリセグメ
ント−−例えば、コアメモリ４０２及び防護メモリ４１
２−−を用いる。データベースサーバ４００は、一つ以
上の仮想プロセッサ（ＶＰｓ）−−ハードウェアプロセ
ッサをエミュレートしかつ同時に多重クライアント要求
を受け入れかつ処理することができるマルチスレッド型
ソフトウェアエンティティから構成されている。各ＶＰ
は、例えば、ＵＮＩＸオペレーティング・システムの処
理として実行されるバイナリ実行可能ファイルの一つの
インスタンスである。バイナリ実行可能ファイルは、Ｏ
ＲＤＢＭＳを形成するために必要なソフトウェアコンポ
ーネント及び任意のデータ型を取り扱うためのＵＤＲｓ
を含んでいる拡張子とインタフェースする機能を供給す
るソフトウェアコンポーネントを含む。
【００３８】ＶＰｓは、いろいろなクラスがあり、各ク
ラスは、そのクラス内のＶＰｓに対して利用可能な特
権、及びそのクラス内のＶＰｓに課せられた制限を制御
する一定の特性を定義している。データベースエンジン
にリンクされる各ルーチン、コアデータベースルーチン
またはＵＤＲは、ルーチンがそれにより実行されるＶＰ
のクラスを指定する関連パラメータＶＰＣＬＡＳＳを有
する。一般に、機能的に関連したルーチンの集合は、同
じＶＰクラスに割り当てられる。ＶＰＣＬＡＳＳパラメ
ータは、データベースサーバの所望の構成により異なる
クラスを特定するために始動時に変更されうる。データ
ベースサーバは、同じかまたは異なるクラスの、複数の
異なるＶＰｓにより構成されうる。ＶＰｓは、ＩＵＳシ
ステムの一部として含まれるコアデータベースルーチン
のライブラリにリンクされる。また、ＶＰｓは、一つ以
上のＵＤＲｓ、例えば、ＩＵＳシステムのユーザによっ
て特定される任意のデータ型を管理するために特注設計
された、図５に示すようなＵＤＲ1 及びＵＤＲ2 にもリ
ンクされうる。コアデータベースルーチン及びＵＤＲｓ
の両方は、インフォーミックス、インコーポレーティッ
ド(Informix, Inc.)によって開発されたＤａｔａＢｌａ
ｄｅ技術を用いてＩＵＳアーキテクチャで実行される。
ＤａｔａＢｌａｄｅ技術及び新しいＵＤＲｓを生成する
ためにそれがどのように用いられるかの詳細な説明は、
参照文献として採り入れられる、ＤａｔａＢｌａｄｅ
Ｄｅｖｅｌｏｐｅｒｓ Ｋｉｔ ９．０１（インフォー
ミックス注文番号Ｎｏ．８２１８１）に与えられてい
る。
ラスは、そのクラス内のＶＰｓに対して利用可能な特
権、及びそのクラス内のＶＰｓに課せられた制限を制御
する一定の特性を定義している。データベースエンジン
にリンクされる各ルーチン、コアデータベースルーチン
またはＵＤＲは、ルーチンがそれにより実行されるＶＰ
のクラスを指定する関連パラメータＶＰＣＬＡＳＳを有
する。一般に、機能的に関連したルーチンの集合は、同
じＶＰクラスに割り当てられる。ＶＰＣＬＡＳＳパラメ
ータは、データベースサーバの所望の構成により異なる
クラスを特定するために始動時に変更されうる。データ
ベースサーバは、同じかまたは異なるクラスの、複数の
異なるＶＰｓにより構成されうる。ＶＰｓは、ＩＵＳシ
ステムの一部として含まれるコアデータベースルーチン
のライブラリにリンクされる。また、ＶＰｓは、一つ以
上のＵＤＲｓ、例えば、ＩＵＳシステムのユーザによっ
て特定される任意のデータ型を管理するために特注設計
された、図５に示すようなＵＤＲ1 及びＵＤＲ2 にもリ
ンクされうる。コアデータベースルーチン及びＵＤＲｓ
の両方は、インフォーミックス、インコーポレーティッ
ド(Informix, Inc.)によって開発されたＤａｔａＢｌａ
ｄｅ技術を用いてＩＵＳアーキテクチャで実行される。
ＤａｔａＢｌａｄｅ技術及び新しいＵＤＲｓを生成する
ためにそれがどのように用いられるかの詳細な説明は、
参照文献として採り入れられる、ＤａｔａＢｌａｄｅ
Ｄｅｖｅｌｏｐｅｒｓ Ｋｉｔ ９．０１（インフォー
ミックス注文番号Ｎｏ．８２１８１）に与えられてい
る。
【００３９】図５に示した構成では、データベースサー
バは、それぞれが異なるクラスに属している、３つの異
なるＶＰｓ４０３、４０５及び４０９を含む。ＣＰＵ
ＶＰ４０５は、最も効率的にルーチンを実行するクラス
でありかつコアデータベースルーチンに対するデフォル
トＶＰクラスである、ＶＰクラス“ｃｐｕ”に属する。
ＣＰＵ ＶＰ４０５は、最初のインスタンスにおける全
ての入力データベース照会または他のクライアント要求
を受け取りかつ扱う。クライアント要求を処理ことにお
いて、ＣＰＵ ＶＰは、特別の機能を実行するためにＶ
Ｐｓの他のクラスを呼出しうる。例えば、ＣＰＵ ＶＰ
４０５は、ブロッキング（阻止）Ｉ／Ｏ要求をサービス
すべくＥｘｔｅｎｓｉｏｎ ＶＰ４０３（ＶＰＣＬＡＳ
Ｓ＝“ｅｘｔ”）を呼出し、それにより他のクライアン
ト要求を扱うためにＣＰＵ ＶＰを自由にする。
バは、それぞれが異なるクラスに属している、３つの異
なるＶＰｓ４０３、４０５及び４０９を含む。ＣＰＵ
ＶＰ４０５は、最も効率的にルーチンを実行するクラス
でありかつコアデータベースルーチンに対するデフォル
トＶＰクラスである、ＶＰクラス“ｃｐｕ”に属する。
ＣＰＵ ＶＰ４０５は、最初のインスタンスにおける全
ての入力データベース照会または他のクライアント要求
を受け取りかつ扱う。クライアント要求を処理ことにお
いて、ＣＰＵ ＶＰは、特別の機能を実行するためにＶ
Ｐｓの他のクラスを呼出しうる。例えば、ＣＰＵ ＶＰ
４０５は、ブロッキング（阻止）Ｉ／Ｏ要求をサービス
すべくＥｘｔｅｎｓｉｏｎ ＶＰ４０３（ＶＰＣＬＡＳ
Ｓ＝“ｅｘｔ”）を呼出し、それにより他のクライアン
ト要求を扱うためにＣＰＵ ＶＰを自由にする。
【００４０】全てのＶＰクラスは、データベースサーバ
の始動時に決定される静的Ｒ／Ｗ特権を有する。特定さ
れない限り、デフォルトによる全てのＶＰクラスは、コ
アメモリ４０２に対して完全Ｒ／Ｗ特権を有する。しか
しながら、拡張子ＶＰは、そのＶＰＣＬＡＳＳを“防護
(fenced)”に設定することによって防護ＦＶＰとして実
行されるべく指定されうる。他のＶＰクラス（例えば、
“ｃｐｕ”、“ａｉｏ”、“ｔｌｉ”）は、通常、動作
の防護モードを支援しない。従って、図５では、防護Ｖ
Ｐ４０９（即ち、そのＶＰＣＬＡＳＳが“防護”に設定
されている拡張子ＶＰ）は、防護メモリ４１２に対する
完全Ｒ／Ｗ特権を有するがコアメモリ４０２への読取り
専用アクセスに限定される。ＶＰＣＬＡＳＳパラメータ
を適切に設定することによって、ルーチンが取り扱われ
る（信用対不信用）方法は、制御することができる。信
用ルーチンとしてＵＤＲを実行するために、ＶＰＣＬＡ
ＳＳは、ＣＰＵ ＶＰがコアデータベースエンジンルー
チンと同じ方法でルーチンを実行するということを意味
する“ｃｐｕ”に設定される。コアメモリセグメント以
外のメモリセグメントにおいてＵＤＲを信用ルーチンと
して実行するために、ＶＰＣＬＡＳＳは、“ｃｐｕ”以
外のＶＰクラス識別子、例えば“ｅｘｔ”に設定され
る。コアメモリセグメント以外のメモリセグメントにお
いて不信用ルーチンとして実行するために、ＶＰＣＬＡ
ＳＳは、ルーチンがコアメモリセグメントから“防護さ
れた”（即ち、書込むことが不能である）ＶＰによって
実行されるということを意味する“防護”識別子を含
む。
の始動時に決定される静的Ｒ／Ｗ特権を有する。特定さ
れない限り、デフォルトによる全てのＶＰクラスは、コ
アメモリ４０２に対して完全Ｒ／Ｗ特権を有する。しか
しながら、拡張子ＶＰは、そのＶＰＣＬＡＳＳを“防護
(fenced)”に設定することによって防護ＦＶＰとして実
行されるべく指定されうる。他のＶＰクラス（例えば、
“ｃｐｕ”、“ａｉｏ”、“ｔｌｉ”）は、通常、動作
の防護モードを支援しない。従って、図５では、防護Ｖ
Ｐ４０９（即ち、そのＶＰＣＬＡＳＳが“防護”に設定
されている拡張子ＶＰ）は、防護メモリ４１２に対する
完全Ｒ／Ｗ特権を有するがコアメモリ４０２への読取り
専用アクセスに限定される。ＶＰＣＬＡＳＳパラメータ
を適切に設定することによって、ルーチンが取り扱われ
る（信用対不信用）方法は、制御することができる。信
用ルーチンとしてＵＤＲを実行するために、ＶＰＣＬＡ
ＳＳは、ＣＰＵ ＶＰがコアデータベースエンジンルー
チンと同じ方法でルーチンを実行するということを意味
する“ｃｐｕ”に設定される。コアメモリセグメント以
外のメモリセグメントにおいてＵＤＲを信用ルーチンと
して実行するために、ＶＰＣＬＡＳＳは、“ｃｐｕ”以
外のＶＰクラス識別子、例えば“ｅｘｔ”に設定され
る。コアメモリセグメント以外のメモリセグメントにお
いて不信用ルーチンとして実行するために、ＶＰＣＬＡ
ＳＳは、ルーチンがコアメモリセグメントから“防護さ
れた”（即ち、書込むことが不能である）ＶＰによって
実行されるということを意味する“防護”識別子を含
む。
【００４１】データベースサーバが信用及び不信用ルー
チンの間で切り替わる方法の説明は、図６のフローチャ
ートを参照して与えられる。クライアントは、サーバに
接続、または“ログイン”し（ステップ５００）かつロ
グインセッションのコースにわたり一つ以上の要求（例
えば、ＳＱＬ照会）を発行することによってデータベー
スサーバ４００をアクセスする。まずデータベースサー
バ４００に接続することにより、各クライアントにはメ
モリスタックがコアデータベースルーチンへの呼出し、
ｍｔ＿ａｌｌｏｃ＿ｓｔａｃｋ（）を介してＣＰＵ Ｖ
Ｐ４０５によって割り当てられる（ステップ５０２）。
クライアントの割り当てられたスタック領域は、ログイ
ンセッション中に発行されたクライアントのデータベー
ス要求をサービスしているそのクライアントに関連付け
られた一つ以上の実行スレッドによって用いられる。ま
た、スタック割り当てルーチンは、追加空間が既存のス
タックによって必要とされるときにまたはクライアント
要求の並列処理に対して新しいワーカースレッドをひき
起こすために呼び出される。
チンの間で切り替わる方法の説明は、図６のフローチャ
ートを参照して与えられる。クライアントは、サーバに
接続、または“ログイン”し（ステップ５００）かつロ
グインセッションのコースにわたり一つ以上の要求（例
えば、ＳＱＬ照会）を発行することによってデータベー
スサーバ４００をアクセスする。まずデータベースサー
バ４００に接続することにより、各クライアントにはメ
モリスタックがコアデータベースルーチンへの呼出し、
ｍｔ＿ａｌｌｏｃ＿ｓｔａｃｋ（）を介してＣＰＵ Ｖ
Ｐ４０５によって割り当てられる（ステップ５０２）。
クライアントの割り当てられたスタック領域は、ログイ
ンセッション中に発行されたクライアントのデータベー
ス要求をサービスしているそのクライアントに関連付け
られた一つ以上の実行スレッドによって用いられる。ま
た、スタック割り当てルーチンは、追加空間が既存のス
タックによって必要とされるときにまたはクライアント
要求の並列処理に対して新しいワーカースレッドをひき
起こすために呼び出される。
【００４２】クライアントがデータベース照会または他
の要求をデータベースサーバに送るとき（ステップ５０
４）、ＣＰＵ ＶＰ４０５は、特定情報を検索しかつ適
切なフォーマットにそれを与えるためにどのルーチンを
実行する必要があるかを決定することによって照会の処
理を起動する（ステップ５０６）。処理の一部として、
ＣＰＵ ＶＰ４０５は、また、照会最適化分析を実行し
かつデータベースマニピュレーション動作の実行を起動
するであろう。結局、ＣＰＵ ＶＰは、一般にクライア
ントの要求をサービスするために一つ以上のルーチンを
実行する必要がある点に到達する。実行されるべき各ル
ーチンに対して、ＣＰＵ ＶＰ４０５は、ルーチンがコ
アメモリ４０２に対する完全Ｒ／Ｗ特権を有するＶＰに
よってまたは、コアメモリ４０２に対する読取り専用特
権を有する、防護ＶＰ４０９によって実行されるべきか
を決定するためにルーチンのＶＰＣＬＡＳＳパラメータ
を試験する（ステップ５０８）。クライアント要求をサ
ービスすることにおいて実行されるルーチンの大部分
は、一般に、ＣＰＵＶＰ４０５それ自体によってまたは
“ｃｐｕ”以外のクラス（例えば、拡張子ＶＰ４０３）
の非防護ＶＰによってコアメモリ４０２で実行される信
用コアデータベースルーチンである。しかしながら、ク
ライアント要求をサービスことにおいて実行されるべき
ルーチンのあるものは、ＵＤＲｓをコアデータベースメ
モリから分離すべく防護メモリセグメント４１２におけ
る防護ＶＰ４０９によって実行される不信用ＵＤＲｓで
ありうる。
の要求をデータベースサーバに送るとき（ステップ５０
４）、ＣＰＵ ＶＰ４０５は、特定情報を検索しかつ適
切なフォーマットにそれを与えるためにどのルーチンを
実行する必要があるかを決定することによって照会の処
理を起動する（ステップ５０６）。処理の一部として、
ＣＰＵ ＶＰ４０５は、また、照会最適化分析を実行し
かつデータベースマニピュレーション動作の実行を起動
するであろう。結局、ＣＰＵ ＶＰは、一般にクライア
ントの要求をサービスするために一つ以上のルーチンを
実行する必要がある点に到達する。実行されるべき各ル
ーチンに対して、ＣＰＵ ＶＰ４０５は、ルーチンがコ
アメモリ４０２に対する完全Ｒ／Ｗ特権を有するＶＰに
よってまたは、コアメモリ４０２に対する読取り専用特
権を有する、防護ＶＰ４０９によって実行されるべきか
を決定するためにルーチンのＶＰＣＬＡＳＳパラメータ
を試験する（ステップ５０８）。クライアント要求をサ
ービスすることにおいて実行されるルーチンの大部分
は、一般に、ＣＰＵＶＰ４０５それ自体によってまたは
“ｃｐｕ”以外のクラス（例えば、拡張子ＶＰ４０３）
の非防護ＶＰによってコアメモリ４０２で実行される信
用コアデータベースルーチンである。しかしながら、ク
ライアント要求をサービスことにおいて実行されるべき
ルーチンのあるものは、ＵＤＲｓをコアデータベースメ
モリから分離すべく防護メモリセグメント４１２におけ
る防護ＶＰ４０９によって実行される不信用ＵＤＲｓで
ありうる。
【００４３】ＶＰＣＬＡＳＳパラメータが従って語“防
護(fenced)”を含まないならば、ルーチンは、信用とし
て扱われる。そのようにするために、ＣＰＵ ＶＰ４０
５は、ルーチンに対するパラメータをコアメモリ４０２
のクライアントのスタックに押しつけ（ステップ５１
０）、かつルーチンを実行するためにスレッドに対する
エントリを主実行キュー４０４に挿入する（ステップ５
１２）。主実行キュー４０４がルーチンのスレッドエン
トリを次にポイントするときに、ルーチンのＶＰＣＬＡ
ＳＳパラメータによって特定されたクラスからのＶＰ
は、スレッドピックアップしかつクライアントのスタッ
クからパラメータをポップオフしかつルーチンによって
特定された命令を実行すべくそれらを用いることによっ
てコアメモリ４０２において要求されたルーチンを実行
する（ステップ５１４）。信用ルーチンを実行すること
において、ルーチンが実行されているＶＰは、必要に応
じて自由にコアメモリ４０２に書き込まれかつそれから
読み取られる。完了により、ルーチンは、あらゆるリタ
ーンパラメータをクライアントのスタックに押しつけか
つ適当な位置に制御を戻す（ステップ５１６）。
護(fenced)”を含まないならば、ルーチンは、信用とし
て扱われる。そのようにするために、ＣＰＵ ＶＰ４０
５は、ルーチンに対するパラメータをコアメモリ４０２
のクライアントのスタックに押しつけ（ステップ５１
０）、かつルーチンを実行するためにスレッドに対する
エントリを主実行キュー４０４に挿入する（ステップ５
１２）。主実行キュー４０４がルーチンのスレッドエン
トリを次にポイントするときに、ルーチンのＶＰＣＬＡ
ＳＳパラメータによって特定されたクラスからのＶＰ
は、スレッドピックアップしかつクライアントのスタッ
クからパラメータをポップオフしかつルーチンによって
特定された命令を実行すべくそれらを用いることによっ
てコアメモリ４０２において要求されたルーチンを実行
する（ステップ５１４）。信用ルーチンを実行すること
において、ルーチンが実行されているＶＰは、必要に応
じて自由にコアメモリ４０２に書き込まれかつそれから
読み取られる。完了により、ルーチンは、あらゆるリタ
ーンパラメータをクライアントのスタックに押しつけか
つ適当な位置に制御を戻す（ステップ５１６）。
【００４４】しかしながら、ＶＰＣＬＡＳＳパラメータ
が語“防護(fenced)”を含むならば、ＣＰＵ ＶＰ４０
５において実行されているスレッドは、ルーチン（一般
的にＵＤＲ）が防護メモリセグメント４１２で実行でき
るように防護ＶＰ４０９に移行する。ＣＰＵ ＶＰ４０
５は、コアメモリセグメント４０２にではなく防護メモ
リセグメント４１２にメモリスタック（防護スタック４
１６）を割り当てるために次いでmt＿alloc ＿stack()
を呼び出す、コアデータベースルーチン、mt＿priv＿ca
ll()、を呼び出すことによってスレッドの移行を起動す
る（ステップ５１８）。スタックが割り当てられた後、
mt＿priv＿call()は、ＵＤＲに対するパラメータを防護
スタック４１６ に押しつけることによってコンテキ
スト切り替えを行ない（ステップ５２０）、かつスレッ
ドエントリを、不信用ルーチンを実行するために別個に
維持される、防護実行キュー４１４に挿入する。防護Ｖ
Ｐは、キュースレッドが次に実行されるときに次いで防
護メモリセグメント４１２において不信用ＵＤＲを実行
する（ステップ５２４）。
が語“防護(fenced)”を含むならば、ＣＰＵ ＶＰ４０
５において実行されているスレッドは、ルーチン（一般
的にＵＤＲ）が防護メモリセグメント４１２で実行でき
るように防護ＶＰ４０９に移行する。ＣＰＵ ＶＰ４０
５は、コアメモリセグメント４０２にではなく防護メモ
リセグメント４１２にメモリスタック（防護スタック４
１６）を割り当てるために次いでmt＿alloc ＿stack()
を呼び出す、コアデータベースルーチン、mt＿priv＿ca
ll()、を呼び出すことによってスレッドの移行を起動す
る（ステップ５１８）。スタックが割り当てられた後、
mt＿priv＿call()は、ＵＤＲに対するパラメータを防護
スタック４１６ に押しつけることによってコンテキ
スト切り替えを行ない（ステップ５２０）、かつスレッ
ドエントリを、不信用ルーチンを実行するために別個に
維持される、防護実行キュー４１４に挿入する。防護Ｖ
Ｐは、キュースレッドが次に実行されるときに次いで防
護メモリセグメント４１２において不信用ＵＤＲを実行
する（ステップ５２４）。
【００４５】ＵＤＲを実行することにおいて、防護ＶＰ
４０９は、防護メモリセグメント４１２から自由に読み
取りかつそれに書き込みうるが、コアメモリセグメント
４０２に書き込むは、防止される。それよりも、防護Ｖ
Ｐ４０９は、不信用ＵＤＲを実行するために必要に応じ
て防護ＶＰ４０９にセグメント４０２におけるデータを
読み取らせるためにコアメモリセグメント４０２への読
取り専用アクセスを有する。防護ＶＰ４０９は、マルチ
スレッディング（ＭＴ）インタフェース、サーバアプリ
ケーションプログラムインタフェース（ＳＡＰＩ）及び
ユーザ定義型ルーチン言語マネージャ（ＵＤＲＬＭ）に
よって供給された内部ルーチンを介してコアメモリ４０
２に存在している資源をアクセスすることが可能であ
る。これらの内部ルーチンは、特定ルーチンの性能がメ
モリセグメント間を移行するためにスレッドを必要とす
るかどうかを検出する。ＳＡＰＩインタフェースライブ
ラリは、ＵＤＲによって呼び出されうる支援型ルーチン
を定義する。ＳＡＰＩルーチンは、現行コンテキストが
不信用であるということをエントリにより検出する。不
信用コンテキストにおいて実行されているルーチンがコ
アメモリを変更することを必要とするならば、それは、
mt＿priv＿call()を介して信用コンテキストに切り替わ
り、所望の動作を実行しかつ別のmt＿priv＿call()で不
信用コンテキにスイッチバックする。実質的に、信用及
び不信用コンテキスト間のいかなる任意の数の切り替え
もこの方法で行われうる。必要に応じてコンテキストを
選択的に切り替えることによって、実行のスレッドは、
クライアント処理及びＵＤＲｓに対して透過であるよう
な方法でメモリセグメントとＶＰｓの間を移動すること
ができる。
４０９は、防護メモリセグメント４１２から自由に読み
取りかつそれに書き込みうるが、コアメモリセグメント
４０２に書き込むは、防止される。それよりも、防護Ｖ
Ｐ４０９は、不信用ＵＤＲを実行するために必要に応じ
て防護ＶＰ４０９にセグメント４０２におけるデータを
読み取らせるためにコアメモリセグメント４０２への読
取り専用アクセスを有する。防護ＶＰ４０９は、マルチ
スレッディング（ＭＴ）インタフェース、サーバアプリ
ケーションプログラムインタフェース（ＳＡＰＩ）及び
ユーザ定義型ルーチン言語マネージャ（ＵＤＲＬＭ）に
よって供給された内部ルーチンを介してコアメモリ４０
２に存在している資源をアクセスすることが可能であ
る。これらの内部ルーチンは、特定ルーチンの性能がメ
モリセグメント間を移行するためにスレッドを必要とす
るかどうかを検出する。ＳＡＰＩインタフェースライブ
ラリは、ＵＤＲによって呼び出されうる支援型ルーチン
を定義する。ＳＡＰＩルーチンは、現行コンテキストが
不信用であるということをエントリにより検出する。不
信用コンテキストにおいて実行されているルーチンがコ
アメモリを変更することを必要とするならば、それは、
mt＿priv＿call()を介して信用コンテキストに切り替わ
り、所望の動作を実行しかつ別のmt＿priv＿call()で不
信用コンテキにスイッチバックする。実質的に、信用及
び不信用コンテキスト間のいかなる任意の数の切り替え
もこの方法で行われうる。必要に応じてコンテキストを
選択的に切り替えることによって、実行のスレッドは、
クライアント処理及びＵＤＲｓに対して透過であるよう
な方法でメモリセグメントとＶＰｓの間を移動すること
ができる。
【００４６】不信用ルーチンの実行中に、スレッドが防
護メモリセグメントにおいて実行されている間に防護Ｖ
Ｐがコアメモリセグメントにおけるメモリを変更するこ
とを試みる命令を実行するならば、防護ＶＰは、そのよ
うにすることを防止される。結果として、コアメモリセ
グメントは、不良ＵＤＲによって不適切に変更されるこ
とから保護される。更に、不信用ＵＤＲｓを実行するこ
とに含まれる種々の動作が全て同じメモリアドレス空間
内で行われるので、メモリセグメント間で切り替えるた
めに局所呼出しだけが必要でありそれによりルーチンが
行われうるスピード及び信頼性を向上する。ＵＤＲが防
護メモリセグメント４１２におけるその実行を完了した
後、mt＿priv＿call()ルーチンからのリターンは、実行
のスレッドがコアメモリセグメント４０２におけるＣＰ
Ｕ ＶＰ４０５に戻るように移行して行われる（ステッ
プ５２６）。mt＿priv＿call()は、スレッドのスタック
上の単なる別の呼出しなので、それからの戻りは、スレ
ッドをそれがやってきたところからのコンテキストに戻
す。結果として、スレッドは、それが防護メモリセグメ
ントにおいて生成したあらゆる資源を割り当て解除しか
つＣＰＵ ＶＰ４０５において実行を行う。
護メモリセグメントにおいて実行されている間に防護Ｖ
Ｐがコアメモリセグメントにおけるメモリを変更するこ
とを試みる命令を実行するならば、防護ＶＰは、そのよ
うにすることを防止される。結果として、コアメモリセ
グメントは、不良ＵＤＲによって不適切に変更されるこ
とから保護される。更に、不信用ＵＤＲｓを実行するこ
とに含まれる種々の動作が全て同じメモリアドレス空間
内で行われるので、メモリセグメント間で切り替えるた
めに局所呼出しだけが必要でありそれによりルーチンが
行われうるスピード及び信頼性を向上する。ＵＤＲが防
護メモリセグメント４１２におけるその実行を完了した
後、mt＿priv＿call()ルーチンからのリターンは、実行
のスレッドがコアメモリセグメント４０２におけるＣＰ
Ｕ ＶＰ４０５に戻るように移行して行われる（ステッ
プ５２６）。mt＿priv＿call()は、スレッドのスタック
上の単なる別の呼出しなので、それからの戻りは、スレ
ッドをそれがやってきたところからのコンテキストに戻
す。結果として、スレッドは、それが防護メモリセグメ
ントにおいて生成したあらゆる資源を割り当て解除しか
つＣＰＵ ＶＰ４０５において実行を行う。
【００４７】図５のデータベースサーバメモリが二つの
セグメント４０２及び４０４に分割されるけれども、よ
り多くのメモリセグメントを有しているアーキテクチャ
を実施することができる。データベースサーバは、３つ
以上のセグメントに分割することができる−−例えば、
一つのコアセグメントと二つ以上の防護セグメント。信
用ルーチンは、コアセグメントで実行することができか
つＵＤＲｓは、ＵＤＲｓが割り当てられた異なるクラス
に基づき種々の防護セグメントで実行することができ
る。例えば、適切な動作に対してかなりの検査が行なわ
れかつ信頼できることを証明したＵＤＲｓは、第１のＶ
Ｐクラスに割り当てることができ、ほとんどまたは全く
検査が行われていないＵＤＲｓは、一つ以上の他のＶＰ
クラスに割り当てることができる。第１のＶＰクラスに
属している証明済みの信頼性があるＵＤＲｓは、一つの
メモリセグメントで実行することができ、他のクラスに
属している不信用ＵＤＲｓは、それらを他のＵＤＲｓか
ら分離すべく別個のメモリセグメントで実行することが
できる。このように不信用ＵＤＲｓを分離することは、
それらがコアデータベースサーバメモリを破損すること
だけでなく他のＵＤＲｓをクラッシュすることも防ぐこ
とができる。
セグメント４０２及び４０４に分割されるけれども、よ
り多くのメモリセグメントを有しているアーキテクチャ
を実施することができる。データベースサーバは、３つ
以上のセグメントに分割することができる−−例えば、
一つのコアセグメントと二つ以上の防護セグメント。信
用ルーチンは、コアセグメントで実行することができか
つＵＤＲｓは、ＵＤＲｓが割り当てられた異なるクラス
に基づき種々の防護セグメントで実行することができ
る。例えば、適切な動作に対してかなりの検査が行なわ
れかつ信頼できることを証明したＵＤＲｓは、第１のＶ
Ｐクラスに割り当てることができ、ほとんどまたは全く
検査が行われていないＵＤＲｓは、一つ以上の他のＶＰ
クラスに割り当てることができる。第１のＶＰクラスに
属している証明済みの信頼性があるＵＤＲｓは、一つの
メモリセグメントで実行することができ、他のクラスに
属している不信用ＵＤＲｓは、それらを他のＵＤＲｓか
ら分離すべく別個のメモリセグメントで実行することが
できる。このように不信用ＵＤＲｓを分離することは、
それらがコアデータベースサーバメモリを破損すること
だけでなく他のＵＤＲｓをクラッシュすることも防ぐこ
とができる。
【００４８】更に、多重防護セグメントの使用は、より
簡単な不良識別を容易にする。多重ＵＤＲｓが単一メモ
リセグメントで実行されるならば、どのＵＤＲが不良で
あるかという決定は難しい。異なるメモリセグメントに
対するＵＤＲｓを分離することによって、不良のＵＤＲ
は、どのメモリセグメントが破損されたかを決定するこ
とによって複数のＵＤＲｓの中から識別することができ
る。各ＶＰは、ＵＮＩＸを基盤としたプラットフォーム
で個別の処理として実行されるけれども、全てのアクテ
ィブＶＰｓの集合は、多重スレッドを有している単一処
理として他のプラットフォームで実行することができ
る。データベースサーバに存在するＶＰｓの数及び型
は、企業(enterprise)の目標に依存しかつシステム管理
者に対する設計選択事項である。ＶＰの各インスタンス
は、同時に多重クライアント要求を受け入れかつ処理す
ることができる多重スレッド型エンティティである。Ｖ
Ｐの各クラスに対して、ＶＰの二つ以上のインスタンス
が同時にアクティブでありうる。例えば、ＣＰＵ ＶＰ
の複数のインスタンスは、同時にアクティブでありうる
し、それぞれが一つ以上のクライアント要求を同時にサ
ービスする。
簡単な不良識別を容易にする。多重ＵＤＲｓが単一メモ
リセグメントで実行されるならば、どのＵＤＲが不良で
あるかという決定は難しい。異なるメモリセグメントに
対するＵＤＲｓを分離することによって、不良のＵＤＲ
は、どのメモリセグメントが破損されたかを決定するこ
とによって複数のＵＤＲｓの中から識別することができ
る。各ＶＰは、ＵＮＩＸを基盤としたプラットフォーム
で個別の処理として実行されるけれども、全てのアクテ
ィブＶＰｓの集合は、多重スレッドを有している単一処
理として他のプラットフォームで実行することができ
る。データベースサーバに存在するＶＰｓの数及び型
は、企業(enterprise)の目標に依存しかつシステム管理
者に対する設計選択事項である。ＶＰの各インスタンス
は、同時に多重クライアント要求を受け入れかつ処理す
ることができる多重スレッド型エンティティである。Ｖ
Ｐの各クラスに対して、ＶＰの二つ以上のインスタンス
が同時にアクティブでありうる。例えば、ＣＰＵ ＶＰ
の複数のインスタンスは、同時にアクティブでありうる
し、それぞれが一つ以上のクライアント要求を同時にサ
ービスする。
【００４９】同様に、防護ＶＰの複数のインスタンスが
存在しうるし、それぞれが一つ以上のＵＤＲｓを並列で
実行する。防護ＶＰの単一インスタンスは、全てのＵＤ
Ｒｓを代替的に処理しうるかまたは不信用ルーチンに対
する各呼出しは、防護ＶＰの専用インスタンスによって
サービスされうる。図５のアーキテクチャにおけるＶＰ
ｓは、静的Ｒ／Ｗ許可（即ち、完全または防護のいずれ
か）を用いるけれども、ことあんるアーキテクチャは、
ＶＰｓに対する許可がＶＰがコアメモリセグメントから
防護されるべきルーチンを実行しているか否かに基づい
て動的に切り替えられることころで可能である。更に、
起動時に全てのＶＰインスタンスをひき起こすよりも、
ＶＰの一インスタンスは、例えば、不信用ＵＤＲを呼出
すことに応答して、必要に応じて動的にひき起こすこと
ができる。
存在しうるし、それぞれが一つ以上のＵＤＲｓを並列で
実行する。防護ＶＰの単一インスタンスは、全てのＵＤ
Ｒｓを代替的に処理しうるかまたは不信用ルーチンに対
する各呼出しは、防護ＶＰの専用インスタンスによって
サービスされうる。図５のアーキテクチャにおけるＶＰ
ｓは、静的Ｒ／Ｗ許可（即ち、完全または防護のいずれ
か）を用いるけれども、ことあんるアーキテクチャは、
ＶＰｓに対する許可がＶＰがコアメモリセグメントから
防護されるべきルーチンを実行しているか否かに基づい
て動的に切り替えられることころで可能である。更に、
起動時に全てのＶＰインスタンスをひき起こすよりも、
ＶＰの一インスタンスは、例えば、不信用ＵＤＲを呼出
すことに応答して、必要に応じて動的にひき起こすこと
ができる。
【００５０】代替的実施例では、不信用ＵＤＲを実行し
ている防護ＶＰは、不信用ＵＤＲの分離を維持すると同
時に、そこに存在している資源をアクセスするためにコ
アメモリに対して“コールバック(call backs)”を実行
することができる。ＩＵＳシステムは、コアメモリに存
在している資源を変更する許可可能なルーチン呼出しの
表を維持する。防護ＶＰは、所望のルーチンに対する表
における対応する通常の位置を示すことによってコール
バック表にて特定されたルーチン呼出しのいずれかを呼
び出すことができる。図７に示すように、例えば、防護
ＶＰは、防護ＶＰがルーチン（ｙ）を呼出すことを欲す
るときにコールバック表６００における位置二（２）を
指定しうる。非防護ＶＰが、コアメモリにおいて要求ル
ーチンを実行するために、防護ＶＰ上で先に実行されて
いたスレッドを次にピックアップしたときに、非防護Ｖ
Ｐは、要求ルーチンがコールバック表６００にリストさ
れたことを確認することによってルーチン呼出しによっ
てポイントされたメモリアドレスがコアメモリにおいて
適合かつ安全な実行エントリポイントであったというこ
とを確実にする。要求ルーチンがコールバック表６００
にリストされていなかったならば、要求ルーチンの実行
は、阻止される−−即ち、非防護ＶＰは、要求ルーチン
を実行しない。このように、コールバック表機構は、防
護ＶＰによったなされうるルーチン呼出しを制限しそれ
によってそれが潜在的にコアメモリにおける不適当な位
置にジャンプすることを防ぐ。
ている防護ＶＰは、不信用ＵＤＲの分離を維持すると同
時に、そこに存在している資源をアクセスするためにコ
アメモリに対して“コールバック(call backs)”を実行
することができる。ＩＵＳシステムは、コアメモリに存
在している資源を変更する許可可能なルーチン呼出しの
表を維持する。防護ＶＰは、所望のルーチンに対する表
における対応する通常の位置を示すことによってコール
バック表にて特定されたルーチン呼出しのいずれかを呼
び出すことができる。図７に示すように、例えば、防護
ＶＰは、防護ＶＰがルーチン（ｙ）を呼出すことを欲す
るときにコールバック表６００における位置二（２）を
指定しうる。非防護ＶＰが、コアメモリにおいて要求ル
ーチンを実行するために、防護ＶＰ上で先に実行されて
いたスレッドを次にピックアップしたときに、非防護Ｖ
Ｐは、要求ルーチンがコールバック表６００にリストさ
れたことを確認することによってルーチン呼出しによっ
てポイントされたメモリアドレスがコアメモリにおいて
適合かつ安全な実行エントリポイントであったというこ
とを確実にする。要求ルーチンがコールバック表６００
にリストされていなかったならば、要求ルーチンの実行
は、阻止される−−即ち、非防護ＶＰは、要求ルーチン
を実行しない。このように、コールバック表機構は、防
護ＶＰによったなされうるルーチン呼出しを制限しそれ
によってそれが潜在的にコアメモリにおける不適当な位
置にジャンプすることを防ぐ。
【００５１】コールバック表は、少なくとも二つの異な
る方法で実施されうる。まず、コールバック表は、許可
可能なルーチンのアドレスのリストを含みうる。コアメ
モリにコールバックすることを求めているＵＤＲは、コ
ールバック表に対するインデックスとして用いるべきエ
ントリポイント識別子を供給する。非防護ＶＰは、ＵＤ
Ｒによって供給された特定のエントリポイント識別子に
よってポイントされたルーチンを実行する。代替的に、
コールバック表は、コアメモリにおける正当な実行アド
レスのリストでありうる。ＵＤＲによって特定されたエ
ントリポイントは、エントリポイントの有効性を確認す
るためにコールバック表にリストされた実行アドレスに
対してチェックされうる。ここで説明した方法及び機構
は、特定のハードウェアまたはソフトウェア構成に限定
されるものではないが、それらは、データベース動作が
実行されうるあらゆるコンピューティング又は処理環境
において適用性を見出すであろう。
る方法で実施されうる。まず、コールバック表は、許可
可能なルーチンのアドレスのリストを含みうる。コアメ
モリにコールバックすることを求めているＵＤＲは、コ
ールバック表に対するインデックスとして用いるべきエ
ントリポイント識別子を供給する。非防護ＶＰは、ＵＤ
Ｒによって供給された特定のエントリポイント識別子に
よってポイントされたルーチンを実行する。代替的に、
コールバック表は、コアメモリにおける正当な実行アド
レスのリストでありうる。ＵＤＲによって特定されたエ
ントリポイントは、エントリポイントの有効性を確認す
るためにコールバック表にリストされた実行アドレスに
対してチェックされうる。ここで説明した方法及び機構
は、特定のハードウェアまたはソフトウェア構成に限定
されるものではないが、それらは、データベース動作が
実行されうるあらゆるコンピューティング又は処理環境
において適用性を見出すであろう。
【００５２】ここで説明した技法は、ハードウェアまた
はソフトウェア、またはこれらの組合せで実施されう
る。技法は、それぞれがプロセッサ、プロセッサによっ
て読取り可能な記憶媒体（揮発性及び不揮発性メモリ及
び／又は記憶素子を含んでいる）、及び適格な入力及び
出力装置を含むプログラマブルコンピュータで実行され
るコンピュータプログラムで実施されるのが好ましい。
プログラムコードは、記述された機能を実行しかつ出力
情報を生成するために入力装置を用いて入力されたデー
タに適用される。出力情報は、一つ以上の出力装置に適
用される。各プログラムは、コンピュータシステムと通
信するために高水準手続き型又はオブジェクト指向型プ
ログラミング言語で実施されるのが好ましい。しかしな
がら、プログラムは、所望ならば、アセンブリまたは機
械言語で実施することができる。いずれの場合でも、言
語は、コンパイル済みまたは翻訳済み言語でありうる。
はソフトウェア、またはこれらの組合せで実施されう
る。技法は、それぞれがプロセッサ、プロセッサによっ
て読取り可能な記憶媒体（揮発性及び不揮発性メモリ及
び／又は記憶素子を含んでいる）、及び適格な入力及び
出力装置を含むプログラマブルコンピュータで実行され
るコンピュータプログラムで実施されるのが好ましい。
プログラムコードは、記述された機能を実行しかつ出力
情報を生成するために入力装置を用いて入力されたデー
タに適用される。出力情報は、一つ以上の出力装置に適
用される。各プログラムは、コンピュータシステムと通
信するために高水準手続き型又はオブジェクト指向型プ
ログラミング言語で実施されるのが好ましい。しかしな
がら、プログラムは、所望ならば、アセンブリまたは機
械言語で実施することができる。いずれの場合でも、言
語は、コンパイル済みまたは翻訳済み言語でありうる。
【００５３】それぞれのそのようなコンピュータプログ
ラムは、記述された手順を行うために記憶媒体または装
置がコンピュータによって読み取られるときにコンピュ
ータを構成しかつ動作するための汎用または特殊用途プ
ログラマブルコンピュータによって読取り可能である記
憶媒体又は装置（例えば、ＣＤ−ＲＯＭ、ハードディス
ク又は磁気ディスケット）に記憶されるのが好ましい。
また、システムは、コンピュータを特定及び所定の方法
で動作するように記憶媒体が構成された、コンピュータ
プログラムで構成された、コンピュータ−読取り可能記
憶媒体として実施されうる。他の実施例は、特許請求の
範囲の範疇内である。
ラムは、記述された手順を行うために記憶媒体または装
置がコンピュータによって読み取られるときにコンピュ
ータを構成しかつ動作するための汎用または特殊用途プ
ログラマブルコンピュータによって読取り可能である記
憶媒体又は装置（例えば、ＣＤ−ＲＯＭ、ハードディス
ク又は磁気ディスケット）に記憶されるのが好ましい。
また、システムは、コンピュータを特定及び所定の方法
で動作するように記憶媒体が構成された、コンピュータ
プログラムで構成された、コンピュータ−読取り可能記
憶媒体として実施されうる。他の実施例は、特許請求の
範囲の範疇内である。
【００５４】
【発明の効果】本発明の方法は、データベースにおける
情報を操作するためにルーチンを実行する、データベー
スサーバによって実行される、方法であって：データベ
ースマニピュレーションルーチンが特定メモリ範囲から
分離されるか否かを決定し；決定に基づいてデータベー
スマニピュレーションルーチンに対するメモリアクセス
許可を選択的に切り替え；かつ選択的に切り替えたメモ
リアクセス許可を用いてデータベースマニピュレーショ
ンルーチンを実行する段階を具備するので、新しいアプ
リケーションを配置しても優れた性能で情報をアクセス
することができる。本発明の方法は、データベースにお
ける情報を操作するためにルーチンを実行する、データ
ベースサーバによって実行される、方法であって：メモ
リアドレス空間をメモリセグメントに分割し；第１のメ
モリセグメントにおいてデータベースマニピュレーショ
ンルーチンを選択的に実行し；かつ実行しているデータ
ベースマニピュレーションルーチンがメモリセグメント
の別のものに情報を書込むことを防ぐ段階を具備するの
で、新しいアプリケーションを配置しても優れた性能で
情報をアクセスすることができる。
情報を操作するためにルーチンを実行する、データベー
スサーバによって実行される、方法であって：データベ
ースマニピュレーションルーチンが特定メモリ範囲から
分離されるか否かを決定し；決定に基づいてデータベー
スマニピュレーションルーチンに対するメモリアクセス
許可を選択的に切り替え；かつ選択的に切り替えたメモ
リアクセス許可を用いてデータベースマニピュレーショ
ンルーチンを実行する段階を具備するので、新しいアプ
リケーションを配置しても優れた性能で情報をアクセス
することができる。本発明の方法は、データベースにお
ける情報を操作するためにルーチンを実行する、データ
ベースサーバによって実行される、方法であって：メモ
リアドレス空間をメモリセグメントに分割し；第１のメ
モリセグメントにおいてデータベースマニピュレーショ
ンルーチンを選択的に実行し；かつ実行しているデータ
ベースマニピュレーションルーチンがメモリセグメント
の別のものに情報を書込むことを防ぐ段階を具備するの
で、新しいアプリケーションを配置しても優れた性能で
情報をアクセスすることができる。
【００５５】本発明のデータベースサーバは、信用ルー
チン及び不信用ルーチンを含んでいる複数のデータベー
スマニピュレーションルーチン；コアメモリセグメント
及び防護メモリセグメントを含んでいる複数のメモリセ
グメントを有している共有メモリアドレス空間；及び複
数のルーチンにリンクされた複数の仮想プロセッサを備
え、仮想プロセッサは、コアメモリセグメントにおける
信用ルーチンを実行するフルアクセス仮想プロセッサ
と、防護メモリセグメントにおける不信用ルーチンを実
行する防護仮想プロセッサとを含んでいるので、新しい
アプリケーションを配置しても構成が複雑にならずかつ
優れた性能で情報をアクセスすることができる。本発明
のコンピュータソフトウェアは、データベースマニピュ
レーション方法を実行するためにリンク型ルーチンを有
しているデータベースサーバに対して、コンピュータ読
取り可能媒体上に存在している、コンピュータソフトウ
ェアであって、コンピュータソフトウェアは、コンピュ
ータに （ａ）クライアントからデータベース照会を受け取る； （ｂ）データベース照会をサービスするためにどのルー
チンを実行する必要があるかを決定する； （ｃ）コアメモリへの読取り／書込みアクセスで信用ル
ーチンを実行する；及び （ｄ）コアメモリへの読取り専用アクセスで不信用ルー
チンを実行する動作を実行させるための命令を備えてい
るので、新しいアプリケーションを配置しても構成が複
雑にならずかつ優れた性能で情報をアクセスすることが
できる。
チン及び不信用ルーチンを含んでいる複数のデータベー
スマニピュレーションルーチン；コアメモリセグメント
及び防護メモリセグメントを含んでいる複数のメモリセ
グメントを有している共有メモリアドレス空間；及び複
数のルーチンにリンクされた複数の仮想プロセッサを備
え、仮想プロセッサは、コアメモリセグメントにおける
信用ルーチンを実行するフルアクセス仮想プロセッサ
と、防護メモリセグメントにおける不信用ルーチンを実
行する防護仮想プロセッサとを含んでいるので、新しい
アプリケーションを配置しても構成が複雑にならずかつ
優れた性能で情報をアクセスすることができる。本発明
のコンピュータソフトウェアは、データベースマニピュ
レーション方法を実行するためにリンク型ルーチンを有
しているデータベースサーバに対して、コンピュータ読
取り可能媒体上に存在している、コンピュータソフトウ
ェアであって、コンピュータソフトウェアは、コンピュ
ータに （ａ）クライアントからデータベース照会を受け取る； （ｂ）データベース照会をサービスするためにどのルー
チンを実行する必要があるかを決定する； （ｃ）コアメモリへの読取り／書込みアクセスで信用ル
ーチンを実行する；及び （ｄ）コアメモリへの読取り専用アクセスで不信用ルー
チンを実行する動作を実行させるための命令を備えてい
るので、新しいアプリケーションを配置しても構成が複
雑にならずかつ優れた性能で情報をアクセスすることが
できる。
【図１】従来のリレーショナルデータベースを示すブロ
ック図である。
ック図である。
【図２】従来の拡張可能オブジェクトリレーショナルデ
ータベース管理システムを示すブロック図である。
ータベース管理システムを示すブロック図である。
【図３Ａ】従来のデータベースサーバアーキテクチャの
一例を示す図である。
一例を示す図である。
【図３Ｂ】従来のデータベースサーバアーキテクチャの
他の一例を示す図である。
他の一例を示す図である。
【図４】多重メモリセグメントを有しているデータベー
スサーバアーキテクチャを示すブロック図である。
スサーバアーキテクチャを示すブロック図である。
【図５】インフォーミックスユニバーサルサーバアーキ
テクチャを示すブロック図である。
テクチャを示すブロック図である。
【図６】図５のインフォーミックスユニバーサルサーバ
アーキテクチャにおけるルーチンの実行を説明するため
のフローチャートである。
アーキテクチャにおけるルーチンの実行を説明するため
のフローチャートである。
【図７】図５のインフォーミックスユニバーサルサーバ
アーキテクチャにおいて用いられうるコールバック表を
示すデータ図である。
アーキテクチャにおいて用いられうるコールバック表を
示すデータ図である。
【符号の説明】 ４００ データベースサーバ ４０１ クライアント ４０２ コアメモリ ４０３、４０５、４０９ 仮想プロセッサ（ＶＰ） ４０４ 主実行キュー ４０６、４０８、４１０ クライアントスタック ４１２ 防護メモリ ４１４ 防護実行キュー ４１６ 防護スタック
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 キース ケールマン アメリカ合衆国 オレゴン州 97202 ポ ートランド サウスイースト ブルックリ ン ストリート 2867
Claims (50)
- 【請求項１】 データベースにおける情報を操作するた
めにルーチンを実行する、データベースサーバによって
実行される、方法であって：データベースマニピュレー
ションルーチンが特定メモリ範囲から分離されるか否か
を決定し；前記決定に基づいてデータベースマニピュレ
ーションルーチンに対するメモリアクセス許可を選択的
に切り替え；かつ前記選択的に切り替えたメモリアクセ
ス許可を用いて前記データベースマニピュレーションル
ーチンを実行する段階を具備することを特徴とする方
法。 - 【請求項２】 前記決定段階は、前記データベースマニ
ピュレーションルーチンに関連付けられたパラメータを
検査することを含むことを特徴とする請求項１に記載の
方法。 - 【請求項３】 前記決定段階の前に、前記データベース
マニピュレーションルーチンを実行するためのプロセッ
サのクラスを特定する値に前記パラメータを設定する段
階を更に具備することを特徴とする請求項２に記載の方
法。 - 【請求項４】 前記設定段階は、前記特定メモリ範囲か
ら分離されるプロセッサのクラスを特定する値を前記パ
ラメータに割り当てることを含むことを特徴とする請求
項３に記載の方法。 - 【請求項５】 前記選択的切り替え段階は、局所手順呼
出しを行うことを含むことを特徴とする請求項１に記載
の方法。 - 【請求項６】 前記選択的切り替え段階は、前記データ
ベースマニピュレーションルーチンが前記特定メモリ範
囲から分離されるルーチンであると決定されたならば該
データベースマニピュレーションルーチンに対する前記
メモリアクセス許可を前記特定メモリ範囲に対する読取
り専用に設定することを含むことを特徴とする請求項１
に記載の方法。 - 【請求項７】 前記選択的切り替え段階は、前記データ
ベースマニピュレーションルーチンが前記特定メモリ範
囲から分離されないルーチンであると決定されたならば
該データベースマニピュレーションルーチンに対する前
記メモリアクセス許可を前記特定メモリ範囲に対する読
取り／書込みに設定することを含むことを特徴とする請
求項１に記載の方法。 - 【請求項８】 前記選択的切り替え段階は、前記特定メ
モリ範囲に対する読取り／書込み許可を有するプロセッ
サから前記特定メモリ範囲に対する読取り専用許可を有
するプロセッサに前記データベースマニピュレーション
ルーチンに対する実行のスレッドを移行することを含む
ことを特徴とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項９】 前記移行する段階は、前記特定メモリ範
囲と同じアドレス空間内に前記実行のスレッドを維持す
ることを含むことを特徴とする請求項８に記載の方法。 - 【請求項１０】 前記選択的切り替え段階は、前記デー
タベースマニピュレーションに対する実行のスレッドが
前記特定メモリ領域に対する読取り／書込み許可を有す
るような信用コンテキストから前記実行のスレッドが前
記特定メモリ領域に対する読取り専用許可を有するよう
な不信用コンテキストに切り替えることを含むことを特
徴とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項１１】 前記実行のスレッドが、前記データベ
ースマニピュレーションルーチンを実行すべく読取り専
用アクセスを有する実行のスレッドに対して前記特定メ
モリ領域に存在している資源へのアクセスを必要とする
ということを検出する段階を更に具備することを特徴と
する請求項１０に記載の方法。 - 【請求項１２】 前記特定メモリ領域に存在している資
源へのアクセスを必要とするということを検出して、前
記不信用コンテキストから前記実行のスレッドが前記特
定メモリ領域に対する読取り／書込み許可を有するよう
な別の信用コンテキストへ切り替える段階を更に具備す
ることを特徴とする請求項１１に記載の方法。 - 【請求項１３】 前記データベースマニピュレーション
ルーチンに対する前記実行のスレッドが前記特定メモリ
範囲における前記資源をアクセスすることを完了した後
に前記別の信用コンテキストから前記不信用コンテキス
トへ切り替える段階を更に具備することを特徴とする請
求項１１に記載の方法。 - 【請求項１４】 前記データベースマニピュレーション
ルーチンの実行が完了した後に前記不信用コンテキスト
から前記信用コンテキストへ切り替える段階を更に具備
することを特徴とする請求項１３に記載の方法。 - 【請求項１５】 前記選択的切り替え段階は、信用コン
テキストと不信用コンテキストの間で任意の数の切り替
えを実行することを含むことを特徴とする請求項１に記
載の方法。 - 【請求項１６】 前記実行する段階は、前記データベー
スマニピュレーションルーチンを実行すると同時に前記
特定メモリ領域と同じアドレス空間に残ることを含むこ
とを特徴とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項１７】 前記実行する段階は、前記データベー
スマニピュレーションルーチンが前記特定メモリ領域か
ら分離されるルーチンであると決定されたならば前記特
定メモリ領域に対する読取り専用許可を有するプロセッ
サで該データベースマニピュレーションルーチンを行う
ことを含むことを特徴とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項１８】 前記実行段階は、前記データベースマ
ニピュレーションルーチンが前記特定メモリ領域から分
離されていないルーチンであると決定されたならば前記
特定メモリ領域に対する読取り／書込み許可を有するプ
ロセッサで該データベースマニピュレーションルーチン
を行うことを含むことを特徴とする請求項１に記載の方
法。 - 【請求項１９】 前記実行段階は、前記データベースマ
ニピュレーションルーチンが前記特定メモリ領域から分
離されるルーチンであると決定されたならば前記特定メ
モリ領域から論理的に区分されるメモリセグメントにお
いて該データベースマニピュレーションルーチンを行う
ことを含むことを特徴とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項２０】 前記実行段階は、前記データベースマ
ニピュレーションルーチンが前記特定メモリ領域から分
離されないルーチンであると決定されたならば前記特定
メモリ領域において該データベースマニピュレーション
ルーチンを行うことを含むことを特徴とする請求項１に
記載の方法。 - 【請求項２１】 前記実行段階は、前記特定メモリ領域
に存在している資源の変更を選択的に許可することを含
むことを特徴とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項２２】 前記選択的変更は、前記特定メモリ領
域における一つ以上の許可される実行エントリポイント
に限定されることを特徴とする請求項２１に記載の方
法。 - 【請求項２３】 コールバック表において前記一つ以上
の許可される実行エントリポイントを特定する段階を更
に具備することを特徴とする請求項２２に記載の方法。 - 【請求項２４】 データベースにおける情報を操作する
ためにルーチンを実行する、データベースサーバによっ
て実行される、方法であって：メモリアドレス空間をメ
モリセグメントに分割し；第１のメモリセグメントにお
いてデータベースマニピュレーションルーチンを選択的
に実行し；かつ前記実行しているデータベースマニピュ
レーションルーチンが前記メモリセグメントの別のもの
に情報を書込むことを防ぐ段階を具備することを特徴と
する方法。 - 【請求項２５】 前記第１のメモリセグメントにおいて
実行されている前記データベースマニピュレーションル
ーチンに別のメモリセグメントから情報を読み取らせる
段階を更に具備することを特徴とする請求項２４に記載
の方法。 - 【請求項２６】 前記第１のメモリセグメントにおいて
実行されている前記データベースマニピュレーションル
ーチンを、所定のルーチンを実行させるために別のメモ
リセグメントに移行させる段階を更に具備することを特
徴とする請求項２４に記載の方法。 - 【請求項２７】 前記別のセグメントにおいて前記所定
のルーチンに対して特定されたエントリポイントが許可
されるエンドポイントかどうかをチェックする段階を更
に具備することを特徴とする請求項２６に記載の方法。 - 【請求項２８】 前記チェックする段階は、所定の一つ
以上の許可されるエントリポイントのセットに対して前
記特定エントリポイントを比較することを含むことを特
徴とする請求項２７に記載の方法。 - 【請求項２９】 前記別のセグメントにおける前記特定
エントリポイントが許可されないエントリポイントであ
るならば前記所定のルーチンの実行を阻止する段階を更
に具備することを特徴とする請求項２７に記載の方法。 - 【請求項３０】 前記所定のルーチンが完了された後に
前記第１のメモリセグメントに前記データベースマニピ
ュレーションルーチンを戻す段階を更に具備することを
特徴とする請求項２４に記載の方法。 - 【請求項３１】 前記データベースマニピュレーション
ルーチンは、該データベースマニピュレーションルーチ
ンが別のメモリセグメントにおける情報がそれから保護
されるものとして識別されるならば、前記第１のメモリ
セグメントにおいて実行されることを特徴とする請求項
２４に記載の方法。 - 【請求項３２】 別のメモリセグメントにおける情報が
それから保護される前記データベースマニピュレーショ
ンルーチンは、ユーザ定義型ルーチンを含むことを特徴
とする請求項３１に記載の方法。 - 【請求項３３】 別のメモリセグメントにおける情報が
それから保護される前記データベースマニピュレーショ
ンルーチンは、不信用ルーチンを含むことを特徴とする
請求項３１に記載の方法。 - 【請求項３４】 前記データベースマニピュレーション
ルーチンが別のメモリセグメントにおける情報がそれか
ら保護されるものとして識別されないならば、全てのメ
モリセグメントに対する完全な読取り及び書込み特権を
伴う該データベースマニピュレーションルーチンを実行
する段階を更に具備することを特徴とする請求項２４に
記載の方法。 - 【請求項３５】 前記データベースマニピュレーション
ルーチンは、信用ルーチンを含むことを備えていること
を特徴とする請求項３４に記載の方法。 - 【請求項３６】 前記メモリセグメントは、前記同じメ
モリアドレス空間に存在することを特徴とする請求項２
４に記載の方法。 - 【請求項３７】 前記分割する段階は、前記メモリセグ
メントを相互に論理的に区分することを含むことを特徴
とする請求項３６に記載の方法。 - 【請求項３８】 前記選択的実行段階は、前記第１のメ
モリセグメント以外のメモリセグメントに対する読取り
専用アクセスを有する処理で前記データベースマニピュ
レーションルーチンを行うことを含むことを特徴とする
請求項２４に記載の方法。 - 【請求項３９】 前記処理は、多重スレッド型仮想プロ
セッサを含むことを特徴とする請求項３８に記載の方
法。 - 【請求項４０】 前記メモリセグメントの対応するもの
において複数のデータベースマニピュレーションルーチ
ンを同時に実行する段階を更に具備し、各データベース
マニピュレーションルーチンは、それ自身のメモリセグ
メント以外の全てのメモリセグメントに対する読取り専
用アクセスを有していることを特徴とする請求項２４に
記載の方法。 - 【請求項４１】 信用ルーチン及び不信用ルーチンを含
んでいる複数のデータベースマニピュレーションルーチ
ン；コアメモリセグメント及び防護メモリセグメントを
含んでいる複数のメモリセグメントを有している共有メ
モリアドレス空間；及び前記複数のルーチンにリンクさ
れた複数の仮想プロセッサを備え、前記仮想プロセッサ
は、前記コアメモリセグメントにおける信用ルーチンを
実行するフルアクセス仮想プロセッサと、前記防護メモ
リセグメントにおける不信用ルーチンを実行する防護仮
想プロセッサとを含んでいることを特徴とするデータベ
ースサーバ。 - 【請求項４２】 前記フルアクセス仮想プロセッサは、
全てのメモリセグメントに対する読取り／書込みアクセ
スを有することを特徴とする請求項４１に記載のデータ
ベースサーバ。 - 【請求項４３】 前記防護仮想プロセッサは、前記コア
メモリセグメントに対する読取り専用アクセスを有する
ことを特徴とする請求項４１に記載のデータベースサー
バ。 - 【請求項４４】 各データベースマニピュレーションル
ーチンは、前記ルーチンが信用ルーチンであるか不信用
ルーチンであるかを特定する関連パラメータを有するこ
とを特徴とする請求項４１に記載のデータベースサー
バ。 - 【請求項４５】 データベースマニピュレーションルー
チンを実行するためのスレッドを更に備え、前記スレッ
ドは、実行される前記データベースマニピュレーション
ルーチンが信用であるか不信用であるかに基づいて一つ
の仮想プロセッサから別の仮想プロセッサへ移ることを
特徴とする請求項４１に記載のデータベースサーバ。 - 【請求項４６】 前記実行されているデータベースマニ
ピュレーションルーチンが不信用ルーチンであるなら
ば、前記スレッドは、防護仮想プロセッサに移ることを
特徴とする請求項４５に記載のデータベースサーバ。 - 【請求項４７】 前記実行されているデータベースマニ
ピュレーションルーチンが信用ルーチンであるならば、
前記スレッドは、フルアクセス仮想プロセッサに移るこ
とを特徴とする請求項４５に記載のデータベースサー
バ。 - 【請求項４８】 データベースマニピュレーション方法
を実行するためにリンク型ルーチンを有しているデータ
ベースサーバに対して、コンピュータ読取り可能媒体上
に存在している、コンピュータソフトウェアであって、
前記コンピュータソフトウェアは、コンピュータに （ａ）クライアントからデータベース照会を受け取る； （ｂ）前記データベース照会をサービスするためにどの
ルーチンを実行する必要があるかを決定する； （ｃ）コアメモリへの読取り／書込みアクセスで信用ル
ーチンを実行する；及び （ｄ）コアメモリへの読取り専用アクセスで不信用ルー
チンを実行する動作を実行させるための命令を備えてい
ることを特徴とするコンピュータソフトウェア。 - 【請求項４９】 前記（ｄ）は、実行のスレッドをコア
メモリへの読取り／書込みアクセスを有している第１の
プロセッサからコアメモリへの読取り専用アクセスを有
している別のプロセッサに移行させる命令を備えている
ことを特徴とする請求項４８に記載のコンピュータソフ
トウェア。 - 【請求項５０】 前記（ｄ）は、不信用ルーチンを実行
することに関してコアメモリに対するメモリアクセス許
可を読取り専用に変更する命令を備えていることを特徴
とする請求項４８に記載のコンピュータソフトウェア。
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| JP (1) | JP4171537B2 (ja) |
| AU (1) | AU738371B2 (ja) |
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| JP2007148962A (ja) * | 2005-11-30 | 2007-06-14 | Fuji Xerox Co Ltd | サブプログラム、そのサブプログラムを実行する情報処理装置、及びそのサブプログラムを実行する情報処理装置におけるプログラム制御方法 |
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