JPH02230373A

JPH02230373A - データベース処理装置及びデータベース処理方法

Info

Publication number: JPH02230373A
Application number: JP63120478A
Authority: JP
Inventors: Masashi Tsuchida; 正士土田; Kazuhiko Omachi; 大町　一彦; Toshio Honma; 本間　敏夫; Yasuhiro Imai; 康裕今井
Original assignee: Hitachi Software Engineering Co Ltd; Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Software Engineering Co Ltd; Hitachi Ltd
Priority date: 1988-05-19
Filing date: 1988-05-19
Publication date: 1990-09-12
Anticipated expiration: 2013-05-20
Also published as: JP2755390B2; US5317727A

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】〔産業上の利用分野〕本発明は、電子計算機システムにおけるデータベース処
理方式に関し、特にリレーショナルデータベース管理シ
ステムに適した先読み処理に好適なデータベース処理方
式に関する。

〔従来の技術〕

データベースはユーザから２次元のテーブル形式で見ら
れるリレーションから成るものとし、当該テーブルの行
に対応するものをタプルとするものである。また、タプ
ルは、１つ以−トの属性（これを「カラム」という）か
ら成っている。

データベース処理において、例えば、リレーショナルデ
ータベース処理においては、処理対象となるデータは二
次記憶装置（磁気ディスク装置等の外部記憶装置）上に
存在し、各データベース演算に対して大量データの読み
出し及び転送が必要となる。このようなデータベースシ
ステムにおいて、転送するデータが大量となる場合、デ
ータ転送時間がデータベースシステムの性能ネックとな
る。

そこで、二次記憶装置からデータを転送する時間を有効
活用する方法が考えられている。これは、データの転送
時間と当該データに対するデータベース処理に要する時
間とをオーバラツブさせるものであり、従来技術として
良く知られている。一般に、計算機システムでは、プロ
グラム及びデータの容量が主記憶容量の伸びを大幅に超
えるので、現状の記憶装置階層の概念は必須である。

また、多くのＤＢＭＳ，特にリレーショナルデータベー
ス管理システム（以下では、データベース管理システム
Ｄａｔａ　Ｂａｓｅ　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　Ｓｙｓｔ
ｅｍをＤＢＭＳと略記）においても、入出力処理時間の
低減効果を狙って、二次記憶装置に格納されたデータベ
ースの部分的な写しを保持する主記憶装置上のバツファ
（データベースバッファ）を利用し，ている。処理対象
として該主記憶装置（メインメモリ）上のデータベース
バッファに一旦取り出されたデータを、当処理終了後も
残しておけば、再度そのデータが必要となった場合、高
価なアクセスコストを伴う２次記憶装置への入出力処理
が不要となり、システム全体の性能は向上する。しかし
、データベースバッファの容量には限りがあるので、そ
の内容の置き換えが必要であり、そのアルゴリズムがシ
ステムの性能を左右する。したがって、置き換えに際し
て、どのようにデータを残すかを決定する選定基準が重
要である。この選定基準の一つとして、たとえばＬＲＵ
アルゴリズム（Ｌｅａｓｔ　Ｒｅｃｅｎｔｌｙ　Ｕｓｅ
アルゴリズム）がある。このアルゴリズムは、最後のア
クセスから現在までの期間が長いデータ程、再びアクセ
スされる可能性が小さいという仮定を基にしている。し
かし、データベース処理においては、データを逐次的に
アクセスする型の処理とランダムにアクセスする型の処
理とが混在し、その場合は、前記仮定はしばしば破られ
る。したがって、データベースバッファにおいては、単
純な■、ＲＵアルゴリズムに依存するのは得策ではない
。リレーショナルＤＢＭＳでは、入力された問い合わせ
を解析して内部処理手順を作成するので、データベース
参照特性が明示的に把握可能である。これらの諸特性情
報を用いて、上記問題の解決を目指す従来技術として、
ＤＢＭＩＮ，ＨＯＴセットモデル等の提案がある。

例えば、チャウ，Ｈ．及び、デウイツ＋−，　　Ｄ，，
ｙ．による“リレーショナルデータベースシステムのバ
ツファ管理戦略”　「プロシ．オブ．ザ．１１ス．コン
フ．オン．νＬＤ８　１９８５，第１２７−１４１頁」
と、サコー，　Ｇ，　Ｍ，及びシュコルニック，Ｍ．に
よる“ホットセットモデルを用いたリレーショナルシス
テムにおけるバツファプール管理技術”　「プロシ．オ
ブ．ザ．８ス，　　コン７，オ７，　ＶＬＤＢ１９８２
．第２５７−２６２頁（Ｃｈｏｕ，Ｈ．，ａｎｄ　ＤＪ
ｉｔｔ，Ｄ．Ｊ．’Ａｎ　Ｅｖａ−ｌｕａｔｉｏｎ　ｏ
ｆ　Ｂｕｆｆｅｒ　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　Ｓｔｒａｔ
ｅｇｉｅｓ　ｆｏｒＲｅｌａｔｉｏｎａｌ　Ｄａｔａｂ
ａｓｅ　Ｓｙｓｔｅ＋＋＋ｓ″Ｐｒｏｃ．　ｏｆ　ｔｈ
ｅ　１１ｔｈＣｏｎｆ．　　ｏｎ　　ＶＬｒｌＲ　　１
９８５，ｐｐ．１２７−１４１．とＳａｃｃｏ，Ｇ．Ｍ
．，ａｎｄ　　Ｓｃｈｋｏｌｎｉｃｋ＋Ｍ．　　’Ａ　
　Ｔｅｃｈｎｉｑｕｅ　　ｆｏｒ　　Ｍａｎａｇｉｎｇ
ｔｈｅ　Ｂｕｆｆｅｒ　Ｐｏｏｌ　ｉｎ　ａ　Ｒｅｌａ
ｔｉｏｎａｌ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｕｓｉｎｇｔｈｅ　Ｈｏ
ｔ　Ｓｅｔ　Ｍｏｄｅｌ’　Ｐｒｏｃ．　ｏｆ　ｔｈｅ
　８ｔｈ　Ｃｏｎｆ．　ｏｎＶＬＤＢ　１９８２．ｐｐ
．２５７−２６２．）を参照されたい。

さらに、主記憶装置と二次記憶装置との間にキャッシュ
記憶装置を含む入出力装置を配置して、入出力処理時間
を短縮する効果を狙うアプローチが良く知られている。

このキャッシュ記憶装置は、複数のレコード単位で入出
力対象となったレコードに物理的に近い記憶装置のデー
タを一括して読み込むものである。すると、直後にアク
セス要求のあったレコードがキャッシュ記憶装置に統計
的に高確率で存在することが仮定できる処理の型であれ
ば、入出力処理時間が飛躍的に短縮できる。

すなわち、中央処理装置上のＤＢＭＳで、アクセスされ
ると予測できるデータを予めキャッシュ記憶装置に先読
みして記憶することが可能となればより有効である。し
かし、上記で述べたように、データベース処理は、逐次
的にアクセスする型の処理とランダムにアクセスする型
の処理とが混在するので、従来までのキャッシュ記憶装
置の制御方法では、逆に、リードミス多発等の現象で、
入出力処理時間が長くなることが分かった。

〔発明が解決しようとする課題〕

上記従来技術では、予めＤＢＭＳで予測できるアクセス
特性を利用して、キャッシュ記憶装置を積極的にスケジ
ュールし、入出力処理時間を短縮する制御方法について
は何も明らかにしていない。

また、複数ユーザが同時にデータベースを参照するシス
テムにおいて、予め参照されることが期待できるデータ
を、データ転送時間（二次記憶装置のシ二ク時間，読出
し時間等を含む）と当該データに対する中央処理装ｔ（
ＣＰＵ）上でのデータベース処理に要する時間とをオー
バラツプさせてキャッシュ記憶装置に入力処理させるこ
とで、実質的に入出力処理時間を低減することが可能で
ある。しかし、ユーザからの問い合わせによっては高速
なレスポンスを要求するものが存在し、しかも問い合わ
せより作成された内部処理手順によっては、当内部処理
手順のアクセス特性により予測され得る先読み処理のた
めの入出力処理時間が大幅に異なるため、従来技術のよ
うに一律に決められた先読みレコード単位による方法で
は、必要でないものを無駄に先読みしたり、必要なもの
を先読みしなかったりするなど、十分に対処できない問
題があった。さらにはキャッシュ記憶装置のサイズ・多
重度、ＣＰＵ性能、各入出力処理装置のトラフィック等
で代表されるシステム特性に応じて入出力処理要求単位
である先読みレコード数又はページ数を決定しないとシ
ステム全体のスループットが保証できないことが分かっ
た。

本発明の目的は、ユーザからの問い合わせを解析して、
作成された内部処理手順より、データベ一スに対するア
クセス特性を把握し、キャッシュ記憶装置のサイズ・多
重度をスケジュールし、入出力処理起動時に先読み動作
を伴うか否かを判断し、先読み処理単位をシステム特性
等より総合的に決定することにより、無駄な先読みを省
き必要なデータの先読みを必ず行い、入出力処理時間を
削減し、システム全体としての性能を向上させることに
ある。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するため、本発明のデータベース処理方
式は、以下の（１）〜（６）のように構成する。

（１）基本発明として、データベースに対する複数のユ
ーザからの問い合わせを解析して対応する内部処理手順
を決定し、それを実行する中央処理装置と、各ユーザで
共有され得るデータを格納する二次記憶装置と、少なく
とも１つのキャッシュ記憶装置を含み前記中央処理装置
と前記二次記憶装置との間で入出力処理要求のあった複
数のレコードの転送を制御する入出力処理装置とを含む
計算機システムのデータ処理方式において、入力された
問い合わせより作成された内部処理手順から判断して入
出力処理起動時に先読み動作を行うか否かを決定する手
段と、前記先読み動作を行う場合、読み込み対象となる
レコードが格納されている検索範囲を作成する手段と、
前記内部処理手順のアクセス特性と、前記キャッシュ記
憶装置のサイズや中央処理装置の性能（処理速度など）
や各入出力処理装置のトラフィック（混み具合）等シス
テム特性とを考慮して入出力処理要求単位である先読み
レコード数を決定する過程とを備える。

例えば、先読み動作を伴わせるか否かを決定する手段と
して、混雑がはげしいときや、データ処理が特定のユー
ザのみに集中しているとき、あるいは、後行の問い合わ
せ、要求が先行の問い合わせ、要求によるレコードの一
部を利用するときには、先読み動作を中止する処置をと
るものなどが考えられる。先読みを行うと決定した場合
、前記入出力処理要求単位である先読みレコード数は、
通常は１２ページ程度（１ページが４　Ｋ．バイトとし
て、４８Ｋバイト程度）を単位としているが、キャツシ
ュ記憶装置のサイズが大きくなったり、中央処理装置の
性能が向上したり、入出力装置のトラフィックが低下し
たり、又、ユーザの問い合わせ内容に対応するデータ格
納条件に従って、所要データの格納範囲が広がったりす
る程、１回の先読み単位（ページ数）は増える。又、逆
の場合には、先読み単位は減少される。ヰヤツシュ記憶
装置−トには、この先読み単位に対応した広さのレコー
ド格納領域が確保（獲得）される。

（２）具体的な発明として、キャッシュ記憶装置には、
ユーザの問い合わせ毎に、それぞれレコード格納領域を
確保して、そこに、指定された検索範囲に基づいて先読
み動作を行う手段を備える。

（３）また、キャッシュ記憶装置上に先読みした複数の
レコードに対し、予めロック処理によって排他制御を行
う手段を備える。該手段により、あるユーザに対する読
み出しが行われている間、他からのアクセスはできない
ようにされる。

（４）主記憶装置上のデータベースバッファに少なくと
も先読みする複数のレコードを読み込む領域を確保する
手段と、該領域のレコードの読み出し後、該領域の不要
レコードを次の先読みレコードにシーケンシャルに置き
換え制御し管理する手段とを備える。

（５）キャッシュ記憶装置に、与えられた検索条件式を
満足するレコードを格納するアドレス列を格納する手段
と、与えられた検索条件式を満足しないレコードだけを
含むページを格納するアドレ・ス列を格納する手段と、
与えられた検索条件式をレコードのオーバフ口一等で評
価できなかったレコードを格納するアドレス列を格納す
る手段と、与えられた検索条件式を満足するレコードを
少なくとも一つ以上含むページを格納するアドレス列を
格納する手段と、与えられた検索条件式を満足するレコ
ードを指定されたフィールドだけページ形式に編集した
結果を格納する手段と、与えられた検索条件式を満足す
るページだけ格納する手段とを備える。ここで、オーバ
フローは、ディスク装置の所定のページに収容できなか
ったため、別のページに収容したレコード部分であり、
そのペ一ジのアドレスはローカルメモリ（キャッシュ記
憶装置）に格納されている。ＣＰＵは、オーバフローの
報告を受けると、前記所定のページを読み込んだ後に、
前記オーバフローのレコードを読み込んで、叙上の解析
を行う。条件式を満足しないレコードはアンロツク（解
放）されて、他のユーザ（入出力要求）によりアクセス
可姥となる。

（６）又、予めレコードをキー値範囲あるいはハッシュ
評価値によってクラスタ化し格納する手段と、前記キー
値範囲あるいはハツシュ評価値によってクラスタ化され
て格納する各領域をアドレス付けし、各キー値範囲ある
いはハツシュ値をキーとするインデクス等のメタデータ
を維持管理する手段と、当該メタデータを用いて、検索
すべきレコード格納範囲を絞り込む手段とを備える。こ
こで、クラスタは、後述の第１図で示すように、複数ペ
ージの集合であって、格納条件インデクスで指示される
単位のものである。

（７）更に、検索すべきレコード格納範囲を表わすアド
レスを並列にアクセス可能なレコードアドレス列に分割
する手段と、該レコードアドレス列′を用いて入出力処
理要求を発行する手段とを備える。

〔作用〕

上記構成に基づく作用を説明する。

本発明の上記（１）のデータベース処理方式によれば、
ＤＢＭＳが予測したアクセス特性や、キャッシュ記憶装
置のサイズ，中央処理装置の性能，入出力処理装置のト
ラフィック等のシステム特性に従って、キャッシュ記憶
装置上にユーザの問い合わせ毎に一つあるいは複数のレ
コード格納領域を獲得し、データの入出力処理時間と該
データのデータベース処理に要する処理時間とをオーバ
ラツプさせる（ＣＰＵによるデータベース処理と入出力
装置乃至入出力制御装置による入出力処理との両処理時
間がバランスし、両処理が並行して行われ、次々の入出
力処理の間や次々のデータベース処理の間に遊び時間が
ないようにする）ことが可能なように先読みレコード数
を決定し、効率よく先読み処理を行うことによって、入
出力処理時間が大幅に削減でき、システム全体でスルー
プットが向上する。

〔実施例〕

以下、本発明の一実施例を図面に基づいて詳細に説明す
る。

第１図は、本発明が適用されたＤＢＭＳのデータベース
格納例を示す。ただし、第１図の説明は、後述する。

第２図は、本発明が適用されたデータベースシステムの
構成例である。

データベースシステムは、ユーザが作成したアプリケー
ションプログラム（以下、ＡＰと略記する）４０．４１
と、問い合わせ処理、リソース管理等データベースシス
テム全体の管理を行うＤＢＭＳ５０と、データベース処
理において、入出力処理対象となるデータの読み書きを
行う入出力管理プログラム６１等システム全体の管理を
受け持つオペレーティングシステム（以下では、オペレ
ーティングシステムをＯＳと略記する）６０と、データ
ベース処理対象となるデータを格納するデ一タベース７
０とから構成される。

上記ＤＢＭＳ５０は、システム全体の管理、制御に加え
て、入出力の管理等を行うシステム制御部５１と、問い
合わせの構文解析、意味解析を行う問い合わせ解析部５
２０、適切な処理手順を生成する最適化部５２１、及び
、内部コードの生成、当コードの解釈実行を行うコード
生成論理処理実行部５２２から成る論理処理部５２と、
当ＤＢＭＳ５０で処理対象となるデータを格納するデー
タベースバッファ５８（主記憶装置上にある）の管理を
行うデータベースバッファ制御部５７、アクセスしたデ
ータの条件判定、編集等を実現するデータアクセス処理
部５４、システムで共用するリソースの排他制御を実現
する排他制御部５５、及び、論理的なデータベース空間
（ページアクセス空間）から物理的なデータベース空間
（ディスクアクセス空間）へのマツピングを行うマツビ
ング処理部５６とから成るデータベースの物理処理を実
行する物理処理部５３とから構成されている。

第３図は、本発明が適用されるハードウエア構成の一例
を示すものである。具体的には、主記憶装置（ＭＭ）８
００を保持する中央処理装置（ＣＰＵ）８０と、入出力
制御を行うチャンネル装置（ＣＨＵ）８　１と、データ
ベース処理において選択、制約、射影（各レコードの中
から特定のフィールドだけを抽出すること。例えば、収
入、氏名、住所、年令のフィールドを持つ各レコードか
ら、住所だけを抽出すること。）、結合等の対象となる
データを設定するローカル記憶（ＬＭ）８２０（このロ
ーカル記憶８２０は、前記のキャッシュ記憶に相当する
）を保持するインテリジェントファイル制御装ｆｉ（Ｉ
ＦＣ）８２　（このインテリジェントファイル制御装置
８２は、前記の入出力制御装置に相当する）、及びディ
スク（８３）（このディスク８３は、前吉己の二次記憶
装置に相当する）とから成る。

上記インテリジェントファイル制御装置８２とディスク
８３との間では、相対ブロックアドレス及び入出力デー
タ等が転送され、経路８７が用いられる。また、上記チ
ャネル装置８１とインテリジエントファイル制御装置（
ＴＦＣ）８２との間では、フィルタリング処理結果及び
検索条件等が転送され、経路８５．８６が用いられる。

さらに、中央処理装置８０とチャネル装置８１との間で
は、データ転送、制御データ交換のために経路８４が用
いられる。経路８４及び経路８６とも、それぞれ複数の
チャネル装置８ｌ及びインテリジェントファイル制御装
ｙ１８２が接続されていても構わない。経路８５は、他
システムとインテリジェントファイル制御装置８２とを
共有するために用いられてもよいことを示す。

本構成による方式は、すべてのデータベース処理を、中
央処理装置８０上で実現されているＤＢＭＳ５０が実行
する方式とは異なる。すなわち、データベース処理のう
ち、ＤＢＭＳ５０のコード論理処理実行部５２２で生成
する内部処理コードに対応する関係代数演算、すなわち
選択、制約、射影、結合等の諸演算をインテリジェント
ファイル制御装置で機能分担するものである。これは、
いわゆる入出力装置に各種演算機能（例えば、フイルタ
リング処理装Ｗ）を付加するものに相当する。この基本
的動作を以下に示す。

（１）アプリケーションプログラムから入力した問い合
わせをＤＢＭＳ５０で解析し、処理手順を決定する。

（２）上記処理手順に従って、関係代数演算を切り出し
、インテリジェントファイル制御装置８２に処理要求を
発行する。

（３）インテリジェントファイル制御装置８２は、処理
要求を解釈し、ディスク８３に対して物理入出力要求を
発行する。データベース７０は、リレーション形式で格
納され、当データベースの管理単位であるページがディ
スク８３からのデータ転送に同期して読み込まれ、ロー
カル記憶８２０に設定される。

（４）ローカル記憶８２０のデータに対して、選択、制
約、射影、結合等演算を行い、フィルタリング処理を行
う。

（５）この処理結果を、ＤＢＭＳ５０のデータベースバ
ッファ５日に設定する。

（６）ＤＢＭＳ５０は、当処理結果を編集して、アプリ
ケーションプログラムに問い合わせ結果を出力する。

次に、第１図の説明を行う。これは、本発明が適用され
たデータベースシステムにおけるＤＢＭＳのデータベー
ス格納例であり、データベースを構成する各レコードの
格納位置を制御する格納条件指定２０と、データディク
ショナリ３１、ディレクトリ３２等ＤＢＭＳの管理情報
３０と、データヘース７０を蓄積する格納エクステント
１１０，１２０，１３０，１４０と、レコードの追加例
である挿入レコード１００とから成る。また、ディレク
トリ３２は、格納条件指定２０の設定に従って、各格納
エクステント１１０，１２０．１３０１４０に蓄積され
る単位であるクラスタを指すポインタを管理するプライ
マリ格納条件インデクス３２１、二次格納条件インデク
ス３２２等から成る格納条件インデクス３２０を含む。

さらに、格納条件指定２０に従って、格納エクステント
１１０にはクラスタ１１１，１１２，１１３．１１４が
設定され、格納エクステント１２０にはクラスタ１２１
，１２２，１２３，１２４が設定され、格納エクステン
ト１３０にはクラスタ１３１，１３２，１３３，１３４
が設定され、格納エクステン目４０にはクラスタ１４１
，１４２，１４３，１４４が設定される。これら格納エ
クステント、クラスタとも、アクセスすべきデータの読
み込み範囲を限定する手段として用いられる。すなわち
、問い合わせコマンドで指定された条件式に基づいて、
格納条件インデクス３２０が適用できるか否か判断し、
可能な場合は、プライマリ格納条件インデクス３２１、
二次格納条件インデクス３２２等を用い、読み込み範囲
に当たる各格納エクステント、クラスタを決定する。

具体的な例で示す。格納条件指定２０では、テーブルＴ
１が３つのカラムａｌ，ａ２，ａ３から成り立つことを
示す。また、カラムａｌは年収とか年令とかいった数値
データで、カラムａ１が、０≦ａ１≦１０であれば格納
エクステント１１０に、１　０＜ａ　１≦１００であれ
ば格納エクステント１２０に、１００＜ａｔ≦１０００
であれば格納エクステント１３０に、ａｔ＞１０００で
あれば格納エクステント１４０に、それぞれ蓄積される
ことを示す。さらに、カラムａ２が、ａ２＝゜東京゜で
あればクラスタ１１１，１２１，１３１，１４１に、ａ
２＝゜大阪′であればクラスタ１１２１２２，１３２，
１４２に、ａ２＝”神奈川′であればクラスタ１１３，
１２３，１３３，１４３に、ａ２が上記以外の値を取れ
ばクラスタ１１４，１２４，１３４，１４４に、それぞ
れ蓄積されることを示す。ここで、挿入レコード１００
に示すデータを追加することを想定する。このレコード
は、ａ１が２０、ａ２が゛神奈川’　　　ａ３が“鴬沼
１　−　３　−　１　’である。格納条件インデクス３
２０のプライマリ格納条件インデクス３２１、二次格納
条件インデクス３２２を用い、格納条件指定２ｏに従う
と、格納エクステント１２０のクラスタ１２３に蓄積す
るべきことが分かるので、その位置に挿入処理されて終
わる。同様に、レコードの更新処理、削除処理も実行さ
れる。

次に、検索処理を例に説明する。

ｃａｓｅｌ：ａｌ＝２０のデータをアクセス（ｉ）プラ
イマリ格納インデクス３２１を、ａ１＝２０をキーにし
て、アクセスする。

（ｉｉ）検索対象データが、格納エクステン目２ｏに蓄
積されていることを取得する。

（ｉｉｉ）格納エクステント１２０のクラスタ１２ｌ，
１２２，１２３，１２４をアクセスする。

ｃａｓｅ２：ａ２＝　“神奈川”のデータをアクセス（ｉ）二次格納インデクス３２２を、ａ２＝゛神奈川”
をキーにして、アクセスする。

（ｉ＋）検索対象データが、クラスタ１　１　３，　１
２３，１３３，１４３に蓄積されていることを取得する
。

（ｉｉｉ）格納エクステント１１０のクラスタ１１３、
格納エクステント１２０のクラスタ１２３、格納エクス
テント１３０のクラスタ１３３、格納エクステント１４
０のクラスタ１４３をアクセスする。

ｃａｓｅ３：ａｌ＝２０かつａ２＝′神奈Ｊｌビのデー
タをアクセス（ｉ）プライマリ格納インデクス３２１を、ａ１＝２０
をキーにして、アクセスする。

（ｉｉ）二次格納インデクス３２２を、ａ２＝“神奈Ｊ
１ビをキーにして、アクセスする。

（ｉｉｉ）　（　ｉ　）　、（ｉｉ）の結果をアンド条
件でマージし、検索対象データが、クラスタ１２３に蓄
積されていることを取得する。

（ｉν）格納エクステント１２０のクラスタ１２３をア
クセスする。

この実施例での特徴は、格納条件インデクス３２０で読
み込むべきデータの範囲が局所化でき、また読み込むべ
きデータの範囲が複数エクステントに渡れば、並列にデ
ータをアクセス可能であることが分かり、さらに各格納
エクステントは、クラスタ単位でデータを蓄積するので
、一回の入出力要求で複数ページをアクセス可能である
ことである。

この特徴を実現したｒ）ＢＭＳの総合的な説明を行う。

第４図は、本発明を適用したＤＢＭＳの処理のフローチ
ャートである。以下では、各処理部の詳綱なフローチャ
ートの説明を行う。なお、図中明示はしてないが、基本
的には、先読みは第４図における全ステップに対して適
用されるものである。

システムＷＩＮ部５１は、アプリケーションプログラム
から受け取った処理要求が、オープン要求であれば、当
コマンド実行に必要な制御ブロック兼等を割り当て（５
１００→５１０１Ｌクローズ要求であれば、当コマンド
実行に必要な制御ブロック頓等の解放を行い（５１０２
→５１０３）、コミット要求であれば、当トランザクシ
ョンでロック中の全ページをアンロック処理し（５１０
４→５１０５）、フエツチ要求であれば、コード生成論
理処理実行部５２２を呼び出し（５１０６→５１０７）
、セットアップ要求であれば、論理処理部５２を呼び出
し（５１０８→５１０９）、それぞれ終了する。

論理処理部５２は、問い合わせコマンドの構文解析、意
味解析を実行し（５２０）、最適なデータアクセス処理
手順を決定し（５２１）、当処理手順を実行形式に展開
し、解釈、実行して（５２２）、終了する。

物理処理部５３は、データアクセス処理部５４と、デー
タベースバッファ制御部５７と、マッピング処理部５６
と、排他制御部５５とから成る。

データアクセス処理部５４は、読み込むべきデータの検
索範囲情報が作成済みであれば、５４０６へ進む。それ
以外であれば、格納条件インデクス３２０で検索範囲が
絞り込み可能か否かヂエックし（　５　４０１）、可能
であれば、当格納条件インデクス３２０で検索範囲を絞
り込む（５４０１→５４０２２→５４０３）。なお図示
されていないが、予めレコードをキー値範囲あるいはハ
ッシュ評価値によってクラスタ化し格納し、このクラス
タ化された各格納領域をアドレス付けし、このキー値範
囲あるいはハッシュ評価値をキーとするインデクス等の
メタデータを維持・管理しており、ステップ５４０２で
は、前記のメタデータを用いて検索すべきレコード格納
範囲を絞り込むようにする。該格納条件インデクスによ
り、当検索笥囲が複数クラスタに渡ることが指示されれ
ば、すなわち並列にデータをアクセス可能か否かチェッ
クし（５４０３）、可能であれば、当格納条件インデク
ス３２０のクラスタ情報（アドレス）を基に、並列アク
セス可能なディスクボリューム単位に検索範囲を作成す
る（レコードアドレスを分割する）　（５４０３→５４
０４→５４０６）。それ以外であれば、検索範囲を作成
する（５　４　０　３→５４０５→５４０６）。なお、
ステップ５４０５．５４０４　（並列アクセス可のケー
ス）において、システム特性に従って、先読みしコード
数が決定される。アクセス特性，ＣＰＵＯ性，能．キャ
ッシュ・サイズ，入出力装置のトラフィック等のシステ
ム特性をパラメータとして事前に解析評価した結果がシ
ステムに組込まれており、この結果を用いて、実行時に
レコード数を決定する。例えば、トラフイックが上がる
と、オンライン処理への影響が小となるようにレコード
数を小とする。又、ＣＰＵの性能（一定時間当り実行で
きるＣＰＵステップ数、通常１０’命令／秒が用いられ
る）が上がると、レコード数を大とする。又、アクセス
特性が向上する程（アクセス時間の短い程）、キャッシ
ュ・サイズの大きい程、レコード数を大とする。次に、
入力処理の対象と成るページ集合をロック処理し（５４
０６）、入力処理要求で先読み処理指定があれば、先読
み処理の対象と成るページ集合もロック処理する（５４
０７→５４０８→５４０９　）。さらに、入力処理の対
象と成るページ集合を読み込み、入力処理要求で指定さ
れたデータ形式、演算結果情報等を作成し、先読み処理
の対象と成るページ集合も通知して、以下の処理に従う
　（５４０９）。

ｃａｓｅｌ：入力処理要求で指定されたデータ形式が元
のページ集合の一部あるいは全部（５４１０→ｃａｓｅ
ｌ．１：問い合わせコマンドが検索（５４１１→５４１
２）入力処理の対象と成るページ集合で、条件式を満足しな
いレコードだけでページが構成されていると、当ページ
集合は、アンロツタ処理する（５４１２→５４１３→５
４１４）．一方、条件式を満足するレコード集合を指す
レコードアドレス列を用いて、各レコードをアクセスし
、アプリケーションプログラムにデータを受け渡す（５
４１４）。入力処理の対象と成るページ集合を読み込み
、入力処理要求で指定された条件式評価がレコードのオ
ーバフ口一等でできないものがあれば（５４１５）、条
件式評価ができないレコード集合を指すレコードアドレ
ス列を用いて、当レコード集合を格納するページ集合を
ロック処理し（５４１６）、当ページ集合を格納するデ
ィスク格納アドレス列を作成し（５４１７）、当データ
をアクセスし、検索条件式を評価し、入力処理要求で指
定されたデータ形式、演算結果情報等を作成し（５４１
Ｂ）、条件式を満足しないレコードだけでページカ構成
されていると（５４１９）、当ページ集合は、アンロツ
ク処理される（５４１９→５４２１→５４２２）。

また、条件式を満足するレコード集合をアクセスし、ア
プリケーションプログラムにデータを受け渡す（５４２
０→５４２１）。入力処理の対象と成るページ集合がバ
ツファにヒットしなければ、上記処理でアクセス済みペ
ージ集合を格納するバッファをアンロツク処理し（５４
２２→５４２７）　、終了する。それ以外であれば、バ
ツファにヒットしたページ集合をアクセスし、検索条件
式評価し、入力処理要求で指定されたデータ形式、演算
結果情報等を作成し（５４２３）、条件式を満足しない
レコードだけでページが構成されていると（５４２４）
、当ページ集合は、アンロック処理する（５　４　２　
４→５４２６→５４２７）。また、条件式を満足するレ
コード集合をアクセスし、アプリケーションプログラム
にデータを受け渡す（５４２５→５４２６）。

最後に、上記処理でアクセス済みページ集合を格納する
バツファをアンロツク処理し（５４２７）　、終了する
。

ｃａｓｅｌ．２：問い合わせコマンドが更新（５４１１
→５４２Ｂ）入力処理の対象と成るページ集合で、条件式を満足しな
いレコードだけでページが構成されていると、当ページ
集合は、アンロツタ処理する（５４２８→５４２９→５
４３０）。条件式を満足するレコード集合を指すレコー
ドアドレス列を用いて、各レコードをアクセスし、レコ
ード更新処理を行う（５４３０）。入力処理の対象と成
るページ集合を読み込み、入力処理要求で指定された条
件式評価がレコードのオーバフロー等でできないものが
あれば（５４３１）、条件式評価ができないレコード集
合を指すレコードアドレス列を用いて、当レコード集合
を格納するページ集合をロック処理し（５４３２）、当
ページ集合を格納するディスク格納アドレス列を作成し
（５４３３）、当データをアクセスし、検索条件式を評
価し、入力処理要求で指定されたデータ形式、演算結果
情報等を作成し（５４３４）、条件式を満足しないレコ
ードだけでページが構成されていると（５４３５）、当
ページ集合は、アンロツク処理する（５４３５→５４３
７→５４３Ｂ）。また、条件式を満足するレコード集合
をアクセスし、レコード更新処理を行う（５　４　３　
６→５４３８）。入力処理の対象と成るページ集合がバ
ツファにヒットしなければ、上記処理でアクセス済みペ
ージ集合を格納するバツファをアンロツク処理し（５　
４　３　８→５４４３）、終了する。それ以外であれば
、バッファにヒットしたページ集合をアクセスし、検索
条件式を評価し、入力処理要求で措定されたデータ形式
、演算結果情報を作成し（５４３９）　、条件式を満足
しないレコードだけでページが構成されていると（５４
４０）、当ページ集合は、アンロック処理する（５　４
　４　０→５４４２→５４４３）。また、条件式を満足
するレコード集合をアクセスし、レコード更新処理を行
う（５４４１→５４４２）。最後に、上記処理でアクセ
ス済みページ集合を格納するバッファをアンロック処理
し（５４４３）、終了する。

ｃａｓｅ２：入力処理要求で指定されたデータ形式が元
のページ集合を編集している（５４１０→入力処理の対
象と成るページ集合で、条件式を満足しないレコードだ
けでページが構成されていると、当ページ集合は、アン
ロック処理する（５４４４→５４４５→５４４６）。条
件式を満足するレコード集合だけをページ形式で格納し
たデータを用いて、各レコードをアクセスし、アプリケ
ーションプログラムにデータを受け渡す（５４４６）。

入力処理の対象と成るページ集合を読み込み、入力処理
要求で指定された条件式評価がレコードのオーバフロー
等でできないものがあれば（５４４７）、条件式評価が
できないレコード集合を指すレコードアドレス列を用い
て、当レコード集合を格納するページ集合をロック処理
し（５４４Ｂ）、当ページ集合を格納するディスク格納
アドレス列を作成し（５４４９）、当データをアクセス
し、検索条件式を評価し、入力処理要求で指定されたデ
ータ形式、演算結果情報等を作成し（５４５０）、条件
式を満足しないレコードだけでページが構成されている
と（５４５１）、当ページ集合は、アンロツタ処理され
る（５　４　５　１→５４５３→５４５４　）。

また、条件式を満足するレコード集合をアクセスし、ア
プリケーションプログラムにデータを受け渡す（５　４
　５　２→５４５３）。入力処理の対象と成るページ集
合がバッファにヒットしなければ、上記処理でアクセス
済みページ集合を格納するバツファをアンロツク処理し
（５　４　５　４→５４５９　）、終了する。それ以外
であれば、バツファにヒットしたページ集合をアクセス
し、検索条件式評価し、入力処理要求で指定されたデー
タ形式、演算結果情報等を作成し（５４５５）、条件式
を満足しないレコードだけでページが構成されていると
（５４５６）、当ページ集合は、アンロツク処理される
（５４５６→５４５８→５４５９）。また、条件式を満
足するレコード集合をアクセスし、アプリケーションプ
ログラムにデータを受け渡す（５４５７→５４５８　）
。

最後に、上記処理でアクセス済みページ集合を格納する
バツファをアンロツク処理し（５４５９）、終了する。

データベースバッファ制御部５７は、データベースバッ
ファ５８をサーチし、入力処理対象と成るページ集合を
探す（５７０）。入力処理対象と成るページ集合が全部
見つかれば、当ページ集合を格納するバツファをロック
処理し（５７１→５７６）、終了する。それ以外であれ
ば、データベースバッファ５８をサーチした結果、見つ
かったページ集合を格納するバツファだけをロック処理
し（５７２）、上記サーチの結果、見つからなかったペ
ージ集合をディスク格納アドレス列に変換し（５７３）
、入力処理要求で指定されたデータ形式、演算結果情報
等を格納するバッファを獲得し、当バッファのロック処
理をし（５７４）、０３６０の入出力管理プログラム６
１に対して、入出力処理要求を発行し、入力処理要求で
指定されたデータ形式、演算結果情報等の演算処理結果
を受け取り（５７５）、終了する。なお、ステップ５７
４では、主記憶装置上のデータベースバッファに少なく
とも先読みする複数のレコードを読み込む領域を確保し
、ステップ５７０では、この領域のレコードの読出し後
、この領域の不要となった部分を別の先読みレコードに
シーケンシャルに置き換える制御をする。

又、ステップ５７５では、入力処理発行により、キャッ
シュ記憶装置上にユーザの間合わせ毎に一又は複数のレ
コード格納領域が確保される。更に、ステップ５７５で
は、演算処理結果の一部として（与えられた検索条件式
を満足するレコード、満足しないレコード、評価できな
かったレコード、満足するレコードを１つ以上含むペー
ジ、満足するレコードを指定されたフィールドだけペー
ジ形式に編集した結果等等の）各アドレス列及びページ
がＩＦＣ８２より転送されて来て格納が行なわれる。

マツピング処理部５６は、ページ集合で与えられた検索
範囲を基にして、ディスク格納アドレス列に変換し（５
６０）、当ページ集合から得られたディスク格納アドレ
ス列から、ボリューム情報を取得し（５６１）、当ディ
スク格納アドレス列が複数ボリュームに渡れば、各ボリ
ューム単位にディスク格納アドレス列を作成し（５６２
→５６３）、終了する。

排他制御部５５は、アンロツタ処理であれば、アンロッ
ク処理対象のリソースに識別子を割当て、ＤＥＱ処理（
アンロツク処理）を行う（５５０→５５２）。ロック処
理であれば、ロック処理対象のリソースに識別子を割当
て、ＥＮＱ処理（エンロツタ、ロックをかける処理）を
行う（５５０→５５１）。ただし、デッドロツクを検出
した場合、デッドロック処理対象となるリソースを解放
する（５５１→５５３→５５４）。

以上は、本実施例の処理フローである。

本発明は、大型計算機のソフトウエアシステムを介して
実現することも、また各処理部のために専用プロセッサ
が用意された複合プロセッサシステムを介して実現する
ことも可能である。

〔発明の効果〕

本発明のデータベース処理方式によれば、ユーザからの
問い合わせのアクセス特性、キャッシュ記憶装置のサイ
ズ、多重度をスケジュールし、入出力処理起動時に先読
み動作を供うか否かを判断し、先読み処理単位をシステ
ム特性等により総合的に決定することにより、ＣＰＵ処
理及び入出力処理をオーバラツプさせて、データを並列
的にステージソグするので、結果的に外部二次記憶装置
（ディスク装置）のアクセス時間ではなくて、キャッシ
ュ記憶装置アクセス時間で入出力処理が実現でき、シス
テム全体としての性能を向上させることができる等、効
果を奏する。また、複数の入出力装置の入出力処理動作
が、並列に動作可能であることがデータの蓄積状態から
判断できれば、並列に入出力処理を行うので、なお入出
力処理時間の削減効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明が適用されたＤＢＭＳのデータベース格
納例を示す図、第２図は本発明が適用されたデータベー
スシステムの一実施例の構成図、第３図は本発明が適用
されるハードウエアの構成図、第４図（ａ）〜（１）は
本発明を通用したＤＢＭＳの処理のフローチャートであ
る。２０・一・一格納条件指定、３０・一−−−−−Ｄ　Ｂ
　Ｍ　Ｓ管理情報、３１・−・・−・・・データディク
ショナリ、３２・・−・ーディレクトリ、４０．４１・
−−−−−−アプリケイションプログラム１〜ｎ、５　
０−−−−−−−・データベース管理システム（ＤＢＭ
Ｓ）　、５１−・−・システム制御部、５２・−・−・
論理処理部、５　３−−−−−−一物理処理部、５４・
−・−・−データアクセス処理部、５５−−−−−・一
排他制御部、５６−・・−マツピング処理部、５７・−
・−データベースバッファ制御部、５８・−−−−−−
・データベースバツフア、６０・−一−−−−−オペレ
ーションシステム、６１−・−・・一人出力管理プログ
ラム、７０・−−−−−−７’一タベース、８　０　・
−−−−−−−　Ｃ　Ｐ　Ｕ、８　１−・−−−−−Ｃ
ＨＩ　　（−Ｆ−ヤネル装置）、８２・一一一一一一イ
ンテリジェントファイル制御装Ｗ（入出力制御装１）、
８３・−−−−−−・磁気ディスク装置（二次記憶装置
）　、１　０　０−・−レコード追加例、１１０，１２
０，１３０，１４０・・−・−データベース格納エクス
テント、１１１〜１１４，１２１〜１２４，１３１〜１
３４，１４１〜１４４・・−・−クラスタ、３２（Ｌ−
−−・−・格納条件インデクス、３２１・−−−−−−
プライマリ格納条件インデクス、３２２−・−　二次格
納条件インデクス。党４図（ｄ）第４図（ｃ）粥４区（ｆ）

Claims

【特許請求の範囲】１、データベースに対する複数のユーザからの問い合わ
せを解析して対応する内部処理手順を決定し、それを実
行する中央処理装置と、各ユーザで共用され得るデータ
を格納する二次記憶装置と、少なくとも１つのキャッシ
ュ記憶装置を含み前記中央処理装置と前記二次記憶装置
との間で入出力処理要求のあつた複数のレコードの転送
を制御する入出力制御装置とを含むデータベース処理方
式において、前記問い合わせにより作成された内部処理
手順から判断して入出力処理起動時に先読み動作を行う
か否かを決定する手段と、前記先読み動作を行う場合、
読み込み対象となるレコードが格納されている検索範囲
を作成する手段と、前記内部処理手順のアクセス特性と
前記キャッシュ記憶装置のサイズ、中央処理装置の性能
、入出力制御装置のトラフィック等のシステム特性とを
考慮して入出力処理要求単位である先読みレコード数を
決定する手段とを備えたことを特徴とするデータベース
処理方式。２、前記キャッシュ記憶装置上にユーザの問い合わせ毎
に一又は複数のレコード格納領域を確保し、指定された
検索範囲に基づいて該キャッシュ記憶装置のレコード格
納領域上に先読み動作を行う手段を備えたことを特徴と
する請求項１記載のデータベース処理方式。３、前記キャッシュ記憶装置上に先読みした複数のレコ
ードに対し、予めロック処理によつて排他制御を行う手
段を備えたことを特徴とする請求項１記載のデータベー
ス処理方式。４、主記憶装置上のデータベースバッファに少なくとも
先読みする複数のレコードを読み込む領域を確保する手
段と、該領域のレコードの読み出し後、該領域の不要と
なつた部分を別の先読みレコードにシーケンシャルに書
き換え制御し管理する手段とを含むことを特徴とする請
求項１記載のデータベース処理方式。５、与えられた検索条件式を満足するレコードを格納す
るアドレス列を格納する手段と、与えられた検索条件式
を満足しないレコードだけを含むページを格納するアド
レス列を格納する手段と、与えられた検索条件式をレコ
ードのオーバフロー等で評価できなかつたレコードを格
納するアドレス列を格納する手段と、与えられた検索条
件式を満足するレコードを少なくとも一つ以上含むペー
ジを格納するアドレス列を格納する手段と、与えられた
検索条件式を満足するレコードを指定されたフィールド
だけページ形式に編集した結果を格納する手段と、与え
られた検索条件式を満足するページだけ格納する手段と
を備えたことを特徴とする請求項１記載のデータベース
処理方式。６、予めレコードをキー値範囲あるいはハッシュ評価値
によつてクラスタ化し格納する手段と、前期キー値範囲
あるいはハッシュ評価値によつてクラスタ化されて格納
する各領域をアドレス付けし、各キー値範囲あるいはハ
ッシュ評価値をキーとするインデクス等のメタデータを
維持管理する手段と、前記メタデータを用いて検索すべ
きレコード格納範囲を絞り込む手段とを備えたことを特
徴とする請求項１記載のデータベース処理方式。７、検索すべきレコード格納範囲を表わすアドレスを並
列にアクセス可能なレコードアドレス列に分割する手段
と、当レコードアドレス列を用いて入出力処理要求を発
行する手段とを備えたことを特徴とする請求項１記載の
データベース処理方式。