JPS5839341A - デ−タベ−スマネジメントシステムにおけるデ−タのアクセス制御方法及び装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 この発明はデータベース管理システムに関ｆるものであ
シ特にデータへのアクセス制御方法及び装置に関する。

計算機で実行される応用プログラムは複数の単位に分割
して作られておシ、おのおのの単位（これをタスク単位
と呼ぶ）の実行はオペレーティングシステムによシ管理
されている。（タスクとはタスク単位の実行という抽象
概念である。） 電子計算機に記憶され、タスクが利用するデータを効率
的に管理するための技術の基礎にデータベースという概
念があシ、これを管理するシステムバ一般にデータベー
ス管理システム（Ｄａｔａ　Ｂａ５ｅ　Ｍａｎａｇ＠ｍ
＠ｎｔ　Ｓｙｓｔｅｍ以下ＤＢＭＳと呼−ぶ）と呼ばれ
ている。

データベース技術は各組織内において各アプリケーシヨ
ン毎に作られ九データファイルト集中化して管理する技
術である。

データが各アプリケージ、ンから独立して集中的に管理
されるようＫなるとユーザにとってはデータが従来よシ
合理的に管理されるので扱いやすくなるが、反面、それ
を扱うときによシ多くの検索時間がかかる結果をもたら
す、これを防ぐためにデータベース管理システムを構成
する上で種々の配慮が必要となる。

データベースは物理的に記憶された集シであるが、ユー
ザは直接これにアクセスするのではなく抽象的データモ
デルへのよびかけを行なう。

データモデ／ｌ／　（ｄａｔａ　ｍｏｄ＠ｌ　）はデー
タベース内に何があるかについてのユーザーズビュー（
ｕｓｅｒｓ　ｖｌ・Ｗ）を表わしている。又これに基づ
いてユーザがデータベースにアクセスするためのデータ
操作用言＠　（ｄａｔａ　ｓｕｂｌｍｎｇｕｉｇｖ　；
ＤＳＬ又はｄａｔｅｍａｎｉｐｕｌａｔｉｏｎ　１ｏｎ
ｇｕａｇ＊　；　ＤＭＬ　）が準備される。従りてデー
タベースシステムの設計において最も基本的な問題はデ
ータモデルをどのような形式とするかにある０代表的ネ
データモデルの形式としては階層型データモデルのネッ
トワーク型データモデル及びリレーショナルモデルの３
種がある。

データベース線一般に磁気ディスク装置のような補助記
憶装置内に記憶されている。データの論理的最小単位は
項目（アイテム）と呼ばれる。アイテム間の論理的関係
を定義したものがデータモデルである。従来のＤＢＭ８
は一部で研究されているデータベース技術ンと称されて
いるものを除いて純粋のソフトウェアである。

ＤＢＭＳはデータモデルを定義しデータモデルへアイテ
ムのそれぞれを割付ける定義部と、アイテムの利用に当
って検索・追加・削除・更新を行う操作部とを有してい
る。

しかしながら従来のＤＢＭＢを具備した電子計算機シス
テムにおいて、データベース内のアイテムデータをとり
出してこれに処理を加える場合、目的のアイテムと操作
（検索・追加・削除・更新）内容をＤＢＭＳ操作部に指
定してから目的が達成される迄に最も簡単な操作たとえ
ば１アイテムデータのＧＥＴ　（データを記憶部をら取
出して所定のレジスタへ入れる操作）でもミリ秒オー〆
の時間がかかる。このためＤＢＭＳを通常の方法で製作
したのではリアルタイム制御のような高速処理を必要と
する応用には適さない。

この発明は上記欠点を除去すべくなされたもので目的の
アイテムと操作内容をＤＢＭＳ操作部に指定して与えて
から目的データの利点が達成される迄の所要時間をマイ
クロ秒オーダにしてデータ操作（検索・追加・削除・更
新）の高速化を計ったデータベース管理システムにおけ
るデータのアクセス制御方法及び装置を提供することを
目的とする。

従来のＤＢＭＳを利用した電子計算機システム及び従来
のデータベースマシンでは一般にデータ操作命令に遭遇
した時点でその命令をデコードしたのち補助メモリをア
クセスし目的のデータを主記憶装置へ転送し、利用して
いる。

本発明では各タスク単位をプログラムする際にｗ頭にお
いてターダ、トリスト（ｔａｒｇｅｔｌｉｓｔ　）とグ
リｆイキットリスト（ｐｒｅｄｉｃｍｔ。

１ｉｓｔ　）を宣言しておく。プログラムのコン／４イ
ルおよびロードの結果第２の主記憶装置内にはタスク毎
にターＩｆ、トリストとプリディキットリストから作ら
れたテーブルがあらかじめ記憶される。

第１の中央処理装置（メインメモリ、すと略称する）は
各タスク単位を実行する際にタスクＮＯ，とｊ１２の中
央処理装置（サブプロセ、すと略称する）にパラメータ
として渡す。その結果メインプルセッサはタスクｔを実
行し、その間サゾプロセｙｆは前記テーブルを参照し、
補助メモリをアクセスして各データ操作命令で要求して
いる目的のアイテムデータを得る。前記補助メモリから
得られたアイテムデー夕を第１の主記憶装置へ転送しそ
の記憶された場所のアドレスを第１の主記憶装置内の所
定の領域にセットする。従ってメインゾロセ、すはメイ
ンメモリへの２回のアクセスで目的のアイテムが得られ
る。この結果、メインゾロセ、ｔはデータ操作命令を実
行する際には目的のデータを第１の主記憶装置上に直ち
に見出すことができる。

以下この発明の一実施例につき図面を参照して説明する
。

第１図Ｆｉこの発明を実現するための電子計算機の構成
を示すプロ、り図である。同図においてメモリパス２に
は第１メモリ１、第１グ四七ツサ３、補助メモリ５を制
御するチャンネルコントローラ４及びプロセッサインタ
フェースモＳ）ニール（ＰＩＭ）　６が接続されている
。このＰＩＭ＃は日本国特許番号筒５ｏ４ｓ２ａ（松本
公告委号昭５４−２８０５９）などにおいて公知であシ
、第１ゾロセ、す３又は第２ｆｐセ。

すｒｓからの信号によってメモリ１内に記憶されたデー
タをメモリパスＪ、ＰＩＭ６及び計算機７のメそリパス
１２を経て、第２メモリ７１へ転送したり、第２メモリ
７ノ内に記憶されたデータを上の経路を逆にたどって第
１メモリ１へ転送することを可能とする。計算機７は第
２プロセ、す７３及び第２チャネルコント四−２７４を
有している。マルチアクセスコントローラ８は第１グロ
セ、す３又は第２ゾロセ、す７３からの信号によって第
１チヤネルコントローラ４又は＃Ｉ２チャネルコントロ
ーラ７４に補助メモリ５を切換えて接続することを可能
とする。第１グｐセ、す３で実行゛されることによって
効果を及ばずグログ２ムはタスク単位と称する実行単位
に分れて補助メモリ５に記憶されている。タスク単位の
実行すなわちタスクを制御するグログ２ム（オペレーテ
ィングシステムとも呼ばれる）およびデータベースを管
理するデータベース管理プログラム（ＤＢＭと略称する
）は第１．第２メモリ１．２１および補助メモリ５の中
に記憶されている。

本願の対象とするのはデータベース管理プログラムであ
シ、このプログラムの構成をＦｌｇ　：１に詳しく示す
。ユーザはデータベースを補助メモリ５の中に記憶させ
る際にデータベース定義言語（ＤＤＬと略称する）を用
いてそのデータモデルを定義する。ＤＢＭの一部である
定義部１１はＤＤＬを用いて記述されたデータベース定
義記述１１１を解読して概念スキーマ１１２、内部スキ
ーマ１１３、データベースデータ１１４、検索インデッ
クス１１５を補助メモリ５の中に生成する。概念スキー
マ１１２はユーザがデータベース化しようとする現実の
世界のデータ全体の構成をデータそのものの立場で論理
的に記述したものである。内部スキーマ１１３はデータ
の計算機記憶装置間における物理的編成法を記述したも
のである。データベースデータ（以下ＤＢと呼ぶ場合も
ある）１１４はある二−デ組織体で必要なデータの集合
であ、９ＤＢのデータ利用方法が指定された場合に必要
に応じて検索項目のみ操作容易なように再配置したもの
が検索インデックス１１５である。第１図及び第２図に
示す構成が従来のデータベース管理システム（ＤＢＭＳ
　）と異なるのは前処理部１２を操作部１３の前段に置
き高速な検索を性能にしたことである。前処理部１２は
概念スキーマ１１２、内部スキーマ１１３、データベー
ス化１４から論理リスト１２１に従ってデータディレク
トリ（略称Ｄ／ｌ）　）　１２　ｊ　、データベースデ
ータサプセ、ト（略称ＤＢサゾセ、ト）１２３、検索イ
ンデックスサブセット（略称ＩＮＤＥＸサプセ、ト）ノ
２４を生成する。　Ｄ／１）　１２２は概念スキーマ１
１２と内部スキーマ１１３のサゾセ、トであり論理リス
トの中に指定された項目についてデータの長さや型など
の論理的情報と、計算機記憶装置内における物理的位置
などの物理的情報とから構成されるものである。ＤＢサ
ブセット１２３はあるユーザで必要なデータの全集合よ
シ論理リスト１２１で指定された項目のデータに関する
情報のみ抜き出してまとめたものである。ＩＮＤＥＸサ
プセ、ト１２４はＤＢサブセット１２３に対し検索項目
のみ操作容易なように再配置したものである。論理リス
ト１２１はタスク単位ごとにユーザがあらかじめ定義す
る記述で、そのタスク単位がデータベース内のどのデー
タ集合を参照しようとしているかを定義する記述であシ
、前処理部１２に操作部１３の実行に先立ち通知する。

論理リスト１２１及び前処理部１２は第２メモリ７ノに
記憶され前処理部１２は第２プロセツサ７３で実行され
る。データディレクトリ１２２、データベースデータサ
プセ、　）　１２　ｊ、検索インデックスサブセット１
２４は第１メモリ１の中に記憶される。タスク単位がデ
ータを用いるときにはデータ操作命令１３１を実行せね
ばならない。ユーザはタ、スク単位内の必要な場所にデ
ータ操作命令を挿入しておく。タスク単位及びデータ操
作命令は第１ｆロセ、すＳで実行される。データ操作命
令が実行されると操作部１３が作動して目的データ１３
２を第１プロセ、すＪに転送する。操作部１３は第１メ
モリ１に記・憶されている。概念スキーマ１１２、内部
スキーマ１１　Ｊｔｉｔｌ−３１！システムの立上シ時
に補助メモリ５から転送して第１メモリ１０指定の領域
に記憶される。これをオブジェクトスキーマと呼ぶ、論
理リスト１２１はあるタスク単位で利用するデータベー
スデー夕１１４の項目及びアクセス条件を記述したもの
であシ、論理リスト１２１で指定された項目についてオ
ブジェクトスキーマを検索することによシそのタスク単
位に関連する馳１２２、ＤＢサプセ、ト１２Ｂ、ＩＮＤ
ＥＸサプセ、）７２４が生成され、第１メモリ１に記憶
される。

通常のＤＢＭ８では第２図の論理リスト１２１、前処理
部１２、データディレクトリ１２２、データベースデー
タサブセ、ト１２３及び検索インデ、クスサプセ、ト１
２４が全く存在しない。

従って操作部１３はデータ操作命令１３１を実行すると
き概念スキーマ１１２、内部スキーマ１１３、データベ
ースデータ１１４、検索インデックス１１５を直接参照
する。操作部１３は公知の部分である。本発明において
は論理リスト１２１の指定によって直接前処理部が物理
位置を算出し、Ｄ／ｌ）　１　ｊ　２に格納することが
できデータ操作命令の実行時には位置算出計算なしで目
的データ１３２を第１グロセ、す３内のレジスタや第１
メモリ１に格納することができる。

論理リスト１２１で目的データが指定されていない場合
にはデータ操作命令１３１を実行するときＤ／Ｉ）　Ｉ
　Ｊ　ＪおよびＩＮＤＥＸサゾセ、ト１２４からＤＢサ
プセ、ト内の物理位置を算出する。

次に示すのはあるタスクがデータベース内のデータを取
出すために実行する命令の一例である。

ＣＡＬＬ　ＴＲＧＴＣＮＶ（−−−、ｔａｒｇ＠ｔ　１
ｌｓｔ　、　ｔａｒｇｅｔｄｉｒ＠ｃｔｏｒｙ）　−（
１） ＣＡＬＬ　ＰＲＤＣＴＣＮＶ（−−−＋ｐｒ＊ｄｉｅａ
ｔｅ　１ｉｓｔ、ｖａｌｕｅｌｌｓｔ、ｐｒｅｄｉｅａ
ｔｅ　ｄｉｒ＠ｃｔｏｒｙ）　・−（２）ＣＡＬＬ　Ｇ
ＥＴ（−−−、ｐＩｒｍｉｔ　ｄｉｒｅｃｔｏｒｙ、ｆ
ａｒｇｅｔｄｉｒｅｅｔｏｒｙ、ｐｒ＠ｄｉａａｔｅ　
ｄｉｒｅｃｔｏｒｙ）−・（３）ｔａｒｇ＠ｔ　１ｉｓ
ｔ　：　　　　　　　　　　　　　−（４）８ＣＡＤＡ
：　ＤＡＰＲ，ＴＵＰＬＥＮＯ，Ａ　、　Ｂ　。

ＬＩＭＩＴＪ　、ＬＩＭＩＴ２１１　　　　・−・　（
５）ｐｒ＠ｄｌｅａｔ＠　１ｉｓｔ　　　　　　　　　
　　　　　　　　・・・　（６）Ｓ（ＳＣＡＤＡ　：　
ＤＡＰＲ、ＤＴＴＹＰ）１１　　　・・・（７）Ｖａｌ
ｕｅ　　１ｉｓｔ　　：　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　−（８）Ｐ　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　・・・（９）上記ステートメント（１）〜
（４）で破線が並んでいるのは省略の意味である。命令
（１）、（２）、　（３）　＋　（’）　。

Ｃｂ）　ｅ　（６）及び（７）は第２メモリ７１内に各
タスク単位ごとに分けて記憶され第２７６０セ、す１３
で実行される。命令（３）　＊　（８）及び（９）は各
タスク単位のグロダラムの一部として第１メモリ１に記
憶され第１７＃ロセ、す３で実行される。上記ステート
メントはａＣＡＤムと名づけたりレーショナルモデルか
らデータを検索しようとしている。

第３図及び第４図はこの例が用いているデータベースの
関係を用いている。第３図はデータモデル全体を示して
おシ同図において２１はスキーマと呼ばれる。スキーマ
は物理的な物体ではなく思考上の論理的抽象構造体であ
シ、２２に示すような２次元体の積み重ねとして表わさ
れる。２２はリレーションと呼ばれる。リレーションの
１つは例えば第４図に示すような表である。この表は変
電所データ監視システムにおいて用いられるデータであ
シ、＠ＤＵＴＮＯ”はサブステージ、ン番号を、′ムＬ
ＭＮＯ”はアラームグループナンバーを、−ＤＴＴＹＰ
”データベースを表わし＠Ｐ”は電力、−Ｑ”は無効電
力、１ｖ＃は電圧、′Ｆ”は周波数をそれぞれ表わして
いる。又“ＥＵＣＯＮ”は電気単位の変換ノ譬うメータ
を表わし、この場合変換値は次のように表わされる。

変換値＝ＡＸ十Ｂ（Ｘ：測定値） リレーションの各行をタグル（ｔｕｐｌ・）と呼び、各
列をアトリピ、　−）　（ａｔｔｒｉｂｕｔｅ　）と呼
んでいる。リレーション内の１つ１つの折目のことを項
目（アイテム）と呼んでいる０項目の中へは必要な値が
入れられ必要に応じて取出して利用することができる。

ステートメント（１）と（２）が前処理部の命令であシ
、ターグツトリス）（ｔａｒｇ＠ｔｌｉｓｔ）、！レデ
ィキｙ　）　（ｐｒｅｄｉｃａｔ＠１ｉｓｔ　）が論理
リスト１２１である。前処理部によって作成されたＤ／
１）　１　ｊ　２の例を第５図に、ＤＢサブセットの例
を第６図に示す。

ステートメント（４）は検索命令の一種でＤＢデータを
続出し、第１メモリ１に格納することを遂行する。ステ
ートメン）　（１）〜（９）は第４図に示されたりレー
ション中のＤＴＴＹＰの項目からＰという値を持った項
目を発見しその項目の属する行の中からＴＵＰＬＥＮＯ
、Ａ　、　Ｂ　、　ＬＩＭＩＴＪ、ＬＩＭＩＴＪの列の
値をとシ出して第１ゾロセ、す３内のレ−）スタ又は第
１メモリ１の指定ロケーションへ入れるための命令を示
している。この例の範囲では（１，２，１００，１００
，２００）とにｔ、ｘ、ｓｏ、ｘｓｏ、１ｓｏ）の２組
のデータがとシ出される。この例の場合、ステートメン
ト（４）から（９）で示される論理リスト１２１は前処
理部１２で解釈されＤＢサプセ、ト１２３には目的デー
タ１３２のみが格納される。

計算機の中では複数のタスクがオペレーティングシステ
ムの管理のもとで作用している。それぞれのタスクは命
令（１）〜（９）に示したようなデータ操作に用いる命
令の記述のための一定の文法をもったデータ操作用言語
を実行することによってＤＢＭＳを作用させデータベー
スを操作Ｌテｆ−夕を取シ出す、このようなデータ操作
のための命令をＤＭＬ命令とも呼ぶ。従来の方式では、
ＤＭＬ命令が実行されると、スキーマの全体又はサブス
キーマと称するスキーマの部分集合を操作していた０本
発明は上記の作用のうちデータ操作に関する機能の一部
を第２図に示したようにタスクごとにまとめてタスクの
開始直後に前処理部で実行させることにょシそのタスク
に関連するデータベースのサブセットのみを操作対象と
することによりてデータ操作の高速化を計ることを特徴
としている。

この発明の実施の前提として次のような条件が与えられ
ている。

（１）　　概念スキーマ１１２、内部スキーマ１１３は
定義部１１で生成され第７図（概念スキーマの階層構造
）、第８図（内部スキーマの階層構造）に示すような構
造で一般的には補助メモリ５に格納されている。

（２）　　データベースデータ１１４は概念スキーマ、
内部スキーマに定義された順序で補助メモリ５に格納さ
れる。補助メモリ５内部におけるデータベース内の各項
目の並びは列ごとにグループ化されておシ、各グルーノ
内では項目は順編成されている。

グループの先頭のロケーションのアドレスは（スキーマ
塩、リレーション名、列名又はアトリビュート塩）の組
（これを３つ組と呼び（ｘ。

Ｆ＋りで表わす）と１対１に対応している。

したがりてすべての項目のｐケージ、ンアドレスは所属
する３つ組とその列の項目群の上から何番目の項目かを
示す順序とによって定義できる。

（３）各タスクが実行中にアクセスするデータベース内
の最大範囲の項目はあらかじめタスク名と対応して決っ
ていると考えられる。従ってタスク名と（１）で述べた
３つ組との対応関係はシステムの作動以前に決定してお
くことができる。

前処理用命令及び論理リストはタスク名と対応してあら
かじめ第２メモリ７１に記憶させておく、第１７’ロセ
、す３でタスクｇをオペレーティングシステムが活動さ
せたときはオペレーティングシステムは同時に第２グロ
セ、す７３上でタスクｇに対する前処理用命令をＰＩＭ
　６を経由して実行させる。前処理部の実行によって生
成されたタスクｇ用のデータディレクトリ１２２、デー
タベースデータサプセ、ト１２８及び検索インデ、クス
サプセ、ト１２４はＰＩＭ　＃を経由して第１メモリ１
へ記憶される。タスク内で検索命令が実行されると操作
部１３が作動するが、前記データディレクトリ１２２、
データベースデータサプセッ）　１２　Ｊ、検索インデ
、クスサプセ、ト１２４が作成される迄の間一時的に待
たされる。

タスクが操作しようとする項目が、スキーマｘ１　リレ
ーシッフ１１列２内に存在し、その列内の項目の並びの
先頭からｎ番目に存在するものとする＠　Ｘ　ｒ　７　
ｇ　Ｎはｔａｒｇ＠ｔ　１１ａｔ　（４）（５）および
ｐｒ＠ｄｌ＠ａｔ＠ｌ　１ｓｔ　（６）（７）によシ与
えられ、オペレーティングシステムがタスクを呼んだと
きにそのタスクに対応した前処理命令（１）　（２）を
第２プロセ、す７３が実行したとき、物理位置に変換す
る。ｎはデータ操作命令（３）の実行の際に命令（８ン
。

（９）のマａｌｕ・１ｉｓｔによって決定される。

本発明ではグロセ、す７３がｔａｒｇｅｔ　１ｉｓｔ　
＋ｐｒ＠ｄｉ＠ａｔ＠１ｉｓｔにより　Ｄ／ｌ）、ＤＢ
サプセ、ト、ＩＮＤＥＸサグセ、トを第１メモリ１内に
作シ出す。

この作成の７０−チャートは第９図乃至第１１図に示さ
れている。

第９図はｔａｒｇ＠ｔ　１ｉｓｔよＦ）　Ｄ／Ｉ）　ｌ
　Ｄ　Ｂサプセ。

トを作シ出す前処理部の処理！四グラムＴＲＧＴ○■の
フローチャーＦを示したものである・すなわちステツブ
８１においてターダ、トリスト中のスキー１名ｘ１が概
念スキーマに登録されているかどうかを判断する。もし
登録されていればステ、ｆ８２においてこのスキーマｘ
１に含まれるリレーション情報の先頭位置Ｐ　（ｘｉ）
を求める。次にステ、ｆｓ　ｓにおいてターゲットリス
ト中のりレーション名ｙ１が概念スキーマに登録されて
いるかどうかを判断する。もし登録されていればステ、
ノ８４においてこのリレーションｙｉの先頭位置Ｒ（Ｐ
（ｘｔ）　、ｙｉ）と項目の始まる先頭位置を求める。

次にステ、グ８５においてターゲットリスト中の列名Ｊ
が概念スキーマに登録されているかどうかを判断する。

もし登録されていればステ、ｆｓ６においてこの項目の
属する列の内部スキーマの先頭位置を求め馳にその物理
情報を附加した３つ組 ＡＩ　（”　＋　）’　＊　ｚ　）を格納する１次にス
テップ８１においてター’ｒ”　ｙ　）　リストが終了
かどうか判断する。もし終了してなければステップ８８
において次のター’ｒ’　ｙ　）　！Ｊストへ進むため
の処理を行いステ、グ８１へ戻る。他方ターｆｆ、）リ
ストが終了していればステ、ゾ８９においてＤ沖に物理
情報Ａｉ（Ｘ　ａ　７　＃　Ｋ　）がセット済みである
ことの処理を行い、更にステ、デ９０においてＤＢサブ
セ、トの作成を行う、上記フローチャートによれば一連
の処理８０においてターゲットリスト中の３つ組Ａ　　
（ｆｓ７　ｖ　％　）が概念スキーマに含まれているこ
とを確認している。

概念スキーマと内部スキーマとは列名で結合され内部ス
キーマの中の項目のアドレス、サイズ、タイプ等の物理
情報が検索できる。物理情報”ｉ　（Ｘ　ｔ　Ｆ　＊瓢
）において１は１からターゲットリスト中に含まれる総
項目数Ｉまで変化する。

処理９０は処理プログラムＴＲＧＴＣＮＶには含まれな
い外部手続として定義されている処理プログラムを表わ
しこのｌログ２ム内でＤＢサブセットが帥を用いて構築
される。前記ターゲットリスト中の３つ組Ａ’（ｘ、ｙ
、ｚ）とり内の物理情報Ａｆ（”、ｙ、ｇ）とは１対１
に対応している。

第１０図はｐｒｅｄｉｃｍｔｅ　１ｉｓｔよシ検索条件
をＤ／ｌ）に格納する処理グログラムＰＲＤＣＴＣＮＶ
の７０−チャートを氷４．すなわちステ、ｆ９１におい
てｐｒ＠ｄｌｅａｔｅｌｉｓｔ中の３つ組は概念スキー
マに登録されているかどうか判断する。もし登録されて
いればステ、プ９２において項目の先頭アドレスを求め
、更にステ、！９３において検索演算子をいに格納する
０次にステップ９４においてｐｒ＊ｄｌｅａｔ＠ｆｌａ
ｔにｖａｌｕｅがあるかどうかチェ、りする、もしマａ
ｌｕ・があると判断されればステ、ｆ９５においてＹの
マａｌｕｍをＤ／ｂに格納しステ、グ９６において検索
条件をセット済とし更にステ、グ９７においてＤＢサプ
セ、トを作成する。　ｐｒ＠ｄｌｅａｔ＠１ｉｓｔにも
検索用の３つ組ＡＰ（ｘ、ｙ、ｓ）が含まれてお９３つ
組が概念スキーマに含まれているかどうかを確認する手
続９１は第９図の８０と同じである。

との処理グログラムでは検索演算子や検索マａｌｕ・を
共にル勺に格納する点がＴＲＧＴＣＮＶと異っている。

検索条件に複数の検゛索演算子が含まれる場合にはこの
プログラム内で最適化（条件の）を行う、処理９７線Ｄ
Ｂサブセ、トを作成するための外部手続であシ第９図の
９０と同じものである。ｐｒ＠ｄｉｅａｔｅ　１ｉｓｔ
に含まれる３つ組をＡＰ（’ｘ　、　ｙ　、　ｓ　）と
表わし物理情報を検索して付加した後の３つ組をｌ（ｘ
　、　ｙ　、　ｚ　）と表わす。

ｊ＝１からｐｒｅｄｉｃａｔＩｌｉｓｔ中に含まれる総
項目数Ｊまで変化する。

第１１図は９０及び９７で外部手続きとして定義された
ＤＢサゾセ、トを作成するプログラムのフローチャート
である。すなわちステップ１０１においていはセット済
みかどうかをチェックし、セット済みであれば次にステ
、グ１０２において検索条件がセット済みかどうかチェ
ックする。もしセット済みであれば、ステ、グ１０３に
おいてＡＶ　（ｘｔ　ｙ　＋　ｚ　）で指定された領域
よシデータを取シ出す０次にステップ１０４においてマ
ａｌｕ・がセットされたかどうかを判断しセットされて
いれば、次にステ、グ１０５においてとシ出したタゾル
（ｔｕｐｌ・）は検索マａｌｕ・と検索演算子により条
件を満足しているかどうかチェ、りする、チェ、りの結
果条件を満足していればステ、プ１０６においてこのタ
ゾル（ｔｕｐｌｍ　）よシ該当したＡｔ（Ｘ＊ｙ。

２）から始まる列の項目データをＤＢサゾセ。

トに格納する０次にステラ７″ｘｏｒに進みＡＹ（！。

ｙ　、　ｓ　）の項目よシバ、シュ法（検索インデック
スを作成するための公知の方法）などで索引キーを作成
し更にステ、グ１０８において索引キーをＩＮＤＥＸ　
？　ｆセ、トに格納する。次にステップ１０９において
ＤＢのデータが終了したかどうかをｆ　ｘ　ｙりし、終
了していなければステラｆｘｏｓに戻シ、終了していれ
ばステップ１１０においてＤＢサプセ、トをセット済と
する。処理グログ５　Ａ　ＴＲＧＴＣＮＶおよびＰＲＤ
Ｃ’ｒＣＮＶの実行順序は任意であるが、ＤＢサブセ、
トを作成する丸めには両プログラムの処理が正常に完了
し１完了状ＩＩ”になりていることが必要であシ、第１
１図の１０１及び１０２で確認することによｐ正常な処
理が可能である。前記ＤＢす／セット、ＩＮＤＥＸ　ｔ
　ｆセ、トは主メモリおよび補助記憶装置いずれに領域
を確保しても良い。

主メそりにおいたときの例を第１２図および第１３図に
示す、ＤＢのデータが終了したところでＤＢサプセ、ト
が完了したことになシ状態実際の検索命令が処理される
ときＤＢ廿ブセ。

トが利用できるかどうか確認するためである。

第１２図においてａ、・・・〜はＤＢサブ七、トの各タ
ノルの格納開始位置を示す。ＭはＤＢサプセ、トに含ま
れる総タグル数である。

第１３図は索引を２分法（公知の索引技法）とした場合
のＩｎｄｅｘサブセットであ）Ｉｎｄ＠ｘ　１のｖａｌ
ｕｅ≦Ｉｎｄｔｘ　ｉ　＋１のｖａｌｕｅの関係にある
。（ここで１≦１≦１−１である）ｂ、・・・ｂＭはＩ
ｎｄ＠ｘ　ｔプセ、トの中の各タグルに対するインデッ
クスの格納位置を示す。

以上で前処理部が終了しＤＢサプセ、ト。

Ｄ／Ｉ）　、　Ｉｎｄ・Ｘサブセ、トをメモリ１内に生
成することができる。操作部は読出し、書込み等の処理
プログラムの集シから構成されその処理プログラム抹サ
ブルーチンコールと同一方法で利用スることができる。

そのサラルーチンコールの命令と引数（要求側よ多処理
プログラムへ渡す情報及び受けとる情報）の例を第１４
図に示す、下線を引いた引数は要求側で受けとる引数を
示す、前処理部と操作部の関連を明確にするためにデー
タベース読出しの処理プログラムＧＥＴについて述べる
。ＧＥＴ１Ｇ理７μｍチャートを第１５図に示す。すな
わちステ、ｆ１４１においてＤＢサプセ、トが作成済み
がどうかチェックし作成済みであれば次にステ、グ１４
２においてＤＢサブセ、トが主メモリ上にあるがどうか
チェ、りする、もし主メモリ上にあればステ、ｆｌ　４
　ｊにおいてＩｎｄ＠ｘサプセ、トは主メモリ上にある
かどうか判断する。もし主メモリ上にあれば、ステ、グ
１４４においてＩｎｄ＠ｘサブセットよシ指定マａｌｕ
・マをもっタグル位置Ｔ（マ）を求める０次にステ、グ
１４５においてタノル位置Ｔ（マ）はＤＢ−？ノセット
の有効範囲内がどうかをチェ、りし有効範囲内であれば
次にステラｆ１４６においてタグルサイズが転送サイズ
よシ小さいかどうか判断する。もしタグルサイズが転送
サイズよシ小さいか又祉等しければ、／（？ッｆ１４１
に進む、ステ、グ１４１においてリレーション（ｘ、ｙ
）は口、り中かどうかチェックする。もし口、り中であ
ればステ、プ１４８において口、りが解除される迄待機
する。

又ロック中でなければステ、ｆ１４９においてＴ（マ）
タグルの４　（”　ｅ　’Ｉ　ｏ　ｚ　）の内容を指定
領域に転送する０次にステ、グｉｓｏですべての項目が
終了したかどうかをチェックし終了してなければステッ
プ１４９に戻る。

上述し丸ようにＤＢサプセッ）　、Ｉｎｄ＠ｘサブセッ
トは主メモリ、補助メモリ５のいずれにも置くことがで
きるが第１５図はこのうちＤＢサブセｙ　）、Ｉｎｄ＠
ｘサブセットいずれも主メモリにおいたときの処理を示
している。第１５図に示したＧＥＴの例では、ＤＢサプ
セ、ト、Ｉｎｄ働Ｘサノセットに変化がないので、前述
の動作が、繰シ返えされる。処理によっては、（ＬＹＤ
ＤＡＴＥＰＵＴ　）　Ｄ　Ｂサゾセｙ　）、Ｉｎｄ＠ｘ
サプセ、トの内容が変化し、他のタスクで、同一データ
を操作するときは、データの一貫性を保持するために、
データベースデータ１１４、検索インデ、クス１１５に
、変化を反映させることが必要になる。

この処理は、他タスクで、前処理部１２が第２プロセツ
サ１３で実行されるのに先立ち、第２ゾロセ、す７３で
、データベースの変化の有無がチェ、りされ、変化して
いるか、又は変化させようとしている場合は、前処理部
１２の処理が中断され、データベース変更完了までまち
、完了した時点で、第２グロセ、す７３によシ、第１メ
モリ１よシ補助メモリ５に転送される。

これによシ、データベースデータの一貫性が保持される
。

第１６図は第１図に示した実施例の他の変形例を示した
ものである。第１図に示した実施例ではタスク単位およ
びデータベースはともに補助メモリ５に常時記憶される
が、第１６図に示す変形例ではタスク単位は第１補助メ
モリ５１に記憶されデータベースはタスク単位と分離し
て第２補助メモリ５２に記憶される。第１図に示す実施
例ではマルチアクセスコントローラ８によってチャネル
コントローラ４とチャネルコントロー２７４への転送切
換を行うために転送要求待ちが起る可能性がある。第１
６図に示す変形例では第１デロセ、すＳによるタスク単
位の実行のための補助メモリからの転送と、第２グロセ
、す７３による前処理のための補助メモリからの転送と
を独立に行うことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例を示すブロック図；第２図
はこの発明のデータベースマネジメントシステムにおけ
るデータのアクセス制御方法が適用されたデータベース
管理プログラムの構成を示す概念図；第３図はデータベ
ースに格納されたデータモデルの１例を示す概念図；第
４図はリレーショナルモデルの１例を示す説明図；第５
図は前処理部で生成されたりの一例を示す説明図；第６
図は前処理部で生成されたＤＢサプセ、トの一例°を示
す説明図；第７図は概念スキーマの階層構造を示す概念
図；第８図は内部スキーマの階層構造を示す概念図；第
９図はターｒ、）、、す：ストから珈勺とＤＢサプセ、
トラ作り出す前処理部の処理プログラムＴＲＧＴＣＮＶ
のフローチャート；第１０図はｐｒｅｄｉｃｍｔｅ　１
ｉｓｔから検索条件をいに格納する処理プログラムＰＲ
ＤＣＴＣＮＶ　ｆ）　７１：ｌ−ｆ　ヤード：第１１図
はＤＢサブセットを作成するためのフローチャート；第
１２図は前記ＤＢサプセセッを主メモリに設けた場合の
一例を示す説明図；第１３図はインテ、クスサブセット
を主メモリに設けた場合の一例を示す説明図；第１４図
はサブルーチンコールの命令と引数（要求側より処理プ
ログラムへ渡す情報及び受けとる情報）の１例を示す説
明図；第１５図はデータベース読出しの処理プログラム
ＧＥＴの処理を示すフローチャート；および第１６図線
第１図に示した実施例の変形例を示すプロ、り図である
。 出願人代理人　弁理士　鈴　江　武　彦２ 第２図 第３図 り１ 第４図 ＡＰＲ 第５図 第６図 第７図

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）主記憶装置と補助記憶装置とを有し、前記補助記
   憶装置上にあらかじめ定めた関係形式に従って記憶され
   ているデータの中から必要なデータを前記主記憶装置へ
   続出して検索・追加削除・更新することを可能にするデ
   ータ操作命令を含むデータ管理用及びグロダラム実行制
   御用ン７トウエアを備えた計算機を用いたデータベース
   ｉネジメントシステムにおけるデータのアクセス方法が
   、 前記データ操作命令が含まれるプログラムの実行開始と
   同時に前記データ操作命令が必要とする前記補助記憶装
   置上のデータを前記主記憶装置上の所定の場所に前記デ
   ータ操作命令実行以前に転送するステップと； 前記データ操作命令が実行される以前に前ドデータ操作
   命令が必要とするデータが前記のステップで転送された
   前記主記憶装置上の記憶査地をあらかじめ前記データ操
   作命令に通知するステ、ｆとから成ることを特徴とする
   データベースマネジメントシステムにおけるデータのア
   クセス制御方法。
2. （２）　　あらかじめ定められた関係形式を有するフ″
   −タベースと前記データベースの検索・追加・削除・更
   新を行うためのデータ操作命令を含むタスク単位で構成
   されたプログラム群を記憶する補助記憶装置と； 前記補助記憶装置をアクセス可能なるように接続され、
   前記補助記憶装置内に格納された前記タスク単位を実行
   する第１の中央処理装置と；前記第１の中央処理装置と
   メモリ・々スを介して接続され前記第１の中央処理装置
   で実行されるプログラムおよびデータを格納する１ｓ１
   の主記憶装置と； 前記第１の中央処理装置とインターフェース手段を介し
   て接続され更に前記補助記憶装置をアクセス可能なるよ
   うに接続された第２の中央処理装置と； 前記第２の中央処理装置と第２のメモリバスを介して接
   続され、前記第２の中央処理装置で実行されるプログラ
   ムおよびデータを格納する第２の主記憶装置とを具備し
   、 前記第１の中央処理装置が前記補助記憶装置から読出し
   たタスク単位を実行している間、前記第２の中央処理装
   置が前記Ｍｌの中央処理装置から与えられたパラメータ
   を基にして前記データベース管理′ｆ四グラム内に含ま
   れるｒ−タ操作命令で指定されたデータを前記補助記憶
   装置から読出し前記データ操作命令が前記第１の中央処
   理装置によって実行される前に前記補助記憶装置から読
   出したデータを前記第１の主記憶装置へ格納すると共に
   その格納したμケージ目ンのアドレスを前記第１の主記
   憶装置の所定領域へ格納することを特徴とするデータマ
   ネジメントシステムにおけるデータのアクセス制御装置
   。
3. （３）前記補助記憶装置は第１の補助記憶装置と第２の
   補助記憶装置とで構成され、前記第１の補助記憶装置は
   前記第１の中央処理装置と接続され、前記タスク単位を
   格納し、前記第２の補助記憶装置は前記第２の中央処理
   装置と接続され前記データベースを格納することを特徴
   とする特許請求の範囲第２項記載のデータマネジメント
   システムにおけるデータのアークセス制御装置。