JPH06103129A - データ転送方法及び装置 - Google Patents
データ転送方法及び装置Info
- Publication number
- JPH06103129A JPH06103129A JP5150702A JP15070293A JPH06103129A JP H06103129 A JPH06103129 A JP H06103129A JP 5150702 A JP5150702 A JP 5150702A JP 15070293 A JP15070293 A JP 15070293A JP H06103129 A JPH06103129 A JP H06103129A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- memory
- row
- reserved area
- lock
- dbm
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0806—Multiuser, multiprocessor or multiprocessing cache systems
- G06F12/0815—Cache consistency protocols
- G06F12/0837—Cache consistency protocols with software control, e.g. non-cacheable data
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
- G06F16/10—File systems; File servers
-
- Y—GENERAL TAGGING OF NEW TECHNOLOGICAL DEVELOPMENTS; GENERAL TAGGING OF CROSS-SECTIONAL TECHNOLOGIES SPANNING OVER SEVERAL SECTIONS OF THE IPC; TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC
- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10S707/00—Data processing: database and file management or data structures
- Y10S707/99931—Database or file accessing
- Y10S707/99938—Concurrency, e.g. lock management in shared database
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Data Mining & Analysis (AREA)
- Databases & Information Systems (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 本発明の目的は、更新及びスクロール可能な
カーソルに対する改良されたデータベースブロッキング
技法を提供する方法、システム及びプロセスを開示する
ことにある。 【構成】 本発明の目的はプロセッサのメモリ内のプロ
セスの動作によって達成される。プロセッサは、プロセ
スの制御下においてコンピュータのメモリ内に予約領域
を構築する。メモリ内の予約領域はデータベース内のデ
ィスク上に駐在する情報の一部分のイメージを含む。ア
プリケーションがデータベースへのカーソルをオープン
すると、このカーソルに対するブロッキングのタイプが
指定される。アプリケーションは取り出し要求を発行
し、そのロウがメモリ内の予約領域内に存在しない場合
は、ロウの要求される次のブロックを得るために遠隔手
続き呼（remote procedure call ）が遂行され、これら
ロウを含むブロックがアプリケーションに送り戻され
る。この処理を管理及び制御するために様々なロックデ
ータ構造が採用できる。
カーソルに対する改良されたデータベースブロッキング
技法を提供する方法、システム及びプロセスを開示する
ことにある。 【構成】 本発明の目的はプロセッサのメモリ内のプロ
セスの動作によって達成される。プロセッサは、プロセ
スの制御下においてコンピュータのメモリ内に予約領域
を構築する。メモリ内の予約領域はデータベース内のデ
ィスク上に駐在する情報の一部分のイメージを含む。ア
プリケーションがデータベースへのカーソルをオープン
すると、このカーソルに対するブロッキングのタイプが
指定される。アプリケーションは取り出し要求を発行
し、そのロウがメモリ内の予約領域内に存在しない場合
は、ロウの要求される次のブロックを得るために遠隔手
続き呼（remote procedure call ）が遂行され、これら
ロウを含むブロックがアプリケーションに送り戻され
る。この処理を管理及び制御するために様々なロックデ
ータ構造が採用できる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般的には、データベ
ースアクセスの向上、より詳細には、更新及びスクロー
ル可能なカーソルを使用してアクセスされたロウ当りの
オーバヘッドを低減させることに関する。
ースアクセスの向上、より詳細には、更新及びスクロー
ル可能なカーソルを使用してアクセスされたロウ当りの
オーバヘッドを低減させることに関する。
【０００２】
【従来の技術】データベースは、ますます多くの量のデ
ータがコンピュータ化されたデータベースによって格納
及び検索されるようになったばかりではなく、格納及び
検索の際に確立されるデータの関係（data relationshi
p ）のために最近の関心の重要な対象となってきた。
ータがコンピュータ化されたデータベースによって格納
及び検索されるようになったばかりではなく、格納及び
検索の際に確立されるデータの関係（data relationshi
p ）のために最近の関心の重要な対象となってきた。
【０００３】構造化照会言語（Structured Query Langu
age 、ＳＱＬ）、より具体的には、ＡＮＳＩ−ＳＱＬは
照会を関係データベース（relational databases）に伝
えるための好ましい言語媒体であり、このため、現在、
何千のも関係データベース及び何千ものこれらデータベ
ースに向けられる関連する照会が存在する。これらデー
タベース及び照会への投資として考えた場合、移転（mi
gration ）は望ましい機能であるばかりか、新たな関係
データベースシステム及び方法に対して重要な機能であ
る。
age 、ＳＱＬ）、より具体的には、ＡＮＳＩ−ＳＱＬは
照会を関係データベース（relational databases）に伝
えるための好ましい言語媒体であり、このため、現在、
何千のも関係データベース及び何千ものこれらデータベ
ースに向けられる関連する照会が存在する。これらデー
タベース及び照会への投資として考えた場合、移転（mi
gration ）は望ましい機能であるばかりか、新たな関係
データベースシステム及び方法に対して重要な機能であ
る。
【０００４】データベースマネジャ（Database Manager
ＤＢＭ）アプリケーションプログラムにとっては、次の
ロウの各取り出し（fetch ）は一つの個別のＳＱＬ要求
であり、次のロウの各ロウ取り出しがＳＱＬ−ＤＢＭへ
の直接呼として実現された場合、要求当り多量のオーバ
ヘッドが生じる。サーバマシーン上に駐在するローカル
アプリケーションにとっては、要求当りのオーバヘッド
（per request overhead）は二つのプロセススイッチ及
び一つのＤＢＭエージェントプロセスのアタッチ（接
続）及びディアタッチ（分離）である。顧客マシーン上
で実行される遠隔アプリケーションに関しては、要求当
りのラウンドトリップメッセージ（round-trip message
per request）と関連する追加のオーバヘッドが存在す
る。
ＤＢＭ）アプリケーションプログラムにとっては、次の
ロウの各取り出し（fetch ）は一つの個別のＳＱＬ要求
であり、次のロウの各ロウ取り出しがＳＱＬ−ＤＢＭへ
の直接呼として実現された場合、要求当り多量のオーバ
ヘッドが生じる。サーバマシーン上に駐在するローカル
アプリケーションにとっては、要求当りのオーバヘッド
（per request overhead）は二つのプロセススイッチ及
び一つのＤＢＭエージェントプロセスのアタッチ（接
続）及びディアタッチ（分離）である。顧客マシーン上
で実行される遠隔アプリケーションに関しては、要求当
りのラウンドトリップメッセージ（round-trip message
per request）と関連する追加のオーバヘッドが存在す
る。
【０００５】ブロッキングは一度に複数のロウがアプリ
ケーションプロセスとＤＢＭエージェントプロセスとの
間で移動されることを許すアプリケーションにトランス
パレントな技法であり、ブロッキングはオーバヘッドの
負担を複数のロウを通じて分散させる。
ケーションプロセスとＤＢＭエージェントプロセスとの
間で移動されることを許すアプリケーションにトランス
パレントな技法であり、ブロッキングはオーバヘッドの
負担を複数のロウを通じて分散させる。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の主要
な目的は、更新及びスクロール可能なカーソルに対する
データベースブロッキング技法を提供することにある。
な目的は、更新及びスクロール可能なカーソルに対する
データベースブロッキング技法を提供することにある。
【０００７】
【課題を解決するための手段及び作用】本発明のこれら
及びその他の目的がプロセッサのメモリ内のプロセスの
動作によって達成される。プロセッサは、プロセスの制
御下においてコンピュータのメモリ内に予約領域を構築
する。メモリ内の予約領域はデータベース内のディスク
上に駐在する情報の一部分のイメージを含む。アプリケ
ーションがデータベースへのカーソルをオープンする
と、このカーソルに対するブロッキングのタイプが指定
される。ライトスルー或はライトバックブロッキングが
要求されると、アプリケーションは取り出し要求を発行
し、そのロウがメモリ内の予約領域内に存在する場合
は、このロウが取り出され、データベースマネジャに行
くことなくローカル的にリターンされる。そのロウがメ
モリ内の予約領域内に存在しない場合は、ロウの要求さ
れる次のブロックを得るために遠隔手続き呼（remote p
rocedurecall ）が遂行される。データベースマネジャ
は情報の前のブロック上のロックを修正し、ロウの次の
ブロックを得、これらをメモリ内に適当なロック構造と
共に置く。データマネジャは次にこれらロウを含むブロ
ックをアプリケーションに送り戻す。この処理を管理及
び制御するために様々なロックデータ構造が採用され、
ロウの更新はライトスルーブロッキングが選択されるか
或はライトバックブロッキングが選択されるかによって
異なる方法にて処理される。以上のことにより、更新及
びスクロール可能なカーソルを使用してアクセスされた
ロウ当りのオーバヘッドが低減され、データベースアク
セス能力が向上する。
及びその他の目的がプロセッサのメモリ内のプロセスの
動作によって達成される。プロセッサは、プロセスの制
御下においてコンピュータのメモリ内に予約領域を構築
する。メモリ内の予約領域はデータベース内のディスク
上に駐在する情報の一部分のイメージを含む。アプリケ
ーションがデータベースへのカーソルをオープンする
と、このカーソルに対するブロッキングのタイプが指定
される。ライトスルー或はライトバックブロッキングが
要求されると、アプリケーションは取り出し要求を発行
し、そのロウがメモリ内の予約領域内に存在する場合
は、このロウが取り出され、データベースマネジャに行
くことなくローカル的にリターンされる。そのロウがメ
モリ内の予約領域内に存在しない場合は、ロウの要求さ
れる次のブロックを得るために遠隔手続き呼（remote p
rocedurecall ）が遂行される。データベースマネジャ
は情報の前のブロック上のロックを修正し、ロウの次の
ブロックを得、これらをメモリ内に適当なロック構造と
共に置く。データマネジャは次にこれらロウを含むブロ
ックをアプリケーションに送り戻す。この処理を管理及
び制御するために様々なロックデータ構造が採用され、
ロウの更新はライトスルーブロッキングが選択されるか
或はライトバックブロッキングが選択されるかによって
異なる方法にて処理される。以上のことにより、更新及
びスクロール可能なカーソルを使用してアクセスされた
ロウ当りのオーバヘッドが低減され、データベースアク
セス能力が向上する。
【０００８】
【実施例】図１には代表的なハードウエア環境が示され
るが、この図面は、中央処理ユニット１０、例えば、従
来のマイクロプロセッサ、及びシステムバス１２を介し
て相互接続された複数の他のユニットを持つ本発明に従
うワークステーションの典型的なハードウエア構成を図
解する。図１に示されるワークステーションはランダム
アクセスメモリ（ＲＡＭ）１４、読み出し専用メモリ
（ＲＯＭ）１６、周辺デバイス、例えば、ディスクユニ
ット２０をバスに接続するためのＩ／Ｏアダプタ１８、
キーボード２４、マウス２６、スピーカ２８、マイクロ
ホン３２、及び／或は他のユーザインターフェースデバ
イス、例えば、タッチスクリーンデバイス（図示無し）
をバスに接続するためのユーザインターフェースアダプ
タ２２、ワークステーションをデータ処理ネットワーク
に接続するための通信アダプタ３４及びバスをディスプ
レイデバイス３８に接続するためのディスプレイアダプ
タ３６を含む。
るが、この図面は、中央処理ユニット１０、例えば、従
来のマイクロプロセッサ、及びシステムバス１２を介し
て相互接続された複数の他のユニットを持つ本発明に従
うワークステーションの典型的なハードウエア構成を図
解する。図１に示されるワークステーションはランダム
アクセスメモリ（ＲＡＭ）１４、読み出し専用メモリ
（ＲＯＭ）１６、周辺デバイス、例えば、ディスクユニ
ット２０をバスに接続するためのＩ／Ｏアダプタ１８、
キーボード２４、マウス２６、スピーカ２８、マイクロ
ホン３２、及び／或は他のユーザインターフェースデバ
イス、例えば、タッチスクリーンデバイス（図示無し）
をバスに接続するためのユーザインターフェースアダプ
タ２２、ワークステーションをデータ処理ネットワーク
に接続するための通信アダプタ３４及びバスをディスプ
レイデバイス３８に接続するためのディスプレイアダプ
タ３６を含む。
【０００９】ソースアプリケーションプログラム（ＡＰ
ＰＬ）は埋込みＳＱＬ或は他のデータベース管理コマン
ドを使用してデータベースマネジャ（ＤＢＭ）にアクセ
スすることができる。編集の後に、ＳＱＬステートメン
トはＡＰＰＬプロセス内で実行されるセットのライブラ
リルーチンを使用してＤＢＭにアクセスする。ＤＢＭは
ＡＰＰＬからの別個の一連のプロセス内で実行される。
各要求はＤＢＭエージェントと呼ばれるＤＢＭプロセス
の一つに割り当てられる。ローカルＡＰＰＬ、つまり、
ＤＢＭと同一のマシン内で実行されるＡＰＰＬにとって
は、ＤＢＭ要求当りのオーバヘッドは二つのプロセスス
イッチ並びにＳＱＬプロセスへのアタッチ（接続）及び
ディアタッチ（切断）である。遠隔ＡＰＰＬ、つまり、
ＤＢＭとは異なる顧客マシーン内で実行されるＡＰＰＬ
に関しては、ＤＢＭ要求当りのオーバヘッドはラウンド
トリップメッセージも含む。ＡＰＰＬはＤＢＭへのロウ
アットアタイム（row-at-a-time ）インターフェースを
ローカル的に見る。ロウアットアタイム（row-at-a-tim
e ）要求が個別の要求としてＤＢＭに後ろ方向に反映さ
れた場合は、ロウ当り高いオーバヘッドが存在すること
となる。
ＰＬ）は埋込みＳＱＬ或は他のデータベース管理コマン
ドを使用してデータベースマネジャ（ＤＢＭ）にアクセ
スすることができる。編集の後に、ＳＱＬステートメン
トはＡＰＰＬプロセス内で実行されるセットのライブラ
リルーチンを使用してＤＢＭにアクセスする。ＤＢＭは
ＡＰＰＬからの別個の一連のプロセス内で実行される。
各要求はＤＢＭエージェントと呼ばれるＤＢＭプロセス
の一つに割り当てられる。ローカルＡＰＰＬ、つまり、
ＤＢＭと同一のマシン内で実行されるＡＰＰＬにとって
は、ＤＢＭ要求当りのオーバヘッドは二つのプロセスス
イッチ並びにＳＱＬプロセスへのアタッチ（接続）及び
ディアタッチ（切断）である。遠隔ＡＰＰＬ、つまり、
ＤＢＭとは異なる顧客マシーン内で実行されるＡＰＰＬ
に関しては、ＤＢＭ要求当りのオーバヘッドはラウンド
トリップメッセージも含む。ＡＰＰＬはＤＢＭへのロウ
アットアタイム（row-at-a-time ）インターフェースを
ローカル的に見る。ロウアットアタイム（row-at-a-tim
e ）要求が個別の要求としてＤＢＭに後ろ方向に反映さ
れた場合は、ロウ当り高いオーバヘッドが存在すること
となる。
【００１０】ブロッキング（blocking）はオーバヘッド
を複数のロウ（row ）を通じて分散させる技法である。
ブロッキングはＡＰＰＬに対してトランスパレントとな
るような方法にて達成されるが、但し、ライブラリルー
チン（library routine ）がＡＰＰＬプロセス内のメモ
リ管理設備内に予約領域を提供する。つまり、ＡＰＰＬ
はロウアットアタイムインターフェースを見、ライブラ
リルーチンはロウの全ブロックが尽きるまでＤＢＭに戻
ることなくメモリロウ（memoryd row ）内に予約領域を
提供する。ブロック、つまり、ロウの一つ或はそれ以上
のページが尽きると、ライブラリルーチンはロウのもう
一つのブロックを求めてＤＢＭに単一の要求を送る。複
数ロウ（multi-row ）インターフェースをＡＰＰＬに直
接に提供することもできるが、これらはＡＰＰＬプログ
ラマに一層の複雑さを要求する。ブロッキングはプログ
ラマに対してトランスパレントであり、現在のアプリケ
ーションは修正を必要としない。
を複数のロウ（row ）を通じて分散させる技法である。
ブロッキングはＡＰＰＬに対してトランスパレントとな
るような方法にて達成されるが、但し、ライブラリルー
チン（library routine ）がＡＰＰＬプロセス内のメモ
リ管理設備内に予約領域を提供する。つまり、ＡＰＰＬ
はロウアットアタイムインターフェースを見、ライブラ
リルーチンはロウの全ブロックが尽きるまでＤＢＭに戻
ることなくメモリロウ（memoryd row ）内に予約領域を
提供する。ブロック、つまり、ロウの一つ或はそれ以上
のページが尽きると、ライブラリルーチンはロウのもう
一つのブロックを求めてＤＢＭに単一の要求を送る。複
数ロウ（multi-row ）インターフェースをＡＰＰＬに直
接に提供することもできるが、これらはＡＰＰＬプログ
ラマに一層の複雑さを要求する。ブロッキングはプログ
ラマに対してトランスパレントであり、現在のアプリケ
ーションは修正を必要としない。
【００１１】更新或はスクロール可能なカーソルに対す
る現在のＤＢＭは片方向の情報の流れのみを持つ読み出
し専用カーソルに対してブロッキングを提供する。デー
タがＡＰＰＬによって使用された後、これは破棄され
る。更新可能なカーソルはどのロウが更新されるべきか
の決定を、アプリケーションの編集時に行なうのではな
く、ランタイムにおいて行なうことを意味する。図２は
ブロッキングの３つのレベルを図解する。レベル０、２
００、つまり、ブロッキング無しは、現ＤＭＢによって
サポートされる唯一のオプションである。レベル１（ラ
イトスルー、writethrough）はＡＰＰＬプロセスからＤ
ＢＭエージェントへの読み出し方向のみのブロッキング
を可能にし、各更新は書き込みロックを同期的に確保す
るためにＤＢＭエージェントに戻される個別のメッセー
ジを要求する。レベル１は常にレベル０よりも効率的で
ある。レベル２のライトバック（writeback)は一時的な
オーバロッキングの犠牲の下に両方向のブロッキングを
可能にする。レベル２はロウ間保全性制約（interrow i
ntegrity constraint ）のチェックの必要性がない場合
に採用することができる。
る現在のＤＢＭは片方向の情報の流れのみを持つ読み出
し専用カーソルに対してブロッキングを提供する。デー
タがＡＰＰＬによって使用された後、これは破棄され
る。更新可能なカーソルはどのロウが更新されるべきか
の決定を、アプリケーションの編集時に行なうのではな
く、ランタイムにおいて行なうことを意味する。図２は
ブロッキングの３つのレベルを図解する。レベル０、２
００、つまり、ブロッキング無しは、現ＤＭＢによって
サポートされる唯一のオプションである。レベル１（ラ
イトスルー、writethrough）はＡＰＰＬプロセスからＤ
ＢＭエージェントへの読み出し方向のみのブロッキング
を可能にし、各更新は書き込みロックを同期的に確保す
るためにＤＢＭエージェントに戻される個別のメッセー
ジを要求する。レベル１は常にレベル０よりも効率的で
ある。レベル２のライトバック（writeback)は一時的な
オーバロッキングの犠牲の下に両方向のブロッキングを
可能にする。レベル２はロウ間保全性制約（interrow i
ntegrity constraint ）のチェックの必要性がない場合
に採用することができる。
【００１２】これらの新しいブロッキング技法の長所は
これらが以下の事項（feature ）の間のバランスを提供
することである。つまり、 ・多重ロウアクセス動作間のオーバヘッドの分散；及び ・メモリ動作において全ての予約領域に対するデータを
ロッキングすることに基づくデータの一貫性の確保。
これらが以下の事項（feature ）の間のバランスを提供
することである。つまり、 ・多重ロウアクセス動作間のオーバヘッドの分散；及び ・メモリ動作において全ての予約領域に対するデータを
ロッキングすることに基づくデータの一貫性の確保。
【００１３】図３はこれら動作の長所を示す。ローカル
ＡＰＰＬは最少化されたＤＢＭエージェントのアタッチ
ング（接続）、ディアタッチング（切断）及び最少化さ
れたプロセススイッチングから利益を受ける。遠隔ＡＰ
ＰＬもまた最少化された管理から利益を受ける。
ＡＰＰＬは最少化されたＤＢＭエージェントのアタッチ
ング（接続）、ディアタッチング（切断）及び最少化さ
れたプロセススイッチングから利益を受ける。遠隔ＡＰ
ＰＬもまた最少化された管理から利益を受ける。
【００１４】アプリケーション開発者に以下のオプショ
ンを提供することによって妥協点を見つけることができ
る。つまり、ブロッキングのレベル；及び異なるブロッ
クサイズの選択が与えられる。より小さなブロックサイ
ズの選択はブロッキングの長所及び短所の両方を低減さ
せる。
ンを提供することによって妥協点を見つけることができ
る。つまり、ブロッキングのレベル；及び異なるブロッ
クサイズの選択が与えられる。より小さなブロックサイ
ズの選択はブロッキングの長所及び短所の両方を低減さ
せる。
【００１５】更新及び／或はスクロール可能なカーソル
によるブロッキングはマルチプロセッサキャッシングに
類似するが、但し、トランザクション間の分離の正しい
レベルの維持が一層複雑になる。トランザクション間の
分離を保持するために要求されるロッキング技法は本発
明の一つの重要な点である。このロッキング技法はまた
同一データの多重トランザクション更新を阻止すること
によってトランザクション間でのメモリ内の予約領域の
一貫性を確保する。本発明のもう一つの重要な点は、単
一トランザクション内で要求されるメモリ一貫性技法に
おいては、追加の予約領域が提供されることである。 ロッキング技法 ライトスルー（writethrough）及びライトバック（writ
eback ）ブロッキングは読み出し専用ブロッキングにお
いては遭遇されない以下の複雑さを持つ。
によるブロッキングはマルチプロセッサキャッシングに
類似するが、但し、トランザクション間の分離の正しい
レベルの維持が一層複雑になる。トランザクション間の
分離を保持するために要求されるロッキング技法は本発
明の一つの重要な点である。このロッキング技法はまた
同一データの多重トランザクション更新を阻止すること
によってトランザクション間でのメモリ内の予約領域の
一貫性を確保する。本発明のもう一つの重要な点は、単
一トランザクション内で要求されるメモリ一貫性技法に
おいては、追加の予約領域が提供されることである。 ロッキング技法 ライトスルー（writethrough）及びライトバック（writ
eback ）ブロッキングは読み出し専用ブロッキングにお
いては遭遇されない以下の複雑さを持つ。
【００１６】・Which row ：更新データはそれがデータ
ベース内に含む十分な情報と共にＤＢＭに効率的にリタ
ーンされなければならない。この情報はwhich row 及び
その更新された値を含む。
ベース内に含む十分な情報と共にＤＢＭに効率的にリタ
ーンされなければならない。この情報はwhich row 及び
その更新された値を含む。
【００１７】・ロック：ロックが分離の指定されたレベ
ルを保持すると共に効率的に維持されなければならな
い。例えば、そのロックが反復可能な読み出しのためで
あるか、或はカーソルの安定性のためであるかにいつて
明確にされなければならない。
ルを保持すると共に効率的に維持されなければならな
い。例えば、そのロックが反復可能な読み出しのためで
あるか、或はカーソルの安定性のためであるかにいつて
明確にされなければならない。
【００１８】ＤＢＭエージェントプロセスとＡＰＰＬと
の間で各ロウ毎にそのロウを一意に識別する何かを行き
来させることによって“which row ”の問題を解き、ま
たデータのオーバロッキングと言うロック問題をこれが
ＡＰＰＬプロセス内のメモリ内の予約領域内に格納され
ている最中に解くことが重要である。
の間で各ロウ毎にそのロウを一意に識別する何かを行き
来させることによって“which row ”の問題を解き、ま
たデータのオーバロッキングと言うロック問題をこれが
ＡＰＰＬプロセス内のメモリ内の予約領域内に格納され
ている最中に解くことが重要である。
【００１９】以下の分離の３つのレベルがＤＢＭによっ
てサポートされる。 ・Repeatable-read 反復可能な読み出し：直列性を保証
するための２位相ロッキング。 ・Cursor-stability カーソル安定性：カーソルによっ
て現在指されているロウの値が変化しないことを保証す
るために使用される。これはカーソルセット内のロウの
メンバーシップに対する基準が現在のデータベースと或
はＡＰＰＬによって既に見られたものと一貫性を保持す
ることを保証するものではない。 ・Uncommitted read 口約のない読み出し：これはロウ
がもう一つのトランザクションの更新の中央でアクセス
されないことのみを保証する。
てサポートされる。 ・Repeatable-read 反復可能な読み出し：直列性を保証
するための２位相ロッキング。 ・Cursor-stability カーソル安定性：カーソルによっ
て現在指されているロウの値が変化しないことを保証す
るために使用される。これはカーソルセット内のロウの
メンバーシップに対する基準が現在のデータベースと或
はＡＰＰＬによって既に見られたものと一貫性を保持す
ることを保証するものではない。 ・Uncommitted read 口約のない読み出し：これはロウ
がもう一つのトランザクションの更新の中央でアクセス
されないことのみを保証する。
【００２０】以下の３つのタイプのロック、つまり、
Ｓ：共有ロック（shared lock ）、Ｘ：降級不能排他的
ロック（nondemotable exclusive lock ）、及びＤＸ：
降級可能排他的ロック（demotable ceclusive lock）が
本発明を実現するために使用される。ＤＭＢは既にＳ及
びＸロックをサポートする。ＤＸロックはここではライ
トスルーブロッキング（writethrough blocking ）をサ
ポートするために導入される。ＤＸは、ＤＸはロッキン
グのより低いレベルに降級できるがＸはできないことを
除いて、Ｘと同一の特性の全てを持つ。ロック互換性マ
トリックス及びロック上限マトリックスが図４に示され
る。UPDATE/DELETE WHERE CURRENT OF、つまり、指定さ
れるカーソルによって現在ポイントされるロウを更新或
は削除するためのコマンドの意味は、状態ＯＫを持つリ
ターンコードはUPDATE/DELETE WHERE CURRENT OFコマン
ドが完結したことを示すと言う意味であり、これはその
ロウ上にＸロックを得ることを含む。ライトスルーブロ
ッキングの場合、更新或は削除処理はＡＰＰＬプロセス
のメモリ内の予約領域内においてカーソルがメモリ内の
予約領域から退出するまでＤＢＭエージェントに行くこ
と無しに起こる。次に、全ての更新されたデータが一緒
にまとめて単一メッセージにて送り戻される。この処理
をサポートするために、一つのＸロックが実際に要求さ
れるような場合にこれを得る能力を確保しておくため
に、ＡＰＰＬプロセス上のメモリ内の予約領域内に格納
された全てのロウに関してＤＸロックが得られる。ＤＸ
とＸとの間のこの区別はロウが前の訪問、例えば、もう
一つのカーソルスキャンの際に実際に更新されたか、或
はスクローリングにて同一カーソルスキャンにおいて更
新されたかを告げるために必要となる。
Ｓ：共有ロック（shared lock ）、Ｘ：降級不能排他的
ロック（nondemotable exclusive lock ）、及びＤＸ：
降級可能排他的ロック（demotable ceclusive lock）が
本発明を実現するために使用される。ＤＭＢは既にＳ及
びＸロックをサポートする。ＤＸロックはここではライ
トスルーブロッキング（writethrough blocking ）をサ
ポートするために導入される。ＤＸは、ＤＸはロッキン
グのより低いレベルに降級できるがＸはできないことを
除いて、Ｘと同一の特性の全てを持つ。ロック互換性マ
トリックス及びロック上限マトリックスが図４に示され
る。UPDATE/DELETE WHERE CURRENT OF、つまり、指定さ
れるカーソルによって現在ポイントされるロウを更新或
は削除するためのコマンドの意味は、状態ＯＫを持つリ
ターンコードはUPDATE/DELETE WHERE CURRENT OFコマン
ドが完結したことを示すと言う意味であり、これはその
ロウ上にＸロックを得ることを含む。ライトスルーブロ
ッキングの場合、更新或は削除処理はＡＰＰＬプロセス
のメモリ内の予約領域内においてカーソルがメモリ内の
予約領域から退出するまでＤＢＭエージェントに行くこ
と無しに起こる。次に、全ての更新されたデータが一緒
にまとめて単一メッセージにて送り戻される。この処理
をサポートするために、一つのＸロックが実際に要求さ
れるような場合にこれを得る能力を確保しておくため
に、ＡＰＰＬプロセス上のメモリ内の予約領域内に格納
された全てのロウに関してＤＸロックが得られる。ＤＸ
とＸとの間のこの区別はロウが前の訪問、例えば、もう
一つのカーソルスキャンの際に実際に更新されたか、或
はスクローリングにて同一カーソルスキャンにおいて更
新されたかを告げるために必要となる。
【００２１】図５はＡＰＰＬプロセスとＤＢＭプロセス
との間のライトバックブロッキングを使用してのFETCH
（取り出し）動作に対する対話を示す流れ図である。Ａ
ＰＰＬはＡＰＰＬプロセス内のライブラリルーチンを介
してFETCH （取り出し）要求を発行する。ライブラリル
ーチンはメモリ内にブロッキング動作するローカル的に
予約された領域を管理する。そのロウがメモリ内の予約
された領域内にある場合は、これが取り出され、ＤＢＭ
エージェントに行くことなくローカル的にリターンされ
る。こうして、発生する唯一のオーバヘッドはライブラ
リルーチンへの手続き呼（procedure call）となる。そ
のロウがメモリ内の予約された領域内にない場合は、ラ
イブラリルーチンは、前のブロック内の任意の更新デー
タをリターンし、そのロウの要求される次のブロックを
得るためにＤＢＭにＲＰＣを送る。その要求に割り当て
られたＤＢＭエージェントのプロセスがＲＣＰを受信す
る。これは最初に、そのブロックの全てのロウ上のロッ
クを修正し、前のブロック内の更新データを送る。
との間のライトバックブロッキングを使用してのFETCH
（取り出し）動作に対する対話を示す流れ図である。Ａ
ＰＰＬはＡＰＰＬプロセス内のライブラリルーチンを介
してFETCH （取り出し）要求を発行する。ライブラリル
ーチンはメモリ内にブロッキング動作するローカル的に
予約された領域を管理する。そのロウがメモリ内の予約
された領域内にある場合は、これが取り出され、ＤＢＭ
エージェントに行くことなくローカル的にリターンされ
る。こうして、発生する唯一のオーバヘッドはライブラ
リルーチンへの手続き呼（procedure call）となる。そ
のロウがメモリ内の予約された領域内にない場合は、ラ
イブラリルーチンは、前のブロック内の任意の更新デー
タをリターンし、そのロウの要求される次のブロックを
得るためにＤＢＭにＲＰＣを送る。その要求に割り当て
られたＤＢＭエージェントのプロセスがＲＣＰを受信す
る。これは最初に、そのブロックの全てのロウ上のロッ
クを修正し、前のブロック内の更新データを送る。
【００２２】反復可能読み出し分離（repeatable-read
isolation ）下におけるロッキングに対する規則は次の
通りである。 ・そのロウがその上にＤＸロックを持ち、このロックが
更新されてない場合は、そのロックをＳに降級する。 ・そのロウがその上にＤＸロックを持ち、これが更新さ
れている場合は、このロックをＸに昇級する。ＤＸロッ
クはこれが待つことなく可能であることを保証すること
に注意する。 ・そのロウがその上にＸロックを持つ場合は、そのロッ
クを修正しない。
isolation ）下におけるロッキングに対する規則は次の
通りである。 ・そのロウがその上にＤＸロックを持ち、このロックが
更新されてない場合は、そのロックをＳに降級する。 ・そのロウがその上にＤＸロックを持ち、これが更新さ
れている場合は、このロックをＸに昇級する。ＤＸロッ
クはこれが待つことなく可能であることを保証すること
に注意する。 ・そのロウがその上にＸロックを持つ場合は、そのロッ
クを修正しない。
【００２３】カーソル安定性分離（cursor-stability i
solation）下におけるロッキングに対する規則は以下の
通りである。 ・そのロウがその上にＤＸロックを持ち、これが更新さ
れてない場合は、そのロックをロックなしに降級する。 ・そのロウがその上にＤＸロックを持ち、これが更新さ
れてない場合は、そのロックをＸに昇級する。ＤＸロッ
クはこれが待つことなしに可能であることを保証するこ
とに注意する。 ・そのロウがその上にＸロックを持つ場合は、ロックの
変更は行なわない。
solation）下におけるロッキングに対する規則は以下の
通りである。 ・そのロウがその上にＤＸロックを持ち、これが更新さ
れてない場合は、そのロックをロックなしに降級する。 ・そのロウがその上にＤＸロックを持ち、これが更新さ
れてない場合は、そのロックをＸに昇級する。ＤＸロッ
クはこれが待つことなしに可能であることを保証するこ
とに注意する。 ・そのロウがその上にＸロックを持つ場合は、ロックの
変更は行なわない。
【００２４】次に、ＤＢＭエージェントはロウの次のブ
ロックを得るが、これは適当なロックを得ることを要求
する。ロッキングに対する規則は以下の通りである。 ・そのロウがＸロックを持たない場合は、ＤＸロックを
得る。 ・そのロウがＸロックを持つ場合は、追加のロックは必
要とされない。
ロックを得るが、これは適当なロックを得ることを要求
する。ロッキングに対する規則は以下の通りである。 ・そのロウがＸロックを持たない場合は、ＤＸロックを
得る。 ・そのロウがＸロックを持つ場合は、追加のロックは必
要とされない。
【００２５】ＤＢＭプロセスは次にこれらロウを含むブ
ロックをそれらの一意の識別子と共にＡＰＰＬプロセス
内のライブラリルーチンに送り戻す。ＡＰＰＬプロセス
は次に次のロウをＡＰＰＬにリターンする。このプロセ
スがＥＯＦに到達するまで継続される。ＥＯＦに到達す
ると、ライブラリルーチンはこのブロック内の全ての更
新データをリターンするためにＤＢＭにＲＰＣ要求を送
る。
ロックをそれらの一意の識別子と共にＡＰＰＬプロセス
内のライブラリルーチンに送り戻す。ＡＰＰＬプロセス
は次に次のロウをＡＰＰＬにリターンする。このプロセ
スがＥＯＦに到達するまで継続される。ＥＯＦに到達す
ると、ライブラリルーチンはこのブロック内の全ての更
新データをリターンするためにＤＢＭにＲＰＣ要求を送
る。
【００２６】図６はライトバックブロッキングに対する
UPDATE/DELETE WHERE CURRENT OF要求の流れ図を示す。
ＡＰＰＬはＡＰＰＬプロセス内のライブラリルーチンを
介してUPDATE/DELETE WHERE CURRENT OF要求を発行す
る。更新されたロウは常にメモリ内の予約領域内に存在
し、ＤＢＭ内にＤＸロックを持つため、ライブラリルー
チンは単にこれをローカル的に更新することができる。
UPDATE/DELETE WHERE CURRENT OF要求の流れ図を示す。
ＡＰＰＬはＡＰＰＬプロセス内のライブラリルーチンを
介してUPDATE/DELETE WHERE CURRENT OF要求を発行す
る。更新されたロウは常にメモリ内の予約領域内に存在
し、ＤＢＭ内にＤＸロックを持つため、ライブラリルー
チンは単にこれをローカル的に更新することができる。
【００２７】図７はライトスルーブロッキングに対する
FETCH 要求に関してのＡＰＰＬプロセスとＤＢＭプロセ
スとの間の流れ図を示す。ＡＰＰＬはFETCH 要求をＡＰ
ＰＬプロセス内のライブラリルーチンを介して発行す
る。ライブラリルーチンはブロッキングのためのメモリ
内のローカル的に予約された領域を管理する。そのロウ
がメモリ内の予約領域内に存在する場合は、これは単に
それを取り出し、ＤＢＭエージェントに行くことなしに
ローカル的にリターンされるために、唯一のオーバヘッ
ドはライブラリルーチンへの手続き呼である。そのロウ
がメモリ内の予約された領域内に存在しない場合は、ラ
イブラリルーチンはロウの要求された次のブロックを得
るためにＤＢＭにＲＰＣ要求を送る。その要求に割り当
てられたＤＢＭエージェントプロセスがＲＰＣを受信す
る。これは最初に前のブロック上のロックを修正する。
FETCH 要求に関してのＡＰＰＬプロセスとＤＢＭプロセ
スとの間の流れ図を示す。ＡＰＰＬはFETCH 要求をＡＰ
ＰＬプロセス内のライブラリルーチンを介して発行す
る。ライブラリルーチンはブロッキングのためのメモリ
内のローカル的に予約された領域を管理する。そのロウ
がメモリ内の予約領域内に存在する場合は、これは単に
それを取り出し、ＤＢＭエージェントに行くことなしに
ローカル的にリターンされるために、唯一のオーバヘッ
ドはライブラリルーチンへの手続き呼である。そのロウ
がメモリ内の予約された領域内に存在しない場合は、ラ
イブラリルーチンはロウの要求された次のブロックを得
るためにＤＢＭにＲＰＣ要求を送る。その要求に割り当
てられたＤＢＭエージェントプロセスがＲＰＣを受信す
る。これは最初に前のブロック上のロックを修正する。
【００２８】反復可能読み出し分離下でのロッキングに
対する規則は次の通りである。 ・ロックに対して何もしない。
対する規則は次の通りである。 ・ロックに対して何もしない。
【００２９】カーソル安定性分離下でのロッキングに対
する規則は以下の通りである。 ・Ｓロックを解放する。
する規則は以下の通りである。 ・Ｓロックを解放する。
【００３０】ＤＢＭエージェントはロウの次のブロック
を得るが、これはそのブロック内の各ロウ上に少なくと
も一つのＳロックを得ることを要求する。Ｕロックは通
常の条件下においてはＳロックに代用できることに注意
する。ＤＢＭプロセスは次にこれらロウを含むブロック
をそれらの一意の識別子と共にＡＰＰＬプロセス内のラ
イブラリルーチンに送り戻す。ＡＰＰＬプロセスは次に
次のロウをＡＰＰＬにリターンする。このプロセスがＥ
ＯＦに到達するまで継続される。
を得るが、これはそのブロック内の各ロウ上に少なくと
も一つのＳロックを得ることを要求する。Ｕロックは通
常の条件下においてはＳロックに代用できることに注意
する。ＤＢＭプロセスは次にこれらロウを含むブロック
をそれらの一意の識別子と共にＡＰＰＬプロセス内のラ
イブラリルーチンに送り戻す。ＡＰＰＬプロセスは次に
次のロウをＡＰＰＬにリターンする。このプロセスがＥ
ＯＦに到達するまで継続される。
【００３１】図８はライトスルーブロッキングに対する
UPDATE/DELETE WHERE CURRENT OF要求の流れ図を示す。
ＡＰＰＬはＡＰＰＬプロセス内のライブラリルーチンを
介してUPDATE/DELETE WHERE CURRENT OF要求を発行す
る。更新されたロウは常にメモリ内の予約された領域内
に存在するが、但しこの更新データはＡＰＰＬにリター
ンされる前に処理するためにＤＢＭに同期的に送信され
なければならない。ライブラリルーチンがＤＢＭに更新
データを要求するＲＰＣを送る。この要求に割り当てら
れたＤＢＭエージェントプロセスがＲＰＣを受信する。
エージェントプロセスは更新データを送るが、これはロ
ックのＸへの昇級を要求する。次に、ＤＢＭプロセスは
確認をＡＰＰＬプロセス内のライブラリルーチンへ、そ
れからＡＰＰＬへと送る。 メモリ内の予約領域の一貫性 ロッキングが考慮されない場合は、ブロッキングは単に
メモリ管理（memory management ）における予約領域の
もう一つの発生であると見なされる。但し、ロッキング
は複数のトランザクションが同一のデータを更新するこ
とを阻止することによりトランザクション間での予約領
域のデータの一貫性（consistency ）を保証する。これ
は、メモリ一貫性問題においてはインタトランザクショ
ン予約領域（intertransaction reserved area）の問題
に整理される。
UPDATE/DELETE WHERE CURRENT OF要求の流れ図を示す。
ＡＰＰＬはＡＰＰＬプロセス内のライブラリルーチンを
介してUPDATE/DELETE WHERE CURRENT OF要求を発行す
る。更新されたロウは常にメモリ内の予約された領域内
に存在するが、但しこの更新データはＡＰＰＬにリター
ンされる前に処理するためにＤＢＭに同期的に送信され
なければならない。ライブラリルーチンがＤＢＭに更新
データを要求するＲＰＣを送る。この要求に割り当てら
れたＤＢＭエージェントプロセスがＲＰＣを受信する。
エージェントプロセスは更新データを送るが、これはロ
ックのＸへの昇級を要求する。次に、ＤＢＭプロセスは
確認をＡＰＰＬプロセス内のライブラリルーチンへ、そ
れからＡＰＰＬへと送る。 メモリ内の予約領域の一貫性 ロッキングが考慮されない場合は、ブロッキングは単に
メモリ管理（memory management ）における予約領域の
もう一つの発生であると見なされる。但し、ロッキング
は複数のトランザクションが同一のデータを更新するこ
とを阻止することによりトランザクション間での予約領
域のデータの一貫性（consistency ）を保証する。これ
は、メモリ一貫性問題においてはインタトランザクショ
ン予約領域（intertransaction reserved area）の問題
に整理される。
【００３２】データベースマネジャ（Database Manage
r）の現在のバージョンにおいては、たった一つのアプ
リケーションプロセスがトランザクションに参与し、従
って、メモリ内のどの予約領域も一貫性問題を発生しな
い。最近の発売されたバージョンのように、メモリ内の
複数の予約領域が同一テーブルに対する単一トランザク
ションに参与する異なるアプリケーションプロセスに対
して維持される場合は、メモリ内の予約領域に不一致
（memory inconsistencies）が生じる可能性を持つ。
r）の現在のバージョンにおいては、たった一つのアプ
リケーションプロセスがトランザクションに参与し、従
って、メモリ内のどの予約領域も一貫性問題を発生しな
い。最近の発売されたバージョンのように、メモリ内の
複数の予約領域が同一テーブルに対する単一トランザク
ションに参与する異なるアプリケーションプロセスに対
して維持される場合は、メモリ内の予約領域に不一致
（memory inconsistencies）が生じる可能性を持つ。
【００３３】メモリマネジャ内の予約領域がトランザク
ションＴＲからのテーブルＴＢに対する更新データを検
出すると、これは、UPDATE/DELETE WHERE CURRENT OFコ
マンドと共に使用されたメモリ内の予約領域を除いてＴ
Ｒ内のＴＢ上のカーソルのメモリ内の全ての予約領域を
無効にしなければならない。つまり、ＴＲ内のＴＢに対
してノンカーソル（non-cursor）更新が要求された場合
は、メモリ内の予約領域はＴＲ内のＴＢ上の全てのカー
ソルに対して無効にされなければならない。ＴＲ内のＴ
Ｂ上にUPDATE/DELETE CURRENT OF Ci コマンドが発行さ
れた場合は、メモリ内の予約領域がＣｉを除いてＴＲ内
のＴＢ上の全てのカーソルに対して無効にされなければ
ならない。メモリ内の予約領域を無効にするためにはプ
ロセスフローの以下の延長が必要となる。 ・メモリ内のどの予約領域が無効にされるべきかを決定
しなければならない。 ・メモリ内の適当な予約領域が無効にされるが、これに
は、ＡＰＰＬプロセス内のメモリ内の各予約領域に対し
て無効標識をセットすることが必要となる。 ・次のロウがメモリ内の予約領域内に存在するか否かの
テストの前に最初にこの無効標識をチェックしなければ
ならない。 ・無効標識がセットされている場合は、次のブロックに
対する要求は次のブロックではなく現ブロックを要求す
る。 ・このブロックが到着すると無効標識が解除される。
ションＴＲからのテーブルＴＢに対する更新データを検
出すると、これは、UPDATE/DELETE WHERE CURRENT OFコ
マンドと共に使用されたメモリ内の予約領域を除いてＴ
Ｒ内のＴＢ上のカーソルのメモリ内の全ての予約領域を
無効にしなければならない。つまり、ＴＲ内のＴＢに対
してノンカーソル（non-cursor）更新が要求された場合
は、メモリ内の予約領域はＴＲ内のＴＢ上の全てのカー
ソルに対して無効にされなければならない。ＴＲ内のＴ
Ｂ上にUPDATE/DELETE CURRENT OF Ci コマンドが発行さ
れた場合は、メモリ内の予約領域がＣｉを除いてＴＲ内
のＴＢ上の全てのカーソルに対して無効にされなければ
ならない。メモリ内の予約領域を無効にするためにはプ
ロセスフローの以下の延長が必要となる。 ・メモリ内のどの予約領域が無効にされるべきかを決定
しなければならない。 ・メモリ内の適当な予約領域が無効にされるが、これに
は、ＡＰＰＬプロセス内のメモリ内の各予約領域に対し
て無効標識をセットすることが必要となる。 ・次のロウがメモリ内の予約領域内に存在するか否かの
テストの前に最初にこの無効標識をチェックしなければ
ならない。 ・無効標識がセットされている場合は、次のブロックに
対する要求は次のブロックではなく現ブロックを要求す
る。 ・このブロックが到着すると無効標識が解除される。
【００３４】図９は本発明に従うデータ構造を図解す
る。各オープンカーソルに対して、コンピュータのメモ
リ内に幾つかの情報が保持されなければならない。最初
に、ＤＢＭは宣言されるカーソルの下で適格とされるロ
ウに連続するロウインデックス番号（row index numbe
r、ＲＩＮ）９００を割り当てる。アレイ９１０がまた
ＲＩＮをロウ識別子（Row identifier、ＲＩＤ）にマッ
プするために生成される。ＲＩＮがＲＩＤの代わりにア
プリケーションプロセスとＤＢＭプロセスとの間でパス
され、こうして、アプリケーションプロセスがカーソル
の宣言下において適格とされるもの以外のロウを指定で
きないようにされる。
る。各オープンカーソルに対して、コンピュータのメモ
リ内に幾つかの情報が保持されなければならない。最初
に、ＤＢＭは宣言されるカーソルの下で適格とされるロ
ウに連続するロウインデックス番号（row index numbe
r、ＲＩＮ）９００を割り当てる。アレイ９１０がまた
ＲＩＮをロウ識別子（Row identifier、ＲＩＤ）にマッ
プするために生成される。ＲＩＮがＲＩＤの代わりにア
プリケーションプロセスとＤＢＭプロセスとの間でパス
され、こうして、アプリケーションプロセスがカーソル
の宣言下において適格とされるもの以外のロウを指定で
きないようにされる。
【００３５】従って、アプリケーションプロセスはカー
ソルの現ロウインジケータ（current-row indicator ）
に対応するロウのＲＩＮ及びＲＩＮをそれがメモリ内の
予約領域内に持つロウにマップするインデックスを保持
しなければならない。このインデックスの実現は、ユー
ザの要件に基づいてハッシュテーブル（hash-table）、
Ｂ−トリー或は単純なリストの間で互換的にできる。
ソルの現ロウインジケータ（current-row indicator ）
に対応するロウのＲＩＮ及びＲＩＮをそれがメモリ内の
予約領域内に持つロウにマップするインデックスを保持
しなければならない。このインデックスの実現は、ユー
ザの要件に基づいてハッシュテーブル（hash-table）、
Ｂ−トリー或は単純なリストの間で互換的にできる。
【００３６】本発明が特定のシステム環境内での一つの
好ましい実施例との関連で説明されたが、当業者におい
ては、本発明は、本発明の請求項の精神及び範囲内で、
他の異なるハードウエア及びソフトウエア環境内におい
て修正を加えて実現できることを認識できるものであ
る。
好ましい実施例との関連で説明されたが、当業者におい
ては、本発明は、本発明の請求項の精神及び範囲内で、
他の異なるハードウエア及びソフトウエア環境内におい
て修正を加えて実現できることを認識できるものであ
る。
【００３７】
【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、更
新及びスクロール可能なカーソルを使用してアクセスさ
れたロウ当りのオーバヘッドが低減され、データベース
アクセス能力が向上する。
新及びスクロール可能なカーソルを使用してアクセスさ
れたロウ当りのオーバヘッドが低減され、データベース
アクセス能力が向上する。
【図１】本発明に従うホストコンピュータのブロック
図。
図。
【図２】本発明に従うデータベースブロッキングの３つ
のレベルを示す図。
のレベルを示す図。
【図３】本発明に従うブロッキングを通じて達成される
効率上の長所を示す図。
効率上の長所を示す図。
【図４】本発明に従ってＤＸロックがいかに他のロック
と関連付けられるかを示す図。
と関連付けられるかを示す図。
【図５】本発明に従うアプリケーションプロセス及びデ
ータベースマネジャプロセスの流れ図を示す図。
ータベースマネジャプロセスの流れ図を示す図。
【図６】本発明に従うアプリケーションプロセス及びデ
ータベースマネジャプロセスの流れ図を示す図。
ータベースマネジャプロセスの流れ図を示す図。
【図７】本発明に従うアプリケーションプロセス及びデ
ータベースマネジャプロセスの流れ図を示す図。
ータベースマネジャプロセスの流れ図を示す図。
【図８】本発明に従うアプリケーションプロセス及びデ
ータベースマネジャプロセスの流れ図を示す図。
ータベースマネジャプロセスの流れ図を示す図。
【図９】本発明に従うデータ構造を示す図。
１０ ＣＰＵ １２ システム １４ ＲＡＭ １６ ＲＯＭ １８ Ｉ／Ｏアダプタ ２０ ディスクユニット ２２ ユーザインターフェースアダプタ ２４ キーボード ２６ マウス ２８ スピーカ ３２ マイクロホン ３４ 通信アダプタ ３６ ディスプレイアダプタ ３８ ディスプレイデバイス
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 リチャード、デール、ホフマン アメリカ合衆国テキサス州、オースチン、 ベン、クレンショー、ウェイ、1529 (72)発明者 チモシー、レイ、マルクマス カナダ国オンタリオ州、ユニオンビル、ウ ェストモアランド、コート、14 (72)発明者 マーク、グレゴリー、スミス アメリカ合衆国テキサス州、オースチン、 シアラ、オークス、10615
Claims (6)
- 【請求項１】情報をブロックにてデータベースからメモ
リに搬送するための装置であって、この装置が： （ａ）メモリ内に予約領域を構築するための手段； （ｂ）メモリ内の予約領域を要求された情報が存在する
かチェックするための手段； （ｃ）要求された情報がメモリ内の予約領域内に存在し
ない場合、要求された情報をデータベースからブロック
にて取り出すための手段；及び （ｄ）要求された情報をメモリ内の予約領域内にブロッ
クにて置き、ロックデータ構造を更新するための手段を
含むことを特徴とするデータ転送装置。 - 【請求項２】ブロック内の情報のサイズを調節すること
によって情報の取り出しをバランスさせるための手段が
含まれることを特徴とする請求項１記載のデータ転送装
置。 - 【請求項３】情報を得ようと試みる一つ或はそれ以上の
アプリケーションの間の分離を維持するためにロックデ
ータ構造を更新するための手段が含まれることを特徴と
する請求項１記載のデータ転送装置。 - 【請求項４】情報をブロックにてデータベースからメモ
リに搬送するための方法であって、この方法が： （ａ）メモリ内に予約領域を構築するステップ； （ｂ）メモリ内の予約領域を要求された情報が存在する
かチェックするステップ； （ｃ）要求された情報がメモリ内の予約領域内に存在し
ない場合、要求された情報をデータベースからブロック
にて取り出すステップ；及び （ｄ）要求された情報をメモリ内の予約領域内にブロッ
クにて置き、ロックデータ構造を更新するステップを含
むことを特徴とするデータ転送方法。 - 【請求項５】ブロック内の情報のサイズを調節すること
によって情報の取り出しをバランスさせるステップが含
まれることを特徴とする請求項４記載のデータ転送方
法。 - 【請求項６】情報を得ようと試みる一つ或はそれ以上の
アプリケーションの間の分離を維持するためにロックデ
ータ構造を更新するステップが含まれることを特徴とす
る請求項４記載のデータ転送方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US923679 | 1986-10-27 | ||
| US07/923,679 US5446858A (en) | 1992-08-03 | 1992-08-03 | Apparatus and method for transferring information in blocks from a database to a memory |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06103129A true JPH06103129A (ja) | 1994-04-15 |
| JP2614400B2 JP2614400B2 (ja) | 1997-05-28 |
Family
ID=25449094
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5150702A Expired - Lifetime JP2614400B2 (ja) | 1992-08-03 | 1993-06-22 | データ転送方法及び装置 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5446858A (ja) |
| JP (1) | JP2614400B2 (ja) |
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| US5918224A (en) * | 1995-07-26 | 1999-06-29 | Borland International, Inc. | Client/server database system with methods for providing clients with server-based bi-directional scrolling at the server |
| US5835904A (en) * | 1995-10-31 | 1998-11-10 | Microsoft Corporation | System and method for implementing database cursors in a client/server environment |
| US7089331B1 (en) | 1998-05-29 | 2006-08-08 | Oracle International Corporation | Method and mechanism for reducing client-side memory footprint of transmitted data |
| US7389284B1 (en) | 2000-02-29 | 2008-06-17 | Oracle International Corporation | Method and mechanism for efficient processing of remote-mapped queries |
| US6738333B1 (en) | 2000-05-30 | 2004-05-18 | Dphi Acquisitions, Inc. | Format for recording data in a storage disk |
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| US6598041B1 (en) | 2000-09-07 | 2003-07-22 | International Business Machines Corporation | Method, system, and program for processing modifications to data in tables in a database system |
| US6990477B2 (en) | 2001-03-28 | 2006-01-24 | International Business Machines Corporation | Method, system, and program for implementing scrollable cursors in a distributed database system |
| US6856996B2 (en) | 2001-03-30 | 2005-02-15 | International Business Machines Corporation | Method, system, and program for accessing rows in one or more tables satisfying a search criteria |
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-
1992
- 1992-08-03 US US07/923,679 patent/US5446858A/en not_active Expired - Fee Related
-
1993
- 1993-06-22 JP JP5150702A patent/JP2614400B2/ja not_active Expired - Lifetime
Patent Citations (4)
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Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| US5446858A (en) | 1995-08-29 |
| JP2614400B2 (ja) | 1997-05-28 |
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