JPS6198459A - 多次元デ−タ管理方式 - Google Patents
多次元デ−タ管理方式Info
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- JPS6198459A JPS6198459A JP59219694A JP21969484A JPS6198459A JP S6198459 A JPS6198459 A JP S6198459A JP 59219694 A JP59219694 A JP 59219694A JP 21969484 A JP21969484 A JP 21969484A JP S6198459 A JPS6198459 A JP S6198459A
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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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
炎血且１
本発明は多次元データ管理方式に関し、特に情報処理装
置において多次元により特定されるデータの記録及びア
クセス方式に関する。
置において多次元により特定されるデータの記録及びア
クセス方式に関する。
従来技術
従来、多次元データを扱うデータ管理方式には「階層構
造型データ管理方式」と、［関係しデル型データ管理方
式」とが存在する。
造型データ管理方式」と、［関係しデル型データ管理方
式」とが存在する。
前者の方式では、管理するデータが互いに如何なる関係
にあるかを予め階層構３Ｂとして定義しておく必要があ
り、データのアクセスはそのｒ８層構造を息識して行な
わなければならず、また、データの関係が階層構造であ
るが故に目的のデータにたどりつくまでにいくつかのバ
スを通らな【プればならず、多次元によって特定される
すべてのデータを均等な速さで高速にアクセスすること
ができないという欠点があった。
にあるかを予め階層構３Ｂとして定義しておく必要があ
り、データのアクセスはそのｒ８層構造を息識して行な
わなければならず、また、データの関係が階層構造であ
るが故に目的のデータにたどりつくまでにいくつかのバ
スを通らな【プればならず、多次元によって特定される
すべてのデータを均等な速さで高速にアクセスすること
ができないという欠点があった。
一方、後右の「関係モデル型データ筑理方式」Ｃは、階
層構造型データの欠点が排除されデータの構造を意識す
ることなしに多次元によって特定されるデータをほぼ均
等な速さで高速にアクセスすることができるが、すべて
のデータは関係表（２次元表）を通してしか操作するこ
とができず規定した２次元以外の次元方向のデータを操
作するときには表結合笠のわずられしさが起こり、また
これを解消するためにあらかじめ全次元方向のデータを
関係表として記録しようとするとデータの重複を招くな
どの欠点があった。
層構造型データの欠点が排除されデータの構造を意識す
ることなしに多次元によって特定されるデータをほぼ均
等な速さで高速にアクセスすることができるが、すべて
のデータは関係表（２次元表）を通してしか操作するこ
とができず規定した２次元以外の次元方向のデータを操
作するときには表結合笠のわずられしさが起こり、また
これを解消するためにあらかじめ全次元方向のデータを
関係表として記録しようとするとデータの重複を招くな
どの欠点があった。
発明の目的
本発明の目的は、多次元により特定されるすべてのデー
タが複雑なパスを経由することなく均等な速さで高速に
アクセス可能で、かつデータの重複を完全に排除できる
ようにした多次元データ管理方式を提供することである
。
タが複雑なパスを経由することなく均等な速さで高速に
アクセス可能で、かつデータの重複を完全に排除できる
ようにした多次元データ管理方式を提供することである
。
１ 発明の構成
本発明による多次元データ管理方式は、複数の次元の次
元情報により夫々特定される各データをこの各データの
記録位置を夫々示す直接アドレス情報と共に記録１だデ
ータ記録手段と、前記次元情報をこの次元情報の各々に
対して夫々対応づけられた間接アドレス情報と共に記録
した次元情報記録手段と、前記複数の次元の各々の次元
からＩＲ−的に選択された次元情報に夫々対応する間接
アドレス情報の各組合せを前記直接アドレスの各１つに
夫々変換する変換テーブルを記憶したアドレス変換手段
とを含み、前記データのアクセスに際し、前記複数の次
元の各々の次元から択一的に選択した次元情報に夫々対
応する間接アドレス情報を夫々アクセスするようにし、
この間接アドレス情報の組み合せにより特定される直接
アドレス情報によって対応するデータを導出するように
してなることを特徴とする。
元情報により夫々特定される各データをこの各データの
記録位置を夫々示す直接アドレス情報と共に記録１だデ
ータ記録手段と、前記次元情報をこの次元情報の各々に
対して夫々対応づけられた間接アドレス情報と共に記録
した次元情報記録手段と、前記複数の次元の各々の次元
からＩＲ−的に選択された次元情報に夫々対応する間接
アドレス情報の各組合せを前記直接アドレスの各１つに
夫々変換する変換テーブルを記憶したアドレス変換手段
とを含み、前記データのアクセスに際し、前記複数の次
元の各々の次元から択一的に選択した次元情報に夫々対
応する間接アドレス情報を夫々アクセスするようにし、
この間接アドレス情報の組み合せにより特定される直接
アドレス情報によって対応するデータを導出するように
してなることを特徴とする。
実 施 例
以下、図面を用いて本発明の詳細な説明する。
第１図は、第１の実ＩＴＡ例として金融機関で扱う
１４次元データの管理方式の概念図を示したものである
。ここで、データが４次元で管理されると９よ、１４目
別残高データのＢ支店の１９８３年７月３日における定
ＩＩＩ性預金残高はいくらか、あるいは、科目別初回り
データのＡ支店の１９８３年５月におりる石（曲証券利
回りはいくらかというように目的のデータはいずれも４
つの次元によって特定さ礼る場合をいう。
１４次元データの管理方式の概念図を示したものである
。ここで、データが４次元で管理されると９よ、１４目
別残高データのＢ支店の１９８３年７月３日における定
ＩＩＩ性預金残高はいくらか、あるいは、科目別初回り
データのＡ支店の１９８３年５月におりる石（曲証券利
回りはいくらかというように目的のデータはいずれも４
つの次元によって特定さ礼る場合をいう。
第１図の科目別残高データ集合１は営業支店別／科目別
／年月日別に管理されている１つ１つの科目別残高デー
タ３（３次元データ）の集合である。すなわち、科目別
残高データ３は第１次元情報管理部５ａ （以下ＸＸ
管理部とは同種の情報を記録し管理するだの論理的な領
域を意味づ−る）で管理している営業支店（ｒＡ支店］
、「Ｂ支店」。
／年月日別に管理されている１つ１つの科目別残高デー
タ３（３次元データ）の集合である。すなわち、科目別
残高データ３は第１次元情報管理部５ａ （以下ＸＸ
管理部とは同種の情報を記録し管理するだの論理的な領
域を意味づ−る）で管理している営業支店（ｒＡ支店］
、「Ｂ支店」。
「Ｃ支店」）と第２次元情報管理部６ａＴ：管理してい
る科目（「流動性預金残高」、「定則性預金残高］、「
預金計４）と第３次元情報管理部７ａで管理している年
月日（ｒ１９８３年７月１日Ｊ。
る科目（「流動性預金残高」、「定則性預金残高］、「
預金計４）と第３次元情報管理部７ａで管理している年
月日（ｒ１９８３年７月１日Ｊ。
ｒ１９８３年７月２日Ｊ、［１９８３年７月３日」）の
３つの次元情報によっ【特定されていることを表わして
いる。
３つの次元情報によっ【特定されていることを表わして
いる。
一方、科目別初回りデータ集合２は、営業支店別／科目
別／／年月別に管理されている１つ１つの科目別初回り
データ４（３次元データの集合Ｃある。すなわち、科目
別初回りデータ４は第１次元情報管理部５ｂで管理して
いる営業支店（「△支店Ｊ、ｒＢ支店」、「Ｃ支店」）
と第２次元情報管理部６ｂで管理している科目（「預金
利口り」。
別／／年月別に管理されている１つ１つの科目別初回り
データ４（３次元データの集合Ｃある。すなわち、科目
別初回りデータ４は第１次元情報管理部５ｂで管理して
いる営業支店（「△支店Ｊ、ｒＢ支店」、「Ｃ支店」）
と第２次元情報管理部６ｂで管理している科目（「預金
利口り」。
「借用金利回り」、「貸出金利回り」、「有価証券利口
りＪ）と第３次元情報管理部７ｂで情理し゛ている年月
（ｒ１９８３年５月Ｊ、ｒ１９８３年６月Ｊ、 「１
９８３年７月」の３つの次、元情報によって特定されて
いるこてを表わしている。
りＪ）と第３次元情報管理部７ｂで情理し゛ている年月
（ｒ１９８３年５月Ｊ、ｒ１９８３年６月Ｊ、 「１
９８３年７月」の３つの次、元情報によって特定されて
いるこてを表わしている。
以上説明したように科目別残高データ集合１ Ｊ’ｉよ
び科目別初回りデータ集合２のそれぞれは、グいに関連
のあるもしくは同種のデータの集まりを意味しており、
これを第４次元情報管理８でデータ集合（「科目別残高
」）「科目別初回り」）として管理することによって、
４次元的に特定されるデータの集まりとなる。
び科目別初回りデータ集合２のそれぞれは、グいに関連
のあるもしくは同種のデータの集まりを意味しており、
これを第４次元情報管理８でデータ集合（「科目別残高
」）「科目別初回り」）として管理することによって、
４次元的に特定されるデータの集まりとなる。
このように、第１次元情報管理部５ａ、’５ｂと第２次
元情報管理５ａ 、６ｂと第３次元情報管理７ａ、７ｂ
の３次元によって形成されるデータ集合（このデータ集
合はデータ利用者にとって３次元の箱に見える）を第４
次元情報管理部８で必要な数だけ管理することにより、
どのデータ集合ｂデータの種類によらず同一構造で管理
Ｃぎるようになる。
元情報管理５ａ 、６ｂと第３次元情報管理７ａ、７ｂ
の３次元によって形成されるデータ集合（このデータ集
合はデータ利用者にとって３次元の箱に見える）を第４
次元情報管理部８で必要な数だけ管理することにより、
どのデータ集合ｂデータの種類によらず同一構造で管理
Ｃぎるようになる。
第２図は第１図で説明した４次元データについてその管
理方式を示した構成図である。ここには、データを記録
するための２の物理ファイル（これらは隘気ディスク装
置等のデータ記録装置上に確保する）が示されており、
１つは各次元の次元情報を記録するための次元情報管理
ファイル１０であり、他の１つは実際のデータ値を記録
するためのデータ管理ファイル２７である。
理方式を示した構成図である。ここには、データを記録
するための２の物理ファイル（これらは隘気ディスク装
置等のデータ記録装置上に確保する）が示されており、
１つは各次元の次元情報を記録するための次元情報管理
ファイル１０であり、他の１つは実際のデータ値を記録
するためのデータ管理ファイル２７である。
次元情報管理ファイル１０には４つの次元情報書 ｔ
＋ ｈ Ｆ ｈ ＆ ｍ ｃ ｉａ ＊ ｔ、”Ｗｔ
６ｒ、：ＭＭ１１＆ｘゴ 情報管理部１１、第２次
元情報管理部１２、第３次元情報管理部１３、第４次元
情報管理部１４があり、これらの各次元情報管理部（１
１，１２゜１３．１４）にはそれぞれの次元情報としＣ
次元情報レコードを必要な数だけ記録する１、ｔへわら
、第一次元情報管理部１１には第１次元の情報として第
１次元情報レコード１５（ｒＡ支店Ｊ、ｒＢ支店」、「
Ｃ支店」）を、第２次元情報管理部１２には第２次元の
情報として第２次元情報し」−ド１６（「流動性残高」
、「定・期性預金残高」。
＋ ｈ Ｆ ｈ ＆ ｍ ｃ ｉａ ＊ ｔ、”Ｗｔ
６ｒ、：ＭＭ１１＆ｘゴ 情報管理部１１、第２次
元情報管理部１２、第３次元情報管理部１３、第４次元
情報管理部１４があり、これらの各次元情報管理部（１
１，１２゜１３．１４）にはそれぞれの次元情報としＣ
次元情報レコードを必要な数だけ記録する１、ｔへわら
、第一次元情報管理部１１には第１次元の情報として第
１次元情報レコード１５（ｒＡ支店Ｊ、ｒＢ支店」、「
Ｃ支店」）を、第２次元情報管理部１２には第２次元の
情報として第２次元情報し」−ド１６（「流動性残高」
、「定・期性預金残高」。
「慎金計」、「頂金利口り」、「借用金利回り」「貸出
金利回り」、「イｉ価証券利回り」）を、第３次元情報
管理部１３には第３次元の情報としＣ第３次元情報レコ
ード１７（［１９８３年７月１日Ｊ、ｒ１９８３年７月
２日Ｊ、ｒ１９８３年７月３日Ｊ、ｒ１９８３年５月Ｊ
、ｒ１９８３年６月Ｊ、Ｎ９８３年７月」）を、第４次
元情報管理部１４には第４次元の情報として第４次元情
報レコード１８（［科目別残高ｊ、［科目別初回りＪ）
をそれぞれ次元情報管理ファイル１０に必要な数だけ記
録する。 尋こ
こで、第１次元情報レコード１５にはデータレコード２
つへの第１次元における間接アドレス１直ａ１１．ａ１
２．ａ１３が記録され、第２次元情報レコード１６には
データレコード２つへの第２次元における間接アドレス
値ａ２１．ａ２２．ａ２３．ａ２４．ａ２５．ａ２６．
ａ２７が記録され、第３次元情報レコード１７にはデー
タレコード２つへの第３次元における間接アドレス値ａ
３１．ａ３２．ａ３３．ａ３４．ａ３５．ａ３６が記録
され、第４次元情報レコード１８にはデータレコード２
つへの第４次元における間接アドレス値ａ４１．ａ４２
が記録される。なお、これらの各次元におけるデータレ
コード２つのへの間接アドレス値は各次元ごとに独立に
割り当られており、これら間接アドレス値は後で述べる
ようにアドレス変換処理部３２を通してデータレコード
２つの記録位置を表わす直接アドレス１直に合成変換さ
れてデータレコード２つへの高速アクセス性を保証する
。
金利回り」、「イｉ価証券利回り」）を、第３次元情報
管理部１３には第３次元の情報としＣ第３次元情報レコ
ード１７（［１９８３年７月１日Ｊ、ｒ１９８３年７月
２日Ｊ、ｒ１９８３年７月３日Ｊ、ｒ１９８３年５月Ｊ
、ｒ１９８３年６月Ｊ、Ｎ９８３年７月」）を、第４次
元情報管理部１４には第４次元の情報として第４次元情
報レコード１８（［科目別残高ｊ、［科目別初回りＪ）
をそれぞれ次元情報管理ファイル１０に必要な数だけ記
録する。 尋こ
こで、第１次元情報レコード１５にはデータレコード２
つへの第１次元における間接アドレス１直ａ１１．ａ１
２．ａ１３が記録され、第２次元情報レコード１６には
データレコード２つへの第２次元における間接アドレス
値ａ２１．ａ２２．ａ２３．ａ２４．ａ２５．ａ２６．
ａ２７が記録され、第３次元情報レコード１７にはデー
タレコード２つへの第３次元における間接アドレス値ａ
３１．ａ３２．ａ３３．ａ３４．ａ３５．ａ３６が記録
され、第４次元情報レコード１８にはデータレコード２
つへの第４次元における間接アドレス値ａ４１．ａ４２
が記録される。なお、これらの各次元におけるデータレ
コード２つのへの間接アドレス値は各次元ごとに独立に
割り当られており、これら間接アドレス値は後で述べる
ようにアドレス変換処理部３２を通してデータレコード
２つの記録位置を表わす直接アドレス１直に合成変換さ
れてデータレコード２つへの高速アクセス性を保証する
。
また、次元情報管理ファイル１０には各次元情報管理部
（１１，１２，１３，１４＞のそれぞれの次元情報レコ
ード（１５，１６，１７，１８）の記録位置を直接的に
表わすアドレス値を記録し管理するために第１次元情報
レコード直接アドレス管理部１９、第２次元情報レコー
ドアドレス管理部２０、第３次元情報しＸｌ−１−ｉ＋
″ｊ１とアドレス処理部２１、第４次元情報レコード直
接アドレス管理部２２がある。すなわら、第１次元情報
レコード直接アドレス管理部１９には第１次元情報レコ
ード１５に対応して第１次元情報レコード直接アドレス
値２３（ｒｌｏｌＪ、ｒ１０２Ｊ、ｒ１０３」）を記録
し、第２次元情報レコード１６１にアドレス管理部２０
には第２次元情報レコード１６に対応して第２次元情報
レコード直接アドレス値２４（ｒＺＯＯ５００Ｊ、ｒＺ
、ｏｌｏｏｏＪ、ｒ７０２０００ｊ、ｒＲＯｌｏＪ、ｒ
ＲＯ２０Ｊ。
（１１，１２，１３，１４＞のそれぞれの次元情報レコ
ード（１５，１６，１７，１８）の記録位置を直接的に
表わすアドレス値を記録し管理するために第１次元情報
レコード直接アドレス管理部１９、第２次元情報レコー
ドアドレス管理部２０、第３次元情報しＸｌ−１−ｉ＋
″ｊ１とアドレス処理部２１、第４次元情報レコード直
接アドレス管理部２２がある。すなわら、第１次元情報
レコード直接アドレス管理部１９には第１次元情報レコ
ード１５に対応して第１次元情報レコード直接アドレス
値２３（ｒｌｏｌＪ、ｒ１０２Ｊ、ｒ１０３」）を記録
し、第２次元情報レコード１６１にアドレス管理部２０
には第２次元情報レコード１６に対応して第２次元情報
レコード直接アドレス値２４（ｒＺＯＯ５００Ｊ、ｒＺ
、ｏｌｏｏｏＪ、ｒ７０２０００ｊ、ｒＲＯｌｏＪ、ｒ
ＲＯ２０Ｊ。
「ＲＯ３０」、「ＲＯ４０」）を記録し、第３次元情報
レコード直接アドレス管理部２１には第３次元情報レコ
ード１７に対応して第３次元情報レコード直接アドレス
値２．５ （ｒ８３０７０１ Ｊ 。
レコード直接アドレス管理部２１には第３次元情報レコ
ード１７に対応して第３次元情報レコード直接アドレス
値２．５ （ｒ８３０７０１ Ｊ 。
ｒ８３０７０２．Ｊ、ｒ８３０７０：ｌ、ｒ８３０５Ｊ
、ｒ８３０６Ｊ、ｒ’８３０７Ｊ）を記録し、第４次元
情報レコード直接アドレス管理部２２には第４次元情報
レコード１８に対応して第４次元情報レコード直接アド
レス値２６ （ｒＡｃＯＯｌ Ｊ、ｒＡｃＯＯ２Ｊ）を
記録Ｊる。
、ｒ８３０６Ｊ、ｒ’８３０７Ｊ）を記録し、第４次元
情報レコード直接アドレス管理部２２には第４次元情報
レコード１８に対応して第４次元情報レコード直接アド
レス値２６ （ｒＡｃＯＯｌ Ｊ、ｒＡｃＯＯ２Ｊ）を
記録Ｊる。
なお、これら各次元情報レコードへの直接アドレス値は
データ利用者からみて多次元データを特定するためのい
わば「外部コード」そのｂのと認識することができるの
で固有の目的にのみ限定されることなく任意に設定する
ことができる。
データ利用者からみて多次元データを特定するためのい
わば「外部コード」そのｂのと認識することができるの
で固有の目的にのみ限定されることなく任意に設定する
ことができる。
一方、データ管理ファイル２７には次元情報管理ファイ
ル１０の各次元情報レコード（１５，１６，１７，１８
）に記録されている４つの次元情報によって特定される
１つ１つのデータをデータレコード２９として必要な数
だけ記録し管理するためのデータ管理部２８と、データ
レコード２９めデータ管理ファイル２７における記録位
置を直接的に表わすアドレス値を記録し管理するための
データレコード直接アドレス管理部３０とがある。
ル１０の各次元情報レコード（１５，１６，１７，１８
）に記録されている４つの次元情報によって特定される
１つ１つのデータをデータレコード２９として必要な数
だけ記録し管理するためのデータ管理部２８と、データ
レコード２９めデータ管理ファイル２７における記録位
置を直接的に表わすアドレス値を記録し管理するための
データレコード直接アドレス管理部３０とがある。
すなわら、データレコード直接アドレス管理部３０には
データレコード２９ （ｒ８００Ｊ 、ｒ３０００」、
・・・・・・、ｒ４．７ｊ、・・・・・・）に対応して
データレコード直接アドレス値３１（ｒＡＩＪ。
データレコード２９ （ｒ８００Ｊ 、ｒ３０００」、
・・・・・・、ｒ４．７ｊ、・・・・・・）に対応して
データレコード直接アドレス値３１（ｒＡＩＪ。
ｒＡ２Ｊ、・・・・・・ｒＡ２８Ｊ、・・・・・・）を
記録する。
記録する。
ここで、データレコード直接アドレス値３１は次元情報
管理ファイル１０で管理している各次元情報レコード（
１５，１６，１７，１８＞に記録した各次元におけるデ
ータレコード２９への間接アドレス値をアドレス変換処
理部３２を通しで合成変換処理をほどこ１ことによって
生成される。すなわち、アドレス変換処理部３２は各次
元にお（プる間接アドレス値を各次元ごとに確保されて
いるメモリ領域に単純移送しそれらのメモリ領域を論理
的に１つのメモリ領域であるかのごとく連結することに
よって、データレコード直接アドレス値３１として合成
変換する。第２図を第１図で示した概念図と対比させた
場合、各次元におけるデータレコード２９への間接アド
レス値とデータレコード２つのデータレコード直接アド
レス値３１には、アドレス変換処理部３２によって合成
変換処理をほどこす関数を「とすれば、次のような変換
！テーブルが得られる。
管理ファイル１０で管理している各次元情報レコード（
１５，１６，１７，１８＞に記録した各次元におけるデ
ータレコード２９への間接アドレス値をアドレス変換処
理部３２を通しで合成変換処理をほどこ１ことによって
生成される。すなわち、アドレス変換処理部３２は各次
元にお（プる間接アドレス値を各次元ごとに確保されて
いるメモリ領域に単純移送しそれらのメモリ領域を論理
的に１つのメモリ領域であるかのごとく連結することに
よって、データレコード直接アドレス値３１として合成
変換する。第２図を第１図で示した概念図と対比させた
場合、各次元におけるデータレコード２９への間接アド
レス値とデータレコード２つのデータレコード直接アド
レス値３１には、アドレス変換処理部３２によって合成
変換処理をほどこす関数を「とすれば、次のような変換
！テーブルが得られる。
Ａ １ ＝ ｆ （ａｌｌ、ａ２１．ａ３３．ａ４１
）。
）。
Ａ ２ ＝ ｆ （ａｌｌ、ａ２２．ａ３３．ａ４１
）。
）。
Ａ ３ ＝ ｆ （ａｌｌ、ａ２３．ａ３３．ａ４１
）。
）。
Ａ ４ ＝ ｆ （ａ１２．ａ２１．ａ３３．ａ４１
）。
）。
Ａ ５ ＝ ｆ （ａ１２．ａ２２．ａ３３．ａ４１
）。
）。
Ａ ６ ＝ ｒ （ａ１２．ａ２３．ａ３３．ａ４１
）。
）。
Ａ ７ ＝ ｆ （ａ１３．ａ２１．ａ３３．ａ４１
）。
）。
△８ ＝ ｆ （ａ１３．ａ２２．ａ３３．ａ４１）
。
。
Ａ ９ ＝ ｆ （ａ１３．ａ２３．ａ３３．ａ４１
）。
）。
△２８ ＝ ｆ （ａｌｌ、ａ２４．ａ３７．ａ４２
）。
）。
Ａ ２９ ＝ ｆ （ａＮ、ａ２５．ａ３７．ａ４２
）。
）。
△３０ ＝ ｆ （ａｌｌ、ａ２Ｇ、ａ３７．ａ４２
）。
）。
Ａ ３１ −ｒ （ａｌｌ、ａ２７．ａ３７．ａ４２
）。
）。
Ａ ３２ ＝ ｒ （ａ１２．ａ２４．ａ３７．ａ４
２）。
２）。
Ａ ３３ ＝ ｆ （ａ１２．ａ２５．ａ３７．ａ４
２）。
２）。
Ａ ３４ ＝ ｆ （ａ１２．ａ２６．ａ３７．ａ４
２）。
２）。
Ａ ３５ ＝ ｆ （ａ１２．ａ２７．ａ３７．ａ４
２）。
２）。
Ａ ３６ ＝ ｆ （ａ１３．ａ２４．ａ３７．ａ４
２）。
２）。
Ａ ３７−ｆ （ａ１３．ａ２５．ａ３７．ａ４２）
。
。
Ａ ３８ ＝ ｆ （ａ１３．ａ２６．ａ３７．ａ４
２）。
２）。
Ａ ３ ７ ＝ ｒ （ａ１３．ａ２７．ａ３７．ａ
４２）。
４２）。
以上説明したように多次元データ（本実施例では４次元
データ）の管理において実際のデータ値、を各次元情報
と独立に管理することによりデータの重複を完全に排除
づることがＣ′きる。
データ）の管理において実際のデータ値、を各次元情報
と独立に管理することによりデータの重複を完全に排除
づることがＣ′きる。
次に科目別残高データのＢ支店の定期性預金残高の１９
８３年７月３日のデータ（ｒ２８００Ｊ ）をアクレス
する例を第３図に示すフローブヤートによって説明する
。
８３年７月３日のデータ（ｒ２８００Ｊ ）をアクレス
する例を第３図に示すフローブヤートによって説明する
。
ここで、第一次元（営業支店）のＢ支店の直接アドレス
値をｆ１０２Ｊ、第２次元（科目）の定期性預金残高の
直接アドレス値をｒＺＯｌ ０００ｊ、第３次元（年月
日）の１９８３年７月３日の直接アドレス値をｒ８３０
７０３Ｊ 、第４次元（データ集合）の科目別残高の直
接アドレス値を「八Ｃ００ＩＪとする。なお、これら直
接アドレス値はデータ利用者がデータをアクセスするた
めの外部コードとしてディスプレイ端末などの入出力装
置から入力した値である。
値をｆ１０２Ｊ、第２次元（科目）の定期性預金残高の
直接アドレス値をｒＺＯｌ ０００ｊ、第３次元（年月
日）の１９８３年７月３日の直接アドレス値をｒ８３０
７０３Ｊ 、第４次元（データ集合）の科目別残高の直
接アドレス値を「八Ｃ００ＩＪとする。なお、これら直
接アドレス値はデータ利用者がデータをアクセスするた
めの外部コードとしてディスプレイ端末などの入出力装
置から入力した値である。
まず、各次元の直接アドレス値をちとに対応する各次元
情報レコードをアクビスし、それぞれの次元情報レコー
ドに記録されているデータレコード２つに対する間接ア
ドレス値を得る。すなわち、第１次元情報レコード直接
アドレス管理部１つの直接アドレス値ｒ１０２ｊにより
第１次元情報レコード１５のＢ支店のデータレコード２
つに対する間接アドレスｆｉａ１２を（９（ステップ３
３）、同様にして第２次元情報レコード直接アドレス管
理部２０の直接アドレスＩｆｉｒＺＯ１０００ｊから第
２次元情報レコード１Ｇの定期性預金残高のデータレコ
ード２９に対する間接アドレス値ａ２２を得（ステップ
３４）、次に第３次元情報レコード直接アドレス管理部
２１の直接アトし・ス埴ｒ８３０７０３」から第３次元
情報レコード１７の１９８３年７月３日のデータレコー
ド２９に対する間接アドレス１直ａ３３を得（ステップ
３５）、さらに第４次元情報レコード直接アドレス管理
部２２の直接アドレスｌ１ｆｆｒＡＣＯＯＩＪから第４
次元情報レコード１８の科目別残高のデータレコード２
つに対する間接アドレス値ａ４１を得る（ステップ３６
）次に、」−記で得られたデータレコード２つに対づる
各次元における間接アドレス値ａ１２．ａ２２．ａ３３
゜ａ４１．に対しアドレス変換処理部３２によって前述
の変換テーブルにγｎ−）Ｕ百成変換処叩をｔ、（ど（
：しデータレコード２９に対する直接アドレス値△５を
生成する（ステップ３７）。ここで得られたデータレコ
ード直接アドレス値Ａ５をもとにデータレコード２９を
アクセスし、最終的にデータ値ｒ２８００Ｊを得る（ス
テップ３８）。
情報レコードをアクビスし、それぞれの次元情報レコー
ドに記録されているデータレコード２つに対する間接ア
ドレス値を得る。すなわち、第１次元情報レコード直接
アドレス管理部１つの直接アドレス値ｒ１０２ｊにより
第１次元情報レコード１５のＢ支店のデータレコード２
つに対する間接アドレスｆｉａ１２を（９（ステップ３
３）、同様にして第２次元情報レコード直接アドレス管
理部２０の直接アドレスＩｆｉｒＺＯ１０００ｊから第
２次元情報レコード１Ｇの定期性預金残高のデータレコ
ード２９に対する間接アドレス値ａ２２を得（ステップ
３４）、次に第３次元情報レコード直接アドレス管理部
２１の直接アトし・ス埴ｒ８３０７０３」から第３次元
情報レコード１７の１９８３年７月３日のデータレコー
ド２９に対する間接アドレス１直ａ３３を得（ステップ
３５）、さらに第４次元情報レコード直接アドレス管理
部２２の直接アドレスｌ１ｆｆｒＡＣＯＯＩＪから第４
次元情報レコード１８の科目別残高のデータレコード２
つに対する間接アドレス値ａ４１を得る（ステップ３６
）次に、」−記で得られたデータレコード２つに対づる
各次元における間接アドレス値ａ１２．ａ２２．ａ３３
゜ａ４１．に対しアドレス変換処理部３２によって前述
の変換テーブルにγｎ−）Ｕ百成変換処叩をｔ、（ど（
：しデータレコード２９に対する直接アドレス値△５を
生成する（ステップ３７）。ここで得られたデータレコ
ード直接アドレス値Ａ５をもとにデータレコード２９を
アクセスし、最終的にデータ値ｒ２８００Ｊを得る（ス
テップ３８）。
このようにして、多次元（本実施例では４次元）によっ
て特定されるデータに対し、各次元の任意の次元値から
均等な速さで高速にデータレコードをアクセスすること
ができる。
て特定されるデータに対し、各次元の任意の次元値から
均等な速さで高速にデータレコードをアクセスすること
ができる。
以上述べた第１の実施例のほかに第２の実施例として自
動車販売業において第１次元情報管理部１１で販売店（
ｒＡ店」、「８店」、「０点」、！・・・・・・）、第
２次元情報管理部１２で販売管理項目（「販売台数」、
「売上げ実績」、［売上げ前月比Ｊ、・・・・・・）、
第３次元情報管理部１３′Ｃ′年月（ｒ１９８４年１月
Ｊ、ｒ１９８／１年２月」。
動車販売業において第１次元情報管理部１１で販売店（
ｒＡ店」、「８店」、「０点」、！・・・・・・）、第
２次元情報管理部１２で販売管理項目（「販売台数」、
「売上げ実績」、［売上げ前月比Ｊ、・・・・・・）、
第３次元情報管理部１３′Ｃ′年月（ｒ１９８４年１月
Ｊ、ｒ１９８／１年２月」。
ｒ１９８４年３月１．・・・・・・）という販売店別／
販売管理項目別／年月別に自動車販売実績を管理するデ
ータ集合と、第１次元情報管理部１１で輸出国ＣｒＡ国
」、「８国」、「０国」、・・・・・・）、第２次元情
報管理部１２で車種（「車種−１」。
販売管理項目別／年月別に自動車販売実績を管理するデ
ータ集合と、第１次元情報管理部１１で輸出国ＣｒＡ国
」、「８国」、「０国」、・・・・・・）、第２次元情
報管理部１２で車種（「車種−１」。
「車種−２」、「車種−３」、・・・・・・）、第３次
元情報管理部１３で年月Ｍ１９８４年１月」。
元情報管理部１３で年月Ｍ１９８４年１月」。
ｒ１９８４年２月Ｊ、ｒ１９８４年３月１．・・・・・
・）という輸出国別／車種別／年月別に自動ＩＪ１輸出
台数を管理するデータ集合、と、さらに第１次元情報管
理部１１で地区（ｒＡ他地区、「Ｂ地区」。
・）という輸出国別／車種別／年月別に自動ＩＪ１輸出
台数を管理するデータ集合、と、さらに第１次元情報管
理部１１で地区（ｒＡ他地区、「Ｂ地区」。
「Ｃ地区」、・・・・・・）、第２次元情報管理部１２
で自動車メーカー（「自社」、「Ｘ社」、「Ｙ社」。
で自動車メーカー（「自社」、「Ｘ社」、「Ｙ社」。
・・・・・・）、第３次元情報管理部１３で年度（［１
９８２年度Ｊ、ｒ１９８３年度Ｊ、ｒ１９８４年度」、
・・・・・・）という地区別／自動車メーカー別／年度
別に自動車販売台数を管理するデータ集合を、第４次元
情報管理部１４でデータ集合（自動車販売実績、自動車
輸出台数、自動車販売台数）として管理することもでき
る。
９８２年度Ｊ、ｒ１９８３年度Ｊ、ｒ１９８４年度」、
・・・・・・）という地区別／自動車メーカー別／年度
別に自動車販売台数を管理するデータ集合を、第４次元
情報管理部１４でデータ集合（自動車販売実績、自動車
輸出台数、自動車販売台数）として管理することもでき
る。
このように本発明はどのような多次元データもずべて同
一構造で管理することを可能にしているため、極めて汎
用性が高い。
一構造で管理することを可能にしているため、極めて汎
用性が高い。
ｌ１立ｌ」
本発明によれば、多次元によって特定されるデータの集
合（データ集合）をデータの種類によらず同一構造で記
録できることから極めＣ汎用的でかつデータの管理が甲
純化され、またどの次元のデータも必要な数だけ記録で
きること力目う時系列データのような系列データを効率
よく記録できる。
合（データ集合）をデータの種類によらず同一構造で記
録できることから極めＣ汎用的でかつデータの管理が甲
純化され、またどの次元のデータも必要な数だけ記録で
きること力目う時系列データのような系列データを効率
よく記録できる。
また各次元情報管理部とアドレス変換処理部によってデ
ータの格納位買が直接的に決定されることにより複雑な
パスを経由することなく均等な速さで高速に多次元デー
タをアクセスできるという効果がある。
ータの格納位買が直接的に決定されることにより複雑な
パスを経由することなく均等な速さで高速に多次元デー
タをアクセスできるという効果がある。
第１図は本発明の実施例を示す４次元データ管理部式の
概念図、第２図はこの４次元データの管理方式の構成図
、第３図（１４次元データのアクセス手順を示すフロー
チャー１・である。 主要部分の符号の説明の １０・・・・・・次元情報管理ファイル１１〜１４・・
・・・・各次元情報管理部２７・・・・・・ｉ゛−夕管
狸フアイル２８・・・・・・データ管理部
概念図、第２図はこの４次元データの管理方式の構成図
、第３図（１４次元データのアクセス手順を示すフロー
チャー１・である。 主要部分の符号の説明の １０・・・・・・次元情報管理ファイル１１〜１４・・
・・・・各次元情報管理部２７・・・・・・ｉ゛−夕管
狸フアイル２８・・・・・・データ管理部
Claims (1)
- 複数の次元の次元情報により夫々特定される各データを
この各データの記録位置を夫々示す直接アドレス情報と
共に記録したデータ記録手段と、前記次元情報をこの次
元情報の各々に対して夫々対応づけられた間接アドレス
情報と共に記録した次元情報記録手段と、前記複数の次
元の各々の次元から択一的に選択された次元情報に夫々
対応する間接アドレス情報の各組合せを前記直接アドレ
スの各１つに夫々変換する変換テーブルを記憶したアド
レス変換手段とを含み、前記データのアクセスに際し、
前記複数の次元の各々の次元から択一的に選択した次元
情報に夫々対応する間接アドレス情報を夫々アクセスす
るようにし、この間接アドレス情報の組み合せにより特
定される直接アドレス情報によって対応するデータを導
出するようにしてなることを特徴とする多次元データ管
理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59219694A JPS6198459A (ja) | 1984-10-19 | 1984-10-19 | 多次元デ−タ管理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59219694A JPS6198459A (ja) | 1984-10-19 | 1984-10-19 | 多次元デ−タ管理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6198459A true JPS6198459A (ja) | 1986-05-16 |
Family
ID=16739494
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP59219694A Pending JPS6198459A (ja) | 1984-10-19 | 1984-10-19 | 多次元デ−タ管理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6198459A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS63225835A (ja) * | 1987-03-14 | 1988-09-20 | Fujitsu Ltd | 履歴データ管理装置 |
| JPH07282087A (ja) * | 1994-04-07 | 1995-10-27 | Fuji Xerox Co Ltd | 情報構造化表示装置 |
| JP2009245140A (ja) * | 2008-03-31 | 2009-10-22 | Hirotaka Kato | 経営管理システムに基づく工事台帳と資金繰りシステム |
-
1984
- 1984-10-19 JP JP59219694A patent/JPS6198459A/ja active Pending
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS63225835A (ja) * | 1987-03-14 | 1988-09-20 | Fujitsu Ltd | 履歴データ管理装置 |
| JPH07282087A (ja) * | 1994-04-07 | 1995-10-27 | Fuji Xerox Co Ltd | 情報構造化表示装置 |
| JP2009245140A (ja) * | 2008-03-31 | 2009-10-22 | Hirotaka Kato | 経営管理システムに基づく工事台帳と資金繰りシステム |
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