WO2015093026A1 - 書き込み情報記憶装置、方法、及び、記録媒体 - Google Patents

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顕宏 村田
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日本電気株式会社
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Definitions

  • the present invention relates to a write information storage device, method, and recording medium, and in particular, the information of a write request issued to a storage device for storing data is stored, and updated data is read therefrom.
  • the present invention relates to an information storage device, method, and recording medium.
  • Non-Patent Document 1 discloses the format of such differential data. This format holds the bit map of the block in which the difference has occurred due to the writing and the updated block data.
  • Non Patent Literature 2 discloses an AVL tree (AVL tree, Adelson-Velskii and Landis' tree).
  • Patent Document 1 discloses a storage apparatus provided with a second volume that stores a write history to a first volume that stores data, and a third volume that stores copy data of the first volume at a specific point in time.
  • the storage device refers to the write history stored in the second volume, and rewrites the copy data stored in the third volume to the copy data of the first volume at a point different from the specified point in time.
  • the computer system of Patent Document 2 stores the file system update history in a secondary storage device independent of the file system.
  • This update history stores the content before the update. Therefore, this computer system can restore the image of the file system at a predetermined time in the past.
  • Patent Document 3 uses the correction history to recover data at a past time.
  • a system using difference data in the format of Non-Patent Document 1 overwrites difference data when there is a write to an overlapping address section. Therefore, this system can not return the write state to any point in the past.
  • Patent Document 1 only uses the write history data to update data of the third volume, and does not read the latest write data from the write history data.
  • the techniques of Patent Documents 2 and 3 are also the same.
  • An object of the present invention is to provide a write information storage device, method, and recording medium which solve the above-mentioned problems.
  • the write information storage device records the write record including the data string to be written and the address range so that the time series of the write request can be known for each write request issued to the data storage unit.
  • a binary search tree of nodes including list storage means for storing the data list and the address range of the data storage unit as a range of key values and including pointer information to a write record including the latest data of the address range; And index storage means for storing.
  • a method is a data list in which a write record including a data string to be written and an address range is recorded so that the time series of the write request can be known for each write request issued to the data storage unit. , And stores a binary search tree of nodes including the address range of the data storage unit as a range of key values and including pointer information to a write record including the latest data of the address range.
  • the device according to the present invention can efficiently read the updated data from the difference data, and can return the write state to any point in the past.
  • FIG. 1 is a block diagram of a write information storage device 1 according to a first embodiment of the present invention.
  • FIG. 2 shows the data structure of the data list 221.
  • FIG. 3 is a diagram showing the data structure of each node 112 constituting the balanced binary search tree 111.
  • FIG. 4 is a diagram showing an example of a method of forming the data list 221 and the balanced binary search tree 111 created for the exemplary sequence of the write request.
  • FIG. 5 is an operation flowchart of the search and update unit 33 that has received the write request when the data storage unit 21 is write-protected.
  • FIG. 6A is a diagram showing a process of the search update unit 33 removing an overlap portion from the range of key values for an overlap node (case 1-A).
  • FIG. 6B is a diagram showing a process of the search update unit 33 shortening a range of key values and inserting a new node at the position of the highest overlapping node (Case 1-B).
  • FIG. 6C is a diagram showing a process in which the search update unit 33 rotates a node (Case 1-C).
  • FIG. 7A is a diagram showing a process of the search update unit 33 removing an overlap portion from the range of key values for the overlap node.
  • FIG. 7B is a diagram showing a process of the search update unit 33 inserting the divided nodes into the subtree.
  • FIG. 8 is a block diagram of the write information storage device 1 of the second embodiment.
  • FIG. 9 is a block diagram of the write information storage device 1 of the third embodiment.
  • FIG. 1 is a block diagram of a write information storage device 1 according to a first embodiment of the present invention.
  • the write information storage device 1 is, for example, a computer.
  • the write information storage device 1 causes the processor 30 to execute an application program 31 and a file system 32 that reads and writes data stored in the data storage unit 21.
  • the write information storage device 1 further includes a search and update unit 33, a list storage unit 22, and an index storage unit 11.
  • the search update unit 33 receives an instruction from the file system 32 and reads and writes data in the data storage unit 21.
  • the data storage unit 21 may be temporarily prohibited from being written and may only be read. Such prohibition is performed, for example, by a backup program (not shown) that stores backup data of the data storage unit 21 in a backup disk device (not shown) or the like.
  • the backup program may be executed by the write information storage device 1 or may be executed by another computer (not shown) sharing the data storage unit 21.
  • the search update unit 33 stores the write request including the write data in the list storage unit 22 as the data list 221.
  • the search update unit 33 updates the data in the data storage unit 21 (performs roll forward) based on the contents of the data list 221 after the write prohibition is released.
  • the search update unit 33 determines if data in the read range is stored in the data list 221 if not stored therein. It reads from the storage unit 21. If the read range is written many times, data of the range is stored in the data list 221 for many generations. In this case, the search and update unit 33 reads the latest data for each address in the read range. In order to improve the speed of reading the latest data from the data list 221, the search update unit 33 creates an index corresponding to the data list 221 in the index storage unit 11. This index is a balanced binary search tree 111.
  • the file system 32 When the file system 32 issues a write instruction to the search and update unit 33, it specifies the address range of the storage area in the data storage unit 21 and a data string. When the file system 32 issues a read command, the address range of the storage area in the data storage unit 21 is specified.
  • the address range is, for example, a start address and an end address, or a start address and a data length.
  • the search update unit 33 is configured of a logic circuit.
  • the search update unit 33 may be a logic circuit centering on a microprocessor other than the processor 30. Furthermore, the search update unit 33 may be realized by a program stored in the memory of the write information storage device 1 and executed by the processor 30.
  • the data storage unit 21 and the list storage unit 22 are, for example, disk devices.
  • the index storage unit 11 is an IC memory (Integrated Circuit) or a disk device.
  • FIG. 2 shows the data structure of the data list 221.
  • the data list 221 stores a write record including the address range and the data string for each write request.
  • the write records are stored, for example, in order of write time.
  • the write record includes the write time, and the search update unit 33 may determine the time series of the write record based on the value.
  • FIG. 3 is a diagram showing the data structure of each node 112 constituting the balanced binary search tree 111.
  • Each node 112 has a range of addresses, a write record in the data list 221 including the latest data of the range of the address or a pointer to a character string in the write record (for example, an offset from the beginning of the file of the data list 221), a subtree Contains pointers to lower left and right lower nodes 112 (hereinafter, child nodes).
  • the equilibrium binary search tree 111 is searched using the address as a key. In this sense, the address range of node 112 may be referred to as the key value range.
  • the equilibrium binary search tree 111 is an AVL tree (see Non-Patent Document 2).
  • the difference in height between the left and right subtrees is at most one.
  • the search update unit 33 starts with the root node of the nodes 112, and if the range of the key value of the node 112 is a section of an address larger than the search key, the right child node; if the section of an address smaller than the search key, the left child node It can be traced. As described above, the search update unit 33 can search for position information of a data string on the data list 221 corresponding to a section including the specific address or a section before or after the section.
  • a child node of a range of key values smaller than the range of key values of a parent node is referred to as a left node
  • a child node of a range of key values larger than the range of key values of a parent node is referred to as a right node.
  • the magnitude relationship between the name and the key value is not limited to this example.
  • FIG. 4 is a diagram for explaining an example of a method of forming the data list 221 and the balanced binary search tree 111 created for the sequence example of the write request 100.
  • the upper left of FIG. 4 shows a sequence example of the write request 100.
  • the horizontal axis indicates the address of the data storage unit 21 and the vertical axis indicates time (including time t1, t2, t3 and t4).
  • the search update unit 33 receives the following four write requests as a write request 100 in time series.
  • the write request 100 includes the character string described above as a data string.
  • the search update unit 33 creates the data list 221 shown in the upper right of FIG. 4. First, the search update unit 33 stores the write record Rt1 including the write section of the write request 100 and the data string in the data list 221 when writing at time t1. Next, in response to the write requests at times t2, t3, and t4, the search and update unit 33 sequentially adds the write records Rt2, Rt3, and Rt4 to the end of the data list 221.
  • the search update unit 33 When the write request 100 of FIG. 4 is received, the search update unit 33 generates a balanced binary search tree 111 including five nodes 112 as shown in the lower left of FIG. 4. That is, there is no overlap relation in the address range of each node 112, there is no inclusion relation, node 1 is placed at the left child node of root node 0, node 3 is placed at the left child node thereof, 2. The node 4 is placed at the right child node thereof. Therefore, the search update unit 33 can search for the latest data in the equilibrium binary search tree 111 using the address as a search key.
  • the contents of each node of the balanced binary search tree 111 are as follows.
  • Node 3 This node 112 includes a range of key values 1 to 2 and a pointer to the write record Rt2, and indicates that the latest data in the area of addresses 1 and 2 is the write data string “HI” at time t2.
  • Node 1 This node 112 includes the range 3 to 4 of the key value and the pointer to the write record Rt3, and indicates that the latest data of the area of the address 3 to 4 is the write data string “LM” at time t3.
  • Node 0 This node 112 includes a range of key values 5 to 8 and a pointer to the write record Rt4, and indicates that the latest data in the area of addresses 5 to 8 is the write data string "TUVW" at time t4. .
  • Node 2 This node 112 includes a range of key values 9 to 10 and a pointer to the write record Rt3, and indicates that the latest data in the area of addresses 9 to 10 is the write data string “RS” at time t3.
  • Node 4 This node 112 includes a range of key values 11 to 12 and a pointer to the write record Rt1, and indicates that the latest data in the area of the addresses 11 to 12 is the write data string "FG" at time t1. .
  • FIG. 5 is an operation flowchart of the search and update unit 33 that has received the write request when the data storage unit 21 is write-protected.
  • the search update unit 33 updates the data list 221 and the equilibrium binary search tree 111.
  • the search update unit 33 searches for duplicate nodes (S3).
  • the overlapping node is a node 112 in which the range of the key value overlaps at least a part of the writing interval. If there is an overlapping node (Y in S4), the search update unit 33 removes the overlapping part from the range of the key value of the overlapping node (S5, S6, S10), and finds it first by tracing from the node 112 of the route
  • the created new node 112 is inserted at the same position as the overlapping node (hereinafter, the highest overlapping node) (S7). Inserting the node 112 at the same position means pointing at the same child node pointer of the same parent node.
  • the search and update unit 33 performs rebalancing of the balanced binary tree (S8).
  • the search and update unit 33 selects the node 112 whose entire range of the key value is included in the writing interval. From the subtree of (S6 a)).
  • FIG. 6A is a diagram showing a process of the search update unit 33 removing an overlap portion from the range of key values for the overlap node. This is called Case 1-A.
  • FIG. 6B is a diagram showing a process in which the search update unit 33 shortens the range of key values and inserts a new node at the position of the highest overlapping node. This is called Case 1-B.
  • FIG. 6C is a diagram showing the process of the search update unit 33 rotating a node. This is called Case 1-C.
  • the search / update unit 33 for example, in Case 1-A, the shaded node 112 (a node whose key value range overlaps with the write interval) in the write interval in the broken line of the equilibrium binary search tree 111 shown in FIG. 6A. Remove Furthermore, in Case 1-B, the search update unit 33 sets the range of the key value of the node 112 where a part (one of the two halves) of the range of the key value overlaps the write interval to a range other than the overlap range (divided (S6 b)). In this case, for example, the search update unit 33 cuts the overlapping part with the writing section from the range of the key values of the nodes x and y in FIG. 6A to shorten the range of the key value (FIG. 6B).
  • the search update unit 33 inserts the created new node 112 (the node z 1 in FIG. 6B) into the position of the highest overlapping node (S7). For example, the search and update unit 33 inserts a new node z into the position of the topmost duplicate node. The search and update unit 33 may update the data of the highest overlapping node with the data of the new node 112.
  • the search update unit 33 performs rebalancing by rotation of the node 112 (S8). Specifically, the search update unit 33 rotates the node x to set the difference between the heights of the left and right subtrees to at most 1.
  • the rotation is a well-known operation of a binary search tree, so detailed description will be omitted.
  • the search and update unit 33 may execute the above-described processes of S6 and S7 as follows.
  • the search / update unit 33 searches the right subtree using the address of the end position of the writing section as a search key, and searches the left child node if the section whose address is larger than the search key is the key value of the node 112 If the section has an address smaller than the key, the node 112 and the left subtree are deleted at once.
  • the search update unit 33 changes the pointer so that the right child node of the node 112 can be traced from the parent node as a new child node.
  • the search update unit 33 traces the right child node, and shortens the section of the key value by trimming the section to the left of the search key if the section includes the search key.
  • the search update unit 33 After reaching a node 112 having no child node (a leaf node) or a node 112 having a section including a search key as a key value, the search update unit 33 rebalances the AVL tree while returning the traced path Do. That is, when there is a difference between the heights of the left and right subtrees of 2 or more, the search and update unit 33 performs processing to reduce the height difference between the left and right trees by the rotation operation of the tree structure.
  • the search update unit 33 performs rebalancing processing by tracing back the traced path after reaching the node 112 whose key value is a leaf node or a section including a search key.
  • the search and update unit 33 also performs rebalancing processing retroactively on the route traced from the node 112 of the route to the highest overlapping node (S8).
  • the search update unit 33 performs the following processing (Not shown in FIG. 5). First, a) a portion where the range of the key value of the write interval and the top duplicate node overlap, and b) the range of the write value of the top duplicate node exceeds the range of the key value of the top duplicate node. The search and update unit 33 performs the process described in S6 for the large or small portion.
  • c) for a portion where the range of the key value of the highest-order overlapping node exceeds the range of the key value of the writing section (larger or smaller than the key value of the writing section) 112 is added to the right or left sub-tree, eg, the top duplicate node after the range of key values has been shortened.
  • the search update unit 33 inserts a new node 112 at a position according to the writing interval (S11).
  • the section serving as the key value of the node 112 to be inserted does not overlap with the section in the balanced binary search tree 111. Therefore, the search and update unit 33 can insert the node 112 in the same manner as the normal AVL tree insertion processing.
  • the search update unit 33 uses the start address of the specified address range (hereinafter referred to as read interval) as a key from the balanced binary search tree 111 , Find the node 112 whose start address is included in the key value range.
  • the search update unit 33 reads, from the write record of the data list 221 indicated by the pointer of the node 112, data corresponding to an overlapping section of the range of the key value of the node 112 and the read section.
  • the search update unit 33 reads the write data string in order of address until the end address of the read section. Note that the search update unit 33 reads data from the data storage unit 21 for a section in the data list 221 where there is no data string in the read section.
  • the search and update unit 33 combines the data strings read from the data list 221 or the data storage unit 21 to generate a data string in the read section, and returns it to the application program 31 via the file system 32 as a read result. Do.
  • the search update unit 33 creates a new balanced binary search tree 111 based on the write record of the data list 221. For example, the search update unit 33 reinserts the address range of the write record and the position information of the write data string into the balanced binary search tree 111 sequentially from the top write record (the oldest write record of write time) of the data list 221.
  • the write information storage device 1 of the present embodiment can efficiently read the latest data from the difference data of the data list 221 while maintaining the data of the data storage unit 21.
  • the reason is that the search and update unit 33 creates and uses the balanced binary search tree 111 for data search.
  • the number of nodes in the balanced binary search tree 111 is 2 n-1 at the maximum with respect to the number n of write records recorded in the data list 221, and the height of the tree is equal to or less than log 2 (2 n-1). Therefore, the search process can be performed at the worst in the order of the logarithm of the number of nodes, and the time required for the read process does not increase in proportion to the increase in the number of write records.
  • the write information storage device 1 of the present embodiment can also efficiently carry out the update processing of the equilibrium binary search tree 111 accompanied by deletion of a plurality of overlapping nodes. In the case of normal AVL tree deletion processing, it takes a required time proportional to the number of nodes 112 to be deleted.
  • the search update unit 33 according to the present embodiment can execute the search in the order of the logarithm of the number of nodes 112 because the search update unit 33 deletes duplicate nodes in units of subtrees while searching for duplicate nodes. Therefore, in the write information storage device 1 of the present embodiment, the time required for the write process does not increase in proportion to the increase in the number of write records.
  • FIG. 8 is a block diagram of the write information storage device 1 of the present embodiment.
  • the data storage unit 21 of the present embodiment stores a plurality of data lists 221.
  • the list storage unit 22 stores the balanced binary search tree 111 corresponding to each data list 221.
  • the data list 221 appends an unlimited number of write records. Even if the time required for index search and update is reduced to the order of the log number of records by the balanced binary search tree 111, the time required for operations on the balanced binary search tree 111 can not be ignored if the number of write records increases without limit. .
  • an upper limit is set for the number of write records to be recorded in the data list 221, and data recovery in write units is possible up to this upper limit, and old writes before that are reflected in the data storage unit 21 and the data list 221 You may take action to delete it from However, it is inefficient to reorganize the equilibrium binary search tree 111 every time old write data is deleted from the data list 221.
  • the search and update unit 33 has a plurality of data lists 221 and a plurality of balanced binary search trees 111 corresponding to each data list 221.
  • the search update unit 33 switches the write destination of the write records to the new data list 221, and reflects the contents of the old data list 221 in the data storage unit 21 collectively. By doing this, the search and update unit 33 reflects the old writing in the data storage unit 21 without reorganizing the balanced binary search tree 111.
  • the search update unit 33 When reading data, the search update unit 33 first searches for and reads a write data string from the data list 221 to which a write record is being added. The search and update unit 33 searches and reads out the section where there is no data there from the previous (one generation old) data list 221, and if there is not there, one more previous data list 221 and a plurality of new data lists 221 Search from in order. If there is no data list 221, the search update unit 33 reads data from the data storage unit 21.
  • the search update unit 33 deletes unnecessary write records from the data list 221, and only the balanced binary search tree 111 of the data list 221 is initialized and reorganized. As a result, the writing state can be returned to the state before any writing is performed in the range recorded in the data list 221 in which the data storage unit 21 is not reflected.
  • the write information storage device 1 can efficiently search and update the balanced binary search tree 111 even if there are many writes during the period when writing of the data storage unit 21 is prohibited. .
  • the reason is that the write information storage device 1 of the present embodiment is provided with a plurality of data lists 221 and a balanced binary search tree 111.
  • FIG. 9 is a block diagram of the write information storage device 1 of the present embodiment.
  • the write information storage device 1 of the present embodiment includes an index storage unit 11 and a list storage unit 22.
  • the write information storage device 1 may be a computer or a removable storage medium storing a database.
  • the write information storage device 1 is a removable medium storing a database, for example, a magnetic tape medium
  • the magnetic tape medium is attached to a magnetic tape drive of a computer device, and the database is installed in a computer.
  • the write information storage device 1 of the present embodiment can efficiently read the latest data from the difference data of the data list recorded in the list recording unit 22 while maintaining the data of the data storage unit.
  • the reason is that a binary search tree is provided for data search.

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Abstract

　本発明は、書き込まれたデータを差分データから効率的に読み出すとともに、書き込み状態を過去の任意の時点に戻す。本発明の記憶装置は、データ記憶部に発行された書き込み要求ごとに、書き込み対象のデータ列およびアドレス範囲を含む書き込みレコードを、書き込み要求の時系列が分かるように記録したデータリストを格納するリスト記憶手段と、データ記憶部のアドレス範囲をキー値の範囲として含み、かつ、当該アドレス範囲の最新データを含む書き込みレコードへのポインタ情報を含むノードの二分探索木を格納するインデックス記憶手段と、を備える。

Description

書き込み情報記憶装置、方法、及び、記録媒体
　本発明は、書き込み情報記憶装置、方法、及び、記録媒体に関し、特に、データを格納する記憶装置に対して発行された書き込み要求の情報を蓄積して、そこから更新後のデータを読み出す、書き込み情報記憶装置、方法、及び、記録媒体に関する。
　記憶装置のデータを保護するため、当該記憶装置の参照（読み出し）のみが可能である場合、書き込み処理を必要とするプログラムを実行できない。そのようなプログラムを実行できるようにする為に、他の記憶装置に当該記憶装置のデータとの差分である差分データを保持し、その差分データに対してのみ書き込みを行う方法がある。この方法では、書き込まれたデータの読み出しは、まず差分データから行われ、そこに無ければ保護された記憶装置に保存されたデータが読み出される。
　非特許文献１は、このような差分データの形式を開示する。この形式は、書き込みにより差分が生じたブロックのビットマップと更新されたブロックデータを保持する。
　非特許文献２は、ＡＶＬツリー（ＡＶＬ　ｔｒｅｅ、Ａｄｅｌｓｏｎ－Ｖｅｌｓｋｉｉ　ａｎｄ　Ｌａｎｄｉｓ’　ｔｒｅｅ）を開示する。
　特許文献１は、データを格納する第１ボリュームへの書き込み履歴を記憶する第２ボリュームと、特定時点における第１ボリュームの複製データを記憶する第３ボリュームを備えるストレージ装置を開示する。このストレージ装置は、第２ボリュームに記憶される書き込み履歴を参照して、第３ボリュームに記憶される複製データを、当該特定時点と異なる時点における第１ボリュームの複製データに書き換える。
　特許文献２の計算機システムは、ファイルシステムの更新履歴を、ファイルシステムとは独立した２次記憶装置に蓄積する。この更新履歴は更新前の内容を格納する。このため、この計算機システムは、過去の所定の時点におけるファイルシステムのイメージを復元することができる。
　特許文献３の技術のシステムは、修正履歴を用いて、過去の時刻におけるデータを回復する。
特開２００８－３３５２７号公報 特開２００５－５００２４号公報 特表２００８－５１１０８３号公報
Ｖｉｒｔｕａｌ　Ｈａｒｄ　Ｄｉｓｋ　Ｉｍａｇｅ　Ｆｏｒｍａｔ　Ｓｐｅｃｉｆｉｃａｔｉｏｎ、　Ｍｉｃｒｏｓｏｆｔ　Ｃｏｒｐｏｒａｔｉｏｎ、Ｖｅｒ．１．０、２００６ Ｇｅｏｒｇｉｉ　Ｍ．　Ａｄｅｌｓｏｎ－Ｖｅｌｓｋｉｉ　ａｎｄ　Ｅｖｇｅｎｉｉ　Ｍ．　Ｌａｎｄｉｓ、　Ａｎ　ａｌｇｏｒｉｔｈｍ　ｆｏｒ　ｔｈｅ　ｏｒｇａｎｉｚａｔｉｏｎ　ｏｆ　ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ、　Ｄｏｋｌａｄｙ　Ａｋａｄｅｍｉｉ　Ｎａｕｋ　ＳＳＳＲ、　１４６：２６３－２６６、　１９６２　（Ｒｕｓｓｉａｎ）．　（Ｅｎｇｌｉｓｈ　ｔｒａｎｓｌａｔｉｏｎ　ｂｙ　Ｍｙｒｏｎ　Ｊ．　Ｒｉｃｃｉ　ｉｎ　Ｓｏｖｉｅｔ　Ｍａｔｈ．　Ｄｏｋｌａｄｙ、　３：１２５９－１２６３、　１９６２．）
　上述した方法を用いたシステムでは、書き込まれたデータを差分データから効率的に読み出すとともに、書き込み状態を過去の任意の時点に戻すことが課題となる。
　非特許文献１の形式の差分データを使用したシステムは、重複するアドレス区間への書き込みがあると、差分データを上書きする。したがって、このシステムは、書き込み状態を過去の任意の時点に戻すことができない。
　特許文献１のシステムは、書き込み履歴データは第３ボリュームのデータ更新に用いられるだけであり、書き込み履歴データから、最新の書き込みデータを読み出すものではない。特許文献２および３の技術も同様である。
　本発明は、上記課題を解決する、書き込み情報記憶装置、方法、及び、記録媒体を提供することを目的とする。
　本発明の一実施形態にかかる書き込み情報記憶装置は、データ記憶部に発行された書き込み要求ごとに、書き込み対象のデータ列およびアドレス範囲を含む書き込みレコードを、書き込み要求の時系列が分かるように記録したデータリストを格納するリスト記憶手段と、前記データ記憶部のアドレス範囲をキー値の範囲として含み、かつ、当該アドレス範囲の最新データを含む書き込みレコードへのポインタ情報を含むノードの二分探索木を格納するインデックス記憶手段と、を備える。
　本発明の一実施形態にかかる方法は、データ記憶部に発行された書き込み要求ごとに、書き込み対象のデータ列およびアドレス範囲を含む書き込みレコードを、書き込み要求の時系列が分かるように記録したデータリストを記憶し、前記データ記憶部のアドレス範囲をキー値の範囲として含み、かつ、当該アドレス範囲の最新データを含む書き込みレコードへのポインタ情報を含むノードの二分探索木を記憶する。
　本発明にかかる装置は、更新後のデータを、差分データから効率的に読み出すことができるとともに、書き込み状態を過去の任意の時点に戻すことができる。
図１は、本発明の第１の実施形態にかかる書き込み情報記憶装置１の構成図である。 図２は、データリスト２２１のデータ構造を示す図である。 図３は、平衡二分探索木１１１を構成する各ノード１１２のデータ構造を示す図である。 図４は、書き込み要求のシーケンス例に対して作成されるデータリスト２２１と平衡二分探索木１１１の構成方法の一例を示す図である。 図５は、データ記憶部２１が書き込み禁止のときに、書き込み要求を受信した探索更新部３３の動作フローチャートである。 図６Aは、探索更新部３３が、重複ノードについて、キー値の範囲から重複部分を除去する過程を示す図である（ケース１－Ａ）。 図６Bは、探索更新部３３が、キー値の範囲を短縮し、新たなノードを最上位重複ノードの位置に挿入する過程を示す図である（ケース１－Ｂ）。 図６Cは、探索更新部３３が、ノードを回転する過程を示す図である（ケース１－Ｃ）。 図７Aは、探索更新部３３が、重複ノードについて、キー値の範囲から重複部分を除去する過程を示す図である。 図７Bは、探索更新部３３が、分割されたノードをサブツリーに挿入する過程を示す図である。 図８は、第２の実施の形態の書き込み情報記憶装置１の構成図である。 図９は、第３の実施の形態の書き込み情報記憶装置１の構成図である。
　＜第１の実施の形態＞
　図１は、本発明の第１の実施形態にかかる書き込み情報記憶装置１の構成図である。
　書き込み情報記憶装置１は、例えば、コンピュータである。書き込み情報記憶装置１は、アプリケーションプログラム３１と、データ記憶部２１に記憶されているデータの読み書きを行うファイルシステム３２とを、プロセッサ３０で実行する。また、書き込み情報記憶装置１は、探索更新部３３と、リスト記憶部２２と、インデックス記憶部１１とを備える。
　探索更新部３３は、ファイルシステム３２から命令を受信して、データ記憶部２１のデータの読み書きを行う。しかし、データ記憶部２１は、一時的に書き込みが禁止されて、読み出しのみ許されることがある。このような禁止は、例えば、データ記憶部２１のバックアップデータをバックアップディスク装置（図示されない）等に格納するバックアッププログラム（図示されない）によってなされる。バックアッププログラムは、書き込み情報記憶装置１で実行されるかもしれないし、データ記憶部２１を共有する他のコンピュータ（図示されない）により実行されるかもしれない。
　書き込みが禁止されている期間に、ファイルシステム３２から書き込みが要求された場合、探索更新部３３は、書き込みデータを含む書き込み要求を、リスト記憶部２２にデータリスト２２１として記憶しておく。探索更新部３３は、書き込み禁止が解除されてから、データリスト２２１の内容に基づいて、データ記憶部２１内のデータを更新（ロールフォーワードを実行）する。
　書き込みが禁止されている期間に、ファイルシステム３２から読み出しが要求された場合、探索更新部３３は、読み出し範囲のデータがデータリスト２２１内に記憶されていればそこから、記憶されていなければデータ記憶部２１から読み出す。読み出し範囲に何回も書き込みがなされた場合、当該範囲のデータがデータリスト２２１内に何世代も記憶される。この場合、探索更新部３３は、読み出し範囲のアドレスごとに最新のデータを読み出す。データリスト２２１から最新データを読み出す速度を向上させるため、探索更新部３３は、データリスト２２１に対応したインデックスをインデックス記憶部１１に作成する。このインデックスは、平衡二分探索木１１１である。
　なお、ファイルシステム３２が探索更新部３３に書き込み命令を発行するときは、データ記憶部２１の中の記憶領域のアドレス範囲とデータ列を指定する。ファイルシステム３２が読み出し命令を発行するとき、データ記憶部２１の中の記憶領域のアドレス範囲を指定する。なお、アドレス範囲は、例えば、開始アドレスと終了アドレス、または、開始アドレスとデータ長である。
　探索更新部３３は論理回路で構成される。探索更新部３３は、プロセッサ３０とは別のマイクロプロセッサを中心とした論理回路でもよい。さらに、探索更新部３３は、書き込み情報記憶装置１のメモリに格納されて、プロセッサ３０で実行されるプログラムによって実現されても良い。データ記憶部２１およびリスト記憶部２２は、例えば、ディスク装置である。インデックス記憶部１１は、ＩＣメモリ（Integrated Circuit）またはディスク装置である。
　図２は、データリスト２２１のデータ構造を示す図である。データリスト２２１は、書き込み要求ごとに、そのアドレス範囲とデータ列を含む書き込みレコードを格納する。書き込みレコードは、例えば、書き込み時刻の順に格納される。書き込みレコードが書き込み時刻を包含し、その値により、探索更新部３３が書き込みレコードの時系列を判断しても良い。
　図３は、平衡二分探索木１１１を構成する各ノード１１２のデータ構造を示す図である。各ノード１１２は、アドレスの範囲、当該アドレスの範囲の最新データを含むデータリスト２２１内の書き込みレコードまたは書き込みレコード内の文字列へのポインタ（例えば、データリスト２２１のファイル先頭からのオフセット）、サブツリーの左右の下位のノード１１２（以降、子ノード）へのポインタを包含する。平衡二分探索木１１１は、アドレスをキーとして検索される。この意味で、ノード１１２のアドレス範囲を、キー値の範囲と呼ぶことがある。
　平衡二分探索木１１１はＡＶＬツリー（非特許文献２参照）である。平衡二分探索木１１１は、左右のそれぞれのサブツリーの高さの差が多くとも１である。
　探索更新部３３は、ＡＶＬツリーのキー値の大小関係を判別する必要がある。その為、重複や包含関係があり得る書き込み要求のアドレス範囲（以降、書き込み区間）をそのままキー値とすることはできない。したがって、探索更新部３３は、平衡二分探索木１１１を更新する際に、ノード１１２間のキー値の範囲の重複を排除する。こうすることで、探索更新部３３は、特定のアドレスを検索キーとして、当該検索キーを含む区間またはその前後の区間のノード１１２を検索することができる。
　探索更新部３３は、ノード１１２のうちのルートノードから始めて、ノード１１２のキー値の範囲が検索キーより大きいアドレスの区間なら右の子ノード、検索キーより小さいアドレスの区間なら左の子ノードを辿ることができる。このように探索更新部３３は、その特定のアドレスを含む区間、またはその前後の区間に対応するデータリスト２２１上のデータ列の位置情報を検索することができるのである。
　なお、本明細書において、便宜上、親ノードのキー値の範囲より小さなキー値の範囲の子ノードを左ノード、親ノードのキー値の範囲より大きなキー値の範囲の子ノードを右ノードと呼ぶが、呼称とキー値の大小関係はこの例に限られない。
　図４は、書き込み要求１００のシーケンス例に対して作成されるデータリスト２２１と平衡二分探索木１１１の構成方法の一例を説明するための図である。
　図４の左上は書き込み要求１００のシーケンス例を示す。そのシーケンス例において、横軸はデータ記憶部２１のアドレス、縦軸は時間（時刻ｔ１、t２、ｔ３、ｔ４を含む）を示す。このシーケンス例において、探索更新部３３は、以下の４つの書き込み要求を書き込み要求１００として時系列に受信する。
・時刻ｔ１に、アドレス６乃至１２の領域に文字列“ＡＢＣＤＥＦＧ”
・時刻ｔ２に、アドレス１乃至４の領域に文字列“ＨＩＪＫ”
・時刻ｔ３に、アドレス３乃至１０の領域に文字列“ＬＭＮＯＰＱＲＳ”
・時刻ｔ４に、アドレス５乃至８の領域に文字列“ＴＵＶＷ”
　書き込み要求１００は、上述に示す文字列をデータ列として含む。図４の書き込み要求１００を受けたとき、探索更新部３３は、図４の右上に示すデータリスト２２１を作成する。探索更新部３３は、先ず、時刻ｔ１の書き込みに対して、書き込み要求１００の書き込み区間とデータ列を包含する書き込みレコードＲｔ１をデータリスト２２１に格納する。ついで、探索更新部３３は、時刻ｔ２、ｔ３、ｔ４の書き込み要求に対し、順次、書き込みレコードＲｔ２、Ｒｔ３、Ｒｔ４をデータリスト２２１の末尾に追記する。
　図４の書き込み要求１００を受けたとき、探索更新部３３は、図４の左下に示すような５つのノード１１２を含む平衡二分探索木１１１を生成する。即ち、各ノード１１２のアドレス範囲に重複、包含関係がなく、ルートノード０の左の子ノードにノード１、その左の子ノードにノード３が配置され、ルートノード０の右の子ノードにノード２、その右の子ノードにノード４が配置される。したがって、探索更新部３３は、アドレスを検索キーとして、平衡二分探索木１１１で最新データを探索できる。平衡二分探索木１１１の各ノードの内容は、次のとおりである。
・ノード３：このノード１１２はキー値の範囲１～２と書き込みレコードＲｔ２へのポインタを含み、アドレス１乃至２の領域の最新データは、時刻ｔ２の書き込みデータ列“ＨＩ”となることを示す。
・ノード１：このノード１１２はキー値の範囲３～４と書き込みレコードＲｔ３へのポインタを含み、アドレス３乃至４の領域の最新データは、時刻ｔ３の書き込みデータ列“ＬＭ”となることを示す。
・ノード０：このノード１１２はキー値の範囲５～８と書き込みレコードＲｔ４へのポインタを含み、アドレス５乃至８の領域の最新データは、時刻ｔ４の書き込みデータ列“ＴＵＶＷ”となることを示す。
・ノード２：このノード１１２はキー値の範囲９～１０と書き込みレコードＲｔ３へのポインタを含み、アドレス９乃至１０の領域の最新データは、時刻ｔ３の書き込みデータ列“ＲＳ”となることを示す。
・ノード４：このノード１１２はキー値の範囲１１～１２と書き込みレコードＲｔ１へのポインタを含み、アドレス１１乃至１２の領域の最新データは、時刻ｔ１の書き込みデータ列“ＦＧ”となることを示す。
　図５は、データ記憶部２１が書き込み禁止のときに、書き込み要求を受信した探索更新部３３の動作フローチャートである。探索更新部３３は、データリスト２２１と平衡二分探索木１１１の更新を行う。
　探索更新部３３は、書き込み区間と書き込みデータ列とを含む新たな書き込みレコードをデータリスト２２１の末尾に追記する（Ｓ１）。次に、探索更新部３３は、新たな書き込みレコードの書き込み区間と新たな書き込みレコードへのポインタ情報を含む新たなノード１１２を作成する（Ｓ２）。
　その後、探索更新部３３は重複ノードを探索する（Ｓ３）。ここで、重複ノードとは、キー値の範囲が、書き込み区間の少なくとも一部と重複するノード１１２である。重複ノードが有れば（Ｓ４でＹ）、探索更新部３３は、重複ノードのキー値の範囲から重複する部分を除去し（Ｓ５、Ｓ６、Ｓ１０）、ルートのノード１１２から辿って最初に発見する重複ノード（以降、最上位重複ノード）と同じ位置に、作成した新たなノード１１２を挿入する（Ｓ７）。ノード１１２を同じ位置に挿入するとは、同一の親ノードの同一の子ノードポインタで指し示すようにすることを言う。その後、探索更新部３３は、平衡二分木の再平衡化を行う（Ｓ８）。
　さらに詳述すると、重複部分の除去の際、探索更新部３３は、ルートノードから辿って最上位重複ノードを探索し（Ｓ３）、有れば（Ｓ４でＹ）、書き込み区間と当該ノード１１２のキー値の範囲とを比較する（Ｓ５）。
　両者が同じ、または、書き込み区間が最上位重複ノードのキー値の範囲より広い場合（Ｓ５でＹ）、探索更新部３３は、キー値の範囲全部が書き込み区間内に包含されるノード１１２を左右のサブツリーから削除する（Ｓ６のａ））。
　ここで、図６A乃至図６Cを参照して重複ノードの探索と削除の動作例を説明する。図６Ａは、探索更新部３３が、重複ノードについて、キー値の範囲から重複部分を除去する過程を示す図である。これをケース１－Ａと呼ぶ。図６Ｂは、探索更新部３３が、キー値の範囲を短縮し、新たなノードを最上位重複ノードの位置に挿入する過程を示す図である。これをケース１－Ｂと呼ぶ。また、図６Ｃは、探索更新部３３が、ノードを回転する過程を示す図である。これをケース１－Ｃと呼ぶ。
　探索更新部３３は、例えば、ケース１－Ａにおいて、図６Ａに示す平衡二分探索木１１１の破線内の書き込み区間において、網掛けされたノード１１２（キー値の範囲が書き込み区間と重複するノード）を削除する。さらに、ケース１－Bにおいて、探索更新部３３は、キー値の範囲の一部（二分された一方）が書き込み区間と重複するノード１１２のキー値の範囲を、重複範囲以外の範囲（二分された他方）に短縮する（Ｓ６のｂ））。この場合、探索更新部３３は、例えば、図６Ａのノードｘとｙのキー値の範囲から、書き込み区間との重複部分を削って、キー値の範囲を短縮する（図６Ｂ）。
　探索更新部３３は、作成した新たなノード１１２（図６Bのノードｚ ）を、最上位重複ノードの位置に挿入する（Ｓ７）。例えば、探索更新部３３は、新たなノードｚを最上位重複ノードの位置に挿入する。なお、探索更新部３３は、最上位重複ノードのデータを、新たなノード１１２のデータで更新しても良い。
　最後に、図６Cに示すケース１－Cのように、探索更新部３３は、ノード１１２の回転による再平衡化を行う（Ｓ８）。具体的に、探索更新部３３は、ノードｘを回転して、左右のサブツリーの高さの差異を、たかだか１とする。なお、回転は２分探索木の周知の操作であるので、詳細な説明は省略する。
　探索更新部３３は、上記のＳ６、Ｓ７の処理を次の様に実行しても良い。
　探索更新部３３は、まず、ルートのノード１１２から辿って最上位重複ノードを発見し、このノード１１２を新たな書き込みの情報で更新し、この書き込みで上書きされる区間のノード１１２を左右のサブツリーから削除する。
　このとき、探索更新部３３は、右のサブツリーに対して、書き込み区間の終了位置のアドレスを検索キーとして、ノード１１２のキー値が検索キーより大きいアドレスの区間なら左の子ノードを辿り、検索キーより小さいアドレスの区間ならそのノード１１２と左のサブツリーを一括削除する。この時、探索更新部３３は、そのノード１１２の右の子ノードが親ノードから新たな子ノードとして辿れるようにポインタを変更する。次に、探索更新部３３は、右の子ノードを辿り、検索キーを含む区間なら検索キーより左の区間を削る形でキー値の区間を短縮する。
　子ノードの無いノード１１２（葉ノード）、または、検索キーを含む区間をキー値とするノード１１２に達した後は、探索更新部３３は、辿った経路を戻りながらＡＶＬ木の再平衡化処理をおこなう。即ち、探索更新部３３は、左右のサブツリーの高さの差が２以上ある場合に木構造の回転操作により左右の木の高さの差を縮小する処理を行う。
　探索更新部３３は、最上位重複ノードの左のサブツリーも同様に処理する。即ち、探索更新部３３は、書き込み区間の開始位置のアドレスを検索キーとして、ノード１１２のキー値が検索キーより小さいアドレスの区間なら右の子ノードを辿り、検索キーより大きいアドレスの区間ならそのノード１１２と右のサブツリーを一括削除する。この時、探索更新部３３は、そのノード１１２の左の子ノードが親ノードから新たな子ノードとして辿れるようにポインタを変更する。次に、探索更新部３３は、左の子ノードを辿り、検索キーを含む区間なら検索キーより右の区間を削る形でキー値の区間を短縮する。
　その後、探索更新部３３は、葉ノード、または、検索キーを含む区間をキー値とするノード１１２に達した後は辿った経路を遡って再平衡化処理を行う。
　一方、上述のＳ５の判定が偽であって（Ｓ５でＮ）、かつ、書き込み区間が最上位重複ノードのキー値の範囲より狭い場合、探索更新部３３は、当該ノード１１２を、キー値の範囲が、書き込み区間より大きな範囲のノード１１２と小さな範囲のノード１１２に分割する（Ｓ１０のａ））。探索更新部３３は、例えば、図７Ａに示す網掛けされたノード１１２を、書き込み区間（図７Aの破線内の区間 ）よりキー値が小さな区間のノードｐと書き込み区間よりもキー値が大きな区間のノードｑに分割する。
　次に、探索更新部３３は、キー値が大きな範囲のノードを右のサブツリーに、キー値が小さな範囲のノード１１２を左のサブツリーに追加する（Ｓ１０のｂ））。探索更新部３３は、例えば、図７Ｂのように、書き込み区間よりキー値が小さな区間のノードｐを左のサブツリーに、書き込み区間よりキー値が大きな区間のノードｑを右のサブツリーに挿入する。ここで、挿入するノードｐおよびノードｑのキー値となる区間は、サブツリー内の区間と重複しない。したがって、探索更新部３３は、通常のＡＶＬ木の挿入処理と同様にノートｐおよびノードｑを挿入することができる。
　探索更新部３３は、作成した新たなノード１１２を、最上位重複ノードの位置に挿入する（Ｓ７）。例えば、探索更新部３３は、新たなノードｒを最上位重複ノードの位置に挿入する。なお、探索更新部３３は、最上位重複ノードのデータを、新たなノード１１２のデータで更新しても良い。
　その後、探索更新部３３は、ルートのノード１１２から最上位重複ノードまで辿った経路も遡って再平衡化処理を行う（Ｓ８）。
　なお、上述のＳ５の判定が偽であって（Ｓ５でＮ）、かつ、書き込み区間が最上位重複ノードのキー値の範囲とずれて重なっている場合、探索更新部３３は以下の処理を行う（図５に図示されず）。先ず、ａ）書き込み区間と最上位重複ノードのキー値の範囲が重なっている部分、および、ｂ）書き込み区間が最上位重複ノードのキー値の範囲を超える（最上位重複ノードのキー値よりも大きい、または、小さい）部分について、探索更新部３３はＳ６に記載した処理を行う。さらに、ｃ）最上位重複ノードのキー値の範囲が書き込み区間のキー値の範囲を超える（書き込み区間のキー値よりも大きい、または、小さい）部分について、探索更新部３３は、当該区間のノード１１２、例えば、キー値の範囲が短縮された後の最上位重複ノード、を右または左のサブツリーに追加する。
　なお、重複ノードが無い場合（Ｓ４でＮ）、探索更新部３３は、新たなノード１１２を、書き込み区間に応じた位置に挿入する（Ｓ１１）。ここで、挿入するノード１１２のキー値となる区間は、平衡二分探索木１１１内の区間と重複しない。したがって、探索更新部３３は、通常のＡＶＬ木の挿入処理と同様に当該ノード１１２を挿入することができる。
　アプリケーションプログラム３１からファイルシステム３２を介してデータの読み出しが要求されると、探索更新部３３は、指定されたアドレスの範囲（以降、読み出し区間）の開始アドレスをキーに、平衡二分探索木１１１から、開始アドレスがキー値の範囲に包含されるノード１１２を検索する。当該ノード１１２を発見した場合、探索更新部３３は当該ノード１１２のポインタが示すデータリスト２２１の書き込みレコードから、当該ノード１１２のキー値の範囲と読み出し区間の重複する区間対応のデータを読み出す。
　以降、探索更新部３３は、読み出し区間の終了アドレスまでアドレス順に書き込みデータ列を読み出す。なお、探索更新部３３は、読み出し区間のうち、データリスト２２１上のデータ列がない区間については、データ記憶部２１からデータを読み出す。
　最後に、探索更新部３３は、データリスト２２１またはデータ記憶部２１から読み出したデータ列を結合して、読み出し区間のデータ列を生成し、読み出し結果としてファイルシステム３２を介してアプリケーションプログラム３１に返却する。
　書き込み状態を過去の或る時刻に戻すとき、探索更新部３３はインデックス記憶部１１上の平衡二分探索木１１１を初期化する。その後、探索更新部３３は、データリスト２２１から不要な書き込みの書き込みレコードを削除する。ここで、不要な書き込みとは、上記或る時刻以降に行われた書き込みのコードである。
　最後に探索更新部３３は、データリスト２２１の書き込みレコードに基づいて新たな平衡二分探索木１１１を作成する。例えば、探索更新部３３はデータリスト２２１の先頭書き込みレコード（書き込み時刻の最も古い書き込みレコード）から順に、書き込みレコードのアドレスの範囲と書き込みデータ列の位置情報を平衡二分探索木１１１に再挿入する。
　本実施の形態の書き込み情報記憶装置１は、データ記憶部２１のデータを保全しつつ、データリスト２２１の差分データから最新データを効率よく読み出すことが可能である。その理由は、探索更新部３３がデータ検索用に平衡二分探索木１１１を作成して使用するからである。
　データリスト２２１に記録された書き込みレコードの件数ｎに対して平衡二分探索木１１１のノード数は最大で２ｎ－１となり、木の高さはlog２(２n-１)以下となる。したがって、検索処理は最悪でもノード数の対数のオーダで実施でき、読み出し処理の所要時間が、書き込みレコード件数の増加に比例して増加することがない。
　さらに、本実施の形態の書き込み情報記憶装置１は、データリスト２２１に記録されている範囲で、書き込み状態を任意の書き込みが行われる前の状態に戻すことができる。その理由は、データリスト２２１は、書き込み要求ごとの書き込みレコードを、書き込み順が分かるように記憶しているからである。
　本実施の形態の書き込み情報記憶装置１は、複数の重複ノードの削除を伴う平衡二分探索木１１１の更新処理も効率的に実施できる。通常のＡＶＬ木の削除処理であれば削除するノード１１２の数に比例した所要時間を要する。本実施形態の探索更新部３３は、重複ノードを検索しながらサブツリー単位で削除する為、ノード１１２の数の対数のオーダで実施できる。その為、本実施の形態の書き込み情報記憶装置１においては、書き込み処理の所要時間も、書き込みレコード件数の増加に比例して増加することがない。
　＜第２の実施の形態＞
　図８は、本実施の形態の書き込み情報記憶装置１の構成図である。本実施の形態のデータ記憶部２１は複数のデータリスト２２１を記憶する。リスト記憶部２２は、各々のデータリスト２２１に対応する平衡二分探索木１１１を記憶する。
　第１の実施の形態では、データリスト２２１は、無制限に書き込みのレコードを追記する。平衡二分探索木１１１によって、インデックスの検索と更新の所要時間を書き込みレコード件数の対数のオーダに抑えても、書き込みレコード件数が無制限に増加すると平衡二分探索木１１１の操作の所要時間が無視できなくなる。
　この問題に対し、データリスト２２１に記録する書き込みレコード数に上限を設け、書き込み単位でのデータ回復が可能なのはこの上限までとし、それ以前の古い書き込みはデータ記憶部２１に反映してデータリスト２２１から削除する、という対処を行っても良い。しかし、古い書き込みデータをデータリスト２２１から削除する都度、平衡二分探索木１１１を再編するのは効率が悪い。
　そこで、本実施の形態の書き込み情報記憶装置１は、探索更新部３３が複数のデータリスト２２１、各データリスト２２１に対応する複数の平衡二分探索木１１１を持つ。探索更新部３３は、データリスト２２１の書き込みレコード件数が上限に達すると、書き込みレコードの追記先を新たなデータリスト２２１に切り替え、古いデータリスト２２１の内容を一括でデータ記憶部２１に反映する。こうすることで、探索更新部３３は、平衡二分探索木１１１の再編を行わずにデータ記憶部２１に古い書き込みを反映する。
　データの読み出し時、探索更新部３３は、まず書き込みレコードを追記中のデータリスト２２１から書き込みデータ列を検索して読み出す。探索更新部３３は、そこにデータの無い区間は一つ前の（１世代古い）データリスト２２１から検索して読み出し、そこにも無ければさらに一つ前、と複数のデータリスト２２１を新しいものから順に検索する。いずれのデータリスト２２１にも無ければ、探索更新部３３は、データをデータ記憶部２１から読み出す。
　探索更新部３３は、古いデータリスト２２１を、最新データリスト２２１の検索・更新処理のバックグラウンドで、データ記憶部２１へ反映する。探索更新部３３は、反映が完了した後、そのデータリスト２２１とそのデータリスト２２１に対応する平衡二分探索木１１１を削除する。これにより、探索更新部３３は、古いデータリスト２２１の反映中も書き込みや読み出しを継続することができる。
　書き込み状態を過去の或る時刻に戻すとき、探索更新部３３は、不要な書き込みレコードをデータリスト２２１から削除し、そのデータリスト２２１の平衡二分探索木１１１のみ初期化・再編する。これにより、データ記憶部２１への反映を行っていないデータリスト２２１に記録された範囲で、書き込み状態を任意の書き込みが行われる前の状態に戻すことができる。
　本実施の形態の書き込み情報記憶装置１は、データ記憶部２１の書き込みが禁止されている期間に、多数の書き込みが有っても効率よく、平衡二分探索木１１１の検索、更新が可能である。その理由は、本実施の形態の書き込み情報記憶装置１は、複数のデータリスト２２１と平衡二分探索木１１１を備えるからである。
　＜第３の実施の形態＞
　図９は、本実施の形態の書き込み情報記憶装置１の構成図である。本実施の形態の書き込み情報記憶装置１は、インデックス記憶部１１とリスト記憶部２２を備える。
　リスト記憶部２２は、データ記憶部に発行された書き込み要求ごとに、書き込み対象のデータ列およびアドレス範囲を含む書き込みレコードを、書き込み要求の時系列が分かるように記録する。インデックス記憶部１１は、データ記憶部のアドレス範囲をキー値の範囲として含み、かつ、当該アドレス範囲の最新データを含む書き込みレコードへのポインタ情報を含むノード（たとえば、図３に示すノード１１２）の二分探索木を格納する。
　本実施の形態において、書き込み情報記憶装置１はコンピュータでもよいし、データベースを記憶する可換記憶媒体でもよい。書き込み情報記憶装置１がデータベースを記憶する可換媒体、例えば、磁気テープ媒体である場合、当該磁気テープ媒体がコンピュータ装置の磁気テープドライブ装置に装着されて、データベースがコンピュータにインストールされる。
　本実施の形態の書き込み情報記憶装置１は、データ記憶部のデータを保全しつつ、リスト記録部２２に記録されるデータリストの差分データから最新データを効率よく読み出すことが可能である。その理由は、データ検索用に二分探索木を備えるからである。
　以上、上述した実施形態を模範的な例として本発明を説明した。しかしながら、本発明は、上述した実施形態には限定されない。即ち、本発明は、本発明のスコープ内において、当業者が理解し得る様々な態様を適用することができる。
　この出願は、２０１３年１２月１７日に出願された日本出願特願２０１３－２６０１３２を基礎とする優先権を主張し、その開示の全てをここに取り込む。
　１　　書き込み情報記憶装置
　１１　　インデックス記憶部
　１１１　　平衡二分探索木
　１１２　　ノード
　２１　　データ記憶部
　２２　　リスト記憶部
　２２１　　データリスト
　３０　　プロセッサ
　３１　　アプリケーションプログラム
　３３　　探索更新部

Claims (10)

  1. 　データ記憶部に発行された書き込み要求ごとに、書き込み対象のデータ列およびアドレス範囲を含む書き込みレコードを、書き込み要求の時系列が分かるように記録したデータリストを格納するリスト記憶手段と、
    　前記データ記憶部のアドレス範囲をキー値の範囲として含み、かつ、当該アドレス範囲の最新データを含む書き込みレコードへのポインタ情報を含むノードの二分探索木を格納するインデックス記憶手段と、を備える書き込み情報記憶装置。
  2. 　新たな書き込み要求を取得して、当該新たな書き込み要求に対応する新たな書き込みレコードを前記データリストに追加し、キー値の範囲が、当該新たな書き込み要求の書き込み区間の少なくとも一部と重複するノード（以降、重複ノード）について、キー値の範囲から重複部分を除去し、前記書き込み区間と前記新たな書き込みレコードへのポインタ情報とを含むノードを、ルートノードに最も近い重複ノードの位置に挿入して、前記二分探索木を更新する検索更新手段を、さらに備える請求項１の書き込み情報記憶装置。
  3. 　前記検索更新手段は、指定された時点までの書き込みレコードを新しい順に前記データリストから削除し、残った書き込みレコードに基づいて新たな二分探索木を作成する、請求項２の書き込み情報記憶装置。
  4. 　前記検索更新手段は、読み出し要求を取得して、キー値の範囲の少なくとも一部が、当該読み出し要求のアドレス範囲に含まれるノードからポイントされる書き込みレコードに含まれるデータ列を出力する、請求項２乃至３の何れかの書き込み情報記憶装置。
  5. 　前記検索更新手段は、キー値の範囲全部が前記書き込み区間内に包含されるノードは削除し、キー値の範囲の一部が前記書き込み区間内に包含されるノードについてはキー値の範囲を当該一部以外の範囲に縮小し、前記書き込み区間全部がキー値の範囲に包含されるノードを、キー値の範囲が前記書き込み区間より大きな範囲のノードと小さな範囲のノードの２つのノードに分割することで前記重複部分を除去し、さらに、各ノードの左右のサブツリーの高さの差がたかだか１となるようにノードの位置を入れ替えることにより前記二分探索木の平衡化を行う、請求項２乃至４の何れかの書き込み情報記憶装置。
  6. 　前記検索更新手段は、新たな書き込み要求を取得した際に、前記データリスト内の書き込みレコード数が所定数に達していると、新たなデータリストと当該新たなデータリストに対応する新たな二分探索木を作成し、前記データリスト内の書き込みレコードに基づいて前記データ記憶部のデータを更新して、前記二分探索木と前記データリストを削除する、請求項２乃至５の何れかの書き込み情報記憶装置。
  7. 　データ記憶部に発行された書き込み要求ごとに、書き込み対象のデータ列およびアドレス範囲を含む書き込みレコードを、書き込み要求の時系列が分かるように記録したデータリストを記憶し、
    　前記データ記憶部のアドレス範囲をキー値の範囲として含み、かつ、当該アドレス範囲の最新データを含む書き込みレコードへのポインタ情報を含むノードの二分探索木を記憶する、方法。
  8. 　新たな書き込み要求を取得して、当該新たな書き込み要求に対応する新たな書き込みレコードを前記データリストに追加し、キー値の範囲が、当該新たな書き込み要求の書き込み区間の少なくとも一部と重複するノード（以降、重複ノード）について、キー値の範囲から重複部分を除去し、前記書き込み区間と前記新たな書き込みレコードへのポインタ情報とを含むノードを、ルートノードに最も近い重複ノードの位置に挿入して、前記二分探索木を更新する請求項７の方法。
  9. 　指定された時点までの書き込みレコードを新しい順に前記データリストから削除し、残った書き込みレコードに基づいて新たな二分探索木を作成する、請求項８の方法。
  10. 　データ記憶部に発行された書き込み要求ごとに、書き込み対象のデータ列およびアドレス範囲を含む書き込みレコードを、書き込み要求の時系列が分かるように記録したデータリストを記憶する処理と、
    　前記データ記憶部のアドレス範囲をキー値の範囲として含み、かつ、当該アドレス範囲の最新データを含む書き込みレコードへのポインタ情報を含むノードの二分探索木を記憶する処理とをコンピュータに実行させるプログラムを記録した記録媒体。
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