JPH10333949A

JPH10333949A - データ格納制御方式

Info

Publication number: JPH10333949A
Application number: JP9154347A
Authority: JP
Inventors: Koichi Shibayama; 公一柴山
Original assignee: Individual
Current assignee: Individual
Priority date: 1997-05-29
Filing date: 1997-05-29
Publication date: 1998-12-18
Anticipated expiration: 2017-05-29
Also published as: EP0881580A3; US6256644B1; EP0881580A2; JP3044005B2

Abstract

(57)【要約】【課題】レコード単位やデータ項目単位で任意の記憶
領域にデータを格納できるようにして、アクセス時間の
短縮を図ることができる。【解決手段】格納制御手段１２は、外部記憶装置２０
に新規にレコードを格納する場合、レコード格納基準表
１１で指定された外部記憶装置２０内の記憶領域２１に
レコードを格納する。その際、格納場所を示すレコード
格納アドレス情報を取得し、格納論理レコード１８にし
て、位置決め論理に従い、前記レコードを格納すべきと
プログラム１０が認識している記憶領域に書き込む。読
み込み制御手段１３は、外部記憶装置２０から格納論理
レコード１８を読み出し、格納論理レコード１８中のア
ドレス情報に従ってレコードを取得する。この結果、レ
コード単位で任意の記憶領域にデータを格納することが
できる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、電子計算機システ
ムの記憶装置にデータを格納するためのデータ格納制御
方式に係り、特に、プログラムによってデータの格納、
読み出しが行われるデータ格納制御方式に関するもので
ある。

【０００２】

【従来の技術】ファイル（Ｆｉｌｅ）やデータベース
（ｄａｔａｂａｓｅ）を記憶装置、例えば、磁気ディス
クのような不揮発性の特性を備えた記憶装置に蓄積保持
する場合、ファイルやデータベースはレコード（ｒｅｃ
ｏｒｄ）の集合として構成され、レコードはデータ項目
の集合として構成されている。プログラムはレコードの
単位で入出力要求を出し、磁気ディスクと主記憶装置の
間は、ページ又はブロック（以下、両者を「ページ」と
称する）の単位で入出力処理が行われる。

【０００３】図１９は従来のネットワーク型データベー
スを示している。図１９において、データベース（ＮＤ
ＢＡ）はレコードＡ１，Ａ２，Ｂ１，Ｂ２，Ｃ１の集合
として構成されている。そして、レコードＡ１はデータ
項目Ａ１１，Ａ１２，Ａ１３，Ａ１４の集合、レコード
Ｂ１はデータ項目Ｂ１１，Ｂ１２，Ｂ１３，Ｂ１４の集
合、レコードＣ１はデータ項目Ｃ１１，Ｃ１２，Ｃ１
３，Ｃ１４の集合として構成されている。これらデータ
の内、レコードＡ１，Ｂ１，Ｃ１が索引順編成のオーナ
レコードであり、また、レコードＡ２，Ｂ２が夫々レコ
ードＡ１，Ｂ１のバイアセット（例えば、日本電気情報
処理教育部編、日本能率協会マネジメントセンタ発行
「データベースシステム入門」のＰ８５に記載がある）
の指定があり、格納領域を前記磁気ディスク上の記憶領
域２１ｂとすれば、レコードＡ１，Ａ２，Ｂ１，Ｂ２，
Ｃ１は図２０の様に格納される。プログラムはレコード
Ａ１，Ａ２，Ｂ１，Ｂ２，Ｃ１の単位で入出力要求を出
すが、記憶領域２１ｂと主記憶装置間では「ページ
１」、「ページ２」、「ページ３」の単位で入出力が行
われる。

【０００４】プログラムがファイルやデータベース中の
所望のレコードを入手するためには、該レコードが格納
されている先頭アドレス情報が必要である。プログラム
は、レコード数に増減があっても全てのレコードを正し
く読み出しできる必要があり、ファイルやデータベース
中の各レコードに共通的に適用できる格納位置を決定す
る考え方、すなわち、位置決め論理を用いてレコードの
格納位置を決定している。例えば、順編成ファイルにお
いては、現在使用しているレコードの先頭アドレスに該
レコードの長さを加えて求められるアドレスが、次に入
手すべきレコードの先頭位置であるという位置決め論理
を使用している。

【０００５】別の位置決め論理として、乱編成ファイル
における例があり、入手すべきレコードを特定するキー
情報に或る変換を行って求められるページに、該レコー
ドが格納されているという位置決め論理を使用してい
る。この際、変換によって定まるページに複数のレコー
ドが格納される場合には、これらの中から所望のレコー
ドを特定するために、更にページ内を前記キー情報を用
いて検索する処理が追加される。なお、本例のキー情報
の様に、複数のレコードが位置決め論理で決定される同
一の格納位置を保有する場合に、これらの中から所望の
レコードを特定するための情報を以下においてはレコー
ド特定情報と称する。

【０００６】プログラムがレコード中のデータ項目を使
用する場合、まず、レコードを主記憶装置上の決められ
た場所、例えば、入力バッファやレコード作業領域に読
み込む。レコードは、データ項目が物理的連続性の基に
一定の順序に並んだ固定的な構造を持ったものであり、
各データ項目のレコード先頭からの相対番地は決まって
おり、読み込んだレコードに関し、このレコード先頭か
らの相対番地を用いてデータ項目の先頭位置を決定して
いる。

【０００７】ところで、電子計算機システムにおいて、
上記したような記憶装置に格納されているデータに対
し、、そのアクセス時間の短縮は、処理時間の短縮につ
ながり、処理が短時間で終了することは、処理能率の向
上、生産性の向上等の面で産業上に重要な価値がある。

【０００８】ここで、従来より用いられているアクセス
時間短縮方法の第１の例を説明する。今、或るプログラ
ム上で必要とするデータが、図１９に示される論理構造
のデータベース（ＮＤＢＡ）におけるレコードＡ１，Ｂ
１，Ｃ１であったとする。このデータベース（ＮＤＢ
Ａ）の格納構造が図２０である場合、記憶領域２１ｂの
「ページ１」、「ページ２」、「ページ３」の３枚のペ
ージを読み込む必要がある。

【０００９】ここで、図２１に示すように、２つの記憶
領域２１ｂと２１ｃがあり、記憶領域２１ｂの「ページ
１」にレコードＡ１，Ｂ１が格納され、「ページ２」に
レコードＣ１が、残りのレコードが記憶領域２１ｃに格
納されているとする。データを使用するプログラムはレ
コード単位で入出力要求を出すが、所望のレコードを含
んだページが既に主記憶装置上に読み込み済みであれ
ば、データを格納してある記憶装置から当該ページを再
度読み込む必要は無い（この動作に関しては、例えば、
特公平７−８９３３４号公報に記載がある）。よって、
記憶領域２１ｂからの読み込みは「ページ１」と「ペー
ジ２」の２枚になり、この３つのレコードＡ１，Ｂ１，
Ｃ１に関する平均アクセス時間は２／３に短縮される。

【００１０】次に、図１９に示される論理構造を持った
データベース（ＮＤＢＡ）において、或るプログラムで
必要とするデータが、レコードＡ１中のＡ１１、レコー
ドＢ１中のＢ１１、及びレコードＣ１中のＣ１１の３つ
であったとする。このデータベース（ＮＤＢＡ）の格納
構造が図２０に示す場合、記憶領域２１ｂの「ページ
１」（データ項目Ａ１１を含む）、「ページ２」（デー
タ項目Ｂ１１を含む）、「ページ３」（データ項目Ｃ１
１を含む）の３枚のページを入力する必要がある。ここ
で、図２２に示すように、２つの記憶領域２１ｂと２１
ｃがあり、記憶領域２１ｂの「ページ１」にデータ項目
Ａ１１，Ｂ１１，Ｃ１１が格納され、記憶領域２１ｃに
残りのデータ項目が格納されているとすれば、前記レコ
ードの例で述べたと同様の理由により、記憶領域２１ｂ
からの読み込みは「ページ１」のみになり、データ項目
Ａ１１，Ｂ１１，Ｃ１１に関する平均アクセス時間は１
／３に短縮される。

【００１１】上記の２つの例の様に、物理的に互いに近
くに格納配置されていることが平均アクセス時間の短縮
に貢献する度合いを、ここでは近傍配置効果度と称す
る。この例では、レコードＡ１とＢ１の組み合わせは、
レコードＡ１とＡ２の組み合わせよりも近傍配置効果度
が高いことを意味する。データ項目Ａ１１とＢ１１の組
み合わせは、データ項目Ｂ１１とＢ１２の組み合わせよ
りも近傍配置効果度が高い。近傍配置効果度の高いデー
タを互いに物理的により近くに集約することを、以下で
は近傍集約と称する。なお、レコード単位で近傍集約を
利用する例として、ネットワーク型データベースのメン
バーレコードに対するバイアセット指定がある。スキー
マ（ｓｃｈｅｍａ）への指定よって近傍集約効果を得る
ことができる（ただし、データ項目単位で近傍集約を可
能とする技術はない。）。また、近傍集約により、同一
ページに集約されるところの使用を所望するレコードや
データ項目の件数を、以下においては近傍集約係数と称
する。

【００１２】アクセス時間を短縮させる第２の方法とし
て、ディスクキャッシュがある。磁気ディスク上のレコ
ードを使用する場合、該レコードを含むページのコピー
を上位の記憶階層であるディスクキャッシュに配置する
ものである。配置された後は、ディスクキャッシュのア
クセス時間で利用が可能となる。

【００１３】アクセス時間を短縮させる第３の方法とし
て、ファイルやデータベースの単位で、このファイルや
データベースを使用する時、より高速の記憶階層上に移
動させる方法がある。例えば、通常は磁気ディスク上に
配置されているファイルを使用時に電子ディスク上に移
動するものである。この考え方を応用した例として、例
えば、特開平６−４４１０８号公報がある。

【００１４】上記した第２、第３のアクセス時間短縮方
法は、記憶階層を利用している。記憶階層の利用におい
ては、使用確率の高いデータをより上位の記憶階層に配
置することでアクセス時間の短縮が図られる。但し、通
常は上位の記憶階層ほど容量が小さいので、データの使
用確率に応じた記憶階層への配置がアクセス時間の短縮
には重要である。

【００１５】なお、レコード単位やデータ項目単位での
近傍配置効果度や使用確率については、データを使用す
るプログラムの内部構造の分析や、データの過去の挙動
履歴の統計的分析により把握が可能である。

【００１６】

【発明が解決しようとする課題】しかし、上記した従来
の第１のアクセス時間短縮方法によると、近傍集約があ
らゆるレコードとデータ項目に関してアクセス時間短縮
の効果を持つにもかかわらず、ネットワーク型データベ
ースのメンバーレコードと一部に限定されており、か
つ、設計階段においてスキーマに指定するため、全ての
クラスタに関して同一パターンの近傍集約しか実現でき
ない固定的なものである。すなわち、任意のレコード単
位やデータ項目単位でデータの近傍集約を実現できない
という問題がある。

【００１７】また、従来の第２のアクセス時間短縮方法
によると、ディスクキャッシュにおいて、使用の判明し
たレコードを含むページの初回のアクセスは磁気ディス
クに対して行う必要があり、アクセス時間短縮効果は同
一ページへの２回目以降のアクセスになり、使用される
データを含むページを事前に上位の記憶階層に配置する
ことができず、記憶階層が十分に有効利用できていな
い。

【００１８】また、従来の第３のアクセス時間短縮方法
によると、データを事前に上位の記憶階層に配置するこ
とが可能であるが、配置単位がファイルやデータベース
であるため、プログラムが使用するデータがそれらの一
部分、例えば、或るファイルの２０％であっても、１０
０％を配置できる容量を持たなければ上位の記憶階層を
利用できない。また、配置できる容量があった場合で
も、使用しない８０％のデータのために上位の記憶階層
が無駄に占有されることになる。

【００１９】上記従来の第２、第３のアクセス時間短縮
方法に共通する問題は、ファイルやデータベースを“事
前に、かつ、部分的に”上位の記憶階層に配置できない
ので、より一層のアクセス時間短縮を実現できないこと
にある。

【００２０】上記２つの問題に共通する要因は、レコー
ド単位やデータ項目単位で任意の記憶領域にデータを格
納できないことにある。レコード単位で任意の記憶領域
への格納ができない理由は、レコードの格納される位置
が、位置決め論理によって決定されているためである。
また、データ項目単位で任意の記憶領域への格納ができ
ない理由は、位置決めのためにレコード中のデータ項目
間の物理的連続性を前提にしているためである。

【００２１】本発明は、上記従来技術の実状に鑑みてな
されたものであり、レコード単位やデータ項目単位で任
意の記憶領域に格納できるようにして、アクセス時間の
短縮が図れるようにしたデータ格納制御方式を提供する
ことを目的としている。

【００２２】

【課題を解決するための手段】上記の目的を達成するた
め、本発明は、不揮発性の記憶装置にデータを作成し、
或いは使用するためのプログラムを用いて前記データを
格納するデータ格納制御方式において、前記記憶装置に
レコードを新規に格納する際の前記記憶装置上の記憶領
域を指定するレコード格納基準表及びレコード格納アド
レス情報を保有する格納論理レコードと、レコードを新
規に格納するとき、該レコードを前記レコード格納基準
表に指定された記憶領域に格納すると共に、その格納場
所を表わすレコード格納アドレス情報を取得し、これを
前記格納論理レコードにして前記レコードを格納すべき
と前記プログラムが認識している記憶領域に前記プログ
ラムが使用する位置決め論理に従って書き込む格納制御
手段と、データの読み出し時に、前記位置決め論理に基
づいて前記格納論理レコードを読み出し、前記格納論理
レコード中のレコード格納アドレス情報に基づいてレコ
ードを前記記憶領域から読み出す読み込み制御手段とを
備えたデータ格納制御方式にしている。

【００２３】このデータ格納制御方式によれば、レコー
ドの格納に際し、位置決め論理で決定される位置とレコ
ードの格納される位置とが分離され、両者はレコードの
格納アドレス情報によって関連付けられる。この結果、
任意の記憶領域への格納がレコード単位で行えるように
なり、データの近傍集約と使用確率に応じた記憶階層へ
の配置が可能になるので、データのアクセス時間を短縮
することができる。

【００２４】また、上記の目的は、不揮発性の記憶装置
にデータを作成し、或いは使用するためのプログラムを
用いて前記データを格納するデータ格納制御方式におい
て、レコード先頭からの相対番地、データ項目長、デー
タ項目を記憶領域上で識別するための格納用項目識別
子、及び前記データ項目を新規に格納する場合の記憶領
域の各々をレコードのデータ項目単位で管理する項目格
納管理表、前記記憶領域と使用時のアクセス順序の関係
を管理する記憶領域アクセス順序表、及び同一の記憶領
域に属するデータ項目からなる集合を構成要素とする項
目群レコードと、レコードの新規格納時には前記項目格
納管理表によって指定された記憶領域にレコードを格納
する項目群レコード格納制御手段と、レコード読み込み
命令の発生時に最上位の項目群レコードを読み込み、或
いは項目読み込み命令が発生し且つ指定のデータ項目が
未読み込みであるときに読み込み未済の中の最上位の項
目群レコードを読み込み、前記各最上位の項目群レコー
ドの読み込み後に項目群レコード制御情報を保存し、読
み込んだデータ項目を所定の記憶領域へ移送し、前記デ
ータ項目に対応する項目読み込み表示手段を読み込み済
みにする項目群レコード読み込み制御手段とを備えたデ
ータ格納制御方式によっても達成される。

【００２５】このデータ格納制御方式によれば、データ
項目による格納に際し、データ項目間の物理的連続性が
不要となり、データ項目とそのレコード先頭からの相対
番地は結合要素である格納用項目識別子により関連付け
られる。これにより、任意の記憶領域への格納がデータ
項目単位で行えるようになり、データの近傍集約と使用
確率に応じた記憶階層への配置が可能となるので、デー
タのアクセス時間を短縮することができる。

【００２６】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につい
て図面を参照しながら説明する。図１は本発明によるデ
ータ格納制御方式の第１の実施の形態を示すブロック図
であり、１つの計算機システム上に構築されている。図
１の計算機システムは、データを作成・使用するプログ
ラム１０、レコードを外部記憶装置２０に新規に格納す
る際の記憶領域を指定するレコード格納基準表１１、プ
ログラム及びレコード格納基準表１１を基に格納を制御
する格納制御手段１２、外部記憶装置２０からのデータ
を読み込む読み込み制御手段１３、レコードを格納する
記憶領域を変更（レコードを再配置）して外部記憶装置
２０に格納するレコード再配置手段１４、レコード使用
履歴を更新するレコード使用履歴更新手段１５、レコー
ドの再配置の基準を保有するレコード再配置基準表１
６、レコード使用履歴更新手段１５及びレコード再配置
基準表１６の各出力を基にレコードの再配置の要否を判
定するレコード再配置判定手段１７、外部記憶装置２０
に格納されてレコード格納アドレス情報を構成要件とす
る格納論理レコード１８、レコードやデータが格納され
る外部記憶装置２０の各々を備えている。上記の各基準
表は、電子計算機の内部メモリにテーブルの形で記憶さ
れている。レコード使用履歴は、格納論理レコード中に
あって該格納論理レコードの使用履歴を表わすものであ
る。

【００２７】磁気ディスク等を用いた外部記憶装置２０
は複数の記憶領域を有し、図１においては、３つの記憶
領域２１ａ，２１ｂ，２１ｃが存在する。この記憶領域
２１ａ，２１ｂ，２１ｃは、データを作成・使用するプ
ログラム（以下、「プログラム」という）１０がレコー
ドを格納すべきと認識している記憶領域を含み、ここで
は記憶領域２１ａがそれに該当するものとする。

【００２８】図２はレコード格納基準表１１の構成例を
示している。レコード格納基準表１１には、レコードを
特定するレコード識別子１１ａと、該レコードを新規に
格納する場合の外部記憶装置２０上の記憶領域１１ｂと
が管理されている。

【００２９】図３は格納論理レコード１８の構成例を示
している。格納論理レコード１８は、レコード格納アド
レス情報１８１、レコード特定情報１８２、及びレコー
ド使用履歴１８３の各々を備えている。

【００３０】次に、図２及び図３を用いて本発明のデー
タ格納制御方式の動作を説明する。プログラム１０から
レコードＡ１の新規格納指示があった場合、格納制御手
段１２は、図２に示すレコード格納基準表１１を参照し
て、レコード識別子１１ａよりレコードを格納すべき記
憶領域２１ｂを決定し、該記憶領域２１ｂへレコードを
書き込むと共に、書き込まれた場所を表わすレコード格
納アドレス情報１８１を取得する。この際の書き込み方
法としては、記憶領域単位にファイル定義を行い、順編
成方式で書き込めばよい。格納制御手段１２は、更に、
レコード格納アドレス情報１８１を格納論理レコードと
して、プログラム１０がレコードを格納すべきと認識し
ている記憶領域２１ａにプログラム１０が使用する位置
決め論理によって書き込む。この際、位置決め論理にレ
コードの長さを使用する必要がある場合は、格納論理レ
コードの長さを使用する。また、記憶領域２１ａの容量
は、レコードの長さとして、格納論理レコードの長さを
前提として確保しておけばよい。レコード特定情報が存
在する場合、該レコード特定情報を格納論理レコード１
８に含ませて書き込む。なお、レコードを格納する記憶
領域として格納論理レコード１８と同じ記憶領域が指定
されている場合、格納論理レコード１８とレコードを結
合して書き込んでも差し支えない。既存レコードの書き
戻しの場合、レコードと格納論理レコード１８が読み出
し前のアドレスに書き戻される。また、データの読み出
しの場合、読み込み制御手段１３がプログラム１０が使
用する位置決め論理に基づいて記憶領域２１ａより格納
論理レコード１８を読み出し、更に、格納論理レコード
１８中のレコード格納アドレス情報１８１によりレコー
ドが読み出される。

【００３１】図４は図１９のネットワーク型データベー
ス（ＮＤＢＡ）を図２に示すレコード格納基準表１１に
基づいて記憶領域２１ａ，２１ｂ，２１ｃに格納したと
きの格納状況を示している。

【００３２】また、例えば、図４における記憶領域２１
ｂに格納されているレコードＡ１，Ｂ１，Ｃ１をすべて
必要とする場合は、記憶領域２１ｂから、レコードを直
接順次に読み込んでもよい。この場合は、格納論理レコ
ードを読み込む時間が不要となり、アクセス時間は早く
なる。

【００３３】次に、レコードを新規格納時とは異なる記
憶領域へ再配置する場合の動作について説明する。図４
において、レコードＢ１を記憶領域２１ｂから記憶領域
２１ｃへ変更する場合、図１のレコード再配置手段１４
は記憶領域２１ｂからレコードＢ１を読み出し、記憶領
域２１ｃへ該レコードを書き込むと共に書き込まれた場
所を表わすレコード格納アドレス情報１８１を取得し、
該情報をレコードＢ１の格納論理レコードのレコード格
納アドレス情報１８１にセットする。再配置後の格納状
態を示したのが図５であり、記憶領域２１ｂ，２１ｃに
格納されていたレコードＡ１，Ａ２，Ｂ１，Ｃ１が、記
憶領域２１ｂと記憶領域２１ｃに分けて再配置されてい
る。つまり、記憶領域２１ｂにはレコードＡ１，Ｃ１が
配置され、記憶領域２１ｃにはレコードＡ２，Ｂ１が配
置される。

【００３４】次に、再配置の必要が生じた場合、直ちに
当該再配置を行う場合の動作例について説明する。図６
はレコード再配置基準表１６の構成の一例を示してい
る。レコード再配置基準表１６は各行にレコードを特定
するレコード識別子１６ａのほか、再配置を決定すべき
条件として、本例では１日のアクセス回数上限値１６ｂ
と、再配置をすべき先の記憶領域１６ｃが管理されてい
る。また、本例では格納論理レコードのレコード使用履
歴１８３には当該レコードの１日のアクセス回数が保有
される。レコード使用履歴更新手段１５は、格納論理レ
コード１８が使用される度にこの格納論理レコード１８
のレコード使用履歴１８３の１日のアクセス回数に１を
加えて格納論理レコード１８を書き戻すと共に、レコー
ド再配置判定手段１７にその内容を知らせる。レコード
再配置判定手段１７は、レコード使用履歴１８３の１日
のアクセス回数とレコード再配置基準表１６の１日のア
クセス回数上限値１６ｂを比較し、前者が後者を上回っ
た時点で、当該レコードを記憶領域２１ｂへ再配置すべ
くレコード再配置手段１４へ通知を行い、再配置を実現
する。この様に、レコード再配置基準表１６の再配置を
決定すべき条件と、レコード使用履歴１８３の内容と、
レコード使用履歴更新手段１５の処理内容と、レコード
再配置判定手段１７の内容とを整合性のあるものとして
処理を実行する。

【００３５】以上の様に、本発明の実施の形態によれ
ば、任意の記憶領域への格納がレコード単位で可能にな
り、データの近傍集約と使用確率に応じた記憶階層への
配置が可能になる。

【００３６】格納対象のデータを格納する条件を満たす
外部記憶装置２０として、例えば、「ＭＥＭＯＲＥＸ
ＴＥＬＥＸ６９９０」半導体ディスク装置（電子ディ
スク装置）や「ＩＢＭ０３３９０−１」磁気ディスク装
置があり、そのアクセス時間は夫々、０．１ｍＳ、１
６．６ｍＳとされている。上記磁気ディスク装置に全レ
コードが格納されているファイルに関し、本発明を用い
て格納論理レコード１８を上記半導体ディスク装置に格
納し、かつレコードを上記磁気ディスクに格納し、ファ
イル中の２件のレコードを近傍集約したときの１レコー
ド当たりのアクセス時間を比較したところ、下記の結果
が得られた。従来方式・・・（１６．６×２）／２＝１６．６ｍＳ本発明方式・・・（０．１×２＋１６．６）／２＝８．４ｍＳ

【００３７】この様に、本発明によれば、アクセス時間
が約１／２に短縮される。また、レコード長を５００バ
イト、格納論理レコード長を２０バイトとすると、上記
２種類のディスク記憶装置の容量における加重平均アク
セス時間は、（０．１×２０＋１６．６×５００）／
（２０＋５００）＝１６．０ｍＳになり、本発明には単
純なハードウェアによる構成の高速化以上の効果が存在
する。なお、本発明における近傍集約は格納する記憶領
域を指定するものであってページを指定するものではな
いため、近傍集約係数が常に２以上になるとは限らな
い。しかし、上記の例でいえば、近傍集約係数をαとす
ると、（０．１×α＋１６．６）／α＜１６．０の関係
により、α＞１．０５でアクセス時間短縮の効果が見ら
れ、本発明は十分に有効であることがわかる。また、同
じく上記磁気ディスクに全レコードが格納されていたフ
ァイルに関し、上記手段を用いて格納論理レコード１８
を上記電子ディスク装置に、容量で１０％、使用確率で
２０％のレコードを格納論理レコードに付加して上記電
子ディスク装置に格納し、残りの容量で９０％、使用確
率で８０％のレコードを上記磁気ディスクに格納したと
ころ、１レコード当たりの従来方式と本発明方式のアク
セス時間は次の様になり、アクセス時間が短縮される。従来方式・・・１６．６ｍＳ本発明方式・・・０．１×０．２＋（０．１＋１６．６）×０．８＝１３．４ｍＳ

【００３８】また上記２種類の記憶装置の容量による加
重平均アクセス時間は、（０．１×（２０＋５００×０．１）＋１６．６×（５
００×０．９））／（２０＋５００）＝１４．４ｍＳであり、記憶階層の利用の面においても、本発明は単純
なハードウェアの高速化以上の効果が生じている。

【００３９】次に、本発明によるデータ格納制御方式の
第２の実施の形態について説明する。図７は本発明によ
るデータ格納制御方式の第２の実施の形態を示すブロッ
ク図である。図７に示すデータ格納制御方式は、項目読
み込み命令２４を持ち、データを作成・使用するプログ
ラム１０、該プログラム１０用のソースプログラム２
３、項目読み込み命令生成手段２６を持つ翻訳プログラ
ム２５、図８の構成によりデータ項目を新規に格納する
ときの記憶領域を管理する項目格納管理表２７、図９の
構成により記憶領域の使用時のアクセス順序を管理する
記憶領域アクセス順序表２８、図１１に示す構成による
項目読み込み表示手段２９、制御情報保存領域部３０、
外部記憶装置２０に接続された項目群レコード格納制御
手段３１、プログラム１０から見て格納や読み出し時に
レコードが存在する主記憶装置（図示省略）上の作業領
域であるレコード作業領域部３３、データ項目が記憶領
域よりレコード作業領域部３３に読み込み済みである旨
を項目読み込み表示手段２９に表示させ、項目群レコー
ド制御情報を制御情報保存領域部３０へ保存し、読み込
んだデータ項目をレコード作業領域部３３へ移送するな
どの機能を有する項目群レコード読み込み制御手段３
２、外部記憶装置２０に接続されて項目群レコードを格
納する記憶領域を変更する項目群再配置手段３４、外部
記憶装置２０に接続されて項目群使用履歴を更新する項
目群使用履歴更新手段３５、項目群レコードの再配置の
基準を保有する項目群再配置基準表３６、該項目群再配
置基準表３６と項目群使用履歴を基に項目群レコードの
再配置の要否を判定する項目群再配置判定手段３７の各
々を備えて構成されている。項目群使用履歴は、項目群
レコード制御情報の構成要素の１つであって最上位の項
目群レコード中でレコードを構成する各項目群レコード
の使用履歴を表わしている。

【００４０】項目読み込み命令２４は、項目群レコード
読み込み制御手段３２に対して、使用を所望するデータ
項目の外部記憶装置２０から主記憶装置上への読み込み
を格納用項目識別子をパラメータに用いて指令する役割
を持つ。外部記憶装置２０は、上記第１の実施の形態と
同様に複数の記憶領域に分割されている。本例では、記
憶領域２１ａ，２１ｂ，２１ｃの３つの記憶領域が存在
する。この記憶領域の中には、プログラム１０がファイ
ルやデータベースを格納すべきと認識している記憶領域
を含むものとし、本例の場合、記憶領域２１ａがそれに
該当するものとする。

【００４１】図８は図７における項目格納管理表２７の
構成例を示している。項目格納管理表２７は、レコード
のデータ項目単位に１行を形成しており、各行にはデー
タ項目名と、レコード先頭からの相対番地と、データ項
目長と、データ項目を記憶領域２１上で識別するための
格納用項目識別子と、前記データ項目を新規に格納する
場合の記憶領域との関係が管理されている。格納用項目
識別子としては、レコード内で一意に特定可能なもので
あればよく、本実施例では１，２，・・・の自然数を用
いている。

【００４２】図９は図７における記憶領域アクセス順序
表２８の構成例を示している。記憶領域アクセス順序表
２８は、記憶領域単位で１行を形成しており、各行には
記憶領域２１と、データ読み出し時のアクセス順序との
関係が管理されている。アクセス順序については、使用
する場合の先順位のものを上位、後順位のものを下位と
称している。また、最も上位のものを最上位、最も下位
のものを最下位と称し、更に、上位の中で最下位のもの
を直上位、下位の中で最上位のものを直下位と称してい
る。記憶領域において、プログラム１０がレコードを格
納すべきとして認識している記憶領域２１ａは格納対象
のデータ項目が無くとも必ず含むものとし、且つ、該領
域２１ａのアクセス順位は最上位とする。なお、ファイ
ルやデータベース中にレイアウトの異なるレコードが複
数種類存在する場合は、項目格納管理表２７と記憶領域
アクセス順序表２８はレコード種類分が作成される。

【００４３】図１０は項目群レコード３８の構成例を示
している。項目群レコード３８は、レコード内のデータ
項目を個別に任意の記憶領域に格納する場合、同一の記
憶領域に属するデータ項目からなる集合をアクセスする
ための単位である。項目群レコード３８は、直下位項目
群レコードアドレス情報３８１、格納用項目識別子３８
２、項目群使用履歴３８３、データ項目３８４の各々を
備えて構成されている。ここでは、直下位項目群レコー
ドアドレス情報３８１、格納用項目識別子３８２、項目
群使用履歴３８３の３つを合わせて項目群レコード制御
情報と称する。直下位項目群アドレス情報３８１は直下
位項目群レコードが格納されている場所を表わすアドレ
ス情報であり、最下位の項目群レコードには存在しな
い。格納用項目識別子３８２は当該項目群レコードに含
まれるデータ項目を表わし、その並ぶ順序は対応するデ
ータ項目の並ぶ順序と同じとする。項目群使用履歴３８
３は、本例の場合、最上位にのみ保有し、レコードを構
成する各項目群レコードの使用履歴を表わす。すなわ
ち、本例では３つの区分に分けられ、夫々記憶領域２１
ａ，２１ｂ，２１ｃに格納されている項目群レコードの
使用履歴を表わす。なお、最上位の項目群レコードにつ
いては、格納用項目識別子とデータ項目を含まない項目
群レコードも存在し得る。

【００４４】図７における項目読み込み表示手段２９は
レコードの各データ項目に関し、データ項目がレコード
作業領域部３３に読み込み済みである旨を表わすために
用いられる。

【００４５】図１１は項目読み込み表示手段２９の構成
例を示している。項目読み込み表示手段２９は、本例の
場合、主記憶装置上のビット列に対して端から順に格納
用項目識別子１，２，・・・を割り当て、１（＝ＯＮ）
のとき読み込み済み、０（＝ＯＦＦ）のときは未読み込
みであることを表わしている。

【００４６】プログラム実行時の動作について、以下に
おいてはデータ項目Ａ１１，Ａ１２，Ａ１３，Ａ１４か
ら構成されるレコードを例に説明する。プログラム１０
から新規にレコードの格納命令があった場合、項目群レ
コード格納制御手段３１は図９における記憶領域アクセ
ス順序表２８を参照して、アクセス順序が最下位の記憶
領域２１ｃを認識する。次に、項目格納管理表２７によ
り記憶領域２１ｃに格納すべきデータ項目Ａ１４を判断
し、レコード作業領域部３３からデータ項目Ａ１４を取
得し、更に項目格納管理表２７から格納用項目識別子
“４”を所得して項目群レコード３８を組み立て、指定
された記憶領域２１ｃに項目群レコード３８を書き込
む。その書き込みと共に、書き込まれた場所を表わすア
ドレス情報を取得する。この際の書き込み方法として
は、最上位以外は、記憶領域単位にファイル定義を行
い、順編成方式で書き込めばよい。

【００４７】次に、項目群レコード格納制御手段３１
は、直上位の項目群レコード３８に関し、同様に含まれ
るべきデータ項目Ａ１１，Ａ１３と格納用項目識別子
“１”，“３”と直下位項目群レコードのアドレス情報
とより項目群レコード３８を組み立て、指定された記憶
領域２１ｂに書き込みを行う。最後に、最上位の項目群
レコード３８について、同様に含まれるべきデータ項目
Ａ１２と格納用項目識別子“２”と直下位項目群レコー
ドアドレス情報とより項目群レコード３８を組み立て、
プログラム１０で指定された位置決め論理によって記憶
領域２１ａに書き込みを行う。以上の動作により、格納
された状態を示したのが図１５である。

【００４８】次に、データの読み込み時の処理について
説明する。項目群レコード読み込み制御手段３２は、プ
ログラム１０からレコード読み込み命令があった時に最
上位の項目群レコード３８を記憶領域から読み込み、項
目読み込み命令２４があった時には、項目読み込み表示
手段２９により読み込み指示のあったデータ項目の読み
込み済みか否かを調べる。そして、読み込みが否の場
合、未読み込みの最上位の項目群レコードから要求のあ
ったデータ項目を含む項目群レコードまでを記憶領域か
ら読み込み、読み込んだ項目群レコード３８毎にそれに
含まれるデータ項目を項目格納管理表２７に基づきデー
タを使用するプログラム１０が前提とするレコード作業
領域部３３のレコード先頭からの相対番地に移送し、該
データ項目に対応する項目読み込み表示手段２９をＯＮ
にし、項目群レコード制御情報を制御情報保存領域部３
０に保存する。

【００４９】図１２は読み込み時の処理例を示してい
る。プログラム１０からの命令が、レコード読み込み命
令であるか、項目読み込み命令であるかの判定が行われ
る（ステップ１０１）。項目読み込み命令であった場
合、指定の項目が読み込み済みか否かを判定し（ステッ
プ１０２）、読み込み済みであれば処理をリターンする
（ステップ１０３）。更に、未読み込みの場合、読み込
み未済の中の最上位の項目群レコードを読み込み（ステ
ップ１０４）、処理をステップ１０７へ移行する。

【００５０】一方、ステップ１０１でレコード読み込み
命令が判定された場合、レコード作業領域部３３のクリ
ア、制御情報保存領域部３０のクリア、項目読み込み表
示手段２９の表示クリアを実行（ステップ１０５）した
後、最上位の項目群レコードを読み出し（ステップ１０
６）、処理をステップ１０７へ移行する。ステップ１０
７では、項目群レコード制御情報を制御情報保存領域部
３０へ保存する。読み込んだデータ項目をレコード作業
領域部３３へ移送し（ステップ１０８）、ついで、読み
込んだデータ項目に対応する読み込み表示手段２９をＯ
Ｎにする（ステップ１０９）。この後、レコード読み込
み命令の有無を判定する（ステップ１１０）。ステップ
１１０でレコード読み込み命令であったことが判定され
た場合、処理をリターンし（ステップ１１１）、一方、
レコード読み込み命令でない場合には処理をステップ１
０２へ移行し、以後の処理を繰り返し実行する。

【００５１】図１３（ａ），（ｂ），（ｃ）、及び図１
４（ａ），（ｂ），（ｃ）は、図１５の状態で格納され
た項目群レコードに対し、レコード読み込み命令があっ
た場合と、その後に格納用項目識別子“３”で表わされ
るデータ項目の項目読み込み命令があった場合における
レコード作業領域部３３の内容（ａ）、項目読み込み表
示手段２９による表示（ｂ）、制御情報保存領域部３０
の内容（ｃ）を夫々表わしている。

【００５２】プログラム１０からレコードの書き戻し命
令があった場合、項目群レコード格納制御手段３１は項
目格納管理表２７及び制御情報保存領域部３０に保存さ
れている項目群レコード制御情報に基づいて、レコード
作業領域部３３より必要データ項目を抽出して項目群レ
コード３８を組み立て、読み出し前のアドレスに書き戻
す処理を実行する。

【００５３】以上説明したデータ格納制御方式では、図
１５に示すデータ項目Ａ１４を取得する場合、記憶領域
２１ａ，２１ｂ，２１ｃの各々に対する３回のアクセス
が必要である。これに対し、図１６に示す様に、記憶領
域２１ｂ，２１ｃの項目群レコードの項目群レコード制
御情報を上位の記憶領域２１ａの項目群レコードに付加
して格納する方式も考えられる。この場合、記憶領域２
１ａの必要所要量は増加するが、記憶領域２１ｂへのア
クセスが不要になるので、データ項目Ａ１４を取得する
アクセス時間は早くなる。

【００５４】また、例えば、図１５における記憶領域２
１ｂに格納されている項目群レコードが複数個あり、そ
れらをすべて必要とする場合は、記憶領域２１ｂから、
項目群レコードを直接順次に読み込んでもよい。この場
合は、最上位の記憶領域２１ａの項目群レコードを読み
込む時間が不要となり、アクセス時間は早くなる。

【００５５】プログラム１０が、レコード中のデータ項
目単位での使用があるにもかかわらず項目読み込み命令
２４を保有していない場合、図７における翻訳プログラ
ム２５中の項目読み込み命令生成手段２６は、ソースプ
ログラム２３中のレコード中のデータ項目（本例では、
データ項目Ａ１１，Ａ１２，Ａ１３，Ａ１４）を使用し
ているソースプログラム命令に関し、項目格納管理表２
７に定義されているデータ項目名に対応する格納用項目
識別子“１”，“２”，“３”，“４”をパラメータに
用いた項目読み込み命令２４を生成する。この項目読み
込み命令２４は、プログラム１０内の前記ソースプログ
ラム命令に対応するオブジェクト命令の直前に生成す
る。

【００５６】次に、項目群レコードを初回格納時とは異
なる記憶領域へ再配置する場合の動作について説明す
る。図１５において、記憶領域２１ｂの項目群レコード
３８を記憶領域２１ａへ変更する場合、項目群再配置手
段３４は記憶領域２１ｂから項目群レコード３８を読み
出す。ついで、該項目群レコード３８中の各構成要素に
関係する記憶領域２１ａの項目群レコード３８に対し、
直下位項目群レコードアドレス情報が上書きされ、格納
用項目識別子とデータ項目が追加される。図１５に対し
て再配置を行った状態を示したのが図１７である。

【００５７】次に、再配置の必要が生じた場合、これを
直ちに実行する動作例について説明する。図１８は項目
群再配置基準表３６の構成の一例を示す説明図である。
項目群再配置基準表３６の各行には、再配置の対象とな
る項目群レコードが格納されている記憶領域３６ａと、
再配置を決定すべき条件としての１日のアクセス回数上
限値３６ｂと、再配置すべき先の記憶領域３６ｃを管理
する。また、本例では、項目群レコードの項目群使用履
歴３８３の記憶領域２１ｂに格納されている項目群レコ
ードの使用履歴を表わす区分には、当該項目群レコード
の１日のアクセス回数を保有する。項目群使用履歴更新
手段３５は、最上位の項目群レコード経由で記憶領域２
１ｂの項目群レコード３８が使用される都度、前記区分
の１日のアクセス回数に１を加えて最上位の項目群レコ
ード３８を書き戻すと共に、項目群再配置判定手段３７
にその内容を知らせる。項目群再配置判定手段３７は項
目群使用履歴３８３の前記区分内の１日のアクセス回数
と、項目群再配置基準表３６内の１日のアクセス回数上
限値３６ｂとを比較し、前者が後者を上回った時点で、
記憶領域２１ｂの項目群レコードを記憶領域２１ａへ再
配置すべく項目群再配置手段３４へ通知し、再配置を実
行する。

【００５８】本例においても、データ格納制御に際して
は、項目群再配置基準表３６の再配置を決定すべき条件
と、項目群使用履歴３８３の内容と、項目群使用履歴更
新手段３５の処理内容と、項目群再配置判定手段３７の
内容とが整合性のあるものとして実行される。

【００５９】上記した第２の実施の形態によれば、項目
群レコード格納制御手段３１は、プログラム１０から新
規にレコードを格納する命令があった場合、そのレコー
ドを構成する項目群レコード３８毎に、直下位項目群レ
コードアドレス情報３８１と、項目群レコード３８に含
まれるデータ項目Ａ１１〜Ａ１４及び該データ項目に対
応する格納用項目識別子“１”〜“４”により項目群レ
コード３８を組み立て、項目格納管理表２７に指定され
た記憶領域２１ａ〜２１ｃに格納する。また、項目群レ
コード格納制御手段３１は、レコードの書き戻し命令が
あった場合、項目格納管理表２７と前記制御情報保存領
域部３０に保存されている項目群レコード制御情報に基
づいて項目群レコード３８を組み立て、書き戻しを実行
する。更に、項目群レコード読み込み制御手段３２は、
図１２に示した様に、プログラム１０からレコード読み
込み命令があれば最上位の項目群レコードを記憶領域よ
り読み出し（ステップ１０１〜１０６）、項目読み込み
命令があれば項目読み込み表示手段２９により読み込み
指示のあったデータ項目が読み込み済みか否かを調べ
（ステップ１０２）、否の場合は読み込み未済の中の最
上位の項目群レコードから要求のあったデータ項目を含
む項目群レコードまでを記憶領域より読み込み（ステッ
プ１０４）、読み込んだ項目群レコード毎に項目群レコ
ード制御情報を制御情報保存領域部３０に保存し（ステ
ップ１０７）、データ項目を項目格納管理表２７に基づ
いてデータを使用するプログラムが前提とするレコード
作業領域部３３へ移送し（ステップ１０８）、前記デー
タ項目に対応する項目読み込み表示を項目読み込み表示
手段２９で読み込み済みにする（ステップ１０９）。以
上の処理により、任意の記憶領域へのデータ項目単位で
の格納が可能となり、データのアクセス時間を短縮する
ことができる。

【００６０】

【発明の効果】以上説明したように、本発明において、
レコードを新規に格納する場合には、格納制御手段によ
りレコード格納基準表に指定された記憶領域にレコード
を格納すると共に、その格納場所を表わすレコード格納
アドレス情報を取得し、これを格納論理レコードにして
所定の記憶領域に書き込み、読み込み制御手段により格
納論理レコード及びレコードを記憶領域から読み出すよ
うにした請求項１のデータ格納制御方式によれば、レコ
ード単位で任意の記憶領域にデータを格納できるように
なり、データのアクセス時間を短縮することができる。

【００６１】更に、項目群レコード格納制御手段によ
り、データ項目とこれに対応する格納用項目識別子によ
り項目群レコードを組み立てて項目格納管理表で指定の
記憶領域に格納し、レコードの書き戻し命令の発生時に
項目群レコードを組み立てて書き戻しを行い、更に、項
目群レコード読み込み制御手段により、レコード読み込
み命令の発生時や項目読み込み命令の発生時に最上位の
項目群レコードを読み出し（又は読み込み）を行い、項
目群レコード制御情報の保存、読み込んだデータ項目の
記憶領域への移送等を行うようにした請求項７のデータ
格納制御方式によれば、データ項目単位で任意の記憶領
域にデータを格納できるようになり、データのアクセス
時間を短縮することができる。

【００６２】請求項２、８の各データ格納制御方式によ
れば、書き戻しがあるファイルやデータベースに対して
も、アクセス時間を短縮することができる。

【００６３】請求項３、９、１０の各データ格納制御方
式によれば、データのアクセス時間の一層の短縮に寄与
する。

【００６４】請求項４のデータ格納制御方式によれば、
複数のレコードが位置決め論理で決定される同一の格納
位置を保有する場合も、アクセス時間を短縮することが
できる。

【００６５】請求項１１のデータ格納制御方式によれ
ば、項目読み込み命令を保有しないプログラムに対し、
項目読み込み命令を生成し、アクセス時間を短縮するこ
とができる。

【００６６】請求項５、１２の各データ格納制御方式に
よれば、レコード単位や項目群レコード単位で異なる記
憶領域への再配置が可能になる結果、アクセス時間短縮
のための要件の変更への対応が可能となる。

【００６７】請求項６、１３の各データ格納制御方式に
よれば、再配置の必要が生じた場合でも、直ちに実行す
ることが可能となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のデータ格納制御方式の第１の実施の形
態を示すブロック図である。

【図２】本発明に係るレコード格納基準表の構成例を示
す説明図である。

【図３】本発明に係る格納論理レコードの構成例を示す
説明図である。

【図４】図１９のネットワーク型データベースを図２に
示すレコード格納基準表に基づいて各記憶領域に格納し
た状況を示す説明図である。

【図５】レコードを別の記憶領域へ変更して再配置した
後の格納状態を示す説明図である。

【図６】本発明に係るレコード再配置基準表の構成例を
示す説明図である。

【図７】本発明のデータ格納制御方式の第２の実施の形
態を示すブロック図である。

【図８】本発明に係る項目格納管理表の構成例を示す説
明図である。

【図９】本発明に係る記憶領域アクセス順序表の構成例
を示す説明図である。

【図１０】本発明に係る項目群レコードの構成例を示す
説明図である。

【図１１】図７に示す項目読み込み表示手段の構成例を
示す説明図である。

【図１２】項目群レコード読み込み制御手段による読み
込み時の処理を示す流れ図である。

【図１３】レコード読み込み命令があった場合のレコー
ド作業領域部、項目読み込み表示手段、制御情報保存領
域部を示す説明図である。

【図１４】格納用項目識別子“３”で表わされるデータ
項目の項目読み込み命令があった場合のレコード作業領
域部、項目読み込み表示手段、制御情報保存領域部を示
す説明図である。

【図１５】図８に示す項目格納管理表、及び図９に示す
記憶領域アクセス順序表に基づき、データ項目を各記憶
領域に格納した状況を示す説明図である。

【図１６】最上位以外の項目群レコードの項目群レコー
ド制御情報を最上位の項目群レコードに付加して格納す
る場合のデータ格納説明図である。

【図１７】図１５の状態に対して再配置を行った後の格
納状態を示す説明図である。

【図１８】本発明に係る項目群再配置基準表の構成の一
例を示す説明図である。

【図１９】従来のネットワーク型データベースの構成例
を示す説明図である。

【図２０】図１９の構成のデータベースを１つの記憶領
域に格納した様子を示す説明図である。

【図２１】２つの記憶領域の一方の１ページに２つのレ
コード、２ページに１つのレコードを格納し、他方の記
憶領域の１ページに残りのレコードを格納し、平均アク
セス時間を短縮した格納例を示す説明図である。

【図２２】一方の記憶領域のページ１に３つのデータ項
目、他方の記憶領域の２つのページに残りのデータ項目
を格納し、平均アクセス時間を短縮した格納例を示す説
明図である。

【符号の説明】

１０データを作成・使用するプログラム１１レコード格納基準表１２格納制御手段１３読み込み制御手段１４レコード再配置手段１５レコード使用履歴更新手段１６レコード再配置基準表１７レコード再配置判定手段１８格納論理レコード２０外部記憶装置２１ａ、２１ｂ、２１ｃ記憶領域２３ソースプログラム２４項目読み込み命令２５翻訳プログラム２６項目読み込み命令生成手段２７項目格納管理表２８記憶領域アクセス順序表２９項目読み込み表示手段３０制御情報保存領域部３１項目群レコード格納制御手段３２項目群レコード読み込み制御手段３３レコード作業領域部３４項目群再配置手段３５項目群使用履歴更新手段３６項目群再配置基準表３７項目群再配置判定手段３８項目群レコード１８１レコード格納アドレス情報１８２レコード特定情報１８３レコード使用履歴３８１直下位項目群レコードアドレス情報３８２格納用項目識別子３８３項目群使用履歴３８４データ項目

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】不揮発性の記憶装置にデータを作成し、
或いは使用するためのプログラムを用いて前記データを
格納するデータ格納制御方式において、前記記憶装置にレコードを新規に格納する際の前記記憶
装置上の記憶領域を指定するレコード格納基準表及びレ
コード格納アドレス情報を保有する格納論理レコード
と、レコードを新規に格納するとき、該レコードを前記レコ
ード格納基準表に指定された記憶領域に格納すると共
に、その格納場所を表わすレコード格納アドレス情報を
取得し、これを前記格納論理レコードにして前記レコー
ドを格納すべきと前記プログラムが認識している記憶領
域に前記プログラムが使用する位置決め論理に従って書
き込む格納制御手段と、データの読み出し時に、前記位置決め論理に基づいて前
記格納論理レコードを読み出し、前記格納論理レコード
中のレコード格納アドレス情報に基づいてレコードを前
記記憶領域から読み出す読み込み制御手段とを備えるこ
とを特徴するデータ格納制御方式。
【請求項２】前記格納制御手段は、既存のレコードを
書き戻すとき、該レコードと前記格納論理レコードを読
み出し前のアドレスに書き戻す手段を含むことを特徴す
る請求項１記載のデータ格納制御方式。
【請求項３】前記読み込み制御手段は、前記格納論理
レコードを読み出すことなく、前記記憶領域から直接に
レコードを読み出す手段を含むことを特徴とする請求項
１又は２記載のデータ格納制御方式。
【請求項４】前記格納論理レコードは、複数のレコー
ドが前記位置決め論理で決定される同一の格納位置を保
有する場合、それらの中から所望のレコードを特定する
ためのレコード特定情報を保有することを特徴とする請
求項１ないし３のいずれかに記載のデータ格納制御方
式。
【請求項５】レコードを格納する記憶領域を変更する
レコード再配置手段が設けられたことを特徴とする請求
項１ないし４のいずれかに記載のデータ格納制御方式。
【請求項６】レコードの再配置の基準を保有するレコ
ード再配置基準表と、格納論理レコードの使用履歴を表
わすレコード使用履歴を更新するレコード使用履歴更新
手段と、前記レコード使用履歴及びレコード再配置基準
表に基づいてレコードの再配置の要否を判定するレコー
ド再配置判定手段とを設けたことを特徴とする請求項５
記載のデータ格納制御方式。
【請求項７】不揮発性の記憶装置にデータを作成し、
或いは使用するためのプログラムを用いて前記データを
格納するデータ格納制御方式において、レコード先頭からの相対番地、データ項目長、データ項
目を記憶領域上で識別するための格納用項目識別子、及
び前記データ項目を新規に格納する場合の記憶領域の各
々をレコードのデータ項目単位で管理する項目格納管理
表、前記記憶領域と使用時のアクセス順序の関係を管理
する記憶領域アクセス順序表、及び同一の記憶領域に属
するデータ項目からなる集合を構成要素とする項目群レ
コードと、レコードの新規格納時には前記項目格納管理表によって
指定された記憶領域にレコードを格納する項目群レコー
ド格納制御手段と、レコード読み込み命令の発生時に最上位の項目群レコー
ドを読み込み、或いは項目読み込み命令が発生し且つ指
定のデータ項目が未読み込みであるときに読み込み未済
の中の最上位の項目群レコードを読み込み、前記各最上
位の項目群レコードの読み込み後に項目群レコード制御
情報を保存し、読み込んだデータ項目を所定の記憶領域
へ移送し、前記データ項目に対応する項目読み込み表示
手段を読み込み済みにする項目群レコード読み込み制御
手段とを備えたことを特徴とするデータ格納制御方式。
【請求項８】前記項目群レコード格納制御手段は、既
存のレコードを書き戻す時、読み込み済みの項目群レコ
ードを読み出し前のアドレスに書き戻す手段を含むこと
を特徴とする請求項７記載のデータ格納制御方式。
【請求項９】前記項目群レコード制御情報は、上位の
項目群レコードに付加して格納されることを特徴とする
請求項７又は８記載のデータ格納制御方式。
【請求項１０】前記項目群レコード読み込み制御手段
は、前記各最上位の項目群レコードを読み込むことな
く、前記項目群レコードを格納する記憶領域から直接に
項目群レコードを読み出す手段を含むことを特徴とする
請求項７ないし９のいずれかに記載のデータ格納制御方
式。
【請求項１１】前記項目格納管理表は、その構成要素
としてデータ項目名を含み、前記項目読み込み命令を生
成する項目読み込み命令生成手段が翻訳プログラム中に
設定されていることを特徴とする請求項７ないし１０の
いずれかに記載のデータ格納制御方式。
【請求項１２】前記項目群レコードを格納する記憶領
域を変更するための項目群再配置手段が設けられたこと
を特徴とする請求項７ないし１１のいずれかに記載のデ
ータ格納制御方式。
【請求項１３】レコードを構成する各項目群レコード
の使用履歴を表わす項目群使用履歴を更新する項目群使
用履歴更新手段と、項目群レコードの再配置の基準を保
有する項目群再配置基準表及び前記項目群使用履歴に基
づいて項目群レコードの再配置の要否を判定する項目群
再配置判定手段とを設けたことを特徴とする請求項１２
記載のデータ格納制御方式。