KR20040053268A - 고속 논-콘커런시 제어된 데이터베이스 - Google Patents

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KR20040053268A KR10-2004-7006695A KR20047006695A KR20040053268A KR 20040053268 A KR20040053268 A KR 20040053268A KR 20047006695 A KR20047006695 A KR 20047006695A KR 20040053268 A KR20040053268 A KR 20040053268A
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Abstract

본 발명은 대용량 데이터베이스 시스템을 위해 데이터베이스 잠금 또는 접근 제어의 이용 없이 현재 업데이트로 고속 데이터베이스 검색을 위한 방법 및 시스템을 기술한다. 시스템(100)은 버스(101)에 결합된 프로세서; 다수의 2차 메모리 캐쉬(103-1 ... 103-P); 메모리(즉, RAM)(104); 리드 온리 메모리(ROM)(106); 저장 장치(108); 디스플레이(즉, LCD 모니터)(110); 입력 장치(112); 다양한 정보를 나타내는 전기 신호를 송/수신하는 네트워크 인터페이스(114-1 ... 114-O); 와이드 에어리어 네트워크(124); 로칼 에어리어 네트워크(LAN)(122); 다수의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N 프론트-엔드 프로토콜 엔진); 및 데이터베이스에 대한 업데이트 트래픽을 수신하는(142-1 ... 142-S) 멀티플 온-라인 트랜스액션 프로세싱(OLTP) 서버(140-1 ... 140-S)로 구성된다.

Description

고속 논-콘커런시 제어된 데이터베이스{High speed non-concurrency controlled database}
우선권 주장/관련 출원에 대한 상호 참조
본 정규 출원은 그의 전체 내용이 참고로 인용되며 2001년 11월 1일에 출원된 미국 임시 특허 출원 제60/330,842호, 및 그의 전체 내용이 참고로 인용되며 2002년 3월 19일에 출원된 미국 임시 특허 출원 제60/365,169호의 이득을 청구한다.
인터넷이 유성과 같은 성장을 계속함에 따라, 적당한 가격 포인트에서의 루트(root) 및 일반 최상위 도메인(generic top level domain, gTLD) 서버를 위한 도메인 네임 서비스(domain name service, DNS) 레졸루션(resolution)의 스케일링(scaling)이 더욱 더 어려워지고 있다. A 루트 서버(즉, a.root-server.net)는 전 세계에 지리적으로 배분된 12개의 보조 루트 서버에 인터넷 네임스페이스 루트 존 화일을 유지시키고 배분하는 반면(즉, b.root-server.net, c.root-server.net 등), 상응하는 gTLD 서버(즉, a.gtld-servers.net, b.gtld-servers.net 등)은 상기 최상위 도메인(예를 들어, *.com, *.net, *.org 등)을 유사하게 배분 및 지원한다. 쿼리(query) 속도에서의 꾸준한 성장과 커플링된 끊임없이 증가하는 볼륨의 데이터는 다음의 수년에 걸쳐 루트 및 gTLD DNS 서비스에 필요한 하드웨어 및 소프트웨어 인프라구조의 전적인 재고를 강요하고 있다. 표준 "바인드(bind)" 소프트웨어 배분의 전형적인 싱글 서버 인스톨레이션은 A 루트의 요구에는 이미 불충분하며 심지어 gTLD 필요성도 곧 충족시킬 수 없을 것이다. 공중 전화망(public switched telephone network, PSTN) 및 인터넷의 컨버젼스(convergence)로, 새롭고도 진보된 서비스가 제공됨에 따라 차세대 지능망(Advanced Intelligent Network, AIN), 보이스 오버 인터넷 프로토콜(Voice Over Internet Protocol, VoIP) 서비스, 지오로케이션(geolocation) 서비스 등을 비롯한 PSTN 및 인터넷을 스패닝하는 PSTN의 SS7 시그널링 네트워크 상의 서비스 컨트롤 포인츠(Service Control Points, SCPs)와 보통은 관련된 특징을 제공하기위한 범용의 고성능 검색 메카니즘에 대한 기회가 존재한다.
본 발명의 개시 내용은 컴퓨터 시스템에 관한 것이다. 더욱 구체적으로는, 본 발명의 개시 내용은 라지(large) 데이터베이스 시스템에 있어서 고속 데이터베이스 검색을 제공함과 동시에 업데이트(update)하는 방법 및 시스템에 관한 것이다.
도 1은 본 발명의 실시예에 따른 시스템 블럭도이다.
도 2는 본 발명의 실시예에 따른, 메시지 데이터 구조를 도시하는 상세 블럭도이다.
도 3은 본 발명의 실시예에 따른, 메시지 레이턴시(latency) 데이터 구조 아키텍쳐(architecture)를 도시하는 상세 블럭도이다.
도 4는 본 발명의 실시예에 따른, 일반적 데이터베이스 아키텍쳐를 도시하는 상세 블럭도이다.
도 5는 본 발명의 실시예에 따른, 일반적 데이터베이스 아키텍쳐를 도시하는 상세 블럭도이다.
도 6은 본 발명의 실시예에 따른, 일반적 데이터베이스 아키텍쳐를 도시하는 상세 블럭도이다.
도 7은 본 발명의 실시예에 따른, 일반적 데이터베이스 아키텍쳐를 도시하는 상세 블럭도이다.
도 8은 본 발명의 실시예에 따른, 일반적 데이터베이스 아키텍쳐를 도시하는 상세 블럭도이다.
도 9는 본 발명의 실시예에 따른, 데이터베이스를 검색하는 동시에 업데이트하는 방법을 도시하는 탑 레벨 흐름도이다.
본 발명의 실시예는 라지 데이터베이스 시스템에 있어서 고속 데이터베이스 검색과 동시에 업데이트를 위한 방법 및 시스템을 제공한다. 구체적으로는, 복수의 검색 쿼리가 네트워크 상에 리시브될 수 있으며, 데이터베이스가 검색될 수 있고, 복수의 검색 리플라이가 네트워크 상에 보내질 수 있다. 데이터베이스를 검색하는 동안, 새로운 정보가 네트워크 상에 리시브될 수 있으며, 복수의 새로운 데이터베이스 엘리먼트가 새로운 정보를 기초로 하여 창조될 수 있고, 더티 비트(dirty bit)가 각각의 새로운 데이터베이스 엘리먼트 내에서 세팅될 수 있다. 각각의 새로운 데이터베이스 엘리먼트에 대한 포인터(pointer)가 싱글 언인터럽트블 오퍼레이션을 이용하여 데이터베이스에 라이팅(writing)될 수 있으며 각각의 새로운 데이터베이스 엘리먼트 내의 더티 비트가 제거(clear)될 수 있다.
도 1은 본 발명의 실시예에 따른 시스템을 도시하는 블럭도이다. 일반적으로, 시스템(100)은 라지 메모리-레지던트(memory-resident) 데이터베이스를 호스트하며, 검색 리퀘스트를 리시브하고 네트워크 상에서 검색 리스폰스를 제공할 수 있다. 예를 들어, 시스템(100)은 대칭형 멀티프로세싱(symmetric, multiprocessing, SMP) 컴퓨터, 예를 들어 미국 뉴욕주 아몽크 소재의 International Business Machines Corporation제의 IBM RS/6000(등록상표) M80 또는 S80, 미국 캘리포니아주 산타 클라라 소재의 Sun Microsystems, Inc.제의 Sun EnterpriseTM 10000 등일 수 있다. 또한 시스템(100)은 멀티-프로세서 퍼스널 컴퓨터, 예를 들어 미국 캘리포니아주 팔로 알토 소재의 Hewlett-Packard Company제의 Compaq ProLiantTM ML530(2개의 Intel Pentium(등록상표) III 866 MHz 프로세서 포함)일 수 있다. 또한 시스템(100)은 멀티프로세싱 오퍼레이팅 시스템, 예를 들어 IBM AIX(등록상표) 4, Sun SolarisTM 8 Operating Environment, Red Hat Linux(등록상표) 6.2 등을 포함할 수 있다. 시스템(100)은 데이터베이스 내로 동시에 인코포레이션될 수 있는 주기적 업데이트를 네트워크(124) 상에서 리시브할수 있다.
실시예에 있어서, 시스템(100)은 버스(101)에 커플링된 하나 이상의 프로세서(102-1)을 포함할 수 있다. 프로세서(102-1)는 내부 메모리 캐시(cache)(예를들어 L1 캐시, 명확함을 위하여 예시하지 않음)를 포함할 수 있다. 보조 메모리 캐시 103-1(예를 들어 L2 캐시, L2/L3 캐시 등)은 프로세서(102-1)와 버스(101) 사이에 존재할 수 있다. 바람직한 실시예에 있어서, 시스템(100)은 버스(101)에 커플링된 복수의 프로세서(102-1 ... 102-P)를 포함할 수 있다. 복수의 보조 메모리 캐시(103-1 ... 103-P)가 복수의 프로세서(102-1 ... 102-P)와 버스(101) 사이에서 또한 존재할 수 있거나(예를 들어 룩-쓰루(look-through) 아키텍쳐) , 이와는 달리 하나 이상의 보조 메모리 캐시(103-1)가 버스(101)에 커플링될 수 있다(예를 들어 룩-어사이드(look-aside) 아키텍쳐). 시스템(100)은 복수의 프로세서(102-1 ... 102-P)에 의해 실행될 정보 및 명령을 저장하기 위한, 버스(101)에 커플링된 메모리(104), 예를 들어 랜덤 악세스 메모리(random access memory, RAM) 등을 포함할 수 있다.
메모리(104)는 예를 들어 인터넷 도메인 네임의 인터넷 어드레스로의 번역, 이름 또는 전화 번호의 네트워크 어드레스로의 번역, 가입자 프로필 데이터의 제공 및 업데이트, 사용자 프레전스(presence) 데이터의 제공 및 업데이트 등을 위한 라지 데이터베이스를 저장할 수 있다. 유리하게는, 데이터베이스의 크기 및 초 당 번역 수 둘 모두가 매우 클 수 있다. 예를 들어 메모리(104)는 64 GB 이상의 RAM을 포함할 수 있으며 500M(즉, 500 x 106) 레코드 도메인 네임 데이터베이스, 500M 레코드 가입자 데이터베이스, 450M 레코드 전화 번호 포터빌리티(portability) 데이터베이스 등을 호스트할 수 있다.
예시적 64-비트 시스템 아키텍쳐, 예를 들어 적어도 64-비트 버스(101) 및 64-비트 메모리(104)에 커플링된 하나 이상의 64-비트 빅-엔디안(big-endian) 프로세서(102-1)를 포함하는 시스템 상에서, 8-바이트 포인터 값은 싱글, 언인터럽트블 오퍼레이션을 이용하여 8-바이트 바운더리(boundary)(즉, 8, 또는 예를 들어 8N으로 나누어질 수 있는 메모리 어드레스) 상의 메모리 어드레스에 라이팅될 수 있다. 일반적으로, 보조 메모리 캐시(103-1)의 존재는 메모리(104)로의 8-바이트 포인터 라이트를 단순히 지연시킬 수 있다. 예를 들어, 일 실시예에 있어서, 보조 메모리 캐시(103-1)는 라이트-쓰루(write-through) 모드에서 오퍼레이팅하는 룩-쓰루 캐시일 수 있어 싱글, 8-바이트 저장 명령이 8 바이트의 데이터를 인터럽션 없이, 그리고 2 시스템 클락(clock) 사이클만큼 프로세서(102-1)에서 메모리(104)로 옮길 수 있다. 다른 실시예에 있어서, 보조 메모리 캐시(103-1)는 라이트-백(wright-back) 모드에서 오퍼레이팅하는 룩-쓰루 캐시일 수 있어 8-바이트 포인터는 보조 메모리 캐시(103-1)에 먼저 라이팅될 수 있고, 그러면 이는 이후에, 예를 들어 8-바이트 포인터가 저장된 캐시 라인이 메모리(104)에 라이팅되는 때에(즉, 예를 들어 특정 캐시 라인, 또는 전체 보조 메모리 캐시가 "플러쉬되는(flushed)" 때에) 8-바이트 포인터를 메모리(104)에 라이팅할 수 있다.
최종적으로, 프로세서(102-1)의 퍼스펙티브 (perspective)로부터, 일단 데이터가 프로세서(102-1)의 아웃풋 핀 상으로 래치(latch)되면, 모든 8 바이트의 데이터는 하나의 연속적인 언인터럽트된 트랜스퍼fh 메모리(104)로 라이팅되는데, 이는 존재할 경우, 보조 메모리 캐시(103-1)의 효과에 의해 지연될 수 있다. 프로세서(102-2 ... 102-P)의 퍼스펙티브로부터, 일단 데이터가 프로세서(102-1)의 아웃풋 핀 상으로 래치되면, 모든 8 바이트의 데이터는 하나의 연속적인 언인터럽트된 트랜스퍼에서 메모리(104)로 라이팅되는데, 이는 보조 메모리 캐시(103-1 ... 103-P)를 크로스하는 캐시 일관성 프로토콜에 의해 강요되며 이는 존재할 경우 메모리(104)로의 라이트를 지연시킬 수 있다.
그러나, 8-바이트 포인터 값이 메모리(104)의 잘못 정렬된 위치, 예를 들어 8-바이트 바운더리를 크로스하는 메모리 어드레스로 라이팅되면, 모든 8 바이트의 데이터는 싱글, 8-바이트 저장 명령을 이용하여서는 프로세서(102-1)로부터 전송될 수 없다. 대신, 프로세서(102-1)는 두가지의 개별적인 별개의 명령을 송신할 수 있다. 예를 들어 메모리 어드레스가 8-바이트 바운더리 이전의 4 바이트에서 시작한다면(예를 들어 8N-4), 첫번째 저장 명령은 가장 의미있는 4 바이트를 메모리(104)로 전송하는 반면(예를 들어 8N-4), 두번째 저장 명령은 가장 덜 의미있는 4 바이트를 메모리(104)로 전송한다(예를 들어 8N). 중요하게는, 상기 두 개별적인 저장 명령 사이에서, 프로세서(102-1)가 인터럽트될 수 있거나, 프로세서(102-1)가 다른 시스템 컴포넌트(예를 들어 프로세서 102-P 등)에 대한 버스(101)의 컨트롤을 느슨하게 할 수 있다. 결과적으로, 메모리(104)에 존재하는 포인터 값은 프로세서(102-1)가 두번째 저장 명령을 완료할 수 있을 때까지 무효가된다. 다른 컴포넌트가 상기 메모리 위치에 대한 싱글, 언인터럽트블 메모리 리드를 시작하면, 무효한 값은 추정가능하게 유효한 것으로 되돌아가게 된다.
이와 유사하게, 새로운 4-바이트 포인터 값은 싱글, 언인터럽트블 오퍼레이션을 이용하여 4로 나누어질 수 있는 메모리 어드레스(예를 들어 4N)에 라이팅될 수 있다. 상기에 논의된 예에 있어서, 4-바이트 포인터 값은 싱글 저장 명령을 이용하여 8N-4 메모리 위치에 라이팅될 수 있음을 알기 바란다. 물론, 4-바이트 포인터 값이 4-바이트 바운더리를 크로스하는 위치(예를 들어 4N - 2)에 라이팅되면, 모든 4 바이트의 데이터는 싱글 저장 명령을 이용하여서는 프로세서(102-1)로부터 전송될 수 없으며, 메모리(104)에 존재하는 포인터 값은 몇몇 시간대에 있어서 무효할 수 있다.
시스템(100)은 프로세서(102-1)에 있어서의 정적 정보 및 명령의 저장을 위한, 버스(101)에 커플링된 리드 온리 메모리(read only memory, ROM)(106), 또는 다른 정적 저장 장치를 또한 포함할 수 있다. 저장 장치(108), 예를 들어 자기 또는 광 디스크는 정보 및 명령의 저장을 위하여 버스(101)에 커플링될 수 있다. 시스템(100)은 버스(101)에 커플링된 인풋 장치(112)(예를 들어 키보드, 마우스, 트랙볼 등) 및 디스플레이(110)(예를 들어 LCD 모니터)를 또한 포함할 수 있다. 시스템(100)은 복수의 네트워크 인터페이스(114-1 ... 114-0)를 포함할 수 있으며, 이는 다양한 타입의 정보를 나타내는 디지탈 데이터 스트림을 운반하는 전기, 전자기 또는 광 시그널을 보내고 받을 수 있다. 실시예에 있어서, 네트워크 인터페이스(114-1)는 버스(101) 및 근거리 통신망(local area network, LAN)(122)에 커플링될 수 있는 반면, 네트워크 인터페이스(114-O)는 버스(101) 및 광역 통신망(wide area network, WAN)(124)에 커플링될 수 있다. 복수의 네트워크 인터페이스(114-1 ... 114-0)는 다양한 네트워크 프로토콜, 예를 들어 Gigabit Ethernet(예를 들어 IEEE Standard 802.3- 2002, 2002년 발표), Fiber Channel(예를 들어 ANSI Standard X.3230- 1994, 1994년 발표) 등을 포함하는 다양한 네트워크 프로토콜을 지원할 수 있다. 복수의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)는 LAN(122) 및 WAN(124)에 커플링될 수 있다. 일 실시예에 있어서, LAN(122) 및 WAN(124)은 물리적으로 별개인 네트워크일 수 있는 반면, 다른 실시예에 있어서 LAN(122) 및 WAN(124)은 네트워크 게이트웨이 또는 루터(router)(명확하게 하기 위하여 예시하지 않음)를 통한 것일 수 있다. 이와는 달리, LAN(122) 및 WAN(124)은 동일한 네트워크일 수 있다.
상기에서 알 수 있듯이, 시스템(100)은 DNS 레졸루션 서비스를 제공할 수 있다. DNS 레졸루션 실시예에 있어서, DNS 레졸루션 서비스는 일반적으로 네트워크 트랜스포트 및 데이터 룩-업(look-up) 펑션 사이에서 분할될 수 있다. 예를 들어, 시스템(100)은 라지 데이터 세트 상에서의 데이터 룩-업에 최적화된 백-엔드 룩-업 엔진(LUE)일 수 있는 반면, 복수의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)는 네트워크 프로세싱 및 트랜스포트에 최적화된 복수의 프런트-엔드 프로토콜 엔진(PEs)일 수있다. LUE는 메모리(104)에 전체 DNS 레코드 세트를 저장하여 고속의 고-처리율 검색 및 업데이트를 돕는 강력한 멀티프로세서 서버일 수 있다. 대안적인 실시예에 있어서, 고속의 고-처리율 검색 및 업데이트를 돕기 위하여 DNS 레졸루션 서비스는 각각이 메모리에 전체 DNS 레코드 세트의 서브세트를 저장하는 일련의 강력한 멀티프로세서 서버, 또는 LUE에 의해 제공될 수 있다.
역으로, 복수의 PE는 효율적인 멀티태스킹 오퍼레이팅 시스템(예를 들어 Red Hat Linuxe(등록상표) 6.2)을 러닝하는 일반적인 로-프로필(low-profile)의 PC-기반의 기계일 수 있는데, 이는 DNS 레졸루션에 이용가능한 자원을 최대화하기 위하여 LUE 상에서의 네트워크 프로세싱 트랜스포트 로드를 최소화한다. PE는 와이어-라인(wire-line) DNS 프로토콜의 뉘앙스를 핸들링하고, 무효한 DNS 쿼리에 응답하고 유효한 DNS 쿼리를 LAN(122) 상의 LUE에 멀티플렉스(multiplex)할 수 있다. 싱글 LUE에 있어서의 PE의 수는 예를 들어 특정 시스템의 실행 특성 및 초 당 프로세싱될 DNS 쿼리의 수에 의해 결정될 수 있다. 다른 측정 기준도 적절한 맵핑 비 및 거동의 결정에 이용될 수 있다.
일반적으로, 다른 큰 볼륨의 쿼리 기반의 실시예, 예를 들어 전화 번호 레졸루션, SS7 시그널링 프로세싱, 지오로케이션(geolocation) 결정, 전화 번호-대-가입자 맵핑, 가입자 위치 및 프레전스 결정 등을 포함하는 실시예가 지원될 수 있다.
실시예에 있어서, 중앙 온라인 트랜스액션 프로세싱(on-line transaction processing, OLTP) 서버(140-1)은 WAN(124)에 커플링되며 다양한 소스로부터 데이터베이스(142-1)에 대한 부가(addition), 변형(modification) 및 삭제(즉, 업데이트 트래픽)을 리시브할 수 있다. OLTP 서버(140-1)는 업데이트를 시스템(100)으로 보낼 수 있는데, 이는 WAN(124) 상의 데이터베이스(142-1)의 로컬 카피(local copy)를 포함한다. OLTP 서버(140-1)는 예를 들어 하이퍼텍스트 전송 프로토콜(HyperText Transmission Protocol, HTTP), 레지스트리 레지스트라 프로토콜(Registry Registrar Protocol, RRP), 익스텐스블 프로비져닝 프로토콜(Extensible Provisioning Protocol, EPP), 서비스 매니지먼트 시스템(Service Management System)/800 메카나이즈드 제네릭 인터페이스(Mechanized Generic Interface, MGI), 및 기타 온-라인 프로비져닝 프로토콜을 포함하는 다양한 포맷 및 프로토콜에 있어서의 업데이트 트래픽 프로세싱에 최적화될 수 있다. 리드-온리 LUE의 컨스텔레이션(constellation)은 허브(hub) 및 스포크(spoke) 아키텍쳐에 배치되어 OLTP 서버(140-1)로부터의 하이-볼륨의 인크리멘탈(incremental) 업데이트와 결합되는 고속 검색 능력을 제공할 수 있다.
대안적인 실시예에 있어서, 데이터는 각각이 WAN(124)에 커플링될 수 있는 다중 OLTP 서버(140-1 ... 140-S) 상에 분배될 수 있다. OLTP 서버(140-1 ... 140-S)는 다양한 소스로부터의 그의 각각의 데이터베이스(142-1 ... 142-S)에 대한부가, 변형, 및 삭제(즉, 업데이트 트래픽)을 리시브할 수 있다(명확하게 하기 위하여 예시하지 않음). OLTP 서버(140-1 ... 140-S)는 시스템(100)에 업데이트를 보낼 수 있는데, 이는 WAN(124) 상의 데이터베이스(142-1 ... 142-S), 기타 다이내믹하게 생성되는 데이터 등의 카피를 포함할 수 있다. 예를 들어 지오로케이션 실시예에 있어서, OLTP 서버(140-1 ... 140-S)는 리모트 센서 그룹으로부터 업데이트 트래픽을 리시브할 수 있다. 다른 대안적인 실시예에 있어서, 복수의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)도 WAN(124) 또는 LAN(122) 상의 다양한 소스로부터의 부가, 변형, 및 삭제(즉, 업데이트 트래픽)을 리시브할 수 있다. 이러한 실시예에 있어서, 복수의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)는 업데이트, 및 쿼리를 시스템(100)에 보낼 수 있다.
DNS 레졸루션 실시예에 있어서, 각각의 PE(예를 들어 복수의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N 각각)는 광역 통신망(예를 들어 WAN(124)) 상에 리시브된 여러 DNS 쿼리 메시지를 싱글 리퀘스트 수퍼패킷(Request SuperPacket) 내로 멀티플렉스하거나 조합하고, 리퀘스트 수퍼패킷을 근거리 통신망(예를 들어 LAN(122)) 상의 LUE(예를 들어 시스템(100))로 보낸다. LUE는 여러 DNS 쿼리 메시지 리플라이를 싱글 리스판스 수퍼패킷(Response SuperPacket)내로 멀티플렉스하거나 조합하고 리스판스 수퍼패킷을 근거리 통신망 상에서 적절한 PE로 보낼 수 있다. 일반적으로, 리퀘스트 또는 리스판스 수퍼패킷의 최대 크기는 물리적인 네트워크층(예를 들어 Gigabit Ethernet)의 최대 전송 단위(maximum transmission unit, MTU)에 의해 제한받을 수 있다. 예를 들어 100 바이트 및 200 바이트 미만의 전형적인 DNS 쿼리 및 리플라이 메시지 크기는 각각 30 이상의 쿼리이 싱글 리퀘스트 수퍼패킷 내로 다중 전송되게 하고, 15 이상의 리플라이가 싱글 리스판스 수퍼패킷 내로 다중 전송되게 한다. 그러나, 더 작은 수의 쿼리(예를 들어 20 쿼리)는 리스폰스(예를 들어 10 리플라이) 상에서의 MTU 오버플로우를 회피하기 위하여 싱글 리퀘스트 수퍼패킷에 포함될 수 있다. 더 큰 MTU 크기에 있어서, 다중 전송되는 쿼리 및 리플라이의 수는 그에 따라 증가될 수 있다.
각각의 멀티태스킹 PE는 각각 DNS 쿼리 및 리플라이를 매니지하기 위하여 인바운드 쓰레드(inbound thread) 및 아웃바운드(outbound) 쓰레드를 포함할 수 있다. 예를 들어 인바운드 쓰레드는 광역 통신망 상에서 리시브되는 인커밍 DNS 쿼리 패킷으로부터의 DNS 쿼리 컴포넌트를 미정렬시키고 수밀리세컨드의 쿼리를 싱글 리퀘스트 수퍼패킷 내로 다중 전송할 수 있다. 이어서 인바운드 쓰레드는 리퀘스트 수퍼패킷을 근거리 통신망 상에서 LUE로 보낼 수 있다. 역으로, 아웃바운드 쓰레드는 LUE로부터 리스판스 수퍼패킷을 리시브하고, 그 안에 포함된 리플라이를 디멀티플렉스하고, 다양한 필드를 유효한 DNS 리플라이 내로 정렬시킬 수 있는데, 이어서 이는 광역 통신망 상으로 전송될 수 있다. 상기에서 알 수 있듯이, 일반적으로 다른 큰 볼륨의 쿼리-기반 실시예가 지원될 수 있다.
실시예에 있어서, 리퀘스트 수퍼패킷은 각각의 DNS 쿼리와 관련된 스테이트정보, 예를 들어 소스 어드레스, 프로토콜 타입 등을 또한 포함할 수 있다. LUE는 리스판스 수퍼패킷 내에 결부된 DNS 리플라이 및 스테이트 정보를 포함할 수 있다. 이어서 각각의 PE는 LUE로부터 전송된 정보를 이용하여 유효한 DNS 리플라이 메시지를 컨스트럭션 및 리턴할 수 있다. 결과적으로, 각각의 PE는 유리하게는 스테이트레스(stateless) 기계로 작동할 수 있는데, 즉, 유효한 DNS 리플라이는 리스판스 수퍼패킷에 포함된 정보로부터 형성될 수 있다. 일반적으로, LUE는 인커밍 수퍼패킷이 생기는 PE로 리스판스 수퍼패킷을 리턴할 수 있으나, 다른 변화도 명백하게 가능하다.
대안적인 실시예에 있어서, 각각의 PE는 각각의 DNS 쿼리와 관련된 스테이트 정보를 유지하며 리퀘스트 수퍼패킷 내의 스테이트 정보에 대한 레퍼런스(reference), 또는 핸들을 포함할 수 있 수 있다. LUE는 스테이트 정보 레퍼런스, 및 리스판스 수퍼패킷 내의 관련된 DNS 리플라이를 포함할 수 있다. 그래서 각각의 PE는 LUE로부터 전송된 스테이트 정보 레퍼런스, 및 그 위에 유지된 스테이트 정보를 이용하여 유효한 DNS 리플라이 메시지를 컨스트럭션 및 리턴할 수 있다. 이러한 실시예에 있어서, LUE는 인커밍 수퍼패킷이 생기는 PE로 리스판스 수퍼패킷을 리턴할 수 있다.
도 2는 본 발명의 실시예에 따른 메시지 데이터 구조를 도시하는 상세 블럭도이다. 일반적으로, 메시지(200)은 복수의 시퀀스 넘버(211-1 ... 211-S) 및 복수의 메시지 카운트(212-1 ... 212-S)와, 데이터 페이로드(payload)(215)를 가지는 헤더(210)을 포함할 수 있다.
DNS 레졸루션 실시예에 있어서, 메시지(200)은 리퀘스트 수퍼패킷 및 리스판스 수퍼패킷에 사용될 수 있다. 예를 들어 리퀘스트 수퍼패킷(220)은 복수의 시퀀스 넘버(231-1 ... 231-S) 및 복수의 메시지 카운트(232-1 ... 232-S)와, 소정 시간, 예를 들어 수밀리세컨드에 걸쳐 PE에 의해 축적되는 다수의 DNS 쿼리(236-1 ... 236-Q)을 가지는 데이터 페이로드(235)를 포함할 수 있다. 일 실시예에 있어서, 각각의 DNS 쿼리(236-1 ... 236-Q)은 스테이트 정보를 포함할 수 있는 반면, 대안적인 실시예에 있어서는, 각각의 DNS 쿼리(236-1 ... 236-Q)은 스테이트 정보에 대한 핸들을 포함할 수 있다.
유사하게, 응답 수퍼패킷(240)은 복수의 시퀀스 넘버(251-1...251-S)와 복수의 메시지 카운트(252-1...252-S)를 갖는 헤더(250), 및 리퀘스트 수퍼패킷(220) 내에 포함되는 다수의 DNS 쿼리에 대략 대응하는 다수의 DNS 리플라이(256-1...256-R)을 갖는 데이터 페이로드(255)를 포함할 수 있다. 일 실시예에서, 각 DNS 리플라이(256-1...256-R)은 대응 DNS 쿼리와 관련되는 상태 정보를 포함하는 반면, 다른 실시예에서, 각 DNS 리플라이(256-1, 256-R)는 대응 DNS 쿼리와 관련되는 상태 정보의 핸들을 포함할 수 있다. 가끔, 대응 DNS 리플라이의 전체 크기는 응답 수퍼패킷(240)의 데이터 페이로드(255)의 크기를 초과할 수 있다. 이 오버플로는 예를 들어, 단일의 리플라이, 즉 리퀘스트 수퍼패킷(220) 내에 포함되는 마지막 쿼리와 관련되는 리플라이로 제한될 수 있다. 단일의 리플라이만을 포함하는 부가의 응답 수퍼패킷(220)을 보내는 것 보다는, 이 오버플로우 리플라이를 다음 리퀘스트 수퍼패킷에 대응하는 다음 응답 수퍼패킷(240)에 포함시키는 것이 바람직하다. 헤더(250)는 오버플로우 조건의 범위를 결정하기에 적당한 정보를 포함하는 것이 바람직하다. 피크 처리 조건 하에서는, 하나 이상의 리플라이가 다음 응답 수퍼패킷으로 오버플로될 수 있다.
예를 들어, 응답 수퍼패킷(240)에서, 헤더(25)는 두 쌍의 상보 필드로 그룹화되는 적어도 두 개의 시퀀스 넘버(251-1 및 251-2) 및 적어도 두 개의 메시지 카운트(252-1 및 252-2)를 포함할 수 있다. "S"개의 시퀀스 넘버와 메시지 카운트 쌍이 있으면, 통상 S는 예를 들어, 2, 3, 4, 등과 같은 작은 수이다. 따라서, 헤더(250)는 메시지 카운트(252-1)와 쌍을 이루는 시퀀스 넘버(251-1), 메시지 카운트(252-2)와 쌍을 이루는 시퀀스 넘버(251-2) 등을 포함한다. 일반적으로 메시지 카운트(252-1)는 시퀀스 넘버(251-1)와 관련되는 데이터 페이로드(255) 내에 포함되는 리플라이의 개수를 반영할 수 있다.
다른 특정 실시예에서, 리퀘스트 수퍼패킷(22)의 데이터 페이로드(235)는 7개의 DNS 쿼리를 포함한다 (도 2에서 도시함). 일 실시예에서, 시퀀스 넘버(231-1)는 고유의 값 (예를 들어, 1024)으로 세트될 수 있고 메시지 카운트(232-1)는 7로 세트될 수 있는 반면, 시퀀스 넘버(231-2) 및 메시지 카운트(232-2)는 제로로 세트될 수 있다. 다른 실시예에서, 헤더(230)는 오직 하나의 시퀀스 넘버 및 하나의 메시지 카운트를 포함하는데, 예를 들어, 넘버(231-1) 및 메시지 카운트(232-1)를 각각 1024와 7로 세트할 수 있다. 통상, 리퀘스트 수퍼패킷(220)은 특정 시퀀스 넘버와 관련되는 모든 쿼리를 포함할 수 있다.
응답 수퍼패킷(240)의 데이터 페이로드(255)는 7개의 대응 DNS 리플라이를 포함할 수 있다 (도 2에 도시함). 이 예에서, 헤더(250)는 리퀘스트 수퍼패킷(220)과 유사한 정보를 포함하는데, 즉 시퀀스 넘버(251-1)는 동일한 고유의 값 (즉, 1024)으로 세트되고, 메시지 카운트(252-1)는 7로 세트되고, 두 시퀀스 넘버(252-2) 및 메시지 카운트(252-2)는 제로로 세트된다. 그러나, 다른 실시예에서는, 응답 수퍼패킷(240)의 데이터 페이로드(255)는 오직 5개의 대응 DNS 리플라이를 포함할 수 있으며, 대신에 메시지 카운트(252-1)는 5로 세트될 수 있다. 시퀀스 넘버(1024)와 관련되는 나머지 두 응답은 다음 응답 수퍼패킷(240) 내에 포함될 수 있다.
다음 리퀘스트 수퍼패킷(240)은 다른 시퀀스 넘버 (예를 들어, 1025) 및 적어도 하나의 DNS 쿼리를 포함할 수 있으므로, 다음 응답 수퍼패킷(240)은 1024 시퀀스 넘버와 관련되는 두 개의 이전 응답 뿐만 아니라, 1025 시퀀스 넘버와 관련되는 적어도 하나의 리플라이를 포함할 수 있다. 이 예에서, 다음 응답수퍼패킷(240)의 헤더(250)은 1024로 세트된 시퀀스 넘버(251-1), 2로 세트된 메시지 카운트(252-1), 1025로 세트된 시퀀스 넘버(251-2) 및 일로 세트된 메시지 카운트(252-2)를 포함할 수 있다. 따라서, 응답 수퍼패킷(240)은 두 다른 리퀘스트 수퍼패킷 내에 포함된 세 개의 쿼리와 관련되는 총 세 개의 리플라이를 포함할 수 있다.
도 3은 본 발명의 일 실시예에 따른 메시지 레이턴시 데이터 구조 아키텍쳐를 설명하는 상세 블럭도이다. 메시지 레이턴시 데이터 구조(300)는 일반적으로 메시지(200)의 송신 및 수신과 관련되는 정보를 포함할 수 있다. DNS 리솔루션 실시예에서, 메시지 레이턴시 데이터 구조(300)는 리퀘스트 수퍼패킷과 응답 수퍼패킷에 대한 레이턴시 정보를 포함할 수 있으며; 이 레이턴시 정보는 시퀀스 넘버 값 (예를 들어, 인덱스(301))에 따라 인덱스된 테이블 포맷으로 체계화된다. 예를 들어, 메시지 레이턴시 데이터 구조(300)는 일반적으로, 테이블 엘리먼트(310, 320, 및 330)으로 나타낸 바와 같이, 고유의 시퀀스 넘버의 총수와 동일한 다수의 로우 N을 포함할 수 있다. 일 실시예에서, 수퍼패킷 헤더 시퀀스 넘버는 길이가 2바이트이고 제로에서 216-1 (즉, 65,535)까지 고유의 시퀀스 넘버의 범위를 정의할 수 있다. 이 경우, N은 65,536과 동일하다. 레이턴시 정보는 리퀘스트 타임스탬프(302), 리퀘스트 쿼리 카운트(303), 응답 타임스탬프(304), 응답 리플라이 카운트(305), 및 응답 메시지 카운트(306)을 포함할 수 있다. 다른 실시예에서, 레이턴시 정보는 또한 초기 응답 타임스탬프(도시 생략)을 포함할 수 있다.
일 예에서, 테이블 엘리먼트(320)은 1024인 단일의 시퀀스 넘버(231-1)을 가지는 리퀘스트 수퍼패킷(220)에 대한 레이턴시 정보를 설명한다. 리퀘스트 타임스탬프(302)는 특정 리퀘스트 수퍼패킷이 LUE에 송신될 때를 나타낸다. 리퀘스트 쿼리 카운트(303)는 얼마나 많은 쿼리가 특정 리퀘스트 수퍼패킷 내에 포함되는지를 나타낸다. 응답 타임스탬프(304)는 1024인 시퀀스 넘버를 가지는 응답 수퍼패킷이 PE (예를 들어, 네트워크 컴퓨터(120-N)에 수신될 때를 나타내며 하나 이상의 응답 수퍼패킷이 PE에 수신되는 경우 갱신될 수 있다. 응답 리플라이 카운트(305)는 이 시퀀스 넘버(즉, 1024)와 관련되는 모든 수신 응답 수퍼패킷 내에 포함되는 리플라이의 총수를 나타낼 수 있다. 응답 메시지 카운트(306)는 이 시퀀스 넘버 (즉, 1024)를 갖는 응답 수퍼패킷이 얼마나 많이 PE에 도달하는지를 나타낸다. 특정 리퀘스트 수퍼패킷 내에 포함되는 쿼리의 리플라이는 몇 개의 응답 수퍼패킷 위에서 스플릿되고, 이 경우 응답 타임스탬프(304), 응답 리플라이 카운트(305), 및 응답 메시지 카운트(306)가 부가의 응답 수퍼패킷 각각이 수신됨에 따라 갱신되게 된다. 다른 실시예에서는 초기 응답 타임스탬프는 이 시퀀스 넘버(즉, 1024)에 대한 리플라이를 포함하는 제1 응답 수퍼패킷이 PE에서 수신될 때를 나타낸다. 이 실시예에서, 응답 타임스탬프(304)는 부가의 (즉, 제2 및 후속) 응답 수퍼패킷이 수신될 때 갱신되게 된다.
여러 중요한 레이턴시 메트릭스는 메시지 레이턴시 데이터 구조(300) 내에포함되는 레이턴시 정보로부터 결정될 수 있다. 예를 들어, 임의의 인덱스(301) (즉, 시퀀스 넘버)에 대한 리퀘스트 쿼리 카운트(303)와 응답 리플라이 카운트(305) 간의 단순한 크로스-체킹이 다수의 손실 리플라이를 나타낸다. 이 차이는 LUE에 의해 불가해하게 드롭된 쿼리의 수를 나타낼 수 있다. 리퀘스트 타임스탬프(302) 및 응답 타임스탬프(304)을 비교하는 것은 특정 PE/LUE 조합이 현재 메시지 로드 하에서 얼마나 잘 실행되고 있는지를 나타낼 수 있다. 현재 리퀘스트 수퍼패킷 시퀀스 넘버와 현재 응답 수퍼 패킷 시퀀스 넘버 간의 차이는 LUE의 응답 성능과 관련될 수 있다: 예를 들어, 차이가 클수록 성능은 떨어진다. 응답 메시지 카운트(306)는 얼마나 많은 응답 수퍼패킷이 각 리퀘스트 수퍼패킷에 이용되고 있는지를 나타낼 수 있으며, DNS 리솔루션 트래픽 분석에 있어 중요하다. PE들과 LUE 간에서 이동하는 쿼리와 리플라이의 레이턴시가 증가함에 따라, PE는 시스템에 의해 처리되는 DNS 쿼리 패킷의 수를 줄일 수 있다.
일반적으로, LUE는 인입하는 멀티플렉스된 리퀘스트 수퍼패킷에 대해 멀티드레드 (multi-threaded) 룩-업을 실행할 수 있으며, 인출하는 멀티플렉스된 리퀘스트 수퍼패킷에 리플라이를 결합시킬 수 있다. 예를 들어, LUE는 각 활성 PE에 대해 하나의 검색 드레드, 또는 프로세스를 만들고, 이 PE로부터의 모든 인입하는 리퀘스트 수퍼패킷을 그 검색 드레드로 라우트한다. LUE는 PE의 검색 드레드와의 연관을 제어하기 위해, 매니저 드레드 또는 프로세스 뿐만 아니라, 메모리(104)에 위치된 데이터베이스를 갱신하기 위해 갱신 드레드 또는 프로세스를 만든다. 각 검색 드레드는 인입하는 리퀘스트 수퍼패킷으로부터 검색 쿼리를 추출하고, 여러 검색을 실행하고, 검색 리플라이를 포함하는 인출 응답 수퍼패킷을 구성하여 이 수퍼패킷을 적당한 PE에 보낸다. 갱신 드레드는 OLTP(140-1)로부터 데이터베이스의 갱신을 수신하고, 새로운 데이터를 데이터베이스에 결합시킨다. 다른 실시예에서, 복수의 네트워크 컴퓨터(120-1..120-N)는 시스템(100)에 갱신을 보낸다. 이들 갱신을 예를 들어, 인입하는 리퀘스트 수퍼패킷 메시지 스트림 내에 포함시킬 수 있다.
따라서, 수퍼패킷 프로토콜 덕분에, LUE는 네트워크 프로세싱시 그 프로세서 용량 중 15% 미만을 소모하므로, 검색 쿼리 수율을 급격히 상승시킬 수 있다. 일 실시예에서, IBM? 8-way M80은 180k 내지 220k 초당 쿼리 (qps)의 검색률을 유지하는 반면, IBM? 24-way S80은 400k 내지 500k qps를 유지할 수 있다. 검색률을 배가, 즉 각각 500k 내지 1M qps로 하는 것은 2배의 하드웨어, 즉 예를 들어 부속물 PE들을 갖는 두 개의 LEU를 필요로 하게 된다. 다른 실시예서, 듀얼 펜티엄? 6.2는 약 100K/sec로 갱신률을 유지할 수 있다. 물론, 하드웨어 성능의 증가는 본 발명의 실시예에 관련된 검색 및 갱신률을 증가시키며, 제조자가 이들 멀티프로세서 컴퓨터를 고속 실행 머신으로 교체하면, 예를 들어, 유지된 검색 및 갱신률이 비례하여 증가할 수 있다. 일반적으로, 시스템(100)은 클라이언트나 서버 아키텍쳐에 제한되지 않으며, 본 발명의 실시예는 하드웨어 및/또는 소프트웨어의 특정 조합에 제한되지 않는다.
도 4는 본 발명의 일 실시예에 따른 일반 데이터베이스 아키텍쳐를 설명하는 블럭도이다. 이 실시예에서, 데이터베이스(400)는 적어도 한 테이블이나 그룹의 데이터베이스 레코드(401), 및 이 그룹의 데이터베이스 레코드(401) 내의 개별의 레코드의 포인터 (인덱스, 직접 바이트-오프세트 등)를 갖는 적어도 하나의 대응 검색 인덱스(402)를 포함한다. 예를 들어, 포인터(405)는 데이터베이스 레코드(410)를 참조한다.
일 실시예에서, 데이터베이스(400)은 이 테이블이나 그룹의 데이터베이스(401)에의 포인터 (인덱스, 직접 바이트-오프세트 등)를 갖는 검색 인덱스로서 적어도 하나의 해시 테이블(403)을 포함할 수 있다. 해시 기능은 검색키를 정수값으로 맵한 다음에 해시 테이블(403)에의 인덱스로 이용될 수 있다. 하나 이상의 검색 키가 단일의 정수값으로 맵되기 때문에, 해시 버킷 (bucket)이 하나로 링크된 리스트의 해시 체인 포인터를 이용하여 형성될 수 있다. 예를 들어, 해시 테이블(403) 내의 각 엔트리는 해시 버킷의 제1 엘리먼트의 포인터를 포함하며, 해시 버킷의 각 엘리먼트는 링크된 리스트의 다음 엘리먼트 또는 데이터베이스 레코드의 해시 체인 포인터를 포함한다. 해시 체인 포인터는 이들 엘리먼트 또는 데이터베이스 레코드에 대해서만 필요하고, 이들은 해시 버킷의 후속 엘리먼트를 참조한다.
해시 테이블(403)은 개별의 데이터베이스 레코드(401)의 8바이트 포인터의 어레이를 포함한다. 예를 들어, 해시 테이블(403) 내의 해시 포인터(404)는 해시 버킷 내의 제1 엘리먼트로서 데이터베이스 레코드(420)를 참조한다. 데이터베이스 레코드(420)는 해시 버킷에, 다음 엘리먼트나 데이터베이스 레코드를 참조할 수 있는 해시 체인 포인터(424)를 포함한다. 데이터베이스 레코드(420)는 또한 데이터 길이(421) 및 관련되는 고정 또는 가변 길이 데이터(422)를 포함하다. 일 실시예에서는, 데이터(422)의 종료를 나타내는 널(null) 문자(423)를 포함한다. 부가하여, 데이터베이스 레코드(420)는 이 그룹의 데이터베이스 레코드(401) 내 또는 다른 테이블이나 그룹의 데이터베이스 레코드 (도시 생략) 내의 다른 데이터베이스 레코드를 참조할 수 있으며, 여기에는 부가의 데이터가 위치되어 있다.
시스템(100)은 임의의 검색 용어나 키에 대해 이 데이터 구조 아키텍쳐를 검색하기 위해 여러 공지의 알고리즘을 이용할 수 있다. 일반적으로, 데이터베이스(400)는 복수의 프로세서(102-1...102-P) 중 적어도 하나에서 실행하는 다수의 검색 프로세스 또는 드레드에 의해 검색될 수 있다. 그러나, 데이터베이스(400)의 변형은 검색 드레드가 데이터베이스(400) 내의 정보를 부가, 변형 또는 삭제하는 데에 필요한 주기 동안 데이터베이스(400)를 억세스하지 못하도록 하지 않으면 갱신 드레드에 의해 일체적으로 실행되지 않을 수 있다. 예를 들어, 데이터베이스(400) 내의 데이터베이스 레코드(430)을 변형하기 위해서, 이 그룹의 데이터베이스 레코드(401)는 갱신 드레드가 데이터베이스 레코드(430) 내의 정보를변형하고 있는 동안 검색 드레드가 데이터베이스(400)을 억세스하지 못하도록 하기 위해서 갱신 드레드에 의해 록될 수 있다. 검색 억세스를 막도록 데이터베이스(400)를 록하기 위한 많은 공지의 기구 중에는, 스핀-록, 세마포어(semaphores), 뮤텍스 (mutexes) 등의 이용을 포함한다. 부가하여, 여러 오프-더-셀프 (off-the-shelf) 상용 데이터베이스는 데이터베이스(400)의 전부나 일부를 록하기 위해 특정 명령, 예를 들어, 캘리포니아, 레드우드 쇼우 소재의 오라클사에서 제조한 오라클 8 데이터베이스의 록 테이블 명령을 제공한다.
도 5는 본 발명의 다른 실시예에 따른 일반 데이터베이스 아키텍쳐를 설명하는 블럭도이다. 이 실시예에서, 데이터베이스(500)는 매우 최적화된 리드-온리, 마스터 스냅샷 파일(510) 및 증대하는 룩-어사이드(look-aside) 파일(520)을 포함한다. 마스터 스냅샷 파일(510)은 적어도 하나의 테이블이나 그룹의 데이터베이스 레코드(511) 및 이 그룹의 데이터베이스 레코드(511) 내의 개별의 레코드의 포인터 (인덱스, 디렉트 바이트-오프세트 등)을 갖는 적어도 하나의 대응하는 검색 인덱스(512)를 포함한다. 다르게는, 마스터 스냅샷 파일(510)은 이 테이블이나 그룹의 데이터베이스 레코드(511)의 포인터 (인덱스, 디렉트 바이트-오프세트 등)을 갖는 검색 인덱스로서 적어도 하나의 해시 테이블(513)을 포함한다. 유사하게, 룩-어사이드 파일(520)은 데이터베이스 부가 레코드(521) 및 데이터베이스 삭제 레코드(531)을 포함하는, 적어도 두 테이블이나 그룹의 데이터베이스 레코드를 포함한다. 대응하는 검색 인덱스(522 및 532)에는 데이터베이스 부가 레코드(521) 및데이터베이스 삭제 레코드(531) 내의 개별의 레코드의 포인터 (인덱스, 디렉트 바이트-오프세트 등)가 제공된다. 다르게, 룩-어사이드 파일(520)은 각각 데이터베이스 부가 레코드(521) 및 데이터베이스 삭제 레코드(531)에의 포인터 (인덱스, 디렉트 바이트-오프세트 등)를 갖는 검색 인덱스로서 해시 테이블(523 및 523)을 포함할 수 있다.
시스템(100)은 임의의 검색 용어나 키에 대해 이 데이터 구조 아키텍쳐를 검색하기 위해 여러 공지의 알고리즘을 이용할 수 있다. 통상의 예에서, 룩-어사이드 파일(520)은 데이터에 대한 모든 최근 변경을 포함하고, 리드-온리 마스터 스냅샷 파일(510) 이전에 검색될 수 있다. 검색 키가 룩-어사이드 파일(520)에서 찾아지면, 응답은 스냅샷 파일(510)을 억세스하지 않고 리턴되지만, 키가 찾아지지 않으면 스냅샷 파일(510)이 검색될 수 있다. 그러나, 룩-어사이드 파일(520)이 스냅샷 파일(510)을 갖는 메모리(104)에 더이상 적합하지 않으면, 검색 쿼리율은 예를 들어, 10 내지 50 그 이상의 계수로 급격히 떨어지게 된다. 따라서, 검색 쿼리율이 떨어지는 것을 방지하거나 최소화하기 위해서, 스냅샷 파일(510)은 룩-어사이드 파일(520) 내에 포함되는 부가, 삭제 및 변형 모두와 결합하여, 주기적으로 갱신되거나 재형성될 수 있다.
스냅샷 파일(510) 내의 데이터는 물리적으로 변경되는 것이 아니라 논리적으로 부가, 변형 또는 삭제된다. 예를 들어, 스냅샷 파일(510) 내의 데이터는 데이터베이스 삭제 레코드(531) 내의 대응 삭제 레코드를 형성하고 삭제 레코드의 포인터를 해시 테이블(533) 내의 적당한 위치에 기록함으로써, 삭제되거나 논리적으로 "빠뜨림(forgotten)"될 수 있다. 스냅샷 파일(510) 내의 데이터는 스냅샷 파일(510)로부터의 데이터 레코드를 데이터베이스 부가 레코드(521) 내의 새로운 데이터 레코드에 복사하고, 새로운 엔트리 내의 데이터를 변형한 다음에, 새로운 엔트리의 포인터를 데이터베이스 부가 레코드(521) 내의 적당한 해시 테이블 (예를 들어, 해시 테이블(522))이나 체인 포인터에 기록함으로써 논리적으로 변형될 수 있다. 유사하게, 스냅샷 파일(510) 내의 데이터는 데이터베이스 부가 레코드(521) 내의 새로운 데이터 레코드를 형성한 다음에 새로운 엔트리의 포인터를 부가 레코드(521) 내의 적당한 해시 테이블 (예를 들어, 해시 테이블(522))이나 체인 포인터에 기록함으로써 스냅샷 파일(510)에 논리적으로 부가될 수 있다.
DNS 리솔루션 실시예에서, 예를 들어, 스냅샷 파일(510)은 개별의 검색 인덱스 (예를 들어, 511-1, 511-2, 512-1, 512-2, 513-1, 513-2 등, 명확하게 하기 위해 도시 생략)를 가지고, 개별의 데이터 테이블이나 블럭으로 체계화된 도메인 이름 데이터 및 이름 서버 데이터를 포함한다. 유사하게, 룩-어사이드 파일(520)은 도메인 이름 데이터와 이름 서버 데이터 둘 다의 부가 및 변형 뿐만 아니라, 도메인 이름 데이터와 이름 서버 데이터 (예를 들어, 521-1, 521-2, 522-1, 522-2, 523-1, 523-2, 531-1, 531-2, 533-1, 533-2, 등 분명하게 하기 위해 도시 생략) 둘 다의 삭제를 포함한다.
도 6은 본 발명의 실시예에 따라 일반 데이터베이스 아키텍쳐를 설명하는 상세 블럭도이다. 일반적으로, 데이터베이스(600)는 데이터의 단일의 검색 가능한 표현으로 체계화된다. 데이터 세트 갱신은 연속적으로 데이터베이스(600)에 결합되며, 삭제 또는 변형이 예를 들어 후속의 부가나 변형을 위해서 메모리(104) 내의 빈 공간에 관련 데이터베이스 레코드 상에 물리적으로 실행된다. 단일의 검색 가능한 표현은 큰 데이터 세트 크기와 높은 검색 및 갱신률에 매우 잘 스케일되며, 다수의 검색 엔진 컴퓨터 사이의 스냅샷 파일을 주기적으로 재형성, 전파 및 재로드할 필요성을 없애 준다.
DNS 리솔루션 실시예에서, 예를 들어, 데이터베이스(600)는 도메인 이름 데이터(610) 및 이름 서버 데이터(620)를 포함할 수 있다. 도메인 이름 데이터(610) 및 이름 서버 데이터(620)는 가변 길이 레코드의 블럭에의 포인터 (인덱스, 디렉트 바이트-오프세트 등)를 갖는 검색 인덱스들을 포함한다. 상술한 바와 같이, 해시 기능은 검색 키를 정수 값으로 맵한 다음에 해시 테이블에의 인덱스로 이용될 수 있다. 유사하게, 해시 버킷은 하나의 링크된 리스트의 해시 체인 포인터를 이용하여 각 해시 테이블 인덱스에 대해 형성될 수 있다. 도메인 이름 데이터(610)는 예를 들어, 검색 인덱스로 해시 테이블(612) 및 가변 길이의 도메인 이름 레코드(611)의 블럭을 포함한다. 해시 테이블(612)은 예를 들어, 도메인 이름 레코드(620)을 참조하는 포인터(613) 등의 개별의 도메인 이름 레코드(611)의 8바이트 포인터의 어레이를 포함한다. 가변 길이의 도메인 이름 레코드(620)는 예를 들어, 다음 레코드 오프세트(621), 이름 길이(622), 평준화된 이름(623), 체인 포인터(624) (즉, 예를 들어, 해시 체인의 다음 레코드를 가르킴), 다수의 이름 서버(625), 및 이름 서버 포인터(626)를 포함한다. 체인 포인터(624)와 이름 서버 포인터(626) 둘 다의 크기는 각 특정 유형의 데이터에 필요한 블럭 크기, 예를 들어, 체인 포인터(6240에 대해 8바이트 및 이름 서버 포인터(626)에 대해 4바이트를 반영하도록 최적화된다.
이름 서버 데이터(630)는 예를 들어, 검색 인덱스로서의 해시 테이블(632) 및 가변 길이 이름 서버 레코드(631)의 블럭을 포함한다. 해시 테이블(632)은 예를 들어, 이름 서버 레코드(640)를 참조하는 포인터(633)와 같이, 개별의 이름 서버 레코드(631)의 4바이트 포인터의 어레이를 포함한다. 가변 길이 이름 서버 레코드(640)은 예를 들어, 다음 레코드 오프세트(641), 이름 길이(642), 평준화된 이름(643), 체인 포인터(644) (즉, 예를 들어, 해시 체인의 다음 레코드를 가르킴), 다수의 이름 서버 네트워크 어드레스(645), 이름 서버 어드레스 길이(646), 및 예를 들어, 인터넷 프로토콜 (IP) 네트워크 어드레스일 수 있는 이름 서버 네트워크 어드레스(647)를 포함한다. 일반적으로, 이름 서버 네트워크 어드레스는 ASCII (American Standard Code for Information Interchange, 예를 들어 ISO-14962-1997, ANSI-X3.4-1997 등) 또는 이진 포맷으로 저장된다: 이 예에서, 이름 서버 네트워크 어드레스 길이(64)는 이름 서버 네트워크 어드레스(647)가 이진 포맷 (즉 4바이트)로 저장되는 것을 나타낸다. 체인 포인터(644)의 크기는 필요한 이름 서버 데이터 블럭 크기, 예를 들어 4바이트를 반영하도록 최적화된다.
일반적으로, 해시 테이블 등의 검색 인덱스 및 가변 길이 데이터 레코드 둘다는 8바이트 포인터가 메모리의 8바이트 경계에 위치되도록 구성된다. 예를 들어, 해시 테이블(612)는 도메인 이름 레코드(611)의 8바이트 포인터의 연속성 어레이를 포함하며, 8로 나누어지는 메모리 어드레스 (즉, 8바이트 경계 또는 8N)에 저장될 수 있다. 유사하게, 해시 테이블과 같은 검색 인덱스와 가변 길이 데이터 레코드 둘 다는 4바이트 포인터가 메모리의 4바이트 경계에 위치되도록 구성된다. 예를 들어, 해시 테이블(632)는 이름 서버 레코드(631)에 4바이트 포인터의 연속성 어레이를 포함하며, 4로 나누어지는 메모리 어드레스 (즉, 4바이트 경계 또는 4N)에 저장될 수 있다. 따라서, 데이터베이스(600)의 변경은 예를 들어, 새로운 포인터를 해시 테이블과 같은 검색 인덱스에 기록하거나, 새로운 해시 체인 포인터를 가변 길이 데이터 레코드에 기록하는 것을 포함하여, 단일의 중단 불가능한 동작을 이용하여 메모리의 일렬 어드레스의 포인터를 갱신함으로써 종결된다.
도 7은 본 발명의 실시예에 따라 일반 데이터베이스 아키텍쳐를 설명하는 상세 블럭도이다. 일반적으로, 데이터베이스(700)는 데이터의 단일의 검색 가능한 표현으로 체계화될 수 있다. 데이터 세트 갱신은 데이터베이스(700)에 연속하여 결합될 수 있으며, 삭제나 변경은 예를 들어, 후속의 부가나 변경을 위한메모리(104) 내의 빈 공간에 대해 관련 데이터베이스 레코드에서 물리적으로 실행될 수 있다. 단일의 검색 가능한 표현은 큰 데이터 세트 크기와 높은 검색 및 갱신률에 매우 잘 스케일되며, 다수의 검색 엔진 컴퓨터 사이의 스냅샷 파일을 주기적으로 재형성, 전파 및 재로드할 필요성을 없앤다.
많은 다른 물리적 데이터 구조 체계화가 가능하다. 일 예의 체계화는 이진 검색 트리와 디지털 검색 트라이 (trie)를 조합한, 세 개의 검색 트리 (trie) 또는 TST와 같은 데이터 레코드의 순서 정해진 시퀀셜 억세스를 위해 해시 테이블에의 다른 검색 인덱스를 이용할 수 있다. 예를 들어, 후이즈 (whois), DNS Secure Extensions (Internet Engineering Taskforce Request for Comments: 2535)을 이용하는 도메인 이름 리솔루션 등과 같은 텍스트 계열의 어플리케이션에서, TST는 특히 검색 미스의 경우, 실행될 필요가 있는 비교 동작의 개수를 최소화하며, 해싱으로 검색 엔진 구현을 초과하는 검색 성능 메트릭스를 만들 수 있다는 장점이 있다. 부가하여, TST는 예를 들어, 후이즈, 도메인 이름 리솔루션, 인터넷 컨텐트 검색 등과 같은 텍스트 검색 어플리케이션에서 유용한 예를 들어 와일드 카드 검색과 같은 개선된 텍스트 검색 특성을 제공할 수 있다.
일 실시예에서, TST는 계층적 관계로 함께 링크된 노드의 시퀀스를 포함한다. 루트 (root) 노드는 트리의 상부에 위치되며, 관련 차일드 노드와 링크는 브랜치를 형성하고, 리프 (leaf) 노드는 각 브랜치의 종단을 종료시킨다. 각 리프노드는 특정 검색 키와 관련되며, 리프 노드로의 경로 상의 각 노드는 키의 단일의 시퀀셜 엘리먼트를 포함한다. 트리의 각 노드는 비교 문자, 또는 스플릿 값 및 트리의 다른 연속적 또는 "차일드" 노드의 세 개의 포인터를 포함한다. 이들 포인터들은 그 스플릿 값이 노드의 스플릿 값 보다 작거나 동일하거나 더 큰 차일드 노드를 참조한다. 따라서, 특정 키에 대해 TST를 검색하는 것은 트리를 루트 노드에서 최종 리프 노드 까지 가로질러, 키의 각 엘리먼트 또는 문자 위치를 경로를 따른 노드의 스플릿 값과 순차적으로 비교하는 것을 포함한다. 부가하여, 리프 노드는 키 레코드의 포인터를 포함하고, 이는 다음에 키 (예를 들어, IP 어드레스)와 관련된 레코드 데이터를 포함하는 단말 데이터 레코드의 적어도 하나의 포인터를 포함한다. 다르게, 키 레코드는 전체적으로 레코드 데이터를 포함할 수 있다. 레코드 데이터는 이진 포맷, ASCII 텍스트 포맷 등으로 저장될 수 있다.
일 실시예에서, 데이터베이스(700)는 복수의 고정 길이 검색 노드(701), 복수의 가변 길이 키 데이터 레코드(702) 및 복수의 가변 길이 단말 데이터 레코드(703)를 포함하여, TST로 체계화될 수 있다. 검색 노드(701)는 예를 들어, 비교 문자 (또는 값) 및 위치, 브랜치 노드 포인터 및 키 포인터를 포함하여, 상술한 바와 같이 여러 유형의 정보를 포함한다. 노드 포인터의 크기는 일반적으로 노드의 개수로 결정되는 반면, 키 포인터의 크기는 일반적으로 가변 길이 키 데이터 세트의 크기로 결정된다. 키 데이터 레코드(702)는 예를 들어, 단말 데이터 레코드나 내장된 레코드 데이터의 포인터를 포함하는 키 정보 및 단말 데이터 정보를포함하는 반면, 단말 데이터 레코드(703)는 레코드 데이터를 포함한다.
일 실시예에서, 각 고정 길이 검색 노드는 길이는 24바이트이다. 검색 노드(710)는 예를 들어, 8비트 비교 문자 (또는 바이트 값; 711), 12비트 문자 (또는 바이트) 위치(712), 및 12비트 노드 유형/상태 (명확하게 하기 위해 도시 생략)를 포함할 수 있고; 이들 데이터는 노드의 처음 4바이트 내에 엔코드될 수 있다. 비교 문자(711)는 도 7에서 도시한 바와 같이 노드의 제1 바이트 내에 엔코드되거나, 다르게 문자 위치(712)는 단순한 시프트 연산을 이용하여 문자 위치(712)에의 억세스를 최적화하기 위해서 노드의 처음 12비트 내에 엔코드될 수 있다. 각 검색 노드의 다음 12바이트는 세 개의 32비트 포인터, 즉 각각 "이하", "등가", 및 "이상"인 브랜치 노드 포인터를 나타내는 포인터(713), 포인터(714) 및 포인터(715)를 포함한다. 이들 포인터는 바이트 오프세트 또는 메모리 어드레스 보다는 카운터, 또는 노드 인덱스를 포함할 수 있다. 고정 길이 검색 노드에 대해서는, 바이트-오프세트가 카운터 또는 인덱스 값, 및 고정 길이로, 예를 들어, 카운터*길이로 연산될 수 있다. 최종 네 바이트는 40비트 키 포인터(716)을 포함하고, 이는 대응하는 키 데이터 레코드가 존재하지 (보이지) 않는 것을 나타내는 널 값이거나, 기존의 대응 키 데이터 레코드 (도시 생략)의 포인터 뿐만 아니라, 예를 들어 12비트 키 길이와 12비트 포인터 유형/상태 필드를 포함하는 그 외 데이터일 수 있다. 키 포인터(716)는 적당한 키 데이터 레코드에 대한 바이트 오프세트를 포함하는 반면, 키 길이는 TST 내에서 일방향 브랜칭을 제거할 때 검색과 삽입을 최적화하는 데에이용될 수 있다. 포인터 유형/상태 필드는 유효도 체킹시 사용되는 정보와 메모리 관리시 사용되는 할당 데이터를 포함한다.
일 실시예에서, 키 데이터 레코드(750)는 예를 들어 가변 길이 키(753) 및 적어도 하나의 단말 데이터 포인터를 포함한다. 도 7에 도시한 바와 같이, 키 데이터 레코드(750)는 두 개의 단말 데이터 포인터; 단말 데이터 포인터(757) 및 단말 데이터 포인터(758)를 포함한다. 키 데이터 레코드(750)는 12비트 키 길이(751) 및 12비트 단말 포인터 카운트/상태(752)로 미리 고정되고, 단말 데이터 포인터(757) 및 단말 데이터 포인터(758)를 메모리(104)의 8바이트 경계 상에서 일렬시키기 위해 패딩 (명확하게 하기 위해 도시 생략)을 포함한다. 단말 데이터 포인터(757) 및 단말 데이터 포인터(758)는 각각 예를 들어, 단말 데이터 유형, 길이, 상태 또는 이진 레코드 검색시 유용한 데이터 등의 여러 데이터를 포함한다. 단말 데이터 포인터(757) 및 단말 데이터 포인터(758)는 특정 리소스 레코드 (예를 들어, 단말 데이터 레코드(760) 및 단말 데이터 레코드(770))의 신속한 검색을 위해 단말 데이터 유형에 의해 저장될 수 있다. 다른 실시예에서, 키 데이터 레코드(740)는 단말 데이터 레코드 포인터 보다는 또는 이에 부가하여 내장된 단말 데이터(746)를 포함한다. 예를 들어, 키 데이터 레코드(740)는 키 길이(741), 단말 포인터 카운트(742), 가변 길이 키(743), 내장된 레코드 엘리먼트의 넘버(744)에 이어서, 내장된 레코드 엘리먼트의 넘버(744) 각각에 대한 레코드 엘리먼트 길이(745) (예를 들어, 바이트로) 및 내장된 레코드 데이터(746) (예를 들어, 스트링, 바이트 시퀀스 등)를 포함하고 있다.
일 실시예에서, 단말 데이터 레코드(76)는 예를 들어 12비트 길이(761), 4비트 상태, 및 가변 길이 스트링(762) (예를 들어, IP 어드레스)를 포함한다. 다르게, 가변 길이 스트링(762)은 바이트 시퀀스일 수 있다. 단말 데이터 레코드(760)는 각 단말 데이터 레코드를 메모리(104)에서 8바이트 경계에 일렬시키기 위해 패딩을 포함한다. 다르게, 단말 데이터 레코드(760)는 4바이트 경계에 대해 패딩을 포함하거나, 단말 데이터 레코드(76)는 패딩을 전혀 포함하지 않을 수 있다. 메모리 관리 알고리즘은 일반적으로, 어느 단말 데이터 레코드(760)가 8바이트, 4바이트 또는 0바이트 경계에 패딩되는지를 결정할 수 있다. 유사하게, 단말 데이터 레코드(770)는 12비트 길이(771), 4비트 상태, 및 가변 길이 스트링(772) (예를 들어, IP 어드레스)를 포함할 수 있다.
일반적으로, TST 등의 검색 인덱스와 데이터 레코드 둘다는 8바이트 포인터가 메모리의 8바이트 경계에 위치되도록 구성될 수 있다. 예를 들어, 키 포인터(726)는 키 데이터 레코드(740)의 8바이트 (또는 그 이하) 포인터를 포함하고, 8로 나누어지는 메모리 어드레스 (즉, 8바이트 경계, 또는 8N)에 저장될 수 있다. 유사하게, TST와 같은 검색 인덱스와 데이터 레코드 둘 다는 4바이트 포인터가 메모리의 4바이트 경계 상에 위치되도록 구성될 수 있다. 예를 들어, 노드 브랜치 포인터(724)는 노드(730)의 4바이트 (또는 그 이하) 포인터를 포함하며 4로나누어지는 메모리 어드레스 (즉, 4바이트 경계 또는 4N)에 저장될 수 있다. 따라서, 데이터베이스(700)의 변경은 예를 들어, TST 노드와 같은 검색 인덱스의 새로운 포인터를 기록하거나 데이터 레코드의 새로운 포인터를 기록하는 것을 포함하여, 단일의 중단 불가능한 동작을 이용하여 메모리에 일렬된 어드레스의 포인터를 갱신함으로써 종결된다.
도 8은 본 발명의 일 실시예에 따른 일반 데이터베이스 아키텍쳐를 설명하는 상세 블럭도이다. 상기와 같이, 데이터베이스(800)는 또한 데이터의 단일의 검색 가능한 표현으로 체계화될 수 있다. 데이터 세트 갱신은 데이터베이스(800)에 연속하여 결합되며, 삭제나 변형은 예를 들어, 후속의 부가나 변형을 위해 메모리(104) 내의 빈 공간에 관련 데이터베이스 레코드에 대해서 물리적으로 실행될 수 있다. 단일의 검색 가능한 표현은 큰 데이터 세트 크기와 높은 검색 및 갱신률에 잘 스케일되며, 다수의 검색 엔진 컴퓨터 사이에서 스냅샷 파일을 주기적으로 재형성, 전파하여 재로드할 필요를 없애준다.
레코드 데이터를 억세스하기 위한 다른 검색 인덱스 구조가 가능하다. 일 실시예에서, 데이터베이스(800)는 순서 정해진 억세스 키 트리 (즉, "OAK 트리")로 체계화된 다른 순서 정해진 검색 인덱스를 이용한다. 데이터베이스(800)는 예를 들어, 복수의 가변 길이 검색 노드(801), 복수의 가변 길이 키 레코드(802) 및 복수의 가변 길이 단말 데이터 레코드(803)를 포함한다. 검색 노드(801)는 예를 들어, 검색 키, 다른 검색 노드의 포인터, 키 레코드의 포인터 등과 같은 상술한 여러 유형의 정보를 포함한다. 일 실시예에서, 복수의 검색 노드(801)는 검색 키의 프래그먼트 (예를 들어, 스트링)를 포함하는 수직 및 수평 노드 뿐만 아니라, 다른 검색 노드나 키 레코드의 포인터를 포함한다. 수직 노드는 예를 들어, 적어도 하나의 검색 키, 또는 문자, 복수의 검색 노드(801) 내의 수평 노드의 포인터, 복수의 키 레코드(802) 내의 키 레코드의 포인터 등을 포함한다. 수평 노드는 예를 들어, 적어도 두 검색 키, 또는 문자, 복수의 검색 노드(801) 내의 수직 노드의 포인터, 복수의 검색 노드(801) 내의 수평 노드의 포인터, 복수의 키 레코드(802) 내의 키 레코드의 포인터 등을 포함한다. 일반적으로, 수직 노드는 검색 키 프래그먼트 (예를 들어, 스트링)을 나타내는 키(예를 들어, 문자)의 시퀀스를 포함하는 반면, 수평 노드는 검색 키 프래그먼트 (예를 들어, 스트링) 내의 특정 위치에 존재할 수 있는 여러 키 (예를 들어, 문자)를 포함한다.
일 실시예에서, 복수의 검색 노드(801)는 수직 노드(810), 수직 노드(820) 및 수평 노드(830)를 포함한다. 수직 노드(810)은 예를 들어, 2비트 노드 유형(811) (예를 들어 "10"), 38비트 어드레스(812), 8비트 길이(813) (예를 들어 "8"), 8비트 제1 문자(814) (예를 들어, "l") 및 8비트 제2 문자(815) (예를 들어, "널")을 포함한다. 이 예에서, 어드레스(812)는 서치 트리 중의 다음 노드, 즉 수직 노드(820)를 가리킬 수 있다. 한 가지 실시 형태에서, 38 비트 어드레스(812)는, 메모리(104)의 1 Tbyte(~1012 byte) 어드레스 영역 내의 8 바이트 워드 중 하나를 참조하기 위하여 37 비트 옵셋 어드레스와, 1 비트 터미널/노드 인디케이터(terminal/nodal indicator)를 포함할 수 있다. 따라서, 수직 노드(810)는 길이가 8 바이트(64 비트) 일 수 있고, 유리하게는, 메모리(104) 내부의 8 바이트 워드 바운더리 상에 배치될 수도 있다. 일반적으로, 복수 개의 서치 노드(801) 내부의 각 수직 노드는 메모리(104) 내부에서 8 바이트 워드 바운더리 상에 배치될 수 있다.
수직 노드는 멀티 캐릭터 서치 키 프래그먼트(multi-character, search key fragment)(예컨대, 스트링)를 포함할 수 있다. 일반적으로, 관련된 키 데이터 레코드가 없는 서치 키는 단일의 수직 노드로 붕괴되어, 복수 개의 서치 노드(801) 내부에서 요구되는 수직 노드의 수를 효과적으로 줄일 수 있다. 한 가지 실시 형태에서, 수직 노드(810)는 상기 서치 키 프래그먼트 내에서 두 캐릭터 위의 각 추가 캐릭터에 대하여, 예컨대 8 비트 캐릭터(816-1, 816-2.... 816-N)(팬텀 아웃라인으로 나타냄)와 같이, 8 비트를 포함할 수 있다. 유리하게는, 수직 노드(810)는, 상기 스트링 프래그먼트 내에 위치한 추가 캐릭터의 수에 따라 메모리(104) 내의 64 비트 바운더리에 패딩(pad)될 수 있다. 예컨대, 9개의 캐릭터가 수직 노드(810) 내에 포함될 것이라면, 캐릭터 1 및 2가 제1 캐릭터(814) 및 제2 캐릭터(815)에 각각 할당될 수 있고, 캐릭터 3 내지 9에 대응하는 56 비트의 추가 캐릭터 정보가 수직 노드(810)에 첨부될 수 있다. 8 바이트 워드 바운더리 상에 상기 추가 캐릭터 정보를 정렬시키기 위하여 추가의 8 비트 패딩이 포함될 수도 있다.
유사하게, 수직 노드(820)는, 예컨대 2 비트 노드 타입(821)(예컨대, "10"), 38 비트 어드레스(822), 8 비트 길이(823)(예컨대, "8"), 8 비트 제1 캐릭터(824)(예컨대, "a") 및 8 비트 제2 캐릭터(825)(예컨대, "null")를 포함할 수 있다. 이 예에서, 어드레스(822)는 서치 트리 중의 다음 노드, 즉 수평 노드(830)를 가리킬 수 있다. 따라서, 수직 노드(820)는 길이가 8 바이트 일 수 있고, 유리하게는, 메모리(104) 내부의 8 바이트 워드 바운더리 상에 배치될 수 있다. 물론, 수직 노드(810)를 참조하여 상기한 바와 같이, 필요하다면 수직 노드(820)에 추가 정보가 포함될 수도 있다.
수평 노드(830)는, 예컨대 2 비트 노드 타입(831)(예컨대, "01"), 38 비트 제1 어드레스(832), 8 비트 어드레스 카운트(833)(예컨대, 2), 8 비트 제1 캐릭터(834)(예컨대, "·"), 8 비트 라스트 캐릭터(835)(예컨대, "w"), 가변 길이 비트맵(variable-length bitmap)(836) 및 38 비트 제2 어드레스(837)를 포함할 수 있다. 이 예에서, 제1 캐릭터(834)는, 수직 노드(810,820)에 의해 정해진 서치 키 프래그먼트 "la"를 나타내는 단일 캐릭터("·")를 포함할 수 있고, 라스트 캐릭터(831)는 수직 노드(810, 820)에 의해 정해진 서치 키 프래그먼트 "law"를 나타내는 단일 캐릭터("w")와 수평 노드(830)의 라스트 캐릭터(835)를 포함할 수 있다. 제1 어드레스(832)는 서치 키 프래그먼트 "la"와 연관되어 있는 키 데이터 레코드(840)를 가리킬 수 있고, 제2 어드레스(837)는 서치 키 프래그먼트 "law"와 연관되어 있는 키 데이터 레코드(850)를 가리킬 수 있다.
유리하게도, 비트맵(836)은 어느 키(예컨대, 캐릭터)가 수평 노드(830)에 의해 참조되는지를 나타낼 수 있다. 비트맵(836) 내의 한 비트 포지션 내부의 "1"은 키 또는 캐릭터가 수평 노드(830)에 의해 참조된다는 것을 나타내고, 비트맵(836) 내의 한 비트 포지션 내부의 "0"은 키 또는 캐릭터가 수평 노드(830)에 의해 참조되지 않는다는 것을 나타낸다. 일반적으로, 비트맵(836)의 길이는 바운더리 캐릭터를 포함하여, 제1 캐릭터(834)와 라스트 캐릭터(835) 사이의 시퀀셜 키(sequential key) 또는 캐릭터의 수에 의존할 수 있다. 예컨대, 제2 캐릭터(834)가 "a"이고 라스트 캐릭터(835)가 "z"라면, 비트맵(836)은 길이가 26 비트일 수 있는데, 여기서 각 비트는 "a" 내지 "z"를 포함하여 "a" 내지 "z" 사이의 캐릭터 중 하나에 대응한다. 이 예에서, 추가의 38 비트 어드레스는 수평 노드(830)의 단부에 첨부되고, 비트맵(836) 내부에 표현되는 각 캐릭터에 대응한 다. 메모리(104) 내의 8 바이트 워드 바운더리 상에 각 양을 정렬시키기 위하여 비트맵(836)뿐만 아니라, 이들 각 38 비트 어드레스가 패딩될 수 있다. 한 가지 실시 형태에서, 비트맵(836)이 256 비트(즉, 28 비트 또는 32 바이트) 정도로 길 수 있게 서치 키 영역으로서 8 비트 ASCII 캐릭터 셋트가 사용될 수 있다. 도 8에 나타내는 예에서, 특정의 참조 캐릭터 "·" 및 "2"의 어드레스 카운트 때문에, 비트맵(8360은 길이가 2 비트일 수 있고, 라스트 캐릭터(835)에 대응하는 각 비트 위치에 "1"을 포함할 수 있다.
한 가지 실시 형태에서, 그리고 키 데이터 레코드(750)(도 7)를 참조하여 전술한 바와 같이, 키 데이터 레코드(850)는, 예컨대 가변 길이 키(853)와, 적어도 1개의 터미널 데이터 포인터를 포함할 수 있다. 도 8에 도시한 바와 같이, 키 데이터 레코드(850)는 2개의 터미널 데이터 포인터, 즉 터미널 데이터 포인터(857, 868)를 포함하고 있다. 키 데이터 레코드(850)는 12 비트 키 길이(851)와 12 비트 터미널 포인터 카운트/스테이터스(852)가 앞에 붙을 수 있고, 메모리(104) 내의 8 바이트 바운더리 상에 터미널 데이터 포인터(857, 858)를 정렬하기 위하여 패딩(간결함을 위해 도시 생략)을 포함할 수 있다. 터미널 데이터 포인터(857, 858)는 각각 10 비트 터미널 데이터 타입 및 다른 데이터, 예컨대 바이너리 레코드 서치에 유용한 길이, 스테이터스 또는 데이터를 포함할 수 있다. 터미널 데이터 포인터(857, 858)는 특정 리소스 레코드(예컨대, 터미널 데이터 레코드(860, 870))의 보다 빠른 검색을 위해 터미널 데이터 타입에 의해 소팅될 수 있다.
다른 실시 형태에서, 그리고 키 데이터 레코드(740)(도 7)를 참조하여 전술한 바와 같이, 키 데이터 레코드(840)는 터미널 데이터 레코드 포인터보다는 임베디드 터미널 데이터(846)를 포함할 수 있다. 예를 들면, 키 데이터 레코드(840)는 키 길이(841), 터미널 포인터 카운트(842), 가변 길이 키(843), 임베디드 레코드 엘리먼트(844)의 수, 후속하여 레코드 엘리먼트 길이(845)(예컨대, 바이트 단위)및 임베디드 레코드 엘리먼트(844)에 대한 임베디드 레코드 데이터(846)(예컨대, 스트링, 바이트 시퀀스 등)를 포함할 수 있다.
다른 실시 형태에서, 그리고 터미널 데이터 레코드(760)(도 7)를 참조하여 전술한 바와 같이, 터미널 데이터 레코드(860)는, 예컨대 12 비트 길이(861), 4 비트 스테이터스, 가변 길이 스트링(862)(예컨대, IP 어드레스)을 포함할 수 있다. 선택적으로, 가변 길이 스트링(862)은 바이트 시퀀스일 수 있다. 터미널 데이터 레코드(860)는 메모리(104) 내의 8 바이트 바운더리에 각 터미널 데이터 레코드를 정렬하기 위하여 패딩(간결함을 위해 도시 생략)을 포함할 수 있다. 선택적으로, 터미널 데이터 레코드(860)는 4 바이트 바운더리에 패딩(간결함을 위해 도시 생략)을 포함할 수 있고, 또는 터미널 데이터 레코드(860)는 어떤 패딩도 포함하지 않을 수 있다. 메모리 관리 알고리즘은 일반적으로, 터미널 데이터 레코드(760)가 8 바이트, 4 바이트 또는 0 바이트 바운더리에 패딩되지를 결정할 수 있다. 유사하게, 터미널 데이터 레코드(870)는 12 비트 길이(871), 4 비트 스테이터스, 가변 길이 스트링(872)(예컨대, IP 어드레스)을 포함할 수 있다.
일반적으로, OAK 트리와 같은 두 서치 인덱스(search indices) 및 데이터 레코드는 8 바이트 포인터가 메모리 내의 8 바이트 바운더리에 배치되도록 구성될 수 있다. 예컨대, 수직 노드(810)는 수직 노드(820)로의 8 바이트(또는 그 미만) 포인터를 포함할 수 있고, 8(즉, 8 바이트 바운더리 또는 8N)로 나눌 수 있는 메모리어드레스에서 저장될 수 있다. 유사하게, OAK 트리와 같은 두 서치 인덱스 및 데이터 레코드는, 4 바이트 포인터가 메모리 내의 4 바이트 바운더리 상에 위치하도록 구성될 수 있다. 따라서, 데이터베이스(800)에 대한 수정은, 예컨대 OAK 트리와 같은 서치 인덱스에 새로운 포인터를 기록한다든지 데이터 레코드에 새로운 포인터를 기록하는 것을 비롯하여, 단일의 언인터럽트 연산(single uninterruptible operation)을 이용하여 메모리 내의 정렬된 어드레스에 포인터를 업데이트함으로써 종결될 수 있다.
도 8을 참조하여 전술한 여러 실시 형태는 많은 이점을 제공한다. 예를 들면, OAK 트리 데이터 구조는 극히 공간 효율적이고 8 비트 클린이다. 멀티-캐릭터 스트링 프래그먼트를 포함하는 수직 노드를 서치하는 데에 레귤러 익스프레션 서치(regular expression searches)가 이용될 수 있는데, 8 비트 제1 캐릭터(예컨대, 제1 캐릭터(814)), 8 비트 제2 캐릭터(예컨대, 제2 캐릭터(8-15)) 및 임의의 추가 8 비트 캐릭터(예컨대, 추가 캐릭터(816-1...816-N))는 수직 노드(예컨대, 수직 노드(810)) 내에 인접하여 배치될 수 있기 때문이다. 서치 미스(search miss)는 재빨리 발견될 수 있고, N-캐릭터 길이 서치 스트링을 서치하기 위해 단지 N 노드만이 트래버스되는 것을 필요로 할 수도 있다.
도 9는 본 발명의 실시 형태에 따라, 오퍼레이팅 시스템 또는 데이터베이스 테이블 록(table locks)을 사용하지 않고 데이터베이스를 서치하고 동시에 업데이트하는 방법을 보여주는 탑 레벨 흐름도이다.
하나의 업데이트 쓰레드(update thread) 및 복수 개의 서치 쓰레드가 만들어 질 수 있다(900). 한 가지 실시 형태에서, 시스템(100)은 업데이트를, 예컨대 WAN(124)을 거쳐 OLTP 서버(140-1)로부터 수신된 로컬 데이터베이스에 합체하기 위하여 단일의 업데이트 쓰레드를 스폰(spawn)할 수 있다. 다른 실시 형태에서, 시스템(100)은 WAN(124)을 거쳐 OLTP 서버(140-1 ... 140-S)로부터, 그리고 WAN(124) 또는 LAN(122)을 거쳐 복수 개의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)로부터 업데이트를 수신할 수 있다. 시스템(100)은 또한 복수 개의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)로부터 수신된 각 세션 리퀘스트(session request)에 응답하여 서치 쓰레드를 스폰할 수 있다. 예컨대, 관리 쓰레드(manage thread)는 복수의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)로부터 전송된 세션 리퀘스트에 대하여, 하나 이상의 네트워크 인터페이스(114-1 ... 114-O)와 관련된 하나 이상의 컨트롤 포트(control ports)를 폴(poll)할 수 있다. 일단 특정 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)로부터 세션 리퀘스트가 수신되면, 상기 관리 쓰레드는 서치 쓰레드를 스폰하고 그 서치 쓰레드를 특정 네트워크 컴퓨터(예컨대, PE)와 연관시킬 수 있다.
다른 실시 형태에서, 시스템(100)은 복수 개의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)로부터의 세션 리퀘스트에 대한 폴링(polling) 없이 많은 서치 쓰레드를 스폰할 수 있다. 이 실시 형태에서, 상기 서치 쓰레드는 특정의 네트워크 컴퓨터와연관되지 않을 수 있고, 복수 개의 프로세서(102-1 ... 102-P) 사이에서 균등하게 분포될 수 있다. 별법으로서, 상기 서치 쓰레드는 복수 개의 프로세서(102-1 ... 102-P)의 서브셋 상에서 실행될 수 있다. 서치 쓰레드의 수는 네트워크 컴퓨터의 수(예컨대, N)와 일치할 필요는 없다.
복수 개의 서치 쿼리(search query)가 네트워크를 거쳐 수신될 수 있다(910). 한 가지 실시 형태에서, 복수 개의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)는 복수 개의 서치 쿼리를 LAN(122) 또는 WAN(124)을 거쳐 시스템(100)에 보낼 수 있다. 상기 복수 개의 서치 쿼리는, 예컨대 서치 텀(term) 또는 키, 각 쿼리와 관련될 수 있는 스테이트 정보(state information)(예컨대, 쿼리 소스 어드레스, 프로토콜 타입 등)를 포함할 수 있다. 스테이트 정보는 시스템(100)에 의해 명시적으로 유지될 수 있고, 또는 별법으로서 스테이트 정보 핸들이 제공될 수 있다. 한 가지 바람직한 실시 형태에서, 각 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)는 미리 정한 개수의 서치 쿼리를 시스템(100)으로의 전송을 위한 단일의 네트워크 패킷(예컨대, 도 2에 나타낸 것과 같은 리퀘스트 슈퍼 패킷(220)) 내로 멀티플렉스할 수 있다.
각 서치 쿼리는 처리를 위해 하나의 서치 쓰레드에 할당될 수 있다(920). 한 가지 실시 형태에서, 각 서치 쓰레드는 복수 개의 네트워크 컴퓨터(120-1 .. 120-N) 중 하나와 연관될 수 있고, 특정 네트워크 컴퓨터로부터 수신된 모든 서치 쿼리는 서치 쓰레드에 할당될 수 있다(920). 즉, 하나의 서치 쓰레드는 단일 네트워크 컴퓨터(예컨대, 단일 PE)로부터 도착하는 모든 서치 쿼리를 처리할 수 있다. 한 가지 실시 형태에서, 각 서치 쓰레드는 개개의 서치 쿼리를 단일의 멀티플렉스된 네트워크 패킷(예컨대, 도 2에 도시한 리퀘스트 슈퍼 패캣(220))으로부터 추출할 수 있고, 또는 별법으로서, 상기 추출은 상이한 프로세서 또는 쓰레드에 의해 수행될 수 있다.
다른 실시 형태에서, 각 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)로부터 수신된 서치 쿼리는 상이한 서치 쓰레드에 할당될 수 있다(920). 이 실시 형태에서, 상기 멀티 쓰레드 할당은, 예컨대 프로세서 로딩을 포함하는 여러 가지 시스템 패러미터를 합체할 수 있는 최적의 분산 함수(optimal distribution function)에 기초할 수 있다. 물론, 서치 쓰레드에의 서치 쿼리의 할당은, 프로세서 가용성(availability), 시스템 구성 엘리먼트 성능 등을 비롯한 여러 가지 시스템 패러미터에 기초하여, 시간에 따라 변할 수 있다. 예컨대, 공유 메모리(shared memory), 인터 프로세스 메시지(inter-process message), 토큰, 세마퍼(semaphore) 등과 같은 여러 가지 메커니즘을 이용하여 시스템(100) 내에서 서치 쿼리를 할당된 서치 쓰레드에 운반할 수 있다.
각 서치 쓰레드는 상기 할당된 서치 쿼리에 기초하여 데이터베이스를 서치할 수 있다(930). 데이터베이스를 서치하는 것은 다음 데이터베이스의 구조에 의존한다.
도 4에 도시한 데이터베이스 실시 형태를 참조하면, 데이터베이스(400)는 서치 키에 대하여 서치될 수 있다(930). 다음에, 상기 서치 키에 대응하는 데이터 레코드(예컨대, 데이터베이스 레코드(420))가 정해질 수 있다. 도 5에 도시한 데이터베이스 실시 형태를 참조하면, 먼저 상기 서치 키에 대하여 룩 어사이드 파일(look-aside file)이 서치될 수 있고, 소정의 매치가 정해지지 않으면, 스냅셧(snapshot) 파일(510)이 서치될 수 있다(930). 다음에, 상기 서치 키에 대응하는 데이터 레코드가 정해질 수 있다.
도 6에 도시한 데이터베이스 실시 형태를 참조하면, 먼저 상기 서치 키에 대하여, 도메인 네임 데이터(610)가 서치될 수 있고, 다음에 상기 서치 키에 대응하는 네임 서버 데이터(630) 내의 리소스 데이터가 정해질 수 있다. 예들 들면, "law.com" 서치 키에 대하여, 도메인 네임 데이터(610) 내의 도메인 네임 레코드(620)로 매치가 정해질 수 있다. 예컨대, 네임 서버 포인터(626)를 비롯한 적절한 정보가 추출될 수 있다. 다음에, 상기 적절한 네임 서버 레코드(640)가 네임 서버 포인터(626)를 이용하여 인덱스될 수 있고, 네임 서버 네트워크 어드레스(647)가 추출될 수 있다.
도 7에 도시한 데이터베이스 실시 형태를 참조하면, 상기 서치 키에 대하여 TST가 서치될 수 있는데(930), 그로부터 리소스 데이터가 정해질 수 있다. 예를들면, "law.com" 서치 키에 대하여, 서치 노드(701)가 서치될 수 있고(930), 노드(730)로 매치가 정해진다. 키 포인터(736)가 추출될 수 있는데, 이로부터 상기 키 데이터 레코드(750)가 정해질 수 있다. 다음에, 터미널 데이터 포인터(752)의 수가 확인될 수 있고, 각 터미널 데이터 포인터가 추출될 수 있다. 예를 들면, 터미널 데이터 포인터(757)는 터미널 데이터 레코드(760)를 참조할 수 있고, 터미널 데이터 포인터(758)는 터미널 데이터 레코드(770)를 참조할 수 있다. 상기 가변 길이 리소스 데이터, 예컨대 네임 서버 네트워크 어드레스(762) 및 네임 서버 네트워크 어드레스(772)는 각각 길이(761, 771)를 이용하여 각 터미널 데이터 레코드로부터 추출될 수 있다.
도 8에 도시한 데이터베이스 실시 형태를 참조하면, 상기 OAK 트리는 상기 서치 키에 대하여 서치될 수 있는데(930), 이로부터 리소스 데이터가 정해질 수 있다. 예컨대, "law.com" 서치 키에 대하여, 서치 노드(801)가 서치될 수 있고(930), 노드(830)로 매치가 정해진다. 제2 어드레스(837)가 추출될 수 있는데, 이로부터 키 데이터 레코드(850)가 정해질 수 있다. 다음에, 터미널 데이터 포인터(852)의 갯수가 확인될 수 있고, 각 터미널 데이터 포인터가 추출될 수 있다. 예를 들면, 터미널 데이터 포인터(857)는 터미널 데이터 레코드(860)를 참조할 수 있고, 터미널 데이터 포인터(858)는 터미널 데이터 레코드(870)를 참조할 수 있다. 상기 가변 길이 리소스 데이터, 예컨대 네임 서버 네트워크 어드레스(862) 및 네임 서버 네트워크 어드레스(872)는 각각 길이(861, 871)를 이용하여 각 터미널 데이터 레코드로부터 추출될 수 있다.
각 서치 쓰레드는 상기 할당된 서치 쿼리에 대응하는 복수 개의 서치 리플라이(reply)를 만들어 낼 수 있다(940). 특정 서치 키에 대하여 매치가 발견되지 않으면, 상기 리플라이는 예컨대, 널 캐릭터와 같은 적절한 표식(indication)을 포함할 수 있다. 도 6 내지 도 8을 참조하면, 예컨대, 서치 키는 "law.com"일 수 있고, 대응하는 리소스 데이터는 "180.1.1.1."일 수 있다. 2 이상의 네임 서버 네트워크 어드레스는 하나의 서치 키와 연관될 수 있는데, 이러한 경우, 2 이상의 네임 서버 네트워크 어드레스가 정해질 수 있다.
상기 리플라이는 네트워크를 거쳐 보내질 수 있다(950). 한 가지 실시 형태에서, 각 서치 쓰레드는 오리지널 쿼리를 포함하는 단일의 네트워크 패킷(예컨대, 리퀘스트 슈퍼 패킷(220)에 대응하는 단일의 네트워크 패킷(예컨대, 리스판스 슈퍼 패킷(240)) 내로 상기 적절한 리플라이를 멀티플렉스할 수 있다. 별법으로서, 상기 적절한 리플라이는 상이한 프로세스 또는 쓰레드에 의해 상기 단일 네트워크 패킷 내로 멀티플렉스될 수도 있다. 다음에, 상기 리스판스 네트워크 패킷은 LAN(122) 또는 WAN(124)을 매개로, 복수 개의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N) 내부의 적절한 네트워크 컴퓨터로 보내질 수 있다(950). 한 가지 실시 형태에서, 상기 리스판스 패킷은 상기 리퀘스트 패킷을 만들어 내는 동일한 네트워크 컴퓨터로 보내질 수 있고, 다른 실시 형태에서, 상기 리스판스 패킷은 상이한 네트워크컴퓨터로 보내질 수 있다.
상기 업데이트 쓰레드는 네트워크를 통해 새로운 정보를 수신할 수 있다(960). 한 가지 실시 형태에서, 새로운 정보는, 예컨대 WAN(124)을 통해 OLTP 서버(140-1)로부터 시스템(100)으로 보내질 수 있다. 다른 실시 형태에서, 상기 시스템(100)은 WAN(124)을 매개로 OLTP 서버(140-1 ... 140-S)로부터, 그리고 WAN(124) 또는 LAN(122)을 거쳐 복수 개의 네트워크 컴퓨터(120-1 ... 120-N)로부터 업데이트를 수신할 수 있다. 상기 DNS 분석 실시 형태에서, 예컨대, 새로운 정보는 기존의 도메인 네임에 대하여, 새로운 도메인 네임 데이터, 새로운 네임 서버 데이터, 새로운 네임 서버 등을 포함할 수 있다. 별법으로서, 상기 새로운 정보는 도메인 네임 레코드, 네임 서버 레코드 등이 데이터베이스로부터 삭제될 수 있다는 것을 나타낼 수 있다. 일반적으로, 상기 데이터베이스에 포함된 임의의 정보는 적절하게 추가, 변형 또는 삭제될 수 있다.
업데이트 쓰레드는 새로운 정보에 기초한 복수의 새로운 엘리먼트들을 만들 수 있다(970). 전형적으로, 데이터베이스의 기설(existing) 엘리먼트에 포함된 정보를 수정하는 것은 기설 엘리먼트에 기초한 새로운 정보를 만들고, 새로운 정보를 포함하도록 새로운 엘리먼트를 수정함으로서 통합될 수 있다. 이 절차에서, 새로운 엘리먼트에서 포인터가 데이터베이스에 기록될 때 까지, 새로운 엘리먼트는 시스템(100)에서 명백히 실행되는 서치 쓰레드 또는 절차에는 보여지지 않을 수 있다. 일반적으로, 데이터베이스에 추가하는 것은 기설 엘리먼트에 포함된 정보를 반드시 이용하지 않고 유사한 경향으로 달성될 수 있다. 한 실시예에 따르면, 데이터베이스에서 기설 엘리먼트를 삭제하는 것은 새롭고 명백한 "삭제" 엘리먼트를 데이터베이스에 추가함으로서 달성될 수 있다. 다른 실시예에 따르면, 기설 엘리먼트를 데이터베이스로부터 삭제하는 것은 적절한 표시기(indicator; 예를 들면 눌 포인터 등)로 포인터를 기설 엘리먼트에 중복하여 기록함으로서 달성될 수 있다. 상기 실시예에서, 업데이트 쓰레드는 새로운 정보를 포함하는 데이터베이스에서 새로운 엘리먼트를 만들지 않는다.
DNS 레졸루션 실시태양에서 예를 들어 새로운 정보는 데이터베이스에 첨가되는 새로운 도메인 네임을 포함한다. 이러한 예에서 편이성을 위해 새로운 도메인 네임은 현존하는 네임 서버를 참조 인용한다. 도 6에 나타난 바와 같이 새로운 도메인 네임 레코드 615를 위한 메모리 스페이스는 도메인 네임 레코드 611과 결합된 메모리 풀로부터 또는 대안으로 도메인 네임 데이터 610과 결합된 일반적 메모리 풀로부터 배치된다. 새로운 도메인 네임은 도메인 네임 레코드 615로 표준화되고 복제되고, 현존하는 네임 서버(즉, 네임 서버 레코드 655)로의 포인터는 새로운 도메인 네임 레코드 615로 결정되고 복제된다. 다른 정보는 새로운 도메인 네임 레코드 615로 계산되고 첨가된다; 예를 들어 네임 서버의 수, 체인 포인터 등. 더욱 복잡한 예로서 새로운 정보는 상응하는 자원 데이터를 지닌 새로운 검색 키를 포함한다.
도 7을 참고로 더욱 복잡한 예들 들면, 새로운 키 데이터 레코드(780) 및 새로운 서치 노드(705)는 기설 서치 노드(710)의 제 1 지점에 있는 비교 캐릭터("l")보다 큰 제 1 지점에 있는 비교 캐릭터("m")을 포함할 수 있다. 이어서, 서치 노드(705)는 서치 노드(710)과 동일한 "레벨"(예들 들면, 찻번째 캐릭터 지점)에서 TST에 삽입될 수 있다. 서치 노드(705)가 데이터베이스에 넘겨지기 전에, 서치 노드(710)의 포인터(715)보다 큰 4-바이트는 "눌" 포인터를 포함할 수 있다. 서치 노드(705)는, 또한, 새로운 키 데이터 레코드(780)에서 40-비트 포인터를 포함하는 4-바이트 키 포인터(706)을 포함할 수 있다. 키 데이터 레코드(780)은 키 길이(781)(예들 들면 "5") 및 타입(782; 예들 들면 내재된 소스 데이터를 포함하는), 가변 길이 키(783, 예들 들면, "m.com"), 내재된 리소스(784, 예들 들면 "1"), 리소스 길이(785, 예들 들면 "9"), 가변-길이 리소스 스트링(786) 또는 바이트 시켄스(예들 들면, "180.1.1.1") 및 더티 비트(707)를 포함할 수 있다. 메모리 공간은 복수의 키 데이터 레코드(702)와 관련된 메모리 풀로부터 키 데이터 레코드(770)에 할당되는 반면, 메모리 공간은 TST 노드(701)과 관련된 메모리 풀로부터 서치 노드(705)에 할당될 수 있다.
도 8을 참고로 예들 들면, 새로운 키 데이터 레코드(880) 및 새로운 서치 노드(890)이 만들어질 수 있다. 이 실시예에서, 새로운 서치 노드(890)은 예들 들면 2-비트 노드 타입(891; 예들 들면 "01"), 38-비트 제 1 어드레스(892), 8-비트 어드레스 카운트(893; 예들 들면, "2"), 8-비트 제 1 캐릭터(894, 예들 들면, "l"), 8-비트 최종 캐릭터(895, 예들 들면, "m"), 가변-길이 비트맵(896) 및 38-비트 제 2 어드레스(897)을 포함하는 수평 노드일 수 있다. 제 2 어드레스(897)은 서치 키 플래그먼트 "m"과 관련된 키 데이터 레코드(880)에 지시되는 반면, 제 1 어드레스(892)는 수직 노드(820)에 "l" 서치 스트링 경로에 있는 다음 수직 노드를 지시한다. 키 더이터 레코드(880)은 키 길이(881; 예들 들면 "5") 및 타입(882; 예들 들면, 내재된 리소스 데이터), 개변 길이 키(883, 예들 들면, "m.com"), 내재된 리소스(884; 예들 들면, "1"), 리소스 길이(885; 예들 들면, "9"), 가변-길이 리소스 스트링(886) 또는 바이트 시켄스(예들 들면, "180.1.1.1") 및 더티 비트(807)을 포함할 수 있다. 메모리 공간은 복수의 키 데이터 레코드(802)와 관련된 메모리 풀로부터 키 데이터 레코드(880)에 할당되는 한편, 메모리 공간은 복수의 서치 노드(801)과 관련된 메모리 풀로부터 서치 노드(890)에 할당될 수 있다.
업데이트 쓰레드는 단일 언인터럽트 연산(single uninterruptible operation)을 이용한 데이터베이스에 포인터를 기록(980)할 수 있다. 일반적으로, 새로운 엘리먼트는 데이터베이스 내에 있는 적절한 위치에서 새로운 엘리먼트에 포인터를 기록함으로서 데이터베이스에 인도될 수 있다(서치 쓰레드 또는 프로세스에서 즉석에서 보여지게 된다). 위에서 설명하였듯이, 단일 연산이 적절한 길이의 단일 저장 지시를 포함함으로서, 상기 적절한 위치는 메모리에 배열될 수 있다. 하나의 실시태양에서 현재 요소는 적당한 지표(즉, "널(null)" 포인터 등)를 지닌 현재요소에 포인터를 즉시 덮어씀으로서 데이터베이스로부터 삭제된다(즉, 검색 쓰레드 또는 프로세스에서 안보이게 됨). 다시, 적당한 위치는 메모리 내에서 정렬되어 단일 작동이 적당한 길이의 단일 저장 지시를 포함하게 된다.
도 6에 나타난 바와 같이 도메인 네임 레코드 620에 상응하는 8-바이트 포이터는 해쉬(hash) 테이블 612(즉, 요소 613)에 기록된다. 중요하게는, 해쉬 테이블 기입은 단일, 8-바이트 저장 지시가 이러한 수치를 업데이트하는데 사용되는지를 보증하기 위해 메모리 104 내의 8-바이트 바운더리 상에 정렬된다. 도 7에 나타난 바와 같이 새로운 검색 노드(node) 705에 상응하는 4-바이트 포인터는 검색 노드 710 내의 노드 포인터 715 보다 "더 큰" 4-바이트에 기록된다. 중요하게는, 노드 포인터 715는 단일, 4-바이트 저장 지시가 이러한 수치를 업데이트하는데 사용되는지를 보증하기 위해 메모리 104 내의 4-바이트 바운더리 상에 정렬된다. 도 8에 나타난 바와 같이 다수의 검색 노드 801도 메모리 104 내의 8-바이트 워드 바운더리 상에 정렬되고 다수의 검색 노드 801 내의 첫 번째 노드(즉, 수직 노드 810)를 참증하는 탑-오브-트리(top-of-tree) 어드레스 899를 포함한다. 새로운 검색 논드 890에 상응하는 8-바이트 포인터는 단일 저장 지시를 이용하여 탑-오브-트리 어드레스 899에 기록된다. 이들 각각의 실시태양에서 저장 지시 바로 전에 새로운 데이터는 검색 쓰레드에 보이지 않는 반면 저장 지시 바로 후에 새로운 데이터는 검색 쓰레드에 보인다. 따라서 단일의 중단불가능 작동으로 새로운 데이터가 데이터베이스 잠금 또는 접근 제어의 이용없이 데이터베이스에 넘겨진다.
하나의 실시태양에서 업데이트 쓰레드는 포인터가 데이터베이스에 기록된 후(980) 현재 요소를 물리적으로 삭제한다(980). 유리하게는 변형되거나 삭제된 데이터베이스의 현재 요소를 위해 메모리 104로부터의 이들 요소의 물리적 삭제가 지연되어 인-프로세스 검색의 일관성을 보존한다. 예를 들어 현재 요소가 변형되고 상응하는 새로운 요소가 데이터베이스에 넘겨진 후 메모리 104로부터의 현재 요소의 물리적 삭제가 지연되어 새로운 요소가 데이터베이스에 넘겨지기 전에 획득된 결과를 지닌 현재 검색 쓰레드가 계속해서 데이터의 이전 상태를 이용하게 된다. 업데이트 쓰레드는 현재 요소가 변형되거나 삭제되기 전에 시작된 검색 쓰레드가 종료된 후 현재 요소를 물리적으로 삭제한다(980).
잠재적 문제(potential complication)는 본 발명의 실시예와 관련된 방법의 상호연산 및 시스템(100)의 다양한 구조적인 특징으로부터 발생한다. 예들 들면, 업데이트 쓰레드가 실행되는 프로세서(예들 들면, 프로세서 102-1, 102-2 등)는 부적절한 지시의 실행을 지지하기 위한 하드웨어를 포함한다. 다른 예를 들면, 시스템(100)은 프로세서의 내적 구조(예들 들면, 프로서세 102-1, 102-2 등)의 페러렐리즘(parallelism)을 이용하도록 최적으로 재배열된 본 발명의 실시예와 관련된 지시의 시켄스를 생산할 수 있는 최적화된 컴파일러를 포함한다. 많은 다른 문제는 본 발명이 속한 분야의 당업자에 의하여 인식될 수 있다. 부적절한 지시의 실행으로부터 발생하는 데이터 해저드(hazard)는, 예를 들면, 새로운 엘리먼트의발생(970)과 데이터베이스에 포인터 기록(980) 사이의 종속성을 만듦으로서 제거될 수 있다.
본 발명의 실시예에서, 이러한 종속성은 예들 들면, 데이터베이스에 포인터의 기록(980)을 실행하기 전에 나오거나 완성되는 새로운 엘리먼트의 발생(970)과 관련된 지시의 실행을 강제하기 위한 프로세서 102-1에 의하여 실행되는 지시의 시켄스로 배타적인 OR(XOR) 지시와 같은 추가의 산수 연산을 삽입함으로서 설정될 수 있다. 예를 들면, 새로운 엘리먼트에 대응하고 더티 비트를 포함하는 메모리(104)에 위치하는 내용은 새로운 엘리먼트에서 포인터에 대응하는 메모리(104)에 위치하는 내용으로 XOR될 수 있다. 이어서, 새로운 엘리먼트의 어드레스는 새로운 엘리먼트를 데이터베이스에 인가하기 위하여 메모리(104)에 기록(980)될 수 있다. 본 발명이 속한 기술분야의 당업자은 이러한 문제들을 극복하기 위한 다양한 방법을 알고 있다.
본 발명의 여러 실시예가 본원에서 구체적으로 예시 및 기술되어 있다. 그러나, 본 발명의 사상 및 의도되는 범주로부터 벗어남이 없이 첨부된 청구의 범위 이내에서, 그리고 상기 교시 내용에 의해 본 발명의 변형 및 변화가 커버된다는 것을 알 수 있을 것이다.

Claims (54)

  1. 네트워크에 결합된 적어도 하나 이상의 프로세서; 및
    업데이트 쓰레드 및 다수의 검색 쓰레드를 생성하고;
    다수의 검색 쓰레드 중의 하나에 네트워크를 통해 수신된 다수의 검색 질문의 각각을 할당하며 :
    상기 각각의 검색 쓰레드는 :
    할당된 검색 질문에 따라 데이터베이스를 검색하고,
    할당된 검색 질문에 상응하는 다수의 검색 응답을 생성하고,
    네트워크를 통해 다수의 검색 응답을 송신함을 특징으로 하고;
    상기 업데이트 쓰레드는 :
    네트워크를 통해 수신된 새로운 정보에 따라 새로운 요소를 생성하고,
    다수의 검색 쓰레드에 대한 데이터베이스로의 접근을 제한하지 않고 단일의 중단불가능 작동을 이용하여 데이터베이스에 새로운 요소에 대한 포인터를 기록함을 특징으로 하고 :
    프로세서에 의해 실행되도록 개조된 데이터베이스 및 지시를 포함한, 프로세서에 결합된 메모리로
    구성된 멀티-쓰레드 네트워크 데이터베이스 시스템
  2. 제 1항에 있어서, 상기 단일의 중단불가능 작동은 저장 지시임을 특징으로 하는 시스템
  3. 제 1항에 있어서,
    상기 업데이트 쓰레드는 :
    포인터가 데이터베이스에 기록된 후 메모리로부터 현재 요소를 물리적으로 삭제하는 것임을 더욱 포함하는 것을 특징으로 하는 시스템
  4. 제 2항에 있어서, 상기 저장 지시는 4 바이트 바운더리 상에 위치한 메모리 어드레스에 4 바이트를 기록함을 특징으로 하는 시스템
  5. 제 2항에 있어서, 상기 저장 지시는 8 바이트 바운더리 상에 위치한 메모리 어드레스에 8 바이트를 기록함을 특징으로 하는 시스템
  6. 제 2항에 있어서, 상기 프로세서는 적어도 n-바이트의 단어 크기를 지니고, 상기 메모리는 적어도 n-바이트의 폭을 지니고, 상기 저장 지시는 n-바이트 바운더리 상에 위치한 메모리 어드레스에 n-바이트를 기록함을 특징으로 하는 시스템
  7. 제 1항에 있어서, 상기 다수의 검색 질문은 단일 네트워크 패킷 내에서 수신됨을 특징으로 하는 시스템
  8. 제 1항에 있어서, 상기 다수의 검색 응답은 단일 네트워크 패킷 내에서 송신됨을 특징으로 하는 시스템
  9. 제 1항에 있어서, 상기 접근 제한은 데이터베이스 잠금을 포함함을 특징으로 하는 시스템
  10. 제 1항에 있어서, 상기 접근 제한은 스핀 잠금을 포함함을 특징으로 하는 시스템
  11. 제 10항에 있어서, 상기 스핀 잠금은 적어도 하나 이상의세마포어(semaphore)의 이용을 포함함을 특징으로 하는 시스템
  12. 제 11항에 있어서, 상기 세마포어는 뮤텍스(mutex) 세마포어임을 특징으로 하는 시스템
  13. 제 1항에 있어서, 다수의 프로세서 및 대칭 멀티-프로세싱 작동 시스템을 더욱 포함함을 특징으로 하는 시스템
  14. 제 13항에 있어서, 상기 다수의 검색 쓰레드는 초 당 적어도 100,000 검색 이상을 실행함을 특징으로 하는 시스템
  15. 제 14항에 있어서, 상기 업데이트 쓰레드는 초 당 적어도 10,000 업데이트 이상을 실행함을 특징으로 하는 시스템
  16. 제 14항에 있어서, 상기 업데이트 쓰레드는 초 당 50,000∼130,000 업데이트를 실행함을 특징으로 하는 시스템
  17. 제 1항에 있어서, 상기 새로운 요소에 대한 포인터는 검색 인덱스에 기록됨을 특징으로 하는 시스템
  18. 제 17항에 있어서, 상기 검색 인덱스는 TST임을 특징으로 하는 시스템
  19. 제 17항에 있어서, 상기 검색 인덱스는 해쉬 테이블임을 특징으로 하는 시스템
  20. 제 1항에 있어서, 상기 새로운 요소에 대한 포인터는 데이터베이스 내의 데이터 레코드에 기록됨을 특징으로 하는 시스템
  21. 업데이트 쓰레드 및 다수의 검색 쓰레드를 생성하고;
    다수의 검색 쓰레드 중의 하나에 네트워크를 통해 수신된 다수의 검색 질문의 각각을 할당하는 것으로 구성되고 :
    상기 각각의 검색 쓰레드는 :
    할당된 검색 질문에 따라 데이터베이스를 검색하고,
    할당된 검색 질문에 상응하는 다수의 검색 응답을 생성하고,
    네트워크를 통해 다수의 검색 응답을 송신함을 특징으로 하고;
    상기 업데이트 쓰레드는 :
    네트워크를 통해 수신된 새로운 정보에 따라 새로운 요소를 생성하고,
    다수의 검색 쓰레드에 대한 데이터베이스로의 접근을 제한하지 않고 단일의 중단불가능 작동을 이용하여 데이터베이스에 새로운 요소에 대한 포인터를 기록함을 특징으로 하는 :
    데이터베이스를 검색하고 동시에 업데이트하는 방법
  22. 제 21항에 있어서, 상기 단일의 중단불가능 작동은 저장 지시임을 특징으로 하는 방법
  23. 제 21항에 있어서,
    상기 업데이트 쓰레드는 :
    포인터가 데이터베이스에 기록된 후 현재 요소를 물리적으로 삭제하는 것임을 더욱 포함하는 것을 특징으로 하는 시스템
  24. 제 22항에 있어서, 상기 저장 지시는 4 바이트 바운더리 상에 위치한 메모리 어드레스에 4 바이트를 기록함을 특징으로 하는 방법
  25. 제 22항에 있어서, 상기 저장 지시는 8 바이트 바운더리 상에 위치한 메모리 어드레스에 8 바이트를 기록함을 특징으로 하는 방법
  26. 제 21항에 있어서, 상기 다수의 검색 질문은 단일 네트워크 패킷 내에서 수신됨을 특징으로 하는 방법
  27. 제 21항에 있어서, 상기 다수의 검색 응답은 단일 네트워크 패킷 내에서 송신됨을 특징으로 하는 방법
  28. 제 21항에 있어서, 상기 접근 제한은 데이터베이스 잠금을 포함함을 특징으로 하는 방법
  29. 제 21항에 있어서, 상기 접근 제한은 스핀 잠금을 포함함을 특징으로 하는 방법
  30. 제 29항에 있어서, 상기 스핀 잠금은 적어도 하나 이상의 세마포어의 이용을 포함함을 특징으로 하는 방법
  31. 제 30항에 있어서, 상기 세마포어는 뮤텍스 세마포어임을 특징으로 하는 방법
  32. 제 21항에 있어서, 상기 다수의 검색 쓰레드는 초 당 적어도 100,000 업데이트 이상을 실행함을 특징으로 하는 방법
  33. 제 32항에 있어서, 상기 업데이트 쓰레드는 초 당 적어도 10,000 업데이트이상을 실행함을 특징으로 하는 방법
  34. 제 33항에 있어서, 상기 업데이트 쓰레드는 초당 50,000∼130,000 업데이트를 실행함을 특징으로 하는 방법
  35. 제 21항에 있어서, 상기 새로운 요소에 대한 포인터는 검색 인덱스에 기록됨을 특징으로 하는 방법
  36. 제 35항에 있어서, 상기 검색 인덱스는 TST임을 특징으로 하는 방법
  37. 제 21항에 있어서, 상기 새로운 요소에 대한 포인터는 데이터베이스 내의 데이터 레코드에 기록됨을 특징으로 하는 방법
  38. 업데이트 쓰레드 및 다수의 검색 쓰레드를 생성하고;
    다수의 검색 쓰레드 중의 하나에 네트워크를 통해 수신된 다수의 검색 질문의 각각을 할당하는 것으로 구성되고 :
    상기 각각의 검색 쓰레드는 :
    할당된 검색 질문에 따라 데이터베이스를 검색하고,
    할당된 검색 질문에 상응하는 다수의 검색 응답을 생성하고,
    네트워크를 통해 다수의 검색 응답을 송신함을 특징으로 하고;
    상기 업데이트 쓰레드는 :
    네트워크를 통해 수신된 새로운 정보에 따라 새로운 요소를 생성하고,
    다수의 검색 쓰레드에 대한 데이터베이스로의 접근을 제한하지 않고 단일의 중단불가능 작동을 이용하여 데이터베이스에 새로운 요소에 대한 포인터를 기록함을 특징으로 하는 :
    데이터베이스를 검색하고 동시에 업데이트하는 방법을 실행하기 위해 적어도 하나 이상의 프로세서에 의해 실행되도록 개조된 지시를 포함한 컴퓨터 판독가능 매체
  39. 제 38항에 있어서, 상기 단일 중단불가능 작동은 저장 지시임을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  40. 제 38항에 있어서, 상기 방법은
    상기 업데이트 쓰레드가 :
    포인터가 데이터베이스에 기록된 후 현재 요소를 물리적으로 삭제하는 것임을 더욱 포함하는 것을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  41. 제 39항에 있어서, 상기 저장 지시는 4 바이트 바운더리 상에 위치한 메모리 어드레스에 4 바이트를 기록함을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  42. 제 39항에 있어서, 상기 저장 지시는 8 바이트 바운더리 상에 위치한 메모리 어드레스에 8 바이트를 기록함을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  43. 제 38항에 있어서, 상기 다수의 검색 질문은 단일 네트워크 패킷 내에서 수신됨을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  44. 제 38항에 있어서, 상기 다수의 검색 응답은 단일 네트워크 패킷 내에서 송신됨을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  45. 제 38항에 있어서, 상기 접근 제한은 데이터베이스 잠금을 포함함을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  46. 제 38항에 있어서, 상기 접근 제한은 스핀 잠금을 포함함을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  47. 제 46항에 있어서, 상기 스핀 잠금은 적어도 하나 이상의 세마포어의 이용을 포함함을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  48. 제 47항에 있어서, 상기 세마포어는 뮤텍스 세마포어임을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  49. 제 38항에 있어서, 상기 새로운 요소에 대한 포인터는 검색 인덱스에 기록됨을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  50. 제 49항에 있어서, 상기 검색 인덱스는 TST임을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  51. 제 38항에 있어서, 상기 새로운 요소에 대한 포인터는 데이터베이스 내의 데이터 레코드에 기록됨을 특징으로 하는 컴퓨터 판독가능 매체
  52. 업데이트 쓰레드 및 다수의 검색 쓰레드를 생성하고;
    다수의 검색 쓰레드 중의 하나에 네트워크를 통해 수신된 다수의 검색 질문의 각각을 할당하는 것으로 구성되고 :
    상기 각각의 검색 쓰레드는 :
    할당된 검색 질문에 따라 데이터베이스를 검색하고,
    할당된 검색 질문에 상응하는 다수의 검색 응답을 생성하고,
    네트워크를 통해 다수의 검색 응답을 송신함을 특징으로 하고;
    상기 업데이트 쓰레드는 :
    다수의 검색 쓰레드에 대한 데이터베이스로의 접근을 제한하지 않고 단일의 중단불가능 작동을 이용하여 데이터베이스에 새로운 요소에 대한 포인터를 기록함을 특징으로 하는 :
    데이터베이스를 검색하고 동시에 업데이트하는 방법
  53. 제 52항에 있어서, 상기 포인터는 널(null) 포인터를 포함함을 특징으로 하는 방법
  54. 제 52항에 있어서,
    상기 업데이트 쓰레드는 :
    포인터가 데이터베이스에 기록된 후 현재 요소를 물리적으로 삭제하는 것임을 더욱 포함함을 특징으로 하는 방법
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