JPS61278932A - デ−タ追加処理方法 - 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】 〔発明の利用分野〕 本発明は、データベースシステムにおける既存のテーブ
ルへの新たなデータの追加に好適なデータ追加処理方法
に関する。

〔従来技術〕

計算機とファイルメモリとを持つデータベースシステム
では、テーブルから特定のキー順にレコード（オリジナ
ルデータ）を取出すための仕組みであるソート情報を用
意しである。テーブルに新たなレコードを追加する際に
、このソート情報を更新する必要がある。従来の方法で
は、ルコード追加する毎にノート情報を変更させた。こ
のため、ルコード当りの追加処理時間が長くなるとの問
題があった。この種の従来例には、特開昭５７−９０７
５７号、特開昭５５−１４６５４４号がある。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、ｌレコード当シの処理時間の短縮化を
はかったデータ追加処理方法を提供するものである。

〔発明の概要〕

本発明は、すでにキー順にソートされているテーブルに
複数の新たなレコードを追加処理するに際し、ルコード
毎に追加するのではなく、所定２ｏのレコード数になっ
た時点で一括してノート処理を行わしめるようにした。

〔発明の実施例〕

第１図は計算機とメモリとを利用した一般的なソート機
能を示す。ソート前のテーブル１には、「５０．１０．
４０．２０．３０Ｊの数字を格納しているものとする。

この数を大小の順にソーテングすると、テーブル２を得
る。ソートに必要となる時間は、レコード数をＮとする
とｓ　ＮｌｏｇＨに比例する。ここで対数の底は２であ
る。

一方、レコード数がＮ、！＝Ｍであシ、且つすでにソー
トされている２つのテーブルをマージして１つのソート
されたテーブルにマージする場合の計算時間は、Ｎ＋Ｍ
に比例する。従って、レコード数Ｎのすでにノートされ
ているテーブルに、Ｍ個の新たなレコードを追加する場
合を考えると、先ず、Ｍ個のレコードをＭｆｔｏｇＭに
比例する時間でソートし、次に２つのテーブルをＮ＋Ｍ
に比例する時間でソートすることによシ、（Ｎ＋Ｍ＋Ｍ
ｎｏｇＭ）に比例する時間で最終的にノートされた１つ
のテ２ｏ−プルを得ることができる。この式の高次の項
を採れば、結局（Ｎ＋ＭＡｏｇＭ　）に比例する時間で
ノートされたテーブルを得ることができる。尚、第１図
ではテーブル中のレコードを実際に入れかえたカ、実際
のデータベースシステムでハ、レコード相互の入れかえ
をせず、実質的に入れかえたようにする。レコードが大
きい順になるようにアドレステーブルを作ればよい。

第２図は、氏名コード、氏名等の複数の項目から構成さ
れるレコードとテーブル３の例を示す。

テーブル３で、３１は氏名コード、３２は実際の氏名。

羽は生年月日、３４は性別を示す。

このテーブル３に対して、２種類以上のキー順にレコー
ドを取出す必要のある場合がある。例えば、氏名コード
順にレコードを参°照したり、性別。

生年月日順にテーブルを参照したい場合がある。

この場合、第１図に示す如く、物理的にレコードを入れ
替えてソートすると、複数穫類のキーによるレコード参
照が不可能となる。従って、第１図に示す如きソートの
やシ方を採用できない。

第３図は、実際のデータを移動するのではなく、ソート
した結果を管理する一つの例である。テーブルｌは、ソ
ート対象のデータを格納したテーブルである。このテー
ブル１内ではデータは大小の順に配列していない。テー
ブル３は、ソート情報（キー）としてレコードの番号（
アドレス）を記　１録シタ。このテーブル３を上位から
アクセスすると、テーブル１に格納してなるレコードが
大小順に読出されることとなる。

かかるテーブル１にレコード「４０」を追加格納する場
合を考える。テーブル１では、アドレス５までにデータ
が格納されているため、レコード陣」をアドレス６に格
納する。一方、テーブル１０では「格納アドレス３」と
「格納アドレス１」との間にレコード「４０」の格納ア
ドレス６を格納させる。

「格納アドレス６」の入れる位置を探索する時間は２分
探索法によれば２０ｇ５に比例する。さらに、テーブル
１０に挿入位置を確保するのに要する時間は５に比例す
る。従って、ルコード当シで追加する時間は、５＋Ｉｔ
ｏｇ５に比例する。一般的には、Ｍ個の新たなレコード
を１個ずつ追加するには、＝　、Ｎ＋（Ｍ−ｉ）（Ｈ−
２）に比例する時間を必要とする。

この式の高次の項を採れば、結局ｓ　　（ＭＮ＋Ｍ２）
に比例する時間を必要とする。

そこで、本実施例は、一括してレコードを追加せしめる
ようにした。第４図にその処理方法を示す。テーブル１
はレコードを格納し、このテーブルｌの大小のレコード
順にアドレステーブル１０を設定しておく。アドレステ
ーブル１０はソート情報（キー）テーブルとも云う。か
かるテーブルに対して、新しく「５５．１５．３５Ｊな
るレコードを追加させるものとする。この３個のレコー
ドは、別々の時間で追加データとして得られたものとす
る。ここで、別々の時間とは、秒９分のみではなく、時
間や日付を異にするとの意味をも持つ。データベースシ
ステムの規模による。

この複数のレコードの追加にあっては、ある程度の数の
レコード数が用意された時点で、一括して追加を行わせ
る。先ず、新しく追加するレコードに対して、その大小
順にアドレステーブル１１を作成する。このアドレステ
ーブル１１と１０との間で一括してアドレスのマージを
行う。かくして、得たアドレステーブル１３を第４図の
右側に示す。ソート・マージを開始する時間とレコード
数との関係は、データベースシステムの規模とソートす
べき内容とＫよる。

追加レコード１個毎にソートを行った場合、Ｎ個のレコ
ードのソートを完了させるための総計時間は％　　（Ｍ
Ｎ＋Ｍ”）に比例する。一方、本実施例によれば、Ｎ　
＋　ＭｊＥｏｇＭに比例する。比較すれば。

Ｎ　＋　Ｍ　ｊ！ｏｇ　Ｍ　＜　ＭＮ　＋　Ｍ”　　・
・・・・・・・・・・・・・・・・・（１）となる。但
し、Ｍ≧１でおることは轟然である。

この実施例によれば、データベース中の一部にアクセス
が集中することになシ、ディスクキャッシュシステムや
、多面バッファ管理を採用しているシステムにおいては
、ディスクファイルへのアクセス回数が減シ、さらに処
理時間が短かくなる。

第５図は、第３図とは異った形式によるソート情報の管
理方法を示す。第３図はアドレステーブル１０を形成し
ておく方法であったが、第５図は、Ｂトリ一方法を採用
する。Ｂ　）　ＩＪ一方法は、情報をトリー状に関連さ
せる方法の１つであシ、第５図では、根（資）に対して
２つの葉５１Ａ、　５１Ｂを従属させた例を示す。根囲
１葉５１Ａ、　５１Ｂの両者もトリー全体でみれば１節
と呼んでよい。

根囲は、２つの葉５１Ａ、　５１Ｂの上位に位置し、２
つの先頭アドレスｐ２ｏｐ３をポインタとして持つ。

ポインタｐ２．ｐ３の格納位置との間に根囲のソートキ
ー□□□」を格納した。かかる根園の構成によって、ポ
インタＰ２で示す葉５１Ａを上位とし、「（資）」を中
位とし、ポインタＰ３で示す葉５１Ｂを下位とするとの
ソートキー順序（順位）関係が明らかとなる。

次に、ポインタＰ２で指示された上位順序となる葉５１
Ａは、３つのポインタＰ４　＋　Ｐｓ　ｍ　Ｐｇ及びそ
れらの間に格納させたソートキーｒｌＯＪ　ｒ２０Ｊよ
構成る。

今、　　Ｐ４．　Ｐ、　Ｐ、をクリアとしておけば、ソ
ートキー　ｒｌＯＪ　ｒ２０Ｊ　を記憶したテーブルと
なる。しかし、「１０」よシ上位のソートキーが存在す
れば％　Ｐ４はその「１０」よシ上位のソートキー用テ
ーブルの先頭アドレスを指示する。「ｌＯ」と（２）」
との間に存在するソートキーがあれば、そのソートキー
を示すテーブルの先頭アドレスがＰ、となる。Ｐｇは、
陣」と［利との間のソートキーが存在する時のテーブル
の先頭アドレスを示す。

ポインタＰ３で指示された下位順序となる葉５１Ｂは、
３つのポインタＰｒｅ　Ｐｇ　＊　Ｐｓ及びそのそれら
の間に格納させたノー）　中−７４０Ｊ　１５０Ｊよ構
成る。

今、Ｐａｒ　Ｐａｒ　Ｐｇをクリアとしておけば、ソー
トキー　ｒ４０Ｊ　ｒ５０Ｊを記憶させたテーブルとな
る。しかし、（２）」と「菊」との間にソートキーが存
在すればＰ７がそのテーブルのポインタとなる。Ｐ８．
Ｐ、についても同様である。

さて、とのＢトリ一方法によれば、ソートキーの追加を
達成することができる。先ず、根囲を用意しておく。と
の根囲は、最初に設定したノートキーをその大小の順に
格納する。格納場所はポインタを格納すべき位置の間で
ある。根囲に葉を追加したい場合には、機関のソートキ
ーとの間での大小関係に応じて葉を作成する。第５図の
如き、ソートキー「１０」（２）Ｊ　ｒ４０Ｊ　ｒ５０
Ｊを追加すべき場合には、２つの葉５１Ａ、５１Ｂを作
る。更に１葉５１Ａ、５１Ｂに対してソートキーを追加
しない場合には、ポインタに追加テーブルの先頭アトシ
スを格納させる。

以下、ソートキーの追加毎に、そのトリー構造の規模が
大となシ、相互にポインタで結合されたことになる。

このＢトリ一方法のもとで、新たにソートキーを追加し
たい場合には、ソートキーの追加時毎にソートキーを追
加する処理を行うのではなく、所定数集まった段階で一
括してソートキーの追加を行えばよい。

この一括追加処理を行ったととＫよシ、データベース中
の一部にアクセスが集中することになシ、ディスクキャ
ッシュシステムや、多面バッファ管理を採用しているシ
ステムにおいて、ディスクファイルへのアクセス回数が
減シ、処理時間を短縮できた。

第６図は、レコードの追加、ソート情報変更。

テーブル参照の各時点のタイミング比較例を示す。

第６図（ａ）は、レコード（ソートキーを含む）を追加
する毎にソート情報変更を行う事例、即ち従来例での動
作タイムチャートを示す。第６図（ａ）で、Ｔ□、　Ｔ
３ｔ　Ｔ、時点はレコードの追加する時点、Ｔ２゜Ｔ、
Ｔ、はそのレコードの追加に伴ってのソート情報の変更
時点を示す。この図によれば、レコードの追加毎にソー
ト情報の変更を行うことになる。

時刻Ｔ７はテーブル参照時点を示し、との１７時点で最
終的にＴ時点でソートしたソートアドレスチープルにつ
いて参照要求が出され、ノートアドレステーブルへの参
照がなされる。

第６図（ｂ）は、本実施例による一括ソート情報の変更
事例を示し、時刻ＴＩ　＋　Ｔ３＋　Ｔｓではレコード
の追加時点を示し、時刻Ｔ８で一括してノート情報の変
更を行った。従って、それ以後の時刻Ｔ７では、ソート
アドレステーブルへの参照要求があれば、即座に参照で
きることとなる。

第６図（Ｃ）は、ソート情報の変更を計算機の空き時間
を利用して行った例を示す。第６図（ｂ）　Ｋよれば、
ソート情報変更要求時点Ｔ８で計算機が他の処理を実行
している場合、ソート情報変更要求の実行は待ちとなり
、他の処理の終了するまで実行できない。そこで、計算
機の空き時間工の時点でソート情報変更要求を出すよう
にした。時刻Ｔ１゜がその変更要求時点を示す。計算機
の空き時間とは、夜間などでの使用していない時間帯を
云う。この第６図（Ｃ）によれば、空き時間以後であれ
ば、何時でも参照要求を出すことができ、且つ即座に参
照が可能となる。

〔発明の効果〕

本発明によれば、テーブルにレコードを追加する際の計
算機の処理時間を短縮できた。

【図面の簡単な説明】

第１図はレコード（データ）ソーティング例を示す図、
第２図はレコード例を示す図、第３図はレコード追加の
説明図、第４図は本発明の詳細な説明図、第５図はＢ　
トＩＪ−でのレコード追加の説明図、第６図は従来例と
比較した本実施例の動作タイムチャートを示す。 父・・・根、　５１Ａ、　５１Ｂ・・・葉。 代理人　弁理士　秋　本　正　実 第　１　図 第２図 第　３　図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、探索のためのキーを持ち、キー対応にレコードを格
   納させてなるメモリを持つと共に、順次追加してくるレ
   コードを所定数又は所定時間ためた後に一括して追加処
   理を行わせてなるデータ追加処理方法。 ２、上記一括しての追加処理は、レコード参照の必要が
   生じた時点で行うこととした特許請求の範囲第１項記載
   のデータ追加処理方法。 ３、上記一括しての追加処理は、計算機の空き時間を利
   用して行わせた特許請求の範囲第１項記載のデータ追加
   処理方法。