JPS619737A

JPS619737A - デ−タベ−ス処理方法および装置

Info

Publication number: JPS619737A
Application number: JP59130565A
Authority: JP
Inventors: Kazuhiro Sato; 和洋佐藤; Masashi Tsuchida; 正士土田; Akira Yamamoto; 彰山本; Hiroyuki Kitajima; 北嶋　弘行; Shinichi Fukushima; 福嶋　慎一
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1984-06-25
Filing date: 1984-06-25
Publication date: 1986-01-17
Also published as: JPH0552536B2

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、データベース処理方法および装置に関し、特
にデータベース処理専用ハードウェアおよびキャッシュ
・ストレージを利用したリレーショナル・データベース
処理方法および装置に関するものである。

〔発明の背景〕

近年、データベースの大規模化′とともに、データベー
ス処理の多様化かつ複雑化の傾向にあり、かつデータベ
ース処理の高速化が要望されている。

特に、リレーショナル・データベースの高速処理を実現
するために、ハードウェア面ではデータベース処理のた
めの専用ハードウェア（データベース・マシン）の研究
、ソフトウェア面ではデータ処理要求の最適化処理方法
の研究が行われている。

最近では、データベース・マシンの記憶制御装置の位置
に、フィルタリング・プロセッサを設けて、所定の条件
を満足するデータのみを記憶装置から抽出し、いわゆる
フィルタを通すことによりデータ加工して取り出す方法
が提案されている。

しかし、このようなデータベース・マシンでは、（１）
フィルタリング・プロセッサが処理対象とする記憶装置
を、そのフィルタリング処理が完了するまで専有してし
まい、その記憶装置へ他のユーザｐ）らアクセス要求が
できないため、サービスが低下する。（１１）フィルタ
リング・プロセッサの処理結果は主記憶データベース・
バッファに転送されてくるが、データ加工されているた
め、他のユーザからのデータ・アクセスに共用できない
。（１１０提案されているフィルタリング・プロセッサ
の機能は、リレーショナル・データベースにおける関係
代数演算のうち、５ｅｌｅｃｔｉｏｎ　、　Ｒｅ５ｔｒ
ｉｃ’ｔｉｏｎ　、　Ｐｓｅｕｄｎ　Ｐｒｏｊｅｃｔｉ
ｏｎ　等の単一リレーションに関する処理がサポートさ
れているのみで、ジョイン等の複数リレーションに係わ
る演算が殆んどできない・（ｖ）記憶装置キャッシュ・
ストレージの利用を考慮したフィルタリング・プロセッ
サによるデータベース処理方法は、未だ提案されていな
い。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、上記のような従来の問題点を解決する
ため、記憶装置キャッシュ・ストレージを利用し、かつ
複数リレーションに係わる演算を行わせて、データ処理
のスルーブツト向上および忰−向上を図ることができる
データベース処理方法および装置を提供することにある
。

〔発明の概要〕

上記目的を達成するため、本発明のデータベース処理方
法および装置は、データベース、特にリレーショナル・
データベースを処理する計算機システムにおいて、リレ
ーショナル・データベース管理システムの転送データ管
理情報にもとづいて、データベース記憶装置から取り出
されたデータを、主記憶共用バッファ、記憶装置キャッ
シュ・ストレージおよびデータベース・データ処理ユニ
ットにそれぞれ転送し、該データベース・データ処理ユ
ニットでは、転送速度に同期して上記データの検索、ソ
ーティング、ハツシングあるいはジョイン等の処理を行
うことに特徴がある。

〔発明の実施例〕以下、本発明の実施例を、図面により説明する。

第１図は、本発明の一実施例を示すデータベース処理シ
ステム（以下ＤＢＳと記す）の論理的構成図、第２図は
通常のＤＢＳの論理的な構成図である。

ｌは中央処理装置（以下ＣＰＵと記す）、２はオペレー
ティング・システムにおけるデータベース管理システム
（以下ＤＢＭＳと記す）、３は２次記憶装置であってデ
ータベース（以下ＤＢと記す）の物理ページ集合が格納
されている。ＤＢ物理ページ集合は、第２図に示すよう
に、テーブル形式にデータが格納されたリレーショナル
・データベースであって、テーブルは複数のカラム（ア
トリビュート）と複数のロー（タプル）に分割される。

第２図において、ＣＰＵＩに対しユーザからデータベー
ス処理要求があると、この要求は例えば「名称」のみ、
ないしそれに「条件」が付加されただけであり、つまり
論理的なデータアクセス要求であるため、これをＤＢＭ
Ｓ２により物理的なデータアクセス要求に変換する。そ
して、その処理要求によって指定されたデータがＤＢＭ
ＳＺ内のＤＢ用バッファに存在するか否か、ＤＢＭＳ２
によりチェックされ、もし存在する場合にはそのデータ
がフェッチされて、そのデータに対し論理的処理が実施
される。また、ｂＢ用バッファに存在しない場合には、
オペレーティング・システムのデータ管理機能がそのデ
ータを２次記憶装置３からＤＢ用バッファにロードする
。

これに対して、第１図においては、ＣｊＵ　Ｉと２次記
憶装置３０間にフィルタリング・プロセッサキを設け、
要求され、たデータを２次記憶装置３から読み出して、
ユーザの条件に満足する形、つまり元のデータより圧縮
された形にしてからＣＰＵ１内のＤＢ用非共用バッファ
に転送する。非共用ＤＢバッファは、加工編集されたＤ
Ｂデデーを格納するためのもので、このバッファに対す
るアクセスは修正論理アクセス処理により行われる。

このアクセス処理は、フィルタリング・プロセッサ４に
対する処理要求に付加された処理識別情報にもとづいて
実施される。すなわち、フィルタリング処理要求に付加
された処理識別情報とともに、フィルタリング・プロセ
ッサ４に対し処理要求を行うと、それにもとづいたフィ
ルタリング処理結果がＤＢ用非共用バッファに転送され
格納さ′れる。

これらのＤＢバッファ内のデータは、上記処理識別情報
にもとづいた管理下において、修正論理アクセスによっ
て処理されることになる。

本発明においては、リレーショナル・データベース処理
を対象とする計算機システムにおいて、ＤＢＭＳが作成
する転送データ管理情報あるいは記憶装置キャッシュ・
ストレージのデータ管理ｆｆ報にもとづいて、データベ
ース記憶装置から主記憶、記憶装置キャッシュ・ストレ
ージあるいはデータベース・データ処理ユニットへのデ
ータ転送制御、および記憶装置キャッシュ・ストレージ
から主記憶あるいはデータ処理ユニットへのデータ転送
制御を行い、データベース・データ処理ユニットでは、
データ転送速度に同期した形で、単一リレーションに対
するフィルタリング処理およびジョイン等の前処理なら
びに複数リレーションに対するジョイン処理等を行う。

フィルタリング・プロセッサキに対する処理要求の例を
、第３図（〜（ｂ）に示す。

＠３図（ａ）は、データ処、理要求を送出するコマン）
”　（Ｓ　Ｉ　Ｐ　コマンｌ’）　ヲ、第３図（ｂ）　
ハ、上記ｓ■Ｐコマンドにより処理された結果をホスト
Ｃ、Ｐ　Ｕｌに転送指示するコマンド（ＴＤＳコマンド
）を、それぞれ示すものである。

第３図（ａ）において、ｏＰ（オペレーション）コード
ＳＩＰの次のＦｏ　はコマンド処理の識別フード、Ｆ、
は検索条件指定フラグと検索条件情報、Ｆ。

はソート指定フラグとソート指定カラム情報、Ｆ。

はハツシング指定フラグとハツシング指定フラム情報、
Ｆ、はジョイン指定フラグとジョイン指定カラム情報、
Ｆ６は重複排除指定フラグと重複排除カラム情報である
。なお、ジョインは、関係データベースにおける演算の
１つで、結合を意味する。

第５図（ｂ）において、ｏｐコードＴＤＳの次のＤｏは
、チェインしているＳＩＰコマンドで指定されている処
理コードであって、このコマンドにより、終了ステータ
ス情報、処理結果データ数、処理結果データ、再開始デ
ータ処理物理アドレス情報の各情報がホス）ＣＰＵＩに
転送される。第３図（ａ）←）の処理コードＦ、、Ｄ、
は前記の処理識別情報に対応するものである。したがっ
て、上記処理結果がＤＢ用非共用バッファに転送されて
格納されると、上記処理コード（処理識別情報）にもと
づいてこれらのデータに対し修正論理アクセスが行われ
る。

第４図は、本発明に用いられるリレーショナル・データ
ベースのりレーションＲ，，Ｒ，を示す図であ’）、第
５図はリレーショナル・データベースに対する間合せ要
求を行う例を示す図であり、第６図は第５図の間合せ要
求に対する処理方法の例を示す図である。

第４図において、ａ、ａ、ｂ、ｂ　　・・・・・等１２
１１！は、リレーショナル工およびＲ２のアトリビュート１ｄ
を表わす。アトリビュートは、テーブルのカラムに相当
する。第５図においては、リレーションＲ１とＲ８を用
い（ＬＪｓ工ＮＧ）、検索条件Ｒよ・Ｃ０＝Ｒ，、Ｃ，
（これをジョインという）、Ｒｏ・ａｔ＞ｖよ”（これ
をセレクションという）、Ｒｏ・ｅ工〈＋＋　Ｖｓ　Ｉ
Ｔ、およびＲ３・ｄ、＝”マ８”の条件を満足するアト
リビュート・データＲ０・ａｏ（リレーションＲ０のア
トリビュートａ０　データを表わす）およびＲ３・ｂ、
　（リレーションＲ３のアトリビュートｂ、データを表
わす）を得ることを示している。

第６図において、ＴｏはＲｏに対する条件Ｒ０・ａｏ）
　”　ｖｌ″ａｎｄ　Ｒ１・ｅｌ　＜”ｖ、”を満足す
るＲ□　データのうち、アトリビュートａよおよびｃｏ
を保持した中間テーブルを表わす。また、Ｔ、は、Ｒ８
に対する条件Ｒ８・ａ、　−ＩＩ　Ｔｓ　＋＋　を満足
するＲ、データのうち、アトリビュートｂ、および０．
を保持した中間テーブルを表わす。また、Ｔ、は、中間
テーブルＴ０およびＴ、に関するＪｏｉｍであるＲｏ・
ａｌ＃　Ｒ，・ｃ、を満足するＴｏのアトリビュートａ
０データおよびＴ、のアトリビュートｂ、データにより
形成された結果データを表わしている。以下の実施例に
おいて、動作説明は第６図の例を用いることにする。

第７図は第２図の具体的構成図であり、第８図〜第１１
図はそれぞれ第１図の具体的構成図である。

第２図に対応する通常のＤＢＳでは、第７図に示すよう
に、ＣＰＵ１からチャネル７、記憶制御装置５、および
デバイス制御装置８を介してデータベース記憶装置９に
接続されている。

第８図は、第７図における記憶制御共Ｍ５にデータベー
ス処理ユニット　（フィルタリング・プロセッサ）４を
接続した形態を示す図であって、ＣＰＵ１内には共用バ
ッファ１１と非共用バッファ１２に分割されたＤＢ用バ
ッファが設けられる。

データベース・データ処理ユニット４には、データ転送
と同期した処理を行う検索ユニット（例えば、実願昭５
５−１４５δ３１号明細書および図面参照）４３、デー
タの分類処理を行うソート・ユニット（例えば、特開昭
５８−１２９６５０号公報参照）４７、データ値に関し
てハツシュを行うハッシング・ユニット４６、データ間
の照合を行うジョイン・ユニット（例えけ、特願昭５７
−１０９７３７号、特願昭５７−２２６１１５号明細書
および図面参照）４８、これらの処理結果の格納場所と
してのメモリ・ユニット４９、およびこれらを制御する
フントロール・ユニット４１が設けられ、また第８図に
は図示省略されているが、マイクロプログラムを格納す
るコントロール・ストレージも設けられる。

第９図は、第８図において、チャネル７に記憶装置キャ
ッシュ・ストレージ６を接続した構成を示す図である。

また、第１０図は、第９図において、データベース・デ
ータ処理ユニツ）４を記憶制御装置５から記憶装置キャ
ッシュ・ストレージ６に接続替えした構成を示す図であ
る。

記憶装置キャッシュ・ストレージ６をチャネル７に設け
ることにより、データ処理ユニット４で処理されたデー
タを記憶制御装置５を介して一時記憶することができ、
さらにデータ処理ユニット４を記憶装置キャッシュ・ス
トレージ６に直接接続することにより、処理されたデー
タを即時使用できるとともに、高速転送が可能となる。

第１１図は、データベース・データ処理ユニッ）４．１
４を、記憶制御装置５および記憶装置キャッシュ・スト
レージ６に、それぞれ接続した構成を示している。これ
により、第９図と第１０図の長所を、両方兼備させるこ
とができる。

第１２図は、第９図〜第１１図におけるデータベース・
データ処理ユニット４，１４の詳細ブｐツク図である。

データ処理ユニット蛋には、コントロール・ユニット４
１，０２ユニツト４３、ハッシング・ユニット４６、ソ
ート・ユニット４７、ジョイン・ユニット４８、メモリ
・１ユニツト４９、コントロール・ストレージ５０、デ
ータバッファ・レジスタ４４、およびデータ切出しユニ
ット４５が設けられる。コントロール・ユニット４１内
のデータ・フォーマット変換ユニット４２は、記憶制御
装置５あるいは記憶装置キャッシュ・ストレージ６から
転送されてくるコード化されたデータ（例えば、圧縮さ
れている等）を、そのフード化アルゴリズムを考慮して
逆展開し、後続処理に適合したフォーマットに変換する
ユニットである。また、データ切出しユニット４５は、
ハッシング・ユニット４６、ソート・ユニット４７およ
びメモリ・ユニット４９に送出するデータの切出しを行
うユニットである。また、ハッシング・ユニット４６は
、転送データのシーケンス番号を計算するカウンタ４６
１と、転送データにもとづいてハツシュアドレスを計算
するハツシュアドレス計算ユニット４６２と、計算され
たハツシュアドレスにもとづいて作成されるハツシュ・
テーブル（ハツシュビットと転送データ・シーケンス番
号からなる）４６５と、ハツシュアドレスのコンフリク
ト（計算されたハツシュアドレスが異なるデータにおい
て一致する現象）を管理するコンフリクト・データ格納
メモリ４６４より構成されている。

第１３図は、第１２図のハッシング・ユニット４６の詳
細説明図である。

第１３図に示すように、コンフリクト・データ格納メモ
リ部４６４には、コンフリクト・データシーケンス番号
、ハッシュ・アドレスの対応テーブル４６４１と、コン
フリクト・データ格納メモリ・アドレス制御部４６４２
が設けられ、またハツシュ・テーブル部４６５には、ハ
ツシュ・ビット、データシーケンス番号の対応テーブル
４６５１と、ハツシュビット・チェック回路４６５２　
カ設けられる。

なお、データ処理ユニット４，１４内の各専用ユニット
における制御回路は図示省略されているが、すべての制
御はこれら制御回路からの制御によって実施される。

第１４図は、第４図に示すテーブル・データの゛　　格
納構造の一部を示す図である。

ｔｌＳ１図に示すように、データベースはページの年金
として考えられ、このページ内は第１４図に示すような
形でリレーション・タプルが格納されている。第１４図
の■はタプルｉｄ（タプルの識別子）、■はりレーショ
ン１ｄ（どのリレーションのタプルかを識別する）、■
はタプル長（カラムごとに可変長である）、■はタプル
・フラグ（入力できるデータと入力できないデータを示
す）、■はアトリビュート１ｄ　（アトリビュートの識
別子）、■はアトリビュート・フラグ、■はアトリビュ
ート長、■はアトリビュート値である。■〜■は、繰り
返し格納される（ＲＰＴ）。

以下、第５図に示す間合わせ例にもとづいて、各システ
ム構成の処理動作を説明する。

第５図によるＳＩＰコマンドは、次のように表現されて
いる。

ＯＰコードｒ　　Ｆｌ　　＋ＦＢ　　１ＦＩＩ　　ＩＦ
４　１Ｆｓ　　＋Ｆ６　　　””　（１）上記α）式に
おいて、ＯＰコードの内容は「Ｓ■ＰＪ、Ｆ□の内容は
［ＴＲＮ５ＩＯＩＪ　　（システム内部ｉａ（仮称））
、Ｆ、の内容は、［ＯＮ＋（Ｔ、−（Ｒ，−ＩＬｌ、　
Ｒ，−ｂ、）、　　Ｔ１・（Ｒｌａ、　＞　”　ｖｌ”
　ａｎａＲｌ　・（３ｒ　＜　”　Ｖｓ　”　）　ａｎ
ａ　’ｒ、　＋　（ＦＬ＊　・ｄｓ−Ｖ、”）　ａｎ４
Ｔ１１１”（Ｔ１１　Ｒ１１ｃｌ　＝　Ｔ１１　・Ｒ，
’ｃ、））Ｊである（なお、也リレーション・タプル定
義情報、処理手順情報、データ転送管理情報等を含１１
）。

Ｆｓの内容は、［ＯＮ−＋（Ｔ□・（Ｒ，・Ｑ、）、　
Ｔ、（Ｒ，・ｃ　ｚ　）　Ｊ　、Ｆ　４の内容はＯＦＦ
、Ｆ、の内容はＯＮ＋　（Ｔ、（Ｒ，、ｃ、−Ｒ，−ｃ
、））Ｊ、　Ｒ６の内容はＯＦＦである。

上記ＳＩＰコマンド情報にもとづいて、各システム機構
の処理動作について述べる。

第１５図は、第８図のＤＢＳにおける処理動作フローチ
ャートである。

第８図において、第５図に示す間合わせ要求は、ＤＢＭ
Ｓ２により上記ＳＩＰコマンドに展開され、ＣＰ’Ｕ　
１から記憶制御装置５を介してデータベース・データ処
理ユニットΦに転送される（１０（３）。

処理ユニットΦのコントロール・ユニット４１はＳＩＰ
コマンドのオペランド情報を用いて、各ユニットを初期
設定する（１０１’）。先ず、Ｒ０関係情報を検索ユニ
ット４３、ソート・ユニット牛７、データ切出しユニッ
ト４５等にセットし、Ｒ工に関する処理を行い、それが
終了した後、Ｒ２に関する処理のために、各ユニットを
初期設定する（Ｒ工処理結果等の退避処理は、コントロ
ール・ストレージ内のルーチンにより行われる）。初期
設定後、処理ユニット牛は記憶制御装置５にデータ転送
要求を出す（１０２）。これにもとづいて、記憶制御装
置５は、処理ユニツ）４および主記憶ＤＢバッファ１１
，１２にデータ転送を行う（１０３）。

このときのデータ転送は、データ転送管理情報（処理ユ
ニット４で対象となるデータ・ページ群とＣＰＵＩ内の
ＤＢＭＳ２で必要とするデータ・ページ群の指定情報で
、ＳＩＰコマンドのＦ、オペランド内で指定されるもの
である）にもとづいて実行される。このデータ転送管理
情報はＣＰＵ１から記憶制御装置５に送付されるので、
記憶制御装置５はこれにもとづいてデータ転送制御が行
われる。ＤＢ記憶装置９からデバイス制御装置８、記憶
制御装置５を介して処理ユニット４に転送されてくるデ
ータは、データ転送速度に同期しながら各ユニットによ
り処理される（ｌ　Ｏ４）。

第５図に示す間合わせ例では、ジョイン演算が存在する
が、この演算処理を処理ユニット牛で実施すべきか否か
の決定は、ＣＰＵ１のＤＢＭＳで行われる。すなわち、
処理ユニット牛のメモリ・ユニット４９のサイズ、ソー
ト・ユニット４７、ジョイン・ユニット４８の処理負荷
等を考慮して決定し、もし実施可能の場合には、上記Ｓ
ＩＰコマンドを作成し゛Ｃ１処理ユニツ）４に転送する
。

第５図に示すＳＩＰコマンドはジョイン処理を指定して
いるので、リレーションＲ□およびリレーションＲ８の
処理において、各種ユニットがこの処理負荷に耐えられ
る場合な考えている。

したがって、リレーションＲ１に対するセレクション処
理（Ｒ１・ａ　１　＞　’　ｖｔ　”　ａｎｄ　Ｒ１・
ｅ　１　＜”　Ｖｚっ〜カラムＲ□・Ｃエ　に対するソ
ート処理、およびカラムＲ□・ａｏ　　のメモリ・ユニ
ット４９への格納処理、等の処理終了後、次のりレーシ
ョンＲ８に対するセレクション処理（Ｒ，・ｄ、　−′
Ｔｓ　Ｉ＋　）、カラムＲ８・Ｃ２に対するソート処理
、およびカラムＲ１ｂ。

のメモリ・ユニット４９への格納処理、等を行う。

次に、各々のソート処理結果に対するジョイン処理は、
ジョイン・ユニット４８　（カニｙ　Ａ　Ｒ１・Ｃ□　
およびＲ３・Ｃ８に付随した各リレーションのタプル１
ｄの対を構成する処理を行う）で行われ、これらの処理
結果の論理演算（Ａ　Ｎ　Ｄｌｏ　Ｒ演算）および上記
結果にもとづいたカラム・データＲ工・ａｏ　およびＲ
３・ｂ、からなる最終結果作成等は、データ処理ユニッ
ト４５のコントロール・ストレー−；５０に格納された
処理ルーチンにより実施される（１０４）。上記処理の
終了時には、ＲＤＳコマンド（後述）により処理結果お
よび処理終了ステータス情報をＣＰＵＩのＤＢＭＳ２に
転送する（１０５）。

ＤＢＭＳ２では、上記処理結果を非共用バッファ１２に
格納する（１０６）。このデータに対する処理は、修正
論理アクセスにおいて処理コード情報を指定することに
より行われ、当該データを用いた関連処理が実施される
ことになる（１０７）。

一方、データ転送管理情報にもとづいて、直接ＣＰＵＩ
に転送されたデータは、ＤＢ共用バッファ１１に書込ま
れる（１０８）。バッファ１１は、データに関して他の
処理要求を受理し、データ処理を遂行する。必要であれ
ば、ＳＩＰコマンドを作成する（１０９）。

このようにして、ユーザのデータベース処理要求にもと
づいて、上記の処理が繰返し実行されることになる。

第１６図は、第９図のＤＢＳにおける処理動作フローチ
ャートである。

前記第８図のＤＢＳの動作と同一の動作の説明は省略し
、異なる動作のみについて述べる。

第９図において、第８図の構成と異なる点は、チャネル
７に記憶装置キャッシュ・ストレージ６を接続したこと
である。したがって、第１６図では、ＤＢＭＳ２からの
データ転送管理情報および記憶装置キャッシュ・ストレ
ージ６のデータ管理情報にもとづいて、ＤＢ記憶装置９
からの転送データを、記憶制御装置５によりデータ処理
ユニット手あるいは記憶装置キャッシュ・ストレージ６
あるいは主記憶内のＤＢ共用バッファ１１に振り分ける
点が、第１５図の処理とは異なっており、他の部分の処
理は同じである。すなわち、第１６図の１１１〜１１４
は同一処理であり、１１５〜１１８はＤＢ記憶装ｆｔ１
９からのデータをデータ処理ユニット仝に転送し、処理
させる動作、１１２〜１２４はＤＢ記憶装置９からのデ
ータを主記憶ＤＢ用バッファ１１．１２に転送し、処理
させる動作であって、いずれも同一処理であり、１１９
〜１２１のみが記憶装置キャッシュ・ストレージ６に転
送して、処理させる動作であって、第１５図と異なる処
理である。この処理では、先ず、チャネル７がデータ転
送管理情報にもとづいて、主記憶ＤＢ用バッファあるい
は記憶装置キャッシュ・ストレージ６にＤＢ記憶装置９
からのデータを転送する（１１９）。次に記憶装置キャ
ッシュ・ストレージ６は適当な置換アルゴリズムにもと
づいて、転送データ・ブロックを書込ｔｒ　（１２（３
）。

記憶装置キャッシュ・ストレージ４への書込ミ終了後、
ＣＰＵＩからのデータ・アクセス要求を受理する（１２
１）。

第１７図は、第１０図のＤＢＳにおける処理動作フロー
チャートである。

第８図、第９図との構成の相違は、チャネル７に接続さ
れた記憶装置キャッシュ・ストレージ６にデータ処理ユ
ニット４が接続されていることである。これによる処理
動作の相違は、ＳＩＰコマンドがチャネル７および記憶
装置キャッシュ・ストレージ６を介してデータ処理ユニ
ット４に転送され、これにもとづいてキャッシュ・スト
レージ６内のデータに対して指定された処理が行われる
点、およびこれと同時にキャッシュ・ストレージ６がデ
ータ転送管理情報およびキャッシュ・ストレージ６のデ
ータ管理情報にもとづいて、そのキャッシュ・ストレー
ジ６内のデータ・ブロックの主記憶ＤＢ共用バッファ１
１への転送、あるいは記憶制御装置５に対して主記憶Ｄ
Ｂ共用バッファ１１およびキャッシュ・ストレージ６へ
のデータ転送要求を発行し、それに伴う処理を行う点で
ある。これらの相違する処理は１３３〜１３６であって
、先ずデータ転送管理情報にもとづいて記憶装置キャッ
シュ・ストレージ６は記憶制御装置δにデータ転送要求
を出す（１３３）。次に、記憶装置キャッシュ・ストレ
ージ６は、適当な置換アルゴリズムにもとづいて転送デ
ータ・ブロックを書込ｔｒ（１３４）。キャッシュ・ス
トレージ６は、処理対象データ・ブロックを書込むと同
時に、データ処理ユニツ）４に転送する（１３５）。こ
れにより１２９に進なと同時に、キャッシュ・ストレー
ジ６は、処理要求に応じて適切に主記憶ＤＢバッファあ
るいはデータベース・データ処理ユニット生にデータを
転送する（１３６）。

第１８囚は、第１１図のＤＢＳにおける処理動作フ党−
チヤードである。

第１１図が、第８図、第９図および第１０図の構成と異
なっている点は、゛−記憶制御装置すおよびキャッシュ
・ストレージ６にそれぞれデータ処理ユニット４、（１
４）が接続さねていることである。これに伴って、転送
されたＳＩＰコマンドにあるデータ転送管理情報および
キャッシュ・ストレージ６のデータ管理情報にもとづい
て、ＤＢ記憶装置９から主記憶ＤＢ共用バッファ１１、
データベース・データ処理ユニット４、およびキャッシ
ュ・ストレージ６にデータを転送すること、さらにキャ
ッシュ・ストレージ６から主記憶ＤＢ共用バッファ１１
とデータ処理ユニット１４にデータを転送することが異
なる。すなわち、先ず、ＣＰＵＩからキャッシュ・スト
レージ６および記憶制御装置５にＳＩＰコマンドをチャ
ネル７を介して送出する（１４（３）。これにより、キ
ャッシュ・ストレージ６とデータ処理ユニット１４の処
理１４１〜１４δ、および記憶制御装置δとデータ処理
ユニツ）唇の処理１４６〜１５０が並列に進行する。１
４５に続いて、第１７図の１２８以下の処理が行われ、
また１５０に続いて、第１６図の１１４以下の処理が行
われる。

なお、上述したＳＩＰコマンドおよびＲＤＳコマンドに
ついては、例えば、文献「石塚他°゛インテリジェント
ファイル制御機構の実験システムについて″（情報処理
学会計算機アーキテクチャ研究会１９８０．９）Ｊに記
載されたＳＫＳコマンドおよびＲＤＳコマンドを参照さ
れたい。

次に、第１２図〜第１４図により、データベース・デー
タ処理ユニットの動作を説明する。

いま、処理ユニツ）４のハツシング処理動作について、
データ・ベースのデータ構造が、第１４図に示されるよ
うな場合を考える。

ハツシングは、前述のジョイン、データ値の重複排除、
データ値のグルービング等の前処理として機能する場合
が多く、これについては多くの研究がなされている。ハ
ツシングとは、関数に展開されており、あるデータが格
納されているアドレスをその関数から作成することによ
り、直接そのアドレスにアクセスできるようにしたもの
である。

データ処理ユニット養においても、ジョイン等の前処理
として、データの転送に同期しながらハツシュ管理を行
っている。

第１４図に示すデータ値が、各種のＤＢ記憶装置９から
処理ユニット養に転送されてくると、処理ユニット養で
は、転送データと同期しながら、データのフォーマット
変換、検索処理等を行う。

その結果は、データ切出しユニット４５により各ユニッ
トの処理形態に適合した形式で切出され、対応するユニ
ットに転送される。いま、あるアトリビュー）Ａの値が
切出されて、ハッシング・ユニット４６およびメモリ・
ユニット４９に転送されるものとする。このとき、カウ
ンタ４６１は０にリセットされており、データ転送に同
期してカウント・アップされる。このカウンタ値は、転
送データのシーケンス番号を表わしており、メモリ・ユ
ニット４９へのアトリビュート値の格納順を意味してい
る。

ハッシング・ユニット４６においては、指定された条件
を満足したアトリビュートＡの値が切出されてハッシン
グ・ユニット４６に転送されてくると、カウンタ４６１
の内容がカウント・アップされ、そのアトリビュート値
に対するハッシュ・アドレスがハツシュアドレス計算ユ
ニット４６２により計算される。カウンタ４６１および
計算ユニット４６２の結果は、ハツシュテーブル部４６
５およびコンフリクト・データ格納メモ９部４６杢に転
送される。

第１３図に示すように、ハツシュテーブル部養６５では
、計算されたハッシュ・アドレスに対応するハツシュ・
ビットをオン（すなわち−”　１　”　Ｋセット）にし
、そのときのカウンタ値（すなわち、データ・シーケン
ス番号）を計算されたハッシュ・アドレスで指定された
メモリ・ユニット４９に転送して格納する。同時に、コ
ンフリクト・データ格納メモリ部４６４にも、カウンタ
値、およびハッシュ・アドレス値の対をデータ転送に同
期してシリアルに格納していく。このとき、ハツシュビ
ット・チェック回路４６δ２により、計算されたアドレ
ス値のハツシュ・ビットが既にオンしていること（つま
り、コンフリクトが生じたこと）が検知された場合には
、その旨をコンフリクト・データ格納メモリ・アドレス
制御部４６４２に通知する。これによりアドレス制御部
４６４２は、格納メモリ４６４１に対する書込みアドレ
ス値をインクリメントし、次の転送データの計算値（カ
ウンタ値およびハッシュ・アドレス値）の格納に対処す
る。ただし、コンフリクトがない場合には、テーブル部
４６５のハツシュ・ビットをオンにしく初期状態では、
すべてオフになっている）、このときにコンフリクト・
データ格納メモリ４６４１に格納したカウンタ値および
ハッシュ・アドレス値の対を無効にするため、コンフリ
クト・データ格納メモリ・アドレス制御部４６４２に一
時記憶されたメモリ・アドレスを前のデータ格納アドレ
スに戻して一時記憶する。

以上の処理の結果から得られたハツシュ・テーブル４６
５１の情報、コンフリク・ト・データ格納メモリ４６４
１の情報、およびメモリ・ユニット４９の情報を用いて
、データの重複排除、グルーピング、あるいはジョイン
等の前処理を行う。

ハッシング・ユニット４６の他の構成例としては、転送
データ・シーナンス番号を管理しないで、タプル識別子
（Ｔｉｄ　　と呼ぶ）を用いる方法もある。この場合に
は、カウンタ部４６１が切出しユニット４５で切出され
たＴ　１ａ　　を保持するようにし、ハッシュ・アドレ
スの計算に同期して、前述の転送データ・シーケンス番
号格納部（カウンタ部）に上記Ｔ　ｚａ　情報を格納す
るようにすれによい。このようにした方が、後続の処理
が簡単になる場合もある。

なお、本実施例では、いずれも記憶装置キャッシュ・ス
トレージ６をチャネル７に接続しているが、キャッシュ
・ストレージ６を記憶制御装置δに接続した場合にも、
同じ効果が得られることは勿論である。

〔発明の効果）以上説明したように、本発明によれば、データベース・
データ処理ユニットてのデータ処理と同時に、対象デー
タを主記憶ＤＢ共用バッファあるいは記憶装置キャッシ
ュ・ストレージに、あるいはキャッシュ・ストレージか
ら主記憶ＤＢ共用バッファに転送するので、ずぺてのユ
ーザによりデータを共用でき、データ処理のスループッ
トを向上することができる。また、データ処理ユニット
でデータ転送に同期した処理を行うことによりデータ・
フィルタリング処理およびジョイン処理のための前処理
を高速に実行できるので、データ処理の性能を向上させ
ることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の一実施例を示すＤＢＳの処理方法を
示す図、第２図は従来のＤＢＳの処理方法を示す図、第
３図は第１図のデータベース・データ処理ユニットが処
理するコマンド・フォーマット図、第４図、第５図、第
６図はそれぞれリレーション、聞合わせ例、問合わせの
処理手続き展開例を示す図、第７図は第２図の具体的ハ
ードウェアのブロック図、第８図〜第１１図はそれぞれ
本発明の実施例を示すＤＢＳのブ四ツク図、第１２図、
第１３図、第１４図は第８図〜第１１図のデータ処理ユ
ニットの説明図、第１５図〜第１８図はそれぞれ第８図
〜第１１図に対応した処理動作フローチャートである。１：ｃＰＵ、２：データベース管理システム、３．９：
ＤＢ記憶装置、４：フィルタリング・プロセッサ（デー
タベース・データ処理ユニット）、５：記憶制御装置、
６：記憶装置キャッシュ・ストレージ、７：チャネル、
８：デバイス制御装置、ｌ　ｌ　：　ＤＢ共用バッファ
、１２：Ｄ、Ｂ非共用バッファ、４１：コントロール・
ユニット、４２　’　７−タフオーマット変換ユニット
、４３：検索ユニット、４５＝データ切出しユニット、
４６：ハッシング・ユニット、４７：ソート・ユニット
、４８：ジョイン・ユニット、４９：メモリ・ユニット
・４６１：カウンタ、４６２：ハッシュ・アドレス計算
ユニツ）、４６３　：ハツシューテーブル管理部、４６
４：コンフリクト・データ格納メモリ管理部、４６５：
ハツシュ・テーブル。第１図第　　　　３　　　　図第　　　養　　　図　　　　　　　　　　　　　第　　
　５　　　図第　　　６　　　図

Claims

【特許請求の範囲】

（１）データベース、特にリレーショナル・データベー
スを処理する計算機システムにおいて、リレーショナル
・データベース管理システムの転送データ管理情報にも
とづいて、データベース記憶装置から取り出されたデー
タを、主記憶共用バッファ、記憶装置キャッシュ・スト
レージおよびデータベース・データ処理ユニットにそれ
ぞれ転送し、該データベース・データ処理ユニットでは
、転送速度に同期して上記データの検索、ソーティング
、ハッシングあるいはジョイン等の処理を行うことを特
徴とするデータベース処理方法。
（２）データベース、特にリレーショナル・データベー
スを処理する計算機システムにおいて、リレーショナル
・データベース管理システムの転送データ管理情報にも
とづき、データベース記憶装置からのデータ転送速度に
同期してそれぞれデータ処理を行うデータ検索ユニット
、ソート・ユニット、ハッシング・ユニット、ジョイン
・ユニット、メモリ・ユニット、コントロール・ストレ
ージおよび上記各ユニットを制御するコントロール・ユ
ニットを備えたデータベース・データ処理ユニットを有
するとともに、中央処理装置には主記憶の共用と非共用
データベース処理用バッファを有することを特徴とする
データベース処理装置。
（３）前記データベース・データ処理ユニットは、デー
タベース管理システムの転送データ管理情報にしたがっ
てデータ転送を制御する記憶制御装置に接続されること
を特徴とする特許請求の範囲第２項記載のデータベース
処理装置。
（４）前記データベース・データ処理ユニットは、チャ
ネルまたは記憶制御装置に接続されている記憶装置キャ
ッシュ・ストレージに直接接続されることを特徴とする
特許請求の範囲第２項記載のデータベース処理装置。
（５）前記データベース・データ処理ユニットは、チャ
ネルに接続された記憶装置キャッシュ・ストレージ、お
よびデータ転送を制御する記憶制御装置に、それぞれ別
個に接続されることを特徴とする特許請求の範囲第２項
記載のデータベース処理装置。
（６）前記ハッシング・ユニットは、データ転送に同期
したハッシュ・アドレスの計算および転送データのカウ
ント計算により、ハッシュ・アドレス計算のコンフリク
ト処理を実行することを特徴とする特許請求の範囲第２
項記載のデータベース処理装置。