JPS63217417A - インデツクス部縮退処理方式 - 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】 〔概要〕 キー順データセントの空き領域を管理する処理方式にお
いて、コントロールインタバル（ＣＤ中にレコードがな
くなった場合には、インデックス中の該当エントリを消
し、それを空きＣＩエントリとして管理し、コントロー
ルエリア（ＣＡ）中にレコードがなくなった場合には、
そのＣＡを管理するインデックスのブロックをチェーン
から外し、それを空きＣＡ管管理用Ｃ色して登録し。

次に空きＣＡが必要になった場合に、この空きＣＡ管管
理用Ｃ色ら空きＣＡを探し出すことにより。

アクセス速度の向上とスペースの有効利用を図る。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、データ処理装置におけるデータ管理処理方式
に係り、特にデータセットのインデックス部分について
、削除によって空きになつた領域を再使用するインデッ
クス部縮退処理方式に関するものである。

大量のデータを効率的にアクセスするために。

インデックスを木構造で管理するキー順データセットが
用いられている。このようなシステムでは。

アクセスの高速化と、スペース利用の効率化が望まれて
いる。

〔従来の技術〕

第７図は従来の一般的なキー順データセントの構成例を
示す。

第７図（ａ）は、キー順データセットの論理構造である
。キー順データセットは、インデックス部１７とデータ
部１８とからなる。インデックス部１７は、第７図（ｂ
）図示のように、論理的木構造で形成され、磁気ディス
ク装置等の記憶媒体上では１例えば第７図（Ｃ）図示の
ように１作成された順番で並べられて、その各インデッ
クス０１間のチェーンによって、木構造を実現するよう
になっている。

第７図（Ｃ）におけるＨ　Ｕ　ＲＢ　Ａ　（Ｈｉｇｈ　
Ｕｓｅｄ　ＲＢＡ）は、インデックスＣＩの終わりの相
対バイトアドレス（ＲＢＡ）を示すものである。ＨＬＩ
ＸＲＢ　Ａ　（Ｈｉｇｈ　Ｌｅｖｅｌ　Ｉｎｄｅｘ　Ｒ
ＢＡ）は、最高レベルのインデックスＣＩのＲＢＡを示
すものである。ＨＵＲＢＡとＨＬ　Ｉ　ＸＲＢＡとは、
カタログ中の情報であって、ＨＵＲＢＡは、ポリニーム
の最終検出時やデータセントのクローズ時に更新され、
ＨＬＩＸＲＢＡは変更されたときに、その都度更新され
る。

インデックス部１７におけるＳＳはシーケンスセットで
あり、最下位レベルのインデックスを表す、■Ｓはイン
デックスセットであり、ＳＳ以外のインデックスを表す
、シーケンスセットＳＳは。

データレコードのキーと、そのキーに対応する相対バイ
トアドレス（ＲＢ　Ａ）を持っており、レコードをアク
セスするときに、その位置を検索するために用いられる
。

データ部１８におけるＣＩはコントロールインタバルで
あって、いくつかのレコードと、空きスペースと９制御
情報とからなる。ＣＩは、直接アクセスボリュームと主
記憶装置との間で、データ転送を行うときの論理的な最
小単位である。ＣＡは、コントロールエリアであって、
複数のＣＩで構成される。ＣＡば、スペースを切り出す
ときの単位となる。

〔発明が解決しようとする問題点〕

時系列データのように、単調増加するキーにより、レコ
ード追加が実施され２かつ古いレコード（データ）が棄
てられるような場合、第７図に示すような従来のキー順
データセットの構造では。

古いキーを管理するＳＳ部およびそれらのＳＳにより管
理されるデータセットがデッドスペースになってしまう
という問題がある。

また、順序処理においては、先頭ＳＳから検索対象とな
り、かつＳＳを参照しただけでは、データセットにレコ
ードが存在するかどうかが判別できないために、空きの
Ｃ，Ｉを読んでしまう、このため、棄てられたデータが
多い場合には、性能が劣化するという問題がある。

本発明は上記問題点の解決を図り、インデックス部分を
自動的に縮退させ、アクセス速度の向上とスペースの有
効利用を可能とすることを目的としている。

〔問題点を解決するための手段〕

第１図は本発明の基本構成例を示す。

第１図において、１０はＣＰＵおよびメモリからなる処
理装置、１１は処理プログラムを動作させる応用処理部
、１２はデータセットの管理機能およびアクセス機能を
提供するデータ管理部、１３は空きＣＩ管理処理部、１
４ば空きＣＡ管理処理部、１５は空きＣＡ再使用処理部
、１６はキー順データセット、１７はインデックス部、
１８はデータ部、１９はインデックス情報が格納される
インデックスＣＩ、２０は空きＣＡ管理用ＣＩ。

２１はＥＯＦ情報用ＣＩ、２２はスペース切り出し単位
となるコントロールエリア（ＣＡ）、２３はデータ転送
単位であるコントロールインタバル（ＣＩ）を表す。

空きＣＩ管理処理部１３は、レコードの削除により、デ
ータ部１８におけるコントロールインタバル２３に、レ
コードがなくなった場合に、そのコントロールインタバ
ル２３を管理するインデックスＣ１１９中のエントリを
削除し、空きとして管理する処理を実行するものである
。

空きＣＡ管理処理部１４は、データ部１８におけるコン
トロールエリア２２中にレコードがなくなった場合に、
そのコントロールエリア２２を管理するインデックスＣ
１１９を空きＣＡ管理用Ｃｌ２Ｏとして登録する処理を
実行するものである。

空きＣＡ再使用処理部１５は、いわゆるＣＡスプリント
が起きて、コントロールエリア２２が必要になったとき
に、空きＣＡ管理用Ｃｌ２Ｏから空きＣＡを探し出し、
その領域を割り当てる処理を実行するものである。

ＥＯＦ情報用Ｃｌ２１は、オールゼロの内容を持ち、従
来、インデックスＣ１１９の終わりを示すために用いら
れているが１本発明のこの例では。

インデックスＣ１１９の次に空きＣＡ管理用Ｃｌ２Ｏが
設けられるため、空きＣＡ管理用Ｃｌ２Ｏの終わりを示
す。空きＣＡ管理用Ｃｌ２Ｏの先頭は２図示省略したカ
タログからポイントされる。

〔作用〕

コントロールインタバル２３中にレコードがなくなった
場合には、空きＣＩ管理処理部１３により、そのインデ
ックスのエントリが、空きＣＩエントリとして管理され
、さらにコントロールエリア２２中にレコードがなくな
った場合には、空きＣＡ管理処理部１４により、そのコ
ントロールエリア２２を管理するインデックスＣ１１９
が、空きＣＡ管理用Ｃｌ２Ｏとして登録される。

従って、データ部１８における空きのコントロールエリ
ア２２が、デッドスペースとなることはなく、また空き
のＣＩを読んでしまうことがなくなるので、スペース効
率の向上およびアクセス速度の向上が図れる。

〔実施例〕

第２図は本発明の詳細な説明するためのインデックス部
の論理的構造例、第３図および第４図は空きＣＩ管理処
理説明図、第５図は空きＣＡ管理処理説明図、第６図（
ａ）〜第６図（ｄ）は本発明の一実施例処理説明図であ
る。

本発明の詳細な説明するために９例えば第２図に示すよ
うなキー順データセットを考える。各インデックスセッ
トＩＳ、シーケンスセットＳＳ１、ＳＳ２．・・・中の
数値は、インデックスのキー（ＫＥＹ）値を表している
。また１例えばコントロールエリアＣＡ２におけるコン
トロールインタバルＣ１ｌには、キー値が３１から、キ
ー値が３５までの範囲のレコードが格納されている。コ
ントロールインタバルＣＩ２には、キー値が３６から、
キー値が４０までの範囲のレコードが格納されている。

他も同様である。

例えば第３図（ａ）のような状態で、コントロールイン
タバルＣＩ３中・のレコードがすべて削除され、コント
ロールインタバルＣＩ３中にレコードが１件もなくなっ
たとする。この場合、コントロールインタバルＣＩ３を
管理するシーケンスセットＳＳ２のエントリは消去され
、空きＣＩポインタとして返却される。即ち、第３図（
ｂ）図示のように、ＫＥＹ−４５のエントリは消されて
。

コントロールインタバルＣＩ３は、空きとして返却され
る。

また１例えば第４図に示すように、空きになったコント
ロールインタバルＣＩ５が、そのコント０−ルインタバ
ルを管理するシーケンスセットＳＳ２中の最大のキーを
持つエントリである場合には、単にシーケンスセットＳ
Ｓ２のエントリを消すだけでなく、その前のエントリの
キーを、空きになったＣＩのキーに変更する。即ち、コ
ントロ−ルインタバルＣＩ５が空きになると、そのＣ１
５を管理するＫＥＹ−５５のエントリは消去され。

空きＣｌポインタとして返却される。さらに、ＣＩ５は
シーケンスセットＳＳＺ中の最大のキーを持つエントリ
であったので、前のコントロールインタバルＣＩＡを管
理するエントリ　（ＫＥＹ＝５０）のキーが、ＣＩ５を
管理していたキーの値（ＫＥＹ−５５）に変更される。

レコードの削除によって、コントロールエリア（ＣＡ）
中にレコードが１件もなくなった場合には、第５図に示
すような処理が行われる。ただし。

空きＣＡを管理するシーケンスセットＳＳを管理するイ
ンデックスセントｔＳのエントリ数が１の場合には、以
下の処理を行わない。

例えば第５図Ｃａ＞図示のように、３番目のインデック
スＣ１１９が、空きにな９たＣＡを管理するシーケンス
セットＳＳであったとする。まず。

そのシーケンスセットＳＳをインデックスのチェーンか
ら外す、そして、第５図（ｂ）図示のように、媒体上の
ＨＵＲＢＡで指されているインデックスＣ１１９を、空
きになったＣＡを管理するシーケンスセットＳＳの位置
に移動する。このとき。

必要に応じてチェーンの保守やＨＬ　ＩＸＲＢＡの更新
を行う。そして、空きになったＣＡを管理するシーケン
スセットＳＳを、空きＣＡ管管理用Ｃ色して登録する。

ＨＵＲＢＡを１０１分戻し、これによって次にＣＡスプ
リントが生じたときに。

このＨＵＲＢＡで指される空きＣＡＡ理用Ｃｌ２Ｏを参
照して、空きＣＡを割り当てることができるようにする
。

次に第６図（ａ）〜第６図（ｄ）に従って１本発明の一
実施例に係るレコード削除時の処理について説明する。

なお、第６図（ａ）〜第６図（ｄ）において、※印が付
されている処理は、媒体上の変更を行う処理である。

以下の説明の番号■〜■は、第６図（ａ）に示す処理番
号■〜■に対応する。

■　まず、削除するレコードが、ＣＩ中の最後のレコー
ドであるか否かを判定する。最後のレコードでない場合
、インデックス部の縮退処理は必要ないので、従来通り
の処理を行う。

■　そのＣＩを管理するインデックス中のＳＳを探す。

■　そのＳＳ中のエントリの数が１であるか否かを判定
し、１でない場合には、第６図（ｂ）に示す処理Ａに制
御を移す。

■　ＳＳ中のエントリの数が１である場合、そのＳＳを
管理するインデックスセットＩＳを探す。

■　そのＩｓがない場合、従来と同様なレコード削除処
理を行う。

■　Ｉｓがあった場合、そのＩｓのエントリの数が１で
あるか否かを判定し、エントリの数が１であるとき、従
来と同様なレコード削除処理を行う、エントリの数が１
でないとき、第６図（Ｃ）に示す処理日へ制御を移す。

第６図（ｂ）に示す処理Ａは、レコードを削除すること
により、ＣＩが空きになる場合の処理である。以下の説
明における番号■〜■は、第６図（ｂ）に示す処理番号
■〜■に対応する。

■　削除要求のあったレコードを削除する。

■　その削除レコードを含むＣＩは、ＣＡ中の最大のキ
ーを持つレコードを含む（ｌであるか否かを判定する。

そうである場合には１次の処理■を実行し、違う場合に
は、処理■を実行する。

■　ＳＳ中のＣＩエントリを消し、その（ｌを空き領域
として返却する。それと同時に１次に大きいキーを持つ
ＣＩのエントリのキーを変更し。

削除処理を終了する。

■　ＳＳ中のＣＩのエントリを消し、そのＣＩを空き領
域として返却して、削除処理を終了する。

第６図（Ｃ）および第６図（ｄ）に示す処理Ｂ。

Ｂｌは、レコードを削除することにより、ＣＡが空きに
なる場合の処理を示している。以下の説明における番号
■〜＠は、第６図（Ｃ）に示す処理番号■〜＠に対応す
る。

■　削除要求のあったレコードを削除する。

■　空きになるＣＡを管理するＳＳ中のＣＩのエントリ
を消し、空きとして返却する。

■　その空きＣＡを管理するＳＳは、そのＳＳを管理す
るＩＳの最大のキーを持つエントリであるか否かを判定
する。最大のキーを持つエントリである場合、処理■を
実行し、そうでない場合、処理■を実行する。

■　Ｉｓ中のＳＳのエントリを消すと同時に３次に大き
いキーを持つＳＳのエントリのキーを変更する。その後
、処理■へ制御を移す。

■　Ｉｓ中のＳＳのエントリを消す。

■　空きＣＡを管理するＳＳは、先頭のＳＳであるか否
かを判定する。先頭のＳＳである場合。

処理■へ制御を移す。

■　空きＣＡを管理するＳＳは、最後のｓｓであるか否
かを判定する。最後のＳＳでない場合。

処理■を実行し、最後のＳＳである場合、処理［相］へ
制御を移す。

■　最初のＳＳを指すポインタ（Ｉ　５ＴＳＳＲＢＡ）
を更新し、処理０へ制御を移す。

■　１つ前のＳＳの水平ポインタを、１つ後のＳＳには
る。その後、処理０へ制御を移す。

［相］　１つ前のＳＳの水平ポインタを、最終表示に変
更する。

■　空きＣＡを管理するＳＳを作業域に退避する。

ＯＨＵＲＢＡで指されるＣＩ（ｌＤｌつ前（７）ＣＩを
。

空きＣＡを管理するＳＳの位置に複写する。続いて第６
図（ｄ）に示す処理Ｂ１以下を実行する。

以下の説明における番号■〜［相］は、第６図（ｄ）に
示す処理番号■〜０に対応する。

■　ＨＬ　Ｉ　ＸＲＢＡとＨＵＲＢＡとの差が１個分の
ＣＩであるかどうかを判定する。２個以上である場合に
は、処理■以下を実行する。

■　ＨＬＩＸＲＢＡとＨＵＲＢＡとの差がＩＣＩである
場合には、ＨＬＩＸＲＢＡを変更し、処理■へ制御を移
す。

■〜■　垂直ポインタを探し、垂直ポインタがある場合
、そのポインタを変更する。

■〜■　水平ポインタを探し、水平ポインタがある場合
、その水平ポインタを変更する。

■　第６図（Ｃ）における処理０で退避した空きＣＡを
管理するＳＳを、ＨＵＲＢＡの１つ前の位置に書く。

（ＩＩＤ　　ＨＵＲＢＡを１つ前のＣＩを指すように変
更する。以上で削除処理を終了する。

〔発明の効果〕

以上説明したように１本発明によれば、削除レコードが
ある場合に、インデックス部が縮退されて管理されるの
で、空きＣＩアクセスが不要となり、性能が向上する。

またコントロールエリアの再使用により、スペースの有
効利用が可能になる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の基本構成例、第２図は本発明の詳細な
説明するためのインデックス部の論理的構造例、第３図
および第４図は空きＣＩ管理処理説明図、第５図は空き
ＣＡ管理処理説明図、第６図（ａ）〜第６図（ｄ）は本
発明の一実施例処理説明図、第７図は従来の一般的なキ
ー順データセントの構成例を示す。 図中、１０は処理装置、１１は応用処理部、１２はデー
タ管理部、１３は空きＣＩ管理処理部。 １４は空きＣＡ管理処理部、１５は空きＣＡ再使泪処理
部、１６はキー順データセント、１７はインデックス部
、１８はデータ部、１９はインデックスＣＩ、２０は空
きＣＡ管理用ＣＩ、２１はＥＯＦ情報用ＣＩ、２２はコ
ントロールエリア、２３はコントロールインタバルを表
す。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 記憶媒体上のスペースを切り出す単位となるコントロー
   ルエリアに、いくつかのレコード、空きスペースおよび
   制御情報の領域を有するデータコントロールインタバル
   が確保され、データコントロールインタバルにおけるレ
   コードを、キー順に従ったインデックスで管理するデー
   タ管理処理システムにおいて、 上記データコントロールインタバル中にレコードがなく
   なった場合に、そのコントロールインタバルを管理する
   インデックスのエントリを削除し、そのコントロールイ
   ンタバルを空きとして管理する空きＣＩ管理処理手段（
   １３）と、 上記コントロールエリア中にレコードがなくなった場合
   に、そのコントロールエリアを管理するインデックスの
   ブロックを空きコントロールエリアの管理に使用する空
   きＣＡ管理処理手段（１４）と、空きコントロールエリ
   アが必要になったときに、上記空きコントロールエリア
   管理用のインデックスのブロックから、空きコントロー
   ルエリアを探し出し、その領域を割り当てる空きＣＡ再
   使用処理手段（１５）とを備えたことを特徴とするイン
   デックス部縮退処理方式。