JPH07141394A - データベース分割管理方法および並列データベースシステム - Google Patents
データベース分割管理方法および並列データベースシステムInfo
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- JPH07141394A JPH07141394A JP5286549A JP28654993A JPH07141394A JP H07141394 A JPH07141394 A JP H07141394A JP 5286549 A JP5286549 A JP 5286549A JP 28654993 A JP28654993 A JP 28654993A JP H07141394 A JPH07141394 A JP H07141394A
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- G06F9/5077—Logical partitioning of resources; Management or configuration of virtualized resources
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
- G06F16/20—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor of structured data, e.g. relational data
- G06F16/24—Querying
- G06F16/245—Query processing
- G06F16/2453—Query optimisation
- G06F16/24532—Query optimisation of parallel queries
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- G06F16/20—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor of structured data, e.g. relational data
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
- G06F9/50—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU]
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- 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
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- Y10S707/99931—Database or file accessing
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- 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
- Y10S707/99941—Database schema or data structure
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
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- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Databases & Information Systems (AREA)
- Data Mining & Analysis (AREA)
- Computing Systems (AREA)
- Computational Linguistics (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Multi Processors (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 期待する並列度を得られると共に、高速な問
い合せを実現可能なデータベース分割管理方法および並
列データベースシステムを提供する。 【構成】 ＦＥＳ７５，ＢＥＳ７３，ＩＯＳ７０，ディ
スク８０を接続して並列データベースシステム１を構成
する。ＦＥＳ７５，ＢＥＳ７３，ＩＯＳ７０のプロセッ
サ数およびディスク８０のディスク数およびその分割数
は、負荷パターンに応じて決定する。例えば、ＦＥＳ：
ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：４：１：８とする。ま
た、負荷変動に応じてＢＥＳを最小１台から最大４台で
増減し、スケーラブルなシステム構成とする。また、Ｂ
ＥＳを増減したとき、データは移動させず、管理情報だ
けを移動させる。 【効果】 期待する並列度が出せる、高速な問合せ処理
が実現可能となる。システムのスケーラビリティを実現
できる。
い合せを実現可能なデータベース分割管理方法および並
列データベースシステムを提供する。 【構成】 ＦＥＳ７５，ＢＥＳ７３，ＩＯＳ７０，ディ
スク８０を接続して並列データベースシステム１を構成
する。ＦＥＳ７５，ＢＥＳ７３，ＩＯＳ７０のプロセッ
サ数およびディスク８０のディスク数およびその分割数
は、負荷パターンに応じて決定する。例えば、ＦＥＳ：
ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：４：１：８とする。ま
た、負荷変動に応じてＢＥＳを最小１台から最大４台で
増減し、スケーラブルなシステム構成とする。また、Ｂ
ＥＳを増減したとき、データは移動させず、管理情報だ
けを移動させる。 【効果】 期待する並列度が出せる、高速な問合せ処理
が実現可能となる。システムのスケーラビリティを実現
できる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、データベース分割管理
方法および並列データベースシステムに関し、さらに詳
しくは、データベース処理を行うプロセッサ数またはデ
ィスク数を負荷に合わせて最適にするデータベース分割
管理方法および並列データベースシステムに関する。
方法および並列データベースシステムに関し、さらに詳
しくは、データベース処理を行うプロセッサ数またはデ
ィスク数を負荷に合わせて最適にするデータベース分割
管理方法および並列データベースシステムに関する。
【０００２】
【従来の技術】例えば、「Ｄevid DeWitt and Jim Gra
y：Ｐarallel Database Systems：TheFuture of High P
erformance Database Systems，CACM，Vol.35，No.6，1
992 」において、並列データベースシステムが提案され
ている。この並列データベースシステムでは、密結合あ
るいは疎結合に複数のプロセッサを接続し、それら複数
のプロセッサに対して、データベース処理を配分してい
る。
y：Ｐarallel Database Systems：TheFuture of High P
erformance Database Systems，CACM，Vol.35，No.6，1
992 」において、並列データベースシステムが提案され
ている。この並列データベースシステムでは、密結合あ
るいは疎結合に複数のプロセッサを接続し、それら複数
のプロセッサに対して、データベース処理を配分してい
る。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】従来の並列データベー
スシステムのシステム構成はユーザに任されており、且
つ、固定的であった。このため、システム構成が初めか
ら負荷に不適合であったり、途中から不適合になる場合
があり、期待する並列度が得られなかったり、高速な問
い合せが実現できない問題点があった。そこで、本発明
の目的は、期待する並列度を得ることが出来ると共に、
高速な問い合せを実現することが出来るデータベース分
割管理方法および並列データベースシステムを提供する
ことにある。
スシステムのシステム構成はユーザに任されており、且
つ、固定的であった。このため、システム構成が初めか
ら負荷に不適合であったり、途中から不適合になる場合
があり、期待する並列度が得られなかったり、高速な問
い合せが実現できない問題点があった。そこで、本発明
の目的は、期待する並列度を得ることが出来ると共に、
高速な問い合せを実現することが出来るデータベース分
割管理方法および並列データベースシステムを提供する
ことにある。
【０００４】
【課題を解決するための手段】第１の観点では、本発明
は、ユーザからの問合せの解析，最適化，処理手順作成
を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノ
ードで作成された処理手順を基にしてデータベースをア
クセスする機能を持つＢＥＳノードと、ディスクを備え
且つそのディスクにデータベースを格納し管理する機能
を持つＩＯＳノードとをネットワークで接続してなる並
列データベースシステムにおいて、データベース処理の
負荷パターンに応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセ
ッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、Ｉ
ＯＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードの
ディスク数と、ディスクの分割数とを決定することを特
徴とするデータベース分割管理方法を提供する。また、
ユーザからの問合せの解析，最適化，処理手順作成を実
行する機能を有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノード
で作成された処理手順を基にしてデータベースをアクセ
スする機能およびディスクを備え且つそのディスクにデ
ータベースを格納し管理する機能を持つＢＥＳノードと
をネットワークで接続してなる並列データベースシステ
ムにおいて、データベース処理の負荷パターンに応じ
て、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノ
ードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードのディス
ク数と、ディスクの分割数とを決定することを特徴とす
るデータベース分割管理方法を提供する。
は、ユーザからの問合せの解析，最適化，処理手順作成
を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノ
ードで作成された処理手順を基にしてデータベースをア
クセスする機能を持つＢＥＳノードと、ディスクを備え
且つそのディスクにデータベースを格納し管理する機能
を持つＩＯＳノードとをネットワークで接続してなる並
列データベースシステムにおいて、データベース処理の
負荷パターンに応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセ
ッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、Ｉ
ＯＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードの
ディスク数と、ディスクの分割数とを決定することを特
徴とするデータベース分割管理方法を提供する。また、
ユーザからの問合せの解析，最適化，処理手順作成を実
行する機能を有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノード
で作成された処理手順を基にしてデータベースをアクセ
スする機能およびディスクを備え且つそのディスクにデ
ータベースを格納し管理する機能を持つＢＥＳノードと
をネットワークで接続してなる並列データベースシステ
ムにおいて、データベース処理の負荷パターンに応じ
て、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノ
ードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードのディス
ク数と、ディスクの分割数とを決定することを特徴とす
るデータベース分割管理方法を提供する。
【０００５】第２の観点では、本発明は、ユーザからの
問合せの解析，最適化，処理手順作成を実行する機能を
有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノードで作成された
処理手順を基にしてデータベースをアクセスする機能を
持つＢＥＳノードと、ディスクを備え且つそのディスク
にデータベースを格納し管理する機能を持つＩＯＳノー
ドとをネットワークで接続してなる並列データベースシ
ステムにおいて、データベースのスキャンに必要な時間
を一定とする並列アクセス可能なページ数の上限を決
め、そのページ数の上限に応じて、ＦＥＳノードに割当
てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッ
サ数と、ＩＯＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯ
Ｓノードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。また、ユーザからの問合せの解析，最適化，処理手
順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そのＦ
ＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータベー
スをアクセスする機能およびディスクを備え且つそのデ
ィスクにデータベースを格納し管理する機能を持つＢＥ
Ｓノードとをネットワークで接続してなる並列データベ
ースシステムにおいて、データベースのスキャンに必要
な時間を一定とする並列アクセス可能なページ数の上限
を決め、そのページ数の上限に応じて、ＦＥＳノードに
割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロ
セッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数と、ディスクの
分割数とを決定することを特徴とするデータベース分割
管理方法を提供する。
問合せの解析，最適化，処理手順作成を実行する機能を
有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノードで作成された
処理手順を基にしてデータベースをアクセスする機能を
持つＢＥＳノードと、ディスクを備え且つそのディスク
にデータベースを格納し管理する機能を持つＩＯＳノー
ドとをネットワークで接続してなる並列データベースシ
ステムにおいて、データベースのスキャンに必要な時間
を一定とする並列アクセス可能なページ数の上限を決
め、そのページ数の上限に応じて、ＦＥＳノードに割当
てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッ
サ数と、ＩＯＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯ
Ｓノードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。また、ユーザからの問合せの解析，最適化，処理手
順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そのＦ
ＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータベー
スをアクセスする機能およびディスクを備え且つそのデ
ィスクにデータベースを格納し管理する機能を持つＢＥ
Ｓノードとをネットワークで接続してなる並列データベ
ースシステムにおいて、データベースのスキャンに必要
な時間を一定とする並列アクセス可能なページ数の上限
を決め、そのページ数の上限に応じて、ＦＥＳノードに
割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロ
セッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数と、ディスクの
分割数とを決定することを特徴とするデータベース分割
管理方法を提供する。
【０００６】第３の観点では、本発明は、ユーザからの
問合せの解析，最適化，処理手順作成を実行する機能を
有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノードで作成された
処理手順を基にしてデータベースをアクセスする機能を
持つＢＥＳノードと、ディスクを備え且つそのディスク
にデータベースを格納し管理する機能を持つＩＯＳノー
ドとをネットワークで接続してなる並列データベースシ
ステムにおいて、負荷パターンにより期待並列度ｐを算
出し、その期待並列度ｐに応じて、ＦＥＳノードに割当
てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッ
サ数と、ＩＯＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯ
Ｓノードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。また、ユーザからの問合せの解析，最適化，処理手
順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そのＦ
ＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータベー
スをアクセスする機能およびディスクを備え且つそのデ
ィスクにデータベースを格納し管理する機能を持つＢＥ
Ｓノードとをネットワークで接続してなる並列データベ
ースシステムにおいて、負荷パターンにより期待並列度
ｐを算出し、その期待並列度ｐに応じて、ＦＥＳノード
に割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプ
ロセッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数と、ディスク
の分割数とを決定することを特徴とするデータベース分
割管理方法を提供する。
問合せの解析，最適化，処理手順作成を実行する機能を
有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノードで作成された
処理手順を基にしてデータベースをアクセスする機能を
持つＢＥＳノードと、ディスクを備え且つそのディスク
にデータベースを格納し管理する機能を持つＩＯＳノー
ドとをネットワークで接続してなる並列データベースシ
ステムにおいて、負荷パターンにより期待並列度ｐを算
出し、その期待並列度ｐに応じて、ＦＥＳノードに割当
てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッ
サ数と、ＩＯＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯ
Ｓノードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。また、ユーザからの問合せの解析，最適化，処理手
順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そのＦ
ＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータベー
スをアクセスする機能およびディスクを備え且つそのデ
ィスクにデータベースを格納し管理する機能を持つＢＥ
Ｓノードとをネットワークで接続してなる並列データベ
ースシステムにおいて、負荷パターンにより期待並列度
ｐを算出し、その期待並列度ｐに応じて、ＦＥＳノード
に割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプ
ロセッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数と、ディスク
の分割数とを決定することを特徴とするデータベース分
割管理方法を提供する。
【０００７】第４の観点では、本発明は、上記構成のデ
ータベース分割管理方法において、最適ページアクセス
数ｍを算出し、キーレンジ分割がある場合には、サブキ
ーレンジ単位の格納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）を算出し、
ｓページ単位でサブキーレンジ分割し、ディスクへデー
タ挿入を行うことを特徴とするデータベース分割管理方
法を提供する。
ータベース分割管理方法において、最適ページアクセス
数ｍを算出し、キーレンジ分割がある場合には、サブキ
ーレンジ単位の格納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）を算出し、
ｓページ単位でサブキーレンジ分割し、ディスクへデー
タ挿入を行うことを特徴とするデータベース分割管理方
法を提供する。
【０００８】第５の観点では、本発明は、ユーザからの
問合せの解析，最適化，処理手順作成を実行する機能を
有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノードで作成された
処理手順を基にしてデータベースをアクセスする機能を
持つＢＥＳノードと、ディスクを備え且つそのディスク
にデータベースを格納し管理する機能を持つＩＯＳノー
ドとをネットワークで接続してなる並列データベースシ
ステムにおいて、問合せ実行処理中に取得したアクセス
ページ数，ヒットロウ数，通信回数などの負荷情報を基
にして負荷アンバランスを検出し、負荷アンバランスを
解消する方向に、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノ
ードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードのディス
ク数とを変更することを特徴とするデータベース分割管
理方法を提供する。また、ユーザからの問合せの解析，
最適化，処理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノ
ードと、そのＦＥＳノードで作成された処理手順を基に
してデータベースをアクセスする機能およびディスクを
備え且つそのディスクにデータベースを格納し管理する
機能を持つＢＥＳノードとをネットワークで接続してな
る並列データベースシステムにおいて、問合せ実行処理
中に取得したアクセスページ数，ヒットロウ数，通信回
数などの負荷情報を基にして負荷アンバランスを検出
し、負荷アンバランスを解消する方向に、ＦＥＳノード
に割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプ
ロセッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数とを変更する
ことを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。
問合せの解析，最適化，処理手順作成を実行する機能を
有するＦＥＳノードと、そのＦＥＳノードで作成された
処理手順を基にしてデータベースをアクセスする機能を
持つＢＥＳノードと、ディスクを備え且つそのディスク
にデータベースを格納し管理する機能を持つＩＯＳノー
ドとをネットワークで接続してなる並列データベースシ
ステムにおいて、問合せ実行処理中に取得したアクセス
ページ数，ヒットロウ数，通信回数などの負荷情報を基
にして負荷アンバランスを検出し、負荷アンバランスを
解消する方向に、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノ
ードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードのディス
ク数とを変更することを特徴とするデータベース分割管
理方法を提供する。また、ユーザからの問合せの解析，
最適化，処理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノ
ードと、そのＦＥＳノードで作成された処理手順を基に
してデータベースをアクセスする機能およびディスクを
備え且つそのディスクにデータベースを格納し管理する
機能を持つＢＥＳノードとをネットワークで接続してな
る並列データベースシステムにおいて、問合せ実行処理
中に取得したアクセスページ数，ヒットロウ数，通信回
数などの負荷情報を基にして負荷アンバランスを検出
し、負荷アンバランスを解消する方向に、ＦＥＳノード
に割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てるプ
ロセッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数とを変更する
ことを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。
【０００９】第６の観点では、本発明は、上記構成のデ
ータベース分割管理方法において、ＢＥＳノードに割当
てるプロセッサ数またはＩＯＳノードに割当てるプロセ
ッサ数またはディスク数を追加する場合、オンライン中
であれば、追加対象となるプロセッサまたはディスクで
管理されるデータベースの表のキーレンジ範囲を閉塞
し、新たにプロセッサあるいはディスクを割り当て、ロ
ック情報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード
振り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えを
行い、その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除
することを特徴とするデータベース分割管理方法を提供
する。また、上記構成のデータベース分割管理方法にお
いて、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数またはディ
スク数を追加する場合、オンライン中であれば、追加対
象となるプロセッサまたはディスクで管理されるデータ
ベースの表のキーレンジ範囲を閉塞し、新たにプロセッ
サあるいはディスクを割り当て、ロック情報，ディレク
トリ情報の引き継ぎを行い、ノード振り分け制御に必要
なディクショナリ情報の書き換えを行い、追加対象とな
るディスク群から新たなディスク群へデータを移動し、
その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除するこ
とを特徴とするデータベース分割管理方法を提供する。
ータベース分割管理方法において、ＢＥＳノードに割当
てるプロセッサ数またはＩＯＳノードに割当てるプロセ
ッサ数またはディスク数を追加する場合、オンライン中
であれば、追加対象となるプロセッサまたはディスクで
管理されるデータベースの表のキーレンジ範囲を閉塞
し、新たにプロセッサあるいはディスクを割り当て、ロ
ック情報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード
振り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えを
行い、その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除
することを特徴とするデータベース分割管理方法を提供
する。また、上記構成のデータベース分割管理方法にお
いて、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数またはディ
スク数を追加する場合、オンライン中であれば、追加対
象となるプロセッサまたはディスクで管理されるデータ
ベースの表のキーレンジ範囲を閉塞し、新たにプロセッ
サあるいはディスクを割り当て、ロック情報，ディレク
トリ情報の引き継ぎを行い、ノード振り分け制御に必要
なディクショナリ情報の書き換えを行い、追加対象とな
るディスク群から新たなディスク群へデータを移動し、
その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除するこ
とを特徴とするデータベース分割管理方法を提供する。
【００１０】第７の観点では、本発明は、上記構成のデ
ータベース分割管理方法において、ＢＥＳノードに割当
てるプロセッサ数またはＩＯＳノードに割当てるプロセ
ッサ数またはディスク数を削除する場合、オンライン中
であれば、削除対象となるプロセッサまたはディスクで
管理されるデータベースの表のキーレンジ範囲を閉塞
し、削除するプロセッサまたはディスクを決定し、ロッ
ク情報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード振
り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えを行
い、その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。また、上記構成のデータベース分割管理方法におい
て、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数またはディス
ク数を削除する場合、オンライン中であれば、削除対象
となるプロセッサまたはディスクで管理されるデータベ
ースの表のキーレンジ範囲を閉塞し、削除するプロセッ
サまたはディスクを決定し、ロック情報，ディレクトリ
情報の引き継ぎを行い、ノード振り分け制御に必要なデ
ィクショナリ情報の書き換えを行い、削除対象となるデ
ィスク群から引継ぐディスク群へデータを移動し、その
後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除することを
特徴とするデータベース分割管理方法を提供する。
ータベース分割管理方法において、ＢＥＳノードに割当
てるプロセッサ数またはＩＯＳノードに割当てるプロセ
ッサ数またはディスク数を削除する場合、オンライン中
であれば、削除対象となるプロセッサまたはディスクで
管理されるデータベースの表のキーレンジ範囲を閉塞
し、削除するプロセッサまたはディスクを決定し、ロッ
ク情報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード振
り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えを行
い、その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法を提供す
る。また、上記構成のデータベース分割管理方法におい
て、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数またはディス
ク数を削除する場合、オンライン中であれば、削除対象
となるプロセッサまたはディスクで管理されるデータベ
ースの表のキーレンジ範囲を閉塞し、削除するプロセッ
サまたはディスクを決定し、ロック情報，ディレクトリ
情報の引き継ぎを行い、ノード振り分け制御に必要なデ
ィクショナリ情報の書き換えを行い、削除対象となるデ
ィスク群から引継ぐディスク群へデータを移動し、その
後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除することを
特徴とするデータベース分割管理方法を提供する。
【００１１】第８の観点では、本発明は、上記構成のデ
ータベース分割管理方法により、データベース処理を行
うプロセッサ数またはディスク数を動的に変更すること
を特徴とする並列データベースシステムを提供する。
ータベース分割管理方法により、データベース処理を行
うプロセッサ数またはディスク数を動的に変更すること
を特徴とする並列データベースシステムを提供する。
【００１２】
【作用】上記第１の観点によるデータベース分割管理方
法では、データベース処理の負荷パターン（一件検索処
理，一件更新処理，データ取り出し処理など）に応じ
て、各ノードに割当てるプロセッサ数とディスク数とデ
ィスクの分割数とを決定する。そこで、システム構成が
負荷に適合したものとなり、期待する並列度が得られる
と共に、高速な問い合せを実現できるようになる。
法では、データベース処理の負荷パターン（一件検索処
理，一件更新処理，データ取り出し処理など）に応じ
て、各ノードに割当てるプロセッサ数とディスク数とデ
ィスクの分割数とを決定する。そこで、システム構成が
負荷に適合したものとなり、期待する並列度が得られる
と共に、高速な問い合せを実現できるようになる。
【００１３】上記第２の観点によるデータベース分割管
理方法では、データベースのスキャンに必要な時間を一
定とする並列アクセス可能なページ数の上限に応じて、
各ノードに割当てるプロセッサ数とディスク数とディス
クの分割数とを決定する。そこで、高速な問い合せを実
現できるようになる。
理方法では、データベースのスキャンに必要な時間を一
定とする並列アクセス可能なページ数の上限に応じて、
各ノードに割当てるプロセッサ数とディスク数とディス
クの分割数とを決定する。そこで、高速な問い合せを実
現できるようになる。
【００１４】上記第３の観点によるデータベース分割管
理方法では、負荷パターンにより算出した期待並列度ｐ
に応じて、各ノードに割当てるプロセッサ数とディスク
数とディスクの分割数とを決定する。そこで、期待する
並列度が得られるようになる。上記第４の観点によるデ
ータベース分割管理方法では、期待並列度ｐと最適ペー
ジアクセス数ｍとから算出したサブキーレンジ単位の格
納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）でサブキーレンジ分割して、
ディスクへデータ挿入を行う。そこで、データを略均等
に分割管理できるようになる。
理方法では、負荷パターンにより算出した期待並列度ｐ
に応じて、各ノードに割当てるプロセッサ数とディスク
数とディスクの分割数とを決定する。そこで、期待する
並列度が得られるようになる。上記第４の観点によるデ
ータベース分割管理方法では、期待並列度ｐと最適ペー
ジアクセス数ｍとから算出したサブキーレンジ単位の格
納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）でサブキーレンジ分割して、
ディスクへデータ挿入を行う。そこで、データを略均等
に分割管理できるようになる。
【００１５】上記第５の観点によるデータベース分割管
理方法では、問合せ実行処理中に負荷アンバランスを検
出し、その負荷アンバランスを解消する方向に、各ノー
ドのプロセッサ数またはディスク数を変更する。そこ
で、負荷変動があってもシステム構成が常に負荷に適合
したものとなり、期待する並列度が得られると共に、高
速な問い合せを実現できるようになる。
理方法では、問合せ実行処理中に負荷アンバランスを検
出し、その負荷アンバランスを解消する方向に、各ノー
ドのプロセッサ数またはディスク数を変更する。そこ
で、負荷変動があってもシステム構成が常に負荷に適合
したものとなり、期待する並列度が得られると共に、高
速な問い合せを実現できるようになる。
【００１６】上記第６の観点および第７の観点によるデ
ータベース分割管理方法では、プロセッサ数またはディ
スク数を追加，削除する場合、オンライン中であれば、
表のキーレンジ範囲を閉塞した後、引き継ぎ処理を行
い、その後、前記閉塞を解除する。そこで、オーバヘッ
ドを最小限にできる。また、ＩＯＳノードがあるシステ
ム構成では、データを移動せずに引き継ぎできるように
なる。
ータベース分割管理方法では、プロセッサ数またはディ
スク数を追加，削除する場合、オンライン中であれば、
表のキーレンジ範囲を閉塞した後、引き継ぎ処理を行
い、その後、前記閉塞を解除する。そこで、オーバヘッ
ドを最小限にできる。また、ＩＯＳノードがあるシステ
ム構成では、データを移動せずに引き継ぎできるように
なる。
【００１７】上記第８の観点による並列データベースシ
ステムでは、上記第５の観点から第７の観点の作用によ
り、スケーラブルな並列データベースシステムとなる。
ステムでは、上記第５の観点から第７の観点の作用によ
り、スケーラブルな並列データベースシステムとなる。
【００１８】
【実施例】以下、本発明の実施例を図面に基づいて詳細
に説明する。なお、これにより本発明が限定されるもの
ではない。図１は、本発明の一実施例の並列データベー
スシステム１を示す構成図である。この並列データベー
スシステム１は、ＦＥＳ（フロントエンドサーバ）ノー
ド，ＢＥＳ（バックエンドサーバ）ノード，ＩＯＳ（イ
ンプットアウトプットサーバ）ノード，ＤＳ（ディクシ
ョナリサーバ）ノードおよびＪＳ（ジャーナルサーバ）
ノードを、ネットワーク９０により接続した構成であ
る。各ノードは、他のシステムとも接続されている。Ｆ
ＥＳノードは、ディスクを持たない少なくとも１台のプ
ロセッサから構成されたＦＥＳ７５からなるノードであ
り、ユーザからの問合せの解析，最適化，処理手順作成
を実行するフロントエンドサーバの機能を持っている。
ＢＥＳノードは、ディスクを持たない少なくとも１台の
プロセッサから構成されたＢＥＳ７３からなるノードで
あり、前記ＦＥＳ７５で作成された処理手順を基にして
データベースをアクセスする機能を持っている。ＩＯＳ
ノードは、少なくとも１台のプロセッサから構成された
ＩＯＳ７０および少なくとも１台のディスク８０からな
るノードであり、ディスク８０にデータベースを格納し
管理する機能を持っている。なお、ＩＯＳノードの機能
をＢＥＳノードに持たせれば、ＩＯＳノードを省略でき
る。この場合、ＢＥＳ７３にディスクを接続すると共
に、ＢＥＳ７３がディスク８０にデータベースを格納し
管理する機能を持つ。
に説明する。なお、これにより本発明が限定されるもの
ではない。図１は、本発明の一実施例の並列データベー
スシステム１を示す構成図である。この並列データベー
スシステム１は、ＦＥＳ（フロントエンドサーバ）ノー
ド，ＢＥＳ（バックエンドサーバ）ノード，ＩＯＳ（イ
ンプットアウトプットサーバ）ノード，ＤＳ（ディクシ
ョナリサーバ）ノードおよびＪＳ（ジャーナルサーバ）
ノードを、ネットワーク９０により接続した構成であ
る。各ノードは、他のシステムとも接続されている。Ｆ
ＥＳノードは、ディスクを持たない少なくとも１台のプ
ロセッサから構成されたＦＥＳ７５からなるノードであ
り、ユーザからの問合せの解析，最適化，処理手順作成
を実行するフロントエンドサーバの機能を持っている。
ＢＥＳノードは、ディスクを持たない少なくとも１台の
プロセッサから構成されたＢＥＳ７３からなるノードで
あり、前記ＦＥＳ７５で作成された処理手順を基にして
データベースをアクセスする機能を持っている。ＩＯＳ
ノードは、少なくとも１台のプロセッサから構成された
ＩＯＳ７０および少なくとも１台のディスク８０からな
るノードであり、ディスク８０にデータベースを格納し
管理する機能を持っている。なお、ＩＯＳノードの機能
をＢＥＳノードに持たせれば、ＩＯＳノードを省略でき
る。この場合、ＢＥＳ７３にディスクを接続すると共
に、ＢＥＳ７３がディスク８０にデータベースを格納し
管理する機能を持つ。
【００１９】データベースは、複数の表からなる。表
は、２次元のテーブル形式であり、複数のロウ（行）か
らなる。１つのロウは、１つ以上のカラム（属性）から
なる。この表は、所定数のロウからなる固定長のページ
単位で物理的に分割されて、ディスク８０上に格納され
る。各ページのディスク８０上の格納位置は、ディレク
トリ情報を用いて知ることが出来る。
は、２次元のテーブル形式であり、複数のロウ（行）か
らなる。１つのロウは、１つ以上のカラム（属性）から
なる。この表は、所定数のロウからなる固定長のページ
単位で物理的に分割されて、ディスク８０上に格納され
る。各ページのディスク８０上の格納位置は、ディレク
トリ情報を用いて知ることが出来る。
【００２０】ＤＳノードは、少なくとも１台のプロセッ
サから構成されたＤＳ７１および少なくとも１台のディ
スク８１からなるノードであり、データベースの定義情
報を一括管理する機能を持っている。ＪＳノードは、少
なくとも１台のプロセッサから構成されたＪＳ７２およ
び少なくとも１台のディスク８２からなるノードであ
り、各ノードで実行されるデータベース更新履歴情報を
格納し、管理する機能を持っている。
サから構成されたＤＳ７１および少なくとも１台のディ
スク８１からなるノードであり、データベースの定義情
報を一括管理する機能を持っている。ＪＳノードは、少
なくとも１台のプロセッサから構成されたＪＳ７２およ
び少なくとも１台のディスク８２からなるノードであ
り、各ノードで実行されるデータベース更新履歴情報を
格納し、管理する機能を持っている。
【００２１】図２は、上記並列データベースシステム１
におけるＦＥＳ７５，ＢＥＳ７３，ＩＯＳ７０のプロセ
ッサ数およびディスク数およびディスクの分割数を決め
る本発明のデータベース分割管理方法の概念図である。
まず、ユーザが指定するワークロードでデータベース処
理の負荷パターンを決める。負荷パターンには、一件検
索処理、一件更新処理、データ取り出し処理などがあ
る。その負荷パターンに応じて、ＩＯＳ７０でディスク
８０を何分割して管理するか決定する（ＩＯＳノードの
機能をＢＥＳが持つ場合は、ＢＥＳ７３でディスクを何
分割して管理するか決定する）。すなわち、スキーマ定
義時、表の分割方法（キー値範囲，範囲毎ロウ数（ペー
ジ数を換算）など）から、格納に必要なディスク数が判
明し、閉塞および再編成の単位が決まれば、ＢＥＳ７３
およびＩＯＳ７０の組み合わせ（閉塞あるいは再編成の
単位がディスク，ＩＯＳ，ＢＥＳに依存する）が決ま
る。これにより、ＢＥＳ７３，ＩＯＳ７０，ディスク８
０の構成台数が決まる。即ち、次のようになる。 既分割数…全ＢＥＳで管理する並列アクセス可能なデー
タベース分割単位（動的なＢＥＳ追加，削除は、この分
割単位で行う） 各分割毎ディスク数…各分割で割り当てられるディスク
数 図２は、ディスク数が“８”、既分割数が“４”、各分
割毎ディスク数が“２”の場合である。なお、プロセッ
サ性能がｎ倍となれば、分割数を変えずに、各分割で利
用するボリューム数をｎ倍とする（ただし、ＩＯＳ７０
とディスク８０の間の総データ転送レートの制限がある
ため、ディスク数にも制限がある）。また、ここでディ
スクとは、ディスク装置１台に対応させている。本発明
では、必ずしも「ディスク」はディスク装置１台と１対
１に対応させる必要はない。例えば、１ディスク装置に
複数のディスク装置を含む場合（ディスクアレイ装
置）、並列アクセス可能な入出力単位の数を「ディスク
装置」として適用すればよい。
におけるＦＥＳ７５，ＢＥＳ７３，ＩＯＳ７０のプロセ
ッサ数およびディスク数およびディスクの分割数を決め
る本発明のデータベース分割管理方法の概念図である。
まず、ユーザが指定するワークロードでデータベース処
理の負荷パターンを決める。負荷パターンには、一件検
索処理、一件更新処理、データ取り出し処理などがあ
る。その負荷パターンに応じて、ＩＯＳ７０でディスク
８０を何分割して管理するか決定する（ＩＯＳノードの
機能をＢＥＳが持つ場合は、ＢＥＳ７３でディスクを何
分割して管理するか決定する）。すなわち、スキーマ定
義時、表の分割方法（キー値範囲，範囲毎ロウ数（ペー
ジ数を換算）など）から、格納に必要なディスク数が判
明し、閉塞および再編成の単位が決まれば、ＢＥＳ７３
およびＩＯＳ７０の組み合わせ（閉塞あるいは再編成の
単位がディスク，ＩＯＳ，ＢＥＳに依存する）が決ま
る。これにより、ＢＥＳ７３，ＩＯＳ７０，ディスク８
０の構成台数が決まる。即ち、次のようになる。 既分割数…全ＢＥＳで管理する並列アクセス可能なデー
タベース分割単位（動的なＢＥＳ追加，削除は、この分
割単位で行う） 各分割毎ディスク数…各分割で割り当てられるディスク
数 図２は、ディスク数が“８”、既分割数が“４”、各分
割毎ディスク数が“２”の場合である。なお、プロセッ
サ性能がｎ倍となれば、分割数を変えずに、各分割で利
用するボリューム数をｎ倍とする（ただし、ＩＯＳ７０
とディスク８０の間の総データ転送レートの制限がある
ため、ディスク数にも制限がある）。また、ここでディ
スクとは、ディスク装置１台に対応させている。本発明
では、必ずしも「ディスク」はディスク装置１台と１対
１に対応させる必要はない。例えば、１ディスク装置に
複数のディスク装置を含む場合（ディスクアレイ装
置）、並列アクセス可能な入出力単位の数を「ディスク
装置」として適用すればよい。
【００２２】図２のようにＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：デ
ィスク＝１：４：１：８であるが、初期データロード時
には、ＦＥＳ，ＢＥＳは１台あればよく、ＦＥＳ：ＢＥ
Ｓ：ＩＯＳ：ディスク＝１：１：１：８となっている。
そのため、ＢＥＳ７３１には、既分割＃１〜＃４のディ
スク８１１〜８４２に格納されるデータベースのディレ
クトリ情報を持つ。ＢＥＳ７３の負荷が軽くて、ＢＥＳ
７３１の１台だけでＩＯＳ７０および８台のディスク８
１１〜８４２を処理可能な場合、ＢＥＳ７３１の１台だ
けで８台のディスク８１１〜８４２に格納されるデータ
ベースをアクセスする。従って、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯ
Ｓ：ディスク＝１：１：１：８のままである。
ィスク＝１：４：１：８であるが、初期データロード時
には、ＦＥＳ，ＢＥＳは１台あればよく、ＦＥＳ：ＢＥ
Ｓ：ＩＯＳ：ディスク＝１：１：１：８となっている。
そのため、ＢＥＳ７３１には、既分割＃１〜＃４のディ
スク８１１〜８４２に格納されるデータベースのディレ
クトリ情報を持つ。ＢＥＳ７３の負荷が軽くて、ＢＥＳ
７３１の１台だけでＩＯＳ７０および８台のディスク８
１１〜８４２を処理可能な場合、ＢＥＳ７３１の１台だ
けで８台のディスク８１１〜８４２に格納されるデータ
ベースをアクセスする。従って、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯ
Ｓ：ディスク＝１：１：１：８のままである。
【００２３】ＢＥＳ７３１の負荷が増加して利用率１０
０％の状態が続き負荷アンバランスが検出されると、Ｂ
ＥＳ７３２が追加される。既分割数が“４”であるの
で、２つのＢＥＳ７３１，７３２にそれぞれ２つの分割
が対応付けられる。そのため、ＢＥＳ７３１には、既分
割＃１〜＃２のディスク８１１〜８２２に格納されるデ
ータベースのディレクトリ情報を持つ。また、ＢＥＳ７
３２には、既分割＃３〜＃４のディスク８３１〜８４２
に格納されるデータベースのディレクトリ情報を持つ。
ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：２：１：８と
なる。
０％の状態が続き負荷アンバランスが検出されると、Ｂ
ＥＳ７３２が追加される。既分割数が“４”であるの
で、２つのＢＥＳ７３１，７３２にそれぞれ２つの分割
が対応付けられる。そのため、ＢＥＳ７３１には、既分
割＃１〜＃２のディスク８１１〜８２２に格納されるデ
ータベースのディレクトリ情報を持つ。また、ＢＥＳ７
３２には、既分割＃３〜＃４のディスク８３１〜８４２
に格納されるデータベースのディレクトリ情報を持つ。
ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：２：１：８と
なる。
【００２４】さらにＢＥＳ７３１，７３２の負荷が増加
して利用率１００％の状態が続き負荷アンバランスが検
出されると、ＢＥＳ７３１，７３２にそれぞれＢＥＳ７
３３，７３４が追加される。既分割数が“４”であるの
で、４つのＢＥＳ７３１，７３２，７３３，７３４にそ
れぞれ１つの分割が対応付けられる。そのため、ＢＥＳ
７３１には、既分割＃１のディスク８１１〜８１２に格
納されるデータベースのディレクトリ情報を持つ。ま
た、ＢＥＳ７３２には、既分割＃２のディスク８２１〜
８２２に格納されるデータベースのディレクトリ情報を
持つ。また、ＢＥＳ７３３には、既分割＃３のディスク
８３１〜８３２に格納されるデータベースのディレクト
リ情報を持つ。また、ＢＥＳ７３４には、既分割＃４の
ディスク８４１〜８４２に格納されるデータベースのデ
ィレクトリ情報を持つ。ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディ
スク＝１：４：１：８となる。
して利用率１００％の状態が続き負荷アンバランスが検
出されると、ＢＥＳ７３１，７３２にそれぞれＢＥＳ７
３３，７３４が追加される。既分割数が“４”であるの
で、４つのＢＥＳ７３１，７３２，７３３，７３４にそ
れぞれ１つの分割が対応付けられる。そのため、ＢＥＳ
７３１には、既分割＃１のディスク８１１〜８１２に格
納されるデータベースのディレクトリ情報を持つ。ま
た、ＢＥＳ７３２には、既分割＃２のディスク８２１〜
８２２に格納されるデータベースのディレクトリ情報を
持つ。また、ＢＥＳ７３３には、既分割＃３のディスク
８３１〜８３２に格納されるデータベースのディレクト
リ情報を持つ。また、ＢＥＳ７３４には、既分割＃４の
ディスク８４１〜８４２に格納されるデータベースのデ
ィレクトリ情報を持つ。ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディ
スク＝１：４：１：８となる。
【００２５】負荷が軽くなり、ＢＥＳ７３３，７３４の
利用率が例えば５０％未満の状態が続くと、ＢＥＳ７３
３，７３４に割り当ててあるノードを他の処理のために
利用する方が有効である。そこで、利用率が５０％未満
のＢＥＳ７３３，７３４を合わせる。すると、ＦＥＳ：
ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：２：１：８に縮退す
る。
利用率が例えば５０％未満の状態が続くと、ＢＥＳ７３
３，７３４に割り当ててあるノードを他の処理のために
利用する方が有効である。そこで、利用率が５０％未満
のＢＥＳ７３３，７３４を合わせる。すると、ＦＥＳ：
ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：２：１：８に縮退す
る。
【００２６】以上のように、負荷に応じてＢＥＳを増減
すれば、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：１：
１：８〜１：４：１：８の間でスケーラブルなシステム
を実現できる。
すれば、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：１：
１：８〜１：４：１：８の間でスケーラブルなシステム
を実現できる。
【００２７】ＩＯＳ７０は、ＢＥＳ７３とディスク８０
の対応関係に依らず、並列にアクセス可能なディスク数
分の並列なタスクが存在すればよい。このため、データ
の移動を行わず、ディレクトリ情報をＢＥＳ間で移動す
ることで、ＢＥＳ７３とディスク８０の対応関係を変更
でき、アクセスの分離および統合が容易に可能となる。
の対応関係に依らず、並列にアクセス可能なディスク数
分の並列なタスクが存在すればよい。このため、データ
の移動を行わず、ディレクトリ情報をＢＥＳ間で移動す
ることで、ＢＥＳ７３とディスク８０の対応関係を変更
でき、アクセスの分離および統合が容易に可能となる。
【００２８】次に、負荷パターンが一件更新処理の場合
とデータ取り出し処理の場合について、プロセッサ数，
ディスク数，ディスクの分割数を、数値例で説明する。
前提条件は、以下のように仮定する。 ＦＥＳ処理（受取処理） … ３０［Kステッフ゜］ ＢＥＳ処理（一件更新処理） … ６０［Kステッフ゜］ （データ取り出し処理）… ２２０［Kステッフ゜］ 送信処理 … ６［Kステッフ゜］ 受信処理 …６＋４＊ページ数［Kステッフ゜］ 入出力発行処理 …４＋４＊ページ数［Kステッフ゜］ プロセッサ性能 … １０［Mステッフ゜／秒］ 入出力性能（１ヘ゜ーシ゛アクセス） … ２０［ｍ秒］ （10ヘ゜ーシ゛アクセス） … ３０［ｍ秒］ Ａ．一件更新処理（１ヘ゜ーシ゛アクセス）の場合 (１)ＩＯＳノードがあるシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋ＢＥＳからのデータ取り出し要求の送信処理６
［Kステッフ゜］＋ＩＯＳからのデータ取り出し結果の受信処
理１０［Kステッフ゜］＋一件更新処理６０［Kステッフ゜］＋ＦＥ
Ｓへの実行要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］＝８８［Kス
テッフ゜］がＢＥＳでの一件更新処理で必要であるから、こ
れでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、１１
４回／秒まで一件更新処理が可能である。さらに、ＢＥ
Ｓからの入出力要求の受信処理６［Kステッフ゜］＋入出力発
行処理８［Kステッフ゜］＋ＢＥＳへの入出力要求結果の送信
処理６［Kステッフ゜］＝２０［Kステッフ゜］がＩＯＳのディスク
へのアクセスに必要であるから、これでプロセッサ性能
１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、５００回／秒までディス
クへのアクセスが可能である。また、１ページのランダ
ム入出力で２０［ｍ秒］を要するので、１台のディスク
には５０回／秒までアクセス可能となる。これで前記Ｉ
ＯＳでのディスクへのアクセス可能回数５００回／秒を
割ると、ＩＯＳには１０台までのディスクを実装可能で
ある。また、前記ＢＥＳでの一件更新処理可能回数１１
４回／秒で前記ＩＯＳでのディスクへのアクセス可能回
数５００回／秒を割ると、１台のＩＯＳで４．３台のＢ
ＥＳに対応可能である。さらに、前記ＢＥＳでの一件更
新処理可能回数１１４回／秒で前記ＦＥＳでの受取処理
可能３３３回／秒を割ると、１台のＦＥＳで３台のＢＥ
Ｓに対応可能である。以上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：
３、ＢＥＳ：ＩＯＳ＝４．３：１、ＩＯＳ：ディスク＝
１：１０となる。そこで、総合的には、図３に示すよう
に、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：４：１：
８とすると、ほぼバランスがとれた実装になる（ＦＥＳ
とディスクに多少のアンバランスが生じる）。
とデータ取り出し処理の場合について、プロセッサ数，
ディスク数，ディスクの分割数を、数値例で説明する。
前提条件は、以下のように仮定する。 ＦＥＳ処理（受取処理） … ３０［Kステッフ゜］ ＢＥＳ処理（一件更新処理） … ６０［Kステッフ゜］ （データ取り出し処理）… ２２０［Kステッフ゜］ 送信処理 … ６［Kステッフ゜］ 受信処理 …６＋４＊ページ数［Kステッフ゜］ 入出力発行処理 …４＋４＊ページ数［Kステッフ゜］ プロセッサ性能 … １０［Mステッフ゜／秒］ 入出力性能（１ヘ゜ーシ゛アクセス） … ２０［ｍ秒］ （10ヘ゜ーシ゛アクセス） … ３０［ｍ秒］ Ａ．一件更新処理（１ヘ゜ーシ゛アクセス）の場合 (１)ＩＯＳノードがあるシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋ＢＥＳからのデータ取り出し要求の送信処理６
［Kステッフ゜］＋ＩＯＳからのデータ取り出し結果の受信処
理１０［Kステッフ゜］＋一件更新処理６０［Kステッフ゜］＋ＦＥ
Ｓへの実行要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］＝８８［Kス
テッフ゜］がＢＥＳでの一件更新処理で必要であるから、こ
れでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、１１
４回／秒まで一件更新処理が可能である。さらに、ＢＥ
Ｓからの入出力要求の受信処理６［Kステッフ゜］＋入出力発
行処理８［Kステッフ゜］＋ＢＥＳへの入出力要求結果の送信
処理６［Kステッフ゜］＝２０［Kステッフ゜］がＩＯＳのディスク
へのアクセスに必要であるから、これでプロセッサ性能
１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、５００回／秒までディス
クへのアクセスが可能である。また、１ページのランダ
ム入出力で２０［ｍ秒］を要するので、１台のディスク
には５０回／秒までアクセス可能となる。これで前記Ｉ
ＯＳでのディスクへのアクセス可能回数５００回／秒を
割ると、ＩＯＳには１０台までのディスクを実装可能で
ある。また、前記ＢＥＳでの一件更新処理可能回数１１
４回／秒で前記ＩＯＳでのディスクへのアクセス可能回
数５００回／秒を割ると、１台のＩＯＳで４．３台のＢ
ＥＳに対応可能である。さらに、前記ＢＥＳでの一件更
新処理可能回数１１４回／秒で前記ＦＥＳでの受取処理
可能３３３回／秒を割ると、１台のＦＥＳで３台のＢＥ
Ｓに対応可能である。以上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：
３、ＢＥＳ：ＩＯＳ＝４．３：１、ＩＯＳ：ディスク＝
１：１０となる。そこで、総合的には、図３に示すよう
に、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディスク＝１：４：１：
８とすると、ほぼバランスがとれた実装になる（ＦＥＳ
とディスクに多少のアンバランスが生じる）。
【００２９】(２)ＩＯＳノードの機能をＢＥＳノードに
持たせたシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋入出力発行処理８［Kステッフ゜］＋一件更新処理６
０［Kステッフ゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送信処理６
［Kステッフ゜］＝８０［Kステッフ゜］がＢＥＳでの一件更新処理
で必要であるから、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜
／秒］を割ると、１２５回／秒まで一件更新処理が可能
である。また、１ページのランダム入出力で２０［ｍ
秒］を要するので、１台のディスクには５０回／秒まで
アクセス可能となる。これで前記ＢＥＳでの一件更新処
理可能回数１２５回／秒を割ると、ＢＥＳには２．５台
までのディスクを実装可能である。さらに、前記ＢＥＳ
での一件更新処理可能回数１２５回／秒で前記ＦＥＳで
の受取処理可能３３３回／秒を割ると、１台のＦＥＳで
２．６台のＢＥＳに対応可能である。以上から、ＦＥ
Ｓ：ＢＥＳ＝１：２．６、ＢＥＳ：ディスク＝１：２．
５となる。そこで、総合的には、図４に示すように、Ｆ
ＥＳ：ＢＥＳ：ディスク＝１：４：８とすると、ほぼバ
ランスがとれた実装になる（ＦＥＳに多少のアンバラン
スが生じる）。
持たせたシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋入出力発行処理８［Kステッフ゜］＋一件更新処理６
０［Kステッフ゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送信処理６
［Kステッフ゜］＝８０［Kステッフ゜］がＢＥＳでの一件更新処理
で必要であるから、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜
／秒］を割ると、１２５回／秒まで一件更新処理が可能
である。また、１ページのランダム入出力で２０［ｍ
秒］を要するので、１台のディスクには５０回／秒まで
アクセス可能となる。これで前記ＢＥＳでの一件更新処
理可能回数１２５回／秒を割ると、ＢＥＳには２．５台
までのディスクを実装可能である。さらに、前記ＢＥＳ
での一件更新処理可能回数１２５回／秒で前記ＦＥＳで
の受取処理可能３３３回／秒を割ると、１台のＦＥＳで
２．６台のＢＥＳに対応可能である。以上から、ＦＥ
Ｓ：ＢＥＳ＝１：２．６、ＢＥＳ：ディスク＝１：２．
５となる。そこで、総合的には、図４に示すように、Ｆ
ＥＳ：ＢＥＳ：ディスク＝１：４：８とすると、ほぼバ
ランスがとれた実装になる（ＦＥＳに多少のアンバラン
スが生じる）。
【００３０】Ｂ．データ取り出し処理（10ヘ゜ーシ゛アクセス）
の場合 (１)ＩＯＳノードがあるシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋ＢＥＳからのデータ取り出し要求の送信処理６
［Kステッフ゜］＋ＩＯＳからのデータ取り出し結果の受信処
理４６［Kステッフ゜］＋データ取り出し処理２２０［Kステッフ
゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］
＝２８４［Kステッフ゜］がＢＥＳでのデータ取り出し処理で
必要であるから、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／
秒］を割ると、３５回／秒までデータ取り出し処理が可
能である。さらに、ＢＥＳからの入出力要求の受信処理
６［Kステッフ゜］＋入出力発行処理４４［Kステッフ゜］＋ＢＥＳ
への入出力要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］＝５６［Kス
テッフ゜］がＩＯＳのディスクへのアクセスに必要であるか
ら、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割る
と、１７９回／秒までディスクへのアクセスが可能であ
る。また、１０ページの一括入出力で３０［ｍ秒］を要
するので、１台のディスクには３３回／秒までアクセス
可能である。これで前記ＩＯＳでのディスクへのアクセ
ス可能回数１７９回／秒を割ると、５．４台までのディ
スクを実装可能である。また、前記ＢＥＳでのデータ取
り出し処理可能回数３５回／秒で前記ＩＯＳでのディス
クへのアクセス可能回数１７９回／秒を割ると、１台の
ＩＯＳで５．１台のＢＥＳに対応可能である。さらに、
前記ＢＥＳでのデータ取り出し処理可能回数３５回／秒
で前記ＦＥＳでの受取処理可能３３３回／秒を割ると、
１台のＦＥＳで９．５台のＢＥＳに対応可能である。以
上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：９．５、ＢＥＳ：ＩＯＳ
＝５．１：１、ＩＯＳ：ディスク＝１：５．４となる。
そこで、総合的には、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディス
ク＝１：１０：２：１０とすると、ほぼバランスがとれ
た実装になる（ディスクに多少のアンバランスが生じ
る）。
の場合 (１)ＩＯＳノードがあるシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋ＢＥＳからのデータ取り出し要求の送信処理６
［Kステッフ゜］＋ＩＯＳからのデータ取り出し結果の受信処
理４６［Kステッフ゜］＋データ取り出し処理２２０［Kステッフ
゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］
＝２８４［Kステッフ゜］がＢＥＳでのデータ取り出し処理で
必要であるから、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／
秒］を割ると、３５回／秒までデータ取り出し処理が可
能である。さらに、ＢＥＳからの入出力要求の受信処理
６［Kステッフ゜］＋入出力発行処理４４［Kステッフ゜］＋ＢＥＳ
への入出力要求結果の送信処理６［Kステッフ゜］＝５６［Kス
テッフ゜］がＩＯＳのディスクへのアクセスに必要であるか
ら、これでプロセッサ性能１０［Mステッフ゜／秒］を割る
と、１７９回／秒までディスクへのアクセスが可能であ
る。また、１０ページの一括入出力で３０［ｍ秒］を要
するので、１台のディスクには３３回／秒までアクセス
可能である。これで前記ＩＯＳでのディスクへのアクセ
ス可能回数１７９回／秒を割ると、５．４台までのディ
スクを実装可能である。また、前記ＢＥＳでのデータ取
り出し処理可能回数３５回／秒で前記ＩＯＳでのディス
クへのアクセス可能回数１７９回／秒を割ると、１台の
ＩＯＳで５．１台のＢＥＳに対応可能である。さらに、
前記ＢＥＳでのデータ取り出し処理可能回数３５回／秒
で前記ＦＥＳでの受取処理可能３３３回／秒を割ると、
１台のＦＥＳで９．５台のＢＥＳに対応可能である。以
上から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：９．５、ＢＥＳ：ＩＯＳ
＝５．１：１、ＩＯＳ：ディスク＝１：５．４となる。
そこで、総合的には、ＦＥＳ：ＢＥＳ：ＩＯＳ：ディス
ク＝１：１０：２：１０とすると、ほぼバランスがとれ
た実装になる（ディスクに多少のアンバランスが生じ
る）。
【００３１】(２)ＩＯＳノードの機能をＢＥＳノードに
持たせたシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋入出力発行処理４４［Kステッフ゜］＋データ取り出
し処理２２０［Kステッフ゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送
信処理６［Kステッフ゜］＝２７６［Kステッフ゜］がＢＥＳでのデ
ータ取り出し処理で必要であるから、これでプロセッサ
性能１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、３６回／秒までデー
タ取り出し処理が可能である。また、１０ページの一括
入出力で３０［ｍ秒］を要するので、１台のディスクに
は３３回／秒までアクセス可能である。これで前記ＢＥ
Ｓでのデータ取り出し処理可能回数３６回／秒を割る
と、１台だけのディスクを実装可能である。さらに、前
記ＢＥＳでのデータ取り出し処理可能回数３６回／秒で
前記ＦＥＳでの受取処理可能３３３回／秒を割ると、１
台のＦＥＳで９．２台のＢＥＳに対応可能である。以上
から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：９．２、ＢＥＳ：ディスク
＝１：１となる。そこで、総合的には、ＦＥＳ：ＢＥ
Ｓ：ディスク＝１：１０：１０とすると、ほぼバランス
がとれた実装になる。
持たせたシステム構成の場合 ＦＥＳ処理の３０［Kステッフ゜］でプロセッサ性能１０［Mス
テッフ゜／秒］を割ると、３３３回／秒まで受取処理が可能
である。また、ＦＥＳからの実行要求の受信処理６［Kス
テッフ゜］＋入出力発行処理４４［Kステッフ゜］＋データ取り出
し処理２２０［Kステッフ゜］＋ＦＥＳへの実行要求結果の送
信処理６［Kステッフ゜］＝２７６［Kステッフ゜］がＢＥＳでのデ
ータ取り出し処理で必要であるから、これでプロセッサ
性能１０［Mステッフ゜／秒］を割ると、３６回／秒までデー
タ取り出し処理が可能である。また、１０ページの一括
入出力で３０［ｍ秒］を要するので、１台のディスクに
は３３回／秒までアクセス可能である。これで前記ＢＥ
Ｓでのデータ取り出し処理可能回数３６回／秒を割る
と、１台だけのディスクを実装可能である。さらに、前
記ＢＥＳでのデータ取り出し処理可能回数３６回／秒で
前記ＦＥＳでの受取処理可能３３３回／秒を割ると、１
台のＦＥＳで９．２台のＢＥＳに対応可能である。以上
から、ＦＥＳ：ＢＥＳ＝１：９．２、ＢＥＳ：ディスク
＝１：１となる。そこで、総合的には、ＦＥＳ：ＢＥ
Ｓ：ディスク＝１：１０：１０とすると、ほぼバランス
がとれた実装になる。
【００３２】図５は、ＦＥＳ７５の構成図である。ＦＥ
Ｓ７５は、ユーザが作成したアプリケーションプログラ
ム１０〜１１と、問合せ処理やリソース管理などのデー
タベースシステム全体の管理を行う並列データベース管
理システム２０と、データの読み書きなどの計算機シス
テム全体の管理を受け持つオペレーティングシステム３
０とを具備している。上記並列データベース管理システ
ム２０は、システム制御部２１と、論理処理部２２と、
物理処理部２３と、処理対象となるデータを一時的に格
納するデータベース／ディクショナリ２４とを具備して
いる。また、上記並列データベース管理システム２０
は、ネットワーク９０および他のシステムと接続されて
いる。
Ｓ７５は、ユーザが作成したアプリケーションプログラ
ム１０〜１１と、問合せ処理やリソース管理などのデー
タベースシステム全体の管理を行う並列データベース管
理システム２０と、データの読み書きなどの計算機シス
テム全体の管理を受け持つオペレーティングシステム３
０とを具備している。上記並列データベース管理システ
ム２０は、システム制御部２１と、論理処理部２２と、
物理処理部２３と、処理対象となるデータを一時的に格
納するデータベース／ディクショナリ２４とを具備して
いる。また、上記並列データベース管理システム２０
は、ネットワーク９０および他のシステムと接続されて
いる。
【００３３】上記システム制御部２１は、入出力の管理
等を行う。また、データロード処理２１０と、動的負荷
制御処理２１１とを具備している。
等を行う。また、データロード処理２１０と、動的負荷
制御処理２１１とを具備している。
【００３４】上記論理処理部２２は、問合せの構文解析
や意味解析を行う問合せ解析２２０と、適切な処理手順
候補を生成する静的最適化処理２２１と、処理手順候補
に対応したコードの生成を行なうコード生成２２２とを
具備している。また、処理手順候補から最適なものを選
択する動的最適化処理２２３と、選択された処理手順候
補のコードの解釈実行を行うコード解釈実行２２４とを
具備している。
や意味解析を行う問合せ解析２２０と、適切な処理手順
候補を生成する静的最適化処理２２１と、処理手順候補
に対応したコードの生成を行なうコード生成２２２とを
具備している。また、処理手順候補から最適なものを選
択する動的最適化処理２２３と、選択された処理手順候
補のコードの解釈実行を行うコード解釈実行２２４とを
具備している。
【００３５】上記物理処理部２３は、アクセスしたデー
タの条件判定や編集やレコード追加などを実現するデー
タアクセス処理２３０と、データベースレコードの読み
書き等を制御するデータベース／ディクショナリバッフ
ァ制御２３１と、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２３３とを具備している。
タの条件判定や編集やレコード追加などを実現するデー
タアクセス処理２３０と、データベースレコードの読み
書き等を制御するデータベース／ディクショナリバッフ
ァ制御２３１と、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２３３とを具備している。
【００３６】図６は、ＢＥＳ７３の構成図である。ＢＥ
Ｓ７３は、データベースシステム全体の管理を行う並列
データベース管理システム２０と、計算機システム全体
の管理を受け持つオペレーティングシステム３０とを具
備して構成されている。なお、ＩＯＳノードの機能を持
つときは、ディスクを有し、そのディスクにデータベー
ス４０を格納し、管理する。上記並列データベース管理
システム２０は、システム制御部２１と、論理処理部２
２と、物理処理部２３と、処理対象となるデータを一時
的に格納するデータベースバッファ２４とを具備してい
る。また、上記並列データベース管理システム２０は、
ネットワーク９０および他のシステムと接続されてい
る。
Ｓ７３は、データベースシステム全体の管理を行う並列
データベース管理システム２０と、計算機システム全体
の管理を受け持つオペレーティングシステム３０とを具
備して構成されている。なお、ＩＯＳノードの機能を持
つときは、ディスクを有し、そのディスクにデータベー
ス４０を格納し、管理する。上記並列データベース管理
システム２０は、システム制御部２１と、論理処理部２
２と、物理処理部２３と、処理対象となるデータを一時
的に格納するデータベースバッファ２４とを具備してい
る。また、上記並列データベース管理システム２０は、
ネットワーク９０および他のシステムと接続されてい
る。
【００３７】上記システム制御部２１は、入出力の管理
等を行う。また、負荷配分を考慮したデータロードを行
うためのデータロード処理２１０を具備している。上記
論理処理部２２は、コードの解釈実行を行うコード解釈
実行２２４を具備している。上記物理処理部２３は、ア
クセスしたデータの条件判定や編集やレコード追加など
を実現するデータアクセス処理２３０と、データベース
レコードの読み書き等を制御するデータベースバッファ
制御２３１と、入出力対象となるデータの格納位置を管
理するマッピング処理２３２と、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２３３とを具備し
ている。
等を行う。また、負荷配分を考慮したデータロードを行
うためのデータロード処理２１０を具備している。上記
論理処理部２２は、コードの解釈実行を行うコード解釈
実行２２４を具備している。上記物理処理部２３は、ア
クセスしたデータの条件判定や編集やレコード追加など
を実現するデータアクセス処理２３０と、データベース
レコードの読み書き等を制御するデータベースバッファ
制御２３１と、入出力対象となるデータの格納位置を管
理するマッピング処理２３２と、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２３３とを具備し
ている。
【００３８】図７は、ＩＯＳ７０とディスク８０の構成
図である。ＩＯＳ７０は、データベースシステム全体の
管理を行う並列データベース管理システム２０と、計算
機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３０とを具備して構成されている。ディスク８０に
は、データベース４０が格納されている。
図である。ＩＯＳ７０は、データベースシステム全体の
管理を行う並列データベース管理システム２０と、計算
機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３０とを具備して構成されている。ディスク８０に
は、データベース４０が格納されている。
【００３９】上記並列データベース管理システム２０
は、システム制御部２１と、物理処理部２３と、処理対
象となるデータを一時的に格納する入出力バッファ２４
とを具備している。また、上記並列データベース管理シ
ステム２０は、ネットワーク９０および他のシステムと
接続されている。
は、システム制御部２１と、物理処理部２３と、処理対
象となるデータを一時的に格納する入出力バッファ２４
とを具備している。また、上記並列データベース管理シ
ステム２０は、ネットワーク９０および他のシステムと
接続されている。
【００４０】上記システム制御部２１は、入出力の管理
等を行う。また、負荷配分を考慮したデータロードを行
うためのデータロード処理２１０を具備している。上記
物理処理部２３は、アクセスしたデータの条件判定や編
集やレコード追加などを実現するデータアクセス処理２
３０と、データベースレコードの読み書き等を制御する
入出力バッファ制御２３１とを具備している。
等を行う。また、負荷配分を考慮したデータロードを行
うためのデータロード処理２１０を具備している。上記
物理処理部２３は、アクセスしたデータの条件判定や編
集やレコード追加などを実現するデータアクセス処理２
３０と、データベースレコードの読み書き等を制御する
入出力バッファ制御２３１とを具備している。
【００４１】図８は、ＤＳ７１およびディスク８１の構
成図である。ＤＳ７１は、データベースシステム全体の
管理を行う並列データベース管理システム２０と、計算
機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３０とを具備して構成されている。ディスク８１に
は、ディクショナリ５０が格納されている。
成図である。ＤＳ７１は、データベースシステム全体の
管理を行う並列データベース管理システム２０と、計算
機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３０とを具備して構成されている。ディスク８１に
は、ディクショナリ５０が格納されている。
【００４２】上記並列データベース管理システム２０
は、システム制御部２１と、論理処理部２２と、物理処
理部２３と、ディクショナリバッファ２４とを具備して
いる。また、上記並列データベース管理システム２０
は、ネットワーク９０および他のシステムと接続されて
いる。上記論理処理部２２は、コードの解釈実行を行う
コード解釈実行２２４を具備している。上記物理処理部
２３は、アクセスしたデータの条件判定や編集やレコー
ド追加などを実現するデータアクセス処理２３０と、デ
ィクショナリレコードの読み書き等を制御するディクシ
ョナリバッファ制御２３１と、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２３３とを具備して
いる。
は、システム制御部２１と、論理処理部２２と、物理処
理部２３と、ディクショナリバッファ２４とを具備して
いる。また、上記並列データベース管理システム２０
は、ネットワーク９０および他のシステムと接続されて
いる。上記論理処理部２２は、コードの解釈実行を行う
コード解釈実行２２４を具備している。上記物理処理部
２３は、アクセスしたデータの条件判定や編集やレコー
ド追加などを実現するデータアクセス処理２３０と、デ
ィクショナリレコードの読み書き等を制御するディクシ
ョナリバッファ制御２３１と、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２３３とを具備して
いる。
【００４３】図９は、ＪＳ７２とディスク８２の構成図
である。ＪＳ７２は、データベースシステム全体の管理
を行う並列データベース管理システム２０と、計算機シ
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
３０とを具備して構成されている。ディスク８２には、
ジャーナル６０が格納されている。
である。ＪＳ７２は、データベースシステム全体の管理
を行う並列データベース管理システム２０と、計算機シ
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
３０とを具備して構成されている。ディスク８２には、
ジャーナル６０が格納されている。
【００４４】上記並列データベース管理システム２０
は、システム制御部２１と、物理処理部２３と、ジャー
ナルバッファ２４とを具備している。また、上記並列デ
ータベース管理システム２０は、ネットワーク９０およ
び他のシステムと接続されている。上記物理処理部２３
は、アクセスしたデータの条件判定や編集やレコード追
加などを実現するデータアクセス処理２３０と、ジャー
ナルレコードの読み書き等を制御するジャーナルバッフ
ァ制御２３１とを具備している。
は、システム制御部２１と、物理処理部２３と、ジャー
ナルバッファ２４とを具備している。また、上記並列デ
ータベース管理システム２０は、ネットワーク９０およ
び他のシステムと接続されている。上記物理処理部２３
は、アクセスしたデータの条件判定や編集やレコード追
加などを実現するデータアクセス処理２３０と、ジャー
ナルレコードの読み書き等を制御するジャーナルバッフ
ァ制御２３１とを具備している。
【００４５】図１０は、ＦＥＳ７５におけるデータベー
ス管理システム２０の処理を示すフローチャートであ
る。システム制御部２１は、問合せ分析処理か否かチェ
ックする（２１２）。問合せ分析処理であれば、問合せ
分析処理４００を呼び出し、それを実行した後、終了す
る。問合せ分析処理でなければ、問合せ実行処理か否か
チェックする（２１３）。問合せ実行処理であれば、問
合せ実行処理４１０を呼び出し、それを実行した後、終
了する。問合せ実行処理でなければ、データロード処理
か否かチェックする（２１４）。データロード処理であ
れば、データロード処理２１０を呼び出し、それを実行
した後、終了する。データロード処理でなければ、動的
負荷制御処理か否かチェックする（２１４）。動的負荷
制御処理であれば、動的負荷制御処理２１０を呼び出
し、それを実行した後、終了する。動的負荷制御処理で
なければ、終了する。
ス管理システム２０の処理を示すフローチャートであ
る。システム制御部２１は、問合せ分析処理か否かチェ
ックする（２１２）。問合せ分析処理であれば、問合せ
分析処理４００を呼び出し、それを実行した後、終了す
る。問合せ分析処理でなければ、問合せ実行処理か否か
チェックする（２１３）。問合せ実行処理であれば、問
合せ実行処理４１０を呼び出し、それを実行した後、終
了する。問合せ実行処理でなければ、データロード処理
か否かチェックする（２１４）。データロード処理であ
れば、データロード処理２１０を呼び出し、それを実行
した後、終了する。データロード処理でなければ、動的
負荷制御処理か否かチェックする（２１４）。動的負荷
制御処理であれば、動的負荷制御処理２１０を呼び出
し、それを実行した後、終了する。動的負荷制御処理で
なければ、終了する。
【００４６】なお、ＢＥＳ７３におけるデータベース管
理システム２０の処理のフローチャートは、図１０から
ステップ２１２，２１５，４００，２１１を省いたもの
となる。また、ＩＯＳ７０におけるデータベース管理シ
ステム２０の処理のフローチャートは、図１０からステ
ップ２１２，２１３，２１５，４００，４１０，２１１
を省いたものとなる。
理システム２０の処理のフローチャートは、図１０から
ステップ２１２，２１５，４００，２１１を省いたもの
となる。また、ＩＯＳ７０におけるデータベース管理シ
ステム２０の処理のフローチャートは、図１０からステ
ップ２１２，２１３，２１５，４００，４１０，２１１
を省いたものとなる。
【００４７】図１１は、問合せ分析処理４００のフロー
チャートである。まず、問合せ解析２２０により、入力
された問合せ文の構文解析，意味解析を実行する。次
に、静的最適化処理２２１により、問合せで出現する条
件式から条件を満足するデータの割合を推定し、予め設
定している規則を基に、有効なアクセスパス候補（特に
インデクスを選出する）を作成し、処理手順の候補を作
成する。次に、コード生成２２２により、処理手順の候
補を実行形式のコードに展開する。そして、処理を終了
する。
チャートである。まず、問合せ解析２２０により、入力
された問合せ文の構文解析，意味解析を実行する。次
に、静的最適化処理２２１により、問合せで出現する条
件式から条件を満足するデータの割合を推定し、予め設
定している規則を基に、有効なアクセスパス候補（特に
インデクスを選出する）を作成し、処理手順の候補を作
成する。次に、コード生成２２２により、処理手順の候
補を実行形式のコードに展開する。そして、処理を終了
する。
【００４８】図１２は、問合せ解析２２０のフローチャ
ートである。ステップ２２００では、入力された問合せ
文の構文解析，意味解析を実行する。そして、処理を終
了する。
ートである。ステップ２２００では、入力された問合せ
文の構文解析，意味解析を実行する。そして、処理を終
了する。
【００４９】図１３は、静的最適化処理２２１のフロー
チャートである。まず、述語選択率推定２２１０によ
り、問い合せに出現する条件式の述語の選択率を推定す
る。次に、アクセスパス剪定２２１２により、インデク
ス等からなるアクセスパスを剪定する。次に、処理手順
候補生成２２１３により、アクセスパスを組み合わせた
処理手順候補を生成する。そして、処理を終了する。
チャートである。まず、述語選択率推定２２１０によ
り、問い合せに出現する条件式の述語の選択率を推定す
る。次に、アクセスパス剪定２２１２により、インデク
ス等からなるアクセスパスを剪定する。次に、処理手順
候補生成２２１３により、アクセスパスを組み合わせた
処理手順候補を生成する。そして、処理を終了する。
【００５０】図１４は、述語選択率推定２２１０のフロ
ーチャートである。ステップ２２１０１では、問合せ条
件式に変数が出現するか否かチェックする（２２１０
１）。変数が出現しなければステップ２２１０２に進
み、変数が出現すればステップ２２１０４に進む。ステ
ップ２２１０２では、当条件式にカラム値分布情報があ
るか否かチェックする。カラム値分布情報があればステ
ップ２２１０３に進み、カラム値分布情報がなければス
テップ２２１０５に進む。ステップ２２１０３では、カ
ラム値分布情報を用いて選択率を算出し、終了する。ス
テップ２２１０４では、当条件式にカラム値分布情報が
あるか否かチェックする。カラム値分布情報があれば終
了し、カラム値分布情報がなければ、ステップ２２１０
５に進む。ステップ２２１０５では、条件式の種別に応
じてディフォルト値を設定し（２２１０５）、終了す
る。
ーチャートである。ステップ２２１０１では、問合せ条
件式に変数が出現するか否かチェックする（２２１０
１）。変数が出現しなければステップ２２１０２に進
み、変数が出現すればステップ２２１０４に進む。ステ
ップ２２１０２では、当条件式にカラム値分布情報があ
るか否かチェックする。カラム値分布情報があればステ
ップ２２１０３に進み、カラム値分布情報がなければス
テップ２２１０５に進む。ステップ２２１０３では、カ
ラム値分布情報を用いて選択率を算出し、終了する。ス
テップ２２１０４では、当条件式にカラム値分布情報が
あるか否かチェックする。カラム値分布情報があれば終
了し、カラム値分布情報がなければ、ステップ２２１０
５に進む。ステップ２２１０５では、条件式の種別に応
じてディフォルト値を設定し（２２１０５）、終了す
る。
【００５１】図１５は、アクセスパス剪定２２１２のフ
ローチャートである。ステップ２２１２０では、問合せ
条件式で出現するカラムのインデクスをアクセスパス候
補として登録する。ステップ２２１２１では、問合せで
アクセス対象となる表が複数ノードに分割格納されてい
るかチェックする。分割格納されていなければステップ
２２１２２に進み、分割格納されていればステップ２２
１２３に進む。ステップ２２１２２では、シーケンシャ
ルスキャンをアクセスパス候補として登録する。ステッ
プ２２１２３では、パラレルスキャンをアクセスパス候
補として登録する。ステップ２２１２４では、各条件式
の選択率が既に設定済みか否かチェックする。設定済み
であればステップ２２１２５に進み、設定済みでなけれ
ばステップ２２１２６に進む。ステップ２２１２５で
は、各表に関して選択率が最小となる条件式のインデク
スをアクセスパスの最優先度とする。ステップ２２１２
６では、各条件式の選択率の最大値および最小値を取得
する。ステップ２２１２７では、プロセッサ性能，ＩＯ
性能等システム特性より各アクセスパスの選択基準を算
出する。ステップ２２１２８では、単一あるいは複数の
インデクスを組合せたアクセスパスでの選択率が上記選
択基準を下回るものだけアクセスパス候補として登録す
る。
ローチャートである。ステップ２２１２０では、問合せ
条件式で出現するカラムのインデクスをアクセスパス候
補として登録する。ステップ２２１２１では、問合せで
アクセス対象となる表が複数ノードに分割格納されてい
るかチェックする。分割格納されていなければステップ
２２１２２に進み、分割格納されていればステップ２２
１２３に進む。ステップ２２１２２では、シーケンシャ
ルスキャンをアクセスパス候補として登録する。ステッ
プ２２１２３では、パラレルスキャンをアクセスパス候
補として登録する。ステップ２２１２４では、各条件式
の選択率が既に設定済みか否かチェックする。設定済み
であればステップ２２１２５に進み、設定済みでなけれ
ばステップ２２１２６に進む。ステップ２２１２５で
は、各表に関して選択率が最小となる条件式のインデク
スをアクセスパスの最優先度とする。ステップ２２１２
６では、各条件式の選択率の最大値および最小値を取得
する。ステップ２２１２７では、プロセッサ性能，ＩＯ
性能等システム特性より各アクセスパスの選択基準を算
出する。ステップ２２１２８では、単一あるいは複数の
インデクスを組合せたアクセスパスでの選択率が上記選
択基準を下回るものだけアクセスパス候補として登録す
る。
【００５２】図１６は、処理手順候補生成２２１３のフ
ローチャートである。ステップ２２１３０では、問合せ
でアクセス対象となる表が複数ノードに分割格納されて
いるかチェックする。分割格納されていなければステッ
プ２２１３１へ進み、分割格納されていればステップ２
２１３５へ進む。ステップ２２１３１では、処理手順候
補にソート処理が含まれているか否かをチェックする。
含まれていなければステップ２２１３２へ進み、含まれ
ていればステップ２２１３５へ進む。ステップ２２１３
２では、問合せでアクセス対象となる表のアクセスパス
が唯一であるかチェックする。唯一であればステップ２
２１３３へ進み、唯一でなければステップ２２１３４へ
進む。ステップ２２１３３では、単一の処理手順を作成
し、終了する。ステップ２２１３４では、複数の処理手
順を作成し、終了する。
ローチャートである。ステップ２２１３０では、問合せ
でアクセス対象となる表が複数ノードに分割格納されて
いるかチェックする。分割格納されていなければステッ
プ２２１３１へ進み、分割格納されていればステップ２
２１３５へ進む。ステップ２２１３１では、処理手順候
補にソート処理が含まれているか否かをチェックする。
含まれていなければステップ２２１３２へ進み、含まれ
ていればステップ２２１３５へ進む。ステップ２２１３
２では、問合せでアクセス対象となる表のアクセスパス
が唯一であるかチェックする。唯一であればステップ２
２１３３へ進み、唯一でなければステップ２２１３４へ
進む。ステップ２２１３３では、単一の処理手順を作成
し、終了する。ステップ２２１３４では、複数の処理手
順を作成し、終了する。
【００５３】ステップ２２１３５では、結合可能な２ウ
ェイ結合へ問合せを分解する。ステップ２２１３６で
は、分割格納される表の格納ノード群に対応して、デー
タ読みだし／データ分配処理手順とスロットソート処理
手順を候補として登録する。ステップ２２１３７では、
結合処理ノード群に対応して、スロットソート処理手
順、Ｎウェイマージ処理手順および突き合わせ処理手順
を候補として登録する。なお、スロットソート処理と
は、ページ内の各ロウがページ先頭からのオフセットで
位置付けされるスロットで管理され、データが格納され
るページを対象とするページ内のソート処理を指し、ス
ロット順に読みだせば昇順にロウがアクセス可能とす
る。また、Ｎウェイマージ処理とは、Ｎウェイのバッフ
ァを用いて、各マージ段でＮ本のソート連を入力にして
トーナメント法で最終的に１本のソート連を作成する処
理をいう。ステップ２２１３８では、要求データ出力ノ
ードに要求データ出力処理手順を登録する。ステップ２
２１３９では、分解結果に対して評価がすべて終了した
かチェックする。評価がすべて終了していなければ前記
ステップ２２１３６に戻り、評価がすべて終了していれ
ば処理を終了する。
ェイ結合へ問合せを分解する。ステップ２２１３６で
は、分割格納される表の格納ノード群に対応して、デー
タ読みだし／データ分配処理手順とスロットソート処理
手順を候補として登録する。ステップ２２１３７では、
結合処理ノード群に対応して、スロットソート処理手
順、Ｎウェイマージ処理手順および突き合わせ処理手順
を候補として登録する。なお、スロットソート処理と
は、ページ内の各ロウがページ先頭からのオフセットで
位置付けされるスロットで管理され、データが格納され
るページを対象とするページ内のソート処理を指し、ス
ロット順に読みだせば昇順にロウがアクセス可能とす
る。また、Ｎウェイマージ処理とは、Ｎウェイのバッフ
ァを用いて、各マージ段でＮ本のソート連を入力にして
トーナメント法で最終的に１本のソート連を作成する処
理をいう。ステップ２２１３８では、要求データ出力ノ
ードに要求データ出力処理手順を登録する。ステップ２
２１３９では、分解結果に対して評価がすべて終了した
かチェックする。評価がすべて終了していなければ前記
ステップ２２１３６に戻り、評価がすべて終了していれ
ば処理を終了する。
【００５４】図１７は、コード生成２２２のフローチャ
ートである。ステップ２２２０では、処理手順候補が唯
一か否かをチェックする。唯一でなければステップ２２
２１へ進み、唯一であればステップ２２２３へ進む。ス
テップ２２２１では、カラム値分布情報等からなる最適
化情報を処理手順に埋込む。ステップ２２２２では、問
合せ実行時に代入された定数に基づいて処理手順を選択
するデータ構造を作成する。ステップ２２２３では、処
理手順を実行形式へ展開する。そして、処理を終了す
る。
ートである。ステップ２２２０では、処理手順候補が唯
一か否かをチェックする。唯一でなければステップ２２
２１へ進み、唯一であればステップ２２２３へ進む。ス
テップ２２２１では、カラム値分布情報等からなる最適
化情報を処理手順に埋込む。ステップ２２２２では、問
合せ実行時に代入された定数に基づいて処理手順を選択
するデータ構造を作成する。ステップ２２２３では、処
理手順を実行形式へ展開する。そして、処理を終了す
る。
【００５５】図１８は、問合せ実行処理４１０のフロー
チャートである。まず、動的実行時最適化２２３によ
り、代入された定数に基づき、各ノード群で実行する処
理手順を決定する。次に、コード解釈実行２２４によ
り、当処理手順を解釈し、実行する。そして、処理を終
了する。
チャートである。まず、動的実行時最適化２２３によ
り、代入された定数に基づき、各ノード群で実行する処
理手順を決定する。次に、コード解釈実行２２４によ
り、当処理手順を解釈し、実行する。そして、処理を終
了する。
【００５６】図１９は、動的最適化処理２２３のフロー
チャートである。ステップ２２３００では、動的負荷制
御処理を実行する（２２３００）。ステップ２２３０１
では、作成されている処理手順が単一か否かをチェック
する。単一であれば、処理を終了する。単一でなけれ
ば、ステップ２２３０２へ進む。ステップ２２３０２で
は、代入された定数を基に選択率を算出する。ステップ
２２３０３では、処理手順候補に並列な処理手順が含ま
れるか否かチェックする。含まれていればステップ２２
３０４に進み、含まれていなければステップ２２３０８
に進む。ステップ２２３０４では、ディクショナリから
最適化情報（結合カラムのカラム値分布情報，アクセス
対象となる表のロウ数，ページ数等）を入力する。ステ
ップ２２３０５では、データ取り出し／データ分配のた
めの処理時間を各システム特性を考慮し、算出する。ス
テップ２２３０６では、当処理時間から結合処理に割当
てるノード数ｐを決定する。ステップ２２３０７では、
データ分配情報を最適化情報を基に作成する。ステップ
２２３０８では、アクセスパスの選択基準に従って処理
手順を選択し、終了する。
チャートである。ステップ２２３００では、動的負荷制
御処理を実行する（２２３００）。ステップ２２３０１
では、作成されている処理手順が単一か否かをチェック
する。単一であれば、処理を終了する。単一でなけれ
ば、ステップ２２３０２へ進む。ステップ２２３０２で
は、代入された定数を基に選択率を算出する。ステップ
２２３０３では、処理手順候補に並列な処理手順が含ま
れるか否かチェックする。含まれていればステップ２２
３０４に進み、含まれていなければステップ２２３０８
に進む。ステップ２２３０４では、ディクショナリから
最適化情報（結合カラムのカラム値分布情報，アクセス
対象となる表のロウ数，ページ数等）を入力する。ステ
ップ２２３０５では、データ取り出し／データ分配のた
めの処理時間を各システム特性を考慮し、算出する。ス
テップ２２３０６では、当処理時間から結合処理に割当
てるノード数ｐを決定する。ステップ２２３０７では、
データ分配情報を最適化情報を基に作成する。ステップ
２２３０８では、アクセスパスの選択基準に従って処理
手順を選択し、終了する。
【００５７】図２０は、コード解釈実行２２４のフロー
チャートである。ステップ２２４００では、データ取り
出し／データ分配処理か否かチェックする。データ取り
出し／データ分配処理であればステップ２２４０１に進
み、データ取り出し／データ分配処理でなければステッ
プ２２４０５に進む。ステップ２２４０１では、データ
ベースをアクセスし条件式を評価する。ステップ２２４
０２では、データ分配情報を基に、各ノード毎のバッフ
ァへデータを設定する。ステップ２２４０３では、当該
ノードのバッファが満杯か否かチェックする。満杯であ
ればステップ２２４０４へ進み、満杯でなければステッ
プ２２４２０へ進む。ステップ２２４０４では、ページ
形式で対応するノードへデータを転送し、ステップ２２
４２０へ進む。
チャートである。ステップ２２４００では、データ取り
出し／データ分配処理か否かチェックする。データ取り
出し／データ分配処理であればステップ２２４０１に進
み、データ取り出し／データ分配処理でなければステッ
プ２２４０５に進む。ステップ２２４０１では、データ
ベースをアクセスし条件式を評価する。ステップ２２４
０２では、データ分配情報を基に、各ノード毎のバッフ
ァへデータを設定する。ステップ２２４０３では、当該
ノードのバッファが満杯か否かチェックする。満杯であ
ればステップ２２４０４へ進み、満杯でなければステッ
プ２２４２０へ進む。ステップ２２４０４では、ページ
形式で対応するノードへデータを転送し、ステップ２２
４２０へ進む。
【００５８】ステップ２２４０５では、スロットソート
処理か否かチェックする。スロットソート処理であれば
ステップ２２４０６へ進み、スロットソート処理でなけ
ればステップ２２４０９へ進む。ステップ２２４０６で
は、他ノードからのページ形式データの受け取りを行
う。ステップ２２４０７では、スロットソート処理を実
行する。ステップ２２４０８では、スロットソート処理
結果を一時的に保存し、ステップ２２４２０へ進む。
処理か否かチェックする。スロットソート処理であれば
ステップ２２４０６へ進み、スロットソート処理でなけ
ればステップ２２４０９へ進む。ステップ２２４０６で
は、他ノードからのページ形式データの受け取りを行
う。ステップ２２４０７では、スロットソート処理を実
行する。ステップ２２４０８では、スロットソート処理
結果を一時的に保存し、ステップ２２４２０へ進む。
【００５９】ステップ２２４０９では、Ｎウェイマージ
処理か否かチェックする。Ｎウェイマージ処理であれば
ステップ２２４１０へ進み、Ｎウェイマージ処理でなけ
ればステップ２２４１２へ進む。ステップ２２４１０で
は、Ｎウェイマージ処理を実行する。ステップ２２４１
１では、Ｎウェイマージ処理結果を一時的に保存し、ス
テップ２２４２０へ進む。
処理か否かチェックする。Ｎウェイマージ処理であれば
ステップ２２４１０へ進み、Ｎウェイマージ処理でなけ
ればステップ２２４１２へ進む。ステップ２２４１０で
は、Ｎウェイマージ処理を実行する。ステップ２２４１
１では、Ｎウェイマージ処理結果を一時的に保存し、ス
テップ２２４２０へ進む。
【００６０】ステップ２２４１２では、突き合わせ処理
か否かチェックする。突き合わせ処理であればステップ
２２４１３へ進み、突き合わせ処理でなければステップ
２２４１６へ進む。ステップ２２４１３では、両ソート
リストを突き合わせ、出力用バッファへデータを設定す
る。ステップ２２４１４では、出力用バッファが満杯か
否かチェックする。満杯であれば、ステップ２２４１５
へ進む。満杯でなければ、ステップ２２４２０へ進む。
ステップ２２４１５では、ページ形式で要求データ出力
ノードへデータを転送し、ステップ２２４２０へ進む。
か否かチェックする。突き合わせ処理であればステップ
２２４１３へ進み、突き合わせ処理でなければステップ
２２４１６へ進む。ステップ２２４１３では、両ソート
リストを突き合わせ、出力用バッファへデータを設定す
る。ステップ２２４１４では、出力用バッファが満杯か
否かチェックする。満杯であれば、ステップ２２４１５
へ進む。満杯でなければ、ステップ２２４２０へ進む。
ステップ２２４１５では、ページ形式で要求データ出力
ノードへデータを転送し、ステップ２２４２０へ進む。
【００６１】ステップ２２４１６では、要求データ出力
処理か否かチェックする。要求データ出力処理であれば
ステップ２２４１７へ進み、要求データ出力処理でなけ
ればステップ２２４２０へ進む。ステップ２２４１７で
は、他ノードからページ形式データの転送があるか否か
チェックする。転送があればステップ２２４１８へ進
み、転送がなければステップ２２４１９へ進む。ステッ
プ２２４１８では、他ノードからページ形式データを受
け取る。ステップ２２４１９では、アプリケーションプ
ログラムへ問合せ処理結果を出力する。
処理か否かチェックする。要求データ出力処理であれば
ステップ２２４１７へ進み、要求データ出力処理でなけ
ればステップ２２４２０へ進む。ステップ２２４１７で
は、他ノードからページ形式データの転送があるか否か
チェックする。転送があればステップ２２４１８へ進
み、転送がなければステップ２２４１９へ進む。ステッ
プ２２４１８では、他ノードからページ形式データを受
け取る。ステップ２２４１９では、アプリケーションプ
ログラムへ問合せ処理結果を出力する。
【００６２】ステップ２２４２０では、ＢＥＳで実行中
か否かチェックする。ＢＥＳで実行中ならステップ２２
４２１へ進み、ＢＥＳで実行中でないなら終了する。ス
テップ２２４２１では、アクセスページ数，ヒットロウ
数，通信回数等の処理負荷を推定するための情報をＦＥ
Ｓへ通知し、終了する。
か否かチェックする。ＢＥＳで実行中ならステップ２２
４２１へ進み、ＢＥＳで実行中でないなら終了する。ス
テップ２２４２１では、アクセスページ数，ヒットロウ
数，通信回数等の処理負荷を推定するための情報をＦＥ
Ｓへ通知し、終了する。
【００６３】図２１は、データロード処理２１０のフロ
ーチャートである。各ステップを説明する前に概念を説
明する。データロード方法には、表全体のスキャンに必
要な時間を一定時間内に抑える目標応答時間重視データ
配置と、ｍページアクセスに最適化した期待並列度重視
データ配置と、ボリューム分割を完全にユーザが指定し
たユーザ制御によるユーザ指定データ配置とがある。目
標応答時間重視データ配置では、まず、表全体のロウを
格納するのに必要なページ数を求める。次に、並列アク
セス可能な各分割のディスクに格納するページ数の上限
を決める。アクセスには、必要となれば一括入力（例え
ば、１０ページ）を前提にする。ディスク台数，ＩＯＳ
台数，ＢＥＳ台数の組み合わせに応じて負荷配分を決め
る。キーレンジ分割がある場合、上限ページ数でキーレ
ンジ分割区間を再分割し、各分割のディスクへ各々格納
する。このキーレンジ分割については、図２３を参照し
て後で詳述する。
ーチャートである。各ステップを説明する前に概念を説
明する。データロード方法には、表全体のスキャンに必
要な時間を一定時間内に抑える目標応答時間重視データ
配置と、ｍページアクセスに最適化した期待並列度重視
データ配置と、ボリューム分割を完全にユーザが指定し
たユーザ制御によるユーザ指定データ配置とがある。目
標応答時間重視データ配置では、まず、表全体のロウを
格納するのに必要なページ数を求める。次に、並列アク
セス可能な各分割のディスクに格納するページ数の上限
を決める。アクセスには、必要となれば一括入力（例え
ば、１０ページ）を前提にする。ディスク台数，ＩＯＳ
台数，ＢＥＳ台数の組み合わせに応じて負荷配分を決め
る。キーレンジ分割がある場合、上限ページ数でキーレ
ンジ分割区間を再分割し、各分割のディスクへ各々格納
する。このキーレンジ分割については、図２３を参照し
て後で詳述する。
【００６４】期待並列度重視データ配置では、ｍのサイ
ズに依存するが、かなり大であることな望ましい。キー
レンジ分割がある場合、ｍのサイズと期待並列度ｐから
各キーレンジ分割単位のサブキーレンジ格納ページ数ｓ
（＝ｍ／ｐ）を決定し、ｓページ単位で各分割のディス
クへ各々格納する。期待並列度ｐの算出方法は、応答時
間をノード毎のオーバヘッドで割った比の平方根で算出
する。この比が、１０で期待並列度３、１００で期待並
列度１０、１０００で期待並列度３２、１００００で期
待並列度１００となる。算出された期待並列度ｐが、既
分割数を上回る場合、既分割数を採用する（既分割数で
処理できる最大ディスク数が決まるため）。逆の場合
は、既分割数を上限に期待並列度ｐを分割数として採用
する。具体的に、１００ページアクセスに最適化したデ
ータ配置を試算する。前提として、一括入力は１０ペー
ジとする。１回のＩ／Ｏ時間（１０ページアクセス）に
３００ｍ秒、１回のＩ／Ｏオーバヘッドに５．６ｍ秒
（１０ＭＩＰＳ性能で５６ｋｓが必要）であるので、期
待並列度ｐが約７（＝√｛３００／５．６｝）となる。
従って、ｓ＝１４（＝１００／７）ページ毎にサブキー
レンジ分割を行う。
ズに依存するが、かなり大であることな望ましい。キー
レンジ分割がある場合、ｍのサイズと期待並列度ｐから
各キーレンジ分割単位のサブキーレンジ格納ページ数ｓ
（＝ｍ／ｐ）を決定し、ｓページ単位で各分割のディス
クへ各々格納する。期待並列度ｐの算出方法は、応答時
間をノード毎のオーバヘッドで割った比の平方根で算出
する。この比が、１０で期待並列度３、１００で期待並
列度１０、１０００で期待並列度３２、１００００で期
待並列度１００となる。算出された期待並列度ｐが、既
分割数を上回る場合、既分割数を採用する（既分割数で
処理できる最大ディスク数が決まるため）。逆の場合
は、既分割数を上限に期待並列度ｐを分割数として採用
する。具体的に、１００ページアクセスに最適化したデ
ータ配置を試算する。前提として、一括入力は１０ペー
ジとする。１回のＩ／Ｏ時間（１０ページアクセス）に
３００ｍ秒、１回のＩ／Ｏオーバヘッドに５．６ｍ秒
（１０ＭＩＰＳ性能で５６ｋｓが必要）であるので、期
待並列度ｐが約７（＝√｛３００／５．６｝）となる。
従って、ｓ＝１４（＝１００／７）ページ毎にサブキー
レンジ分割を行う。
【００６５】ユーザ指定データ配置は、従来のデータベ
ース管理システムと同様のデータ配置であり、設定パラ
メタ通りに管理する。
ース管理システムと同様のデータ配置であり、設定パラ
メタ通りに管理する。
【００６６】さて、ステップ２１０００では、目標応答
時間重視データ配置か否かをチェックする。目標応答時
間重視データ配置でなければステップ２１００１に進
み、目標応答時間重視データ配置であればステップ２１
００３に進む。ステップ２１００１では、期待並列度重
視データ配置か否かチェックする。期待並列度重視デー
タ配置でなければステップ２１００２に進み、期待並列
度重視データ配置であればステップ２１０１０に進む。
ステップ２１００２では、ユーザ指定があるか否かをチ
ェックする。ユーザ指定があればステップ２１０１６に
進み、ユーザ指定がなければ終了する。
時間重視データ配置か否かをチェックする。目標応答時
間重視データ配置でなければステップ２１００１に進
み、目標応答時間重視データ配置であればステップ２１
００３に進む。ステップ２１００１では、期待並列度重
視データ配置か否かチェックする。期待並列度重視デー
タ配置でなければステップ２１００２に進み、期待並列
度重視データ配置であればステップ２１０１０に進む。
ステップ２１００２では、ユーザ指定があるか否かをチ
ェックする。ユーザ指定があればステップ２１０１６に
進み、ユーザ指定がなければ終了する。
【００６７】ステップ２１００３では、表全体のロウを
格納するのに必要なページ数を求める。ステップ２１０
０４では、表のスキャンに必要な時間を一定とする並列
アクセス可能なディスクに格納するページ数の上限を決
める。ステップ２１００５では、上記要件を満たすＢＥ
Ｓ，ＩＯＳ，ディスク群を決定する。ステップ２１００
６では、キーレンジ分割があるか否かチェックする。キ
ーレンジ分割があるならステップ２１００７へ進み、キ
ーレンジ分割がないならステップ２１００９へ進む。ス
テップ２１００７では、ある上限ページ数でキーレンジ
分割区間を再分割しする。ステップ２１００８では、キ
ーレンジ分割区間に対応してデータ挿入を行い、終了す
る。ステップ２１００９では、上限ページ数で区切って
データ挿入を行い、終了する。
格納するのに必要なページ数を求める。ステップ２１０
０４では、表のスキャンに必要な時間を一定とする並列
アクセス可能なディスクに格納するページ数の上限を決
める。ステップ２１００５では、上記要件を満たすＢＥ
Ｓ，ＩＯＳ，ディスク群を決定する。ステップ２１００
６では、キーレンジ分割があるか否かチェックする。キ
ーレンジ分割があるならステップ２１００７へ進み、キ
ーレンジ分割がないならステップ２１００９へ進む。ス
テップ２１００７では、ある上限ページ数でキーレンジ
分割区間を再分割しする。ステップ２１００８では、キ
ーレンジ分割区間に対応してデータ挿入を行い、終了す
る。ステップ２１００９では、上限ページ数で区切って
データ挿入を行い、終了する。
【００６８】ステップ２１０１０では、推定ワークロー
ドにより最適ページアクセス数ｍを算出する。ステップ
２１０１１では、期待並列度ｐを算出し、その期待並列
度ｐに応じて、ＢＥＳ，ＩＯＳ，ディスク群を決定す
る。ステップ２１０１２では、キーレンジ分割があるか
否かチェックする。キーレンジ分割があるならステップ
２１０１３へ進み、キーレンジ分割がないならステップ
２１０１５へ進む。ステップ２１０１３では、サブキー
レンジ単位の格納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）を算出する。
ステップ２１０１４では、ｓページ単位でサブキーレン
ジ分割し、各ディスクへデータ挿入を行い、終了する。
ドにより最適ページアクセス数ｍを算出する。ステップ
２１０１１では、期待並列度ｐを算出し、その期待並列
度ｐに応じて、ＢＥＳ，ＩＯＳ，ディスク群を決定す
る。ステップ２１０１２では、キーレンジ分割があるか
否かチェックする。キーレンジ分割があるならステップ
２１０１３へ進み、キーレンジ分割がないならステップ
２１０１５へ進む。ステップ２１０１３では、サブキー
レンジ単位の格納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）を算出する。
ステップ２１０１４では、ｓページ単位でサブキーレン
ジ分割し、各ディスクへデータ挿入を行い、終了する。
【００６９】ステップ２１０１５では、ｓページ数で区
切ってデータ挿入を行い、終了する。
切ってデータ挿入を行い、終了する。
【００７０】ステップ２１０１６では、ユーザ指定のＩ
ＯＳの管理するディスクへデータ挿入を行い、終了す
る。
ＯＳの管理するディスクへデータ挿入を行い、終了す
る。
【００７１】図２２は、動的負荷制御処理２１１のフロ
ーチャートである。ステップ２１１００では、負荷アン
バランス（アクセス集中化／離散化）の有無を検出す
る。すなわち、ノード毎単位時間当たりに実行されたＤ
Ｂ処理負荷（処理ステップ数（ＤＢ処理分，Ｉ／Ｏ処理
分，通信処理分）、プロセッサ性能（処理時間に換算す
る）、Ｉ／Ｏ回数（入出力時間に換算する））の分布か
らネックとなる資源（プロセッサ（ＢＥＳ，ＩＯＳ）、
ディスク）を検出し、ＤＢ処理をＳＱＬ文に展開し、各
資源へのアクセス状況を表単位に分類する。負荷アンバ
ランスが検出されたらステップ２１１０１へ進み、負荷
アンバランスが検出されなかったら処理を終了する。ス
テップ２１１０１では、アクセス分布情報から、ＢＥＳ
を追加あるいは削除するか、ＩＯＳ，ディスク対を追加
あるいは削除するかを判断する。追加または削除が必要
ならステップ２１１０２に進み、必要ないなら終了す
る。ステップ２１１０２では、追加か否かをチェックす
る。追加ならステップ２１１０３へ進み、追加でないな
らステップ２１１２へ進む。
ーチャートである。ステップ２１１００では、負荷アン
バランス（アクセス集中化／離散化）の有無を検出す
る。すなわち、ノード毎単位時間当たりに実行されたＤ
Ｂ処理負荷（処理ステップ数（ＤＢ処理分，Ｉ／Ｏ処理
分，通信処理分）、プロセッサ性能（処理時間に換算す
る）、Ｉ／Ｏ回数（入出力時間に換算する））の分布か
らネックとなる資源（プロセッサ（ＢＥＳ，ＩＯＳ）、
ディスク）を検出し、ＤＢ処理をＳＱＬ文に展開し、各
資源へのアクセス状況を表単位に分類する。負荷アンバ
ランスが検出されたらステップ２１１０１へ進み、負荷
アンバランスが検出されなかったら処理を終了する。ス
テップ２１１０１では、アクセス分布情報から、ＢＥＳ
を追加あるいは削除するか、ＩＯＳ，ディスク対を追加
あるいは削除するかを判断する。追加または削除が必要
ならステップ２１１０２に進み、必要ないなら終了す
る。ステップ２１１０２では、追加か否かをチェックす
る。追加ならステップ２１１０３へ進み、追加でないな
らステップ２１１２へ進む。
【００７２】ステップ２１１０３では、オンライン中か
チェックする。オンライン中なら、ステップ２１１０４
へ進む。オンライン中でないなら、ステップ２１１０５
へ進む。ステップ２１１０４では、対象となるＢＥＳ群
で管理される表のキーレンジ範囲を閉塞する。ステップ
２１１０５では、新たにＢＥＳを割り当る。ステップ２
１１０６では、ロック情報およびディレクトリ情報の引
き継ぎを行う。ステップ２１１０７では、ノード振り分
け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えをＤＳ７
１に指示する。ステップ２１１０８では、ＩＯＳが存在
するか否かをチェックする。存在しなければステップ２
１１０９へ進み、存在すればステップ２１１１０へ進
む。なお、このステップは、ＩＯＳが存在するシステム
構成とＩＯＳが存在しないシステム構成の両方に同じソ
フトウエアで対応するために挿入されている。ステップ
２１１０９では、対象となるＢＥＳ群から新たなＢＥＳ
群へデータを移動する。ステップ２１１１０では、オン
ライン中かチェックする。オンライン中なら、ステップ
２１１１１へ進む。オンライン中でないなら、処理を終
了する。ステップ２１１１１では、対象となるＢＥＳ群
で管理される表のキーレンジ範囲の閉塞を解除し、終了
する。
チェックする。オンライン中なら、ステップ２１１０４
へ進む。オンライン中でないなら、ステップ２１１０５
へ進む。ステップ２１１０４では、対象となるＢＥＳ群
で管理される表のキーレンジ範囲を閉塞する。ステップ
２１１０５では、新たにＢＥＳを割り当る。ステップ２
１１０６では、ロック情報およびディレクトリ情報の引
き継ぎを行う。ステップ２１１０７では、ノード振り分
け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えをＤＳ７
１に指示する。ステップ２１１０８では、ＩＯＳが存在
するか否かをチェックする。存在しなければステップ２
１１０９へ進み、存在すればステップ２１１１０へ進
む。なお、このステップは、ＩＯＳが存在するシステム
構成とＩＯＳが存在しないシステム構成の両方に同じソ
フトウエアで対応するために挿入されている。ステップ
２１１０９では、対象となるＢＥＳ群から新たなＢＥＳ
群へデータを移動する。ステップ２１１１０では、オン
ライン中かチェックする。オンライン中なら、ステップ
２１１１１へ進む。オンライン中でないなら、処理を終
了する。ステップ２１１１１では、対象となるＢＥＳ群
で管理される表のキーレンジ範囲の閉塞を解除し、終了
する。
【００７３】ステップ２１１１２では、オンライン中か
チェックする。オンライン中なら、ステップ２１１１３
へ進む。オンライン中でないなら、ステップ２１１１４
へ進む。ステップ２１１１３では、対象となるＢＥＳ群
で管理される表のキーレンジ範囲を閉塞する。ステップ
２１１１４では、縮退するＢＥＳを決定する。ステップ
２１１１５では、ロック情報およびディレクトリ情報の
引き継ぎを行う。ステップ２１１１６では、ノード振り
分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えをＤＳ
７１に指示する。ステップ２１１１７では、ＩＯＳが存
在するか否かをチェックする。存在しなければステップ
２１１１８へ進み、存在すればステップ２１１１９へ進
む。ステップ２１１１８では、縮退するＢＥＳ群からデ
ータを追い出す。ステップ２１１１９では、オンライン
中かチェックする。オンライン中なら、ステップ２１１
２０へ進む。オンライン中でないなら、処理を終了す
る。ステップ２１１２０では、対象となるＢＥＳ群で管
理される表のキーレンジ範囲の閉塞を解除し、終了す
る。
チェックする。オンライン中なら、ステップ２１１１３
へ進む。オンライン中でないなら、ステップ２１１１４
へ進む。ステップ２１１１３では、対象となるＢＥＳ群
で管理される表のキーレンジ範囲を閉塞する。ステップ
２１１１４では、縮退するＢＥＳを決定する。ステップ
２１１１５では、ロック情報およびディレクトリ情報の
引き継ぎを行う。ステップ２１１１６では、ノード振り
分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えをＤＳ
７１に指示する。ステップ２１１１７では、ＩＯＳが存
在するか否かをチェックする。存在しなければステップ
２１１１８へ進み、存在すればステップ２１１１９へ進
む。ステップ２１１１８では、縮退するＢＥＳ群からデ
ータを追い出す。ステップ２１１１９では、オンライン
中かチェックする。オンライン中なら、ステップ２１１
２０へ進む。オンライン中でないなら、処理を終了す
る。ステップ２１１２０では、対象となるＢＥＳ群で管
理される表のキーレンジ範囲の閉塞を解除し、終了す
る。
【００７４】図２３は、キーレンジ分割を用いたデータ
ロード処理の概念図である。既分割数は“４”とする。
また、データベースのカラム値ｖ１〜ｖ６は、図１１の
ような出現頻度を取るものとする。初期データロード
時、必要なＢＥＳは、７３１の１台でよい。格納するべ
きページ数を各分割８１０〜８４０のディスクにそれぞ
れページ数の上限まで対応付けると、カラム値ｖ１〜ｖ
２は分割８１０のディスクに格納され、カラム値ｖ２〜
ｖ３は分割８２０および８３０のディスクに格納され、
カラム値ｖ３〜ｖ５は分割８４０のディスクに格納さ
れ、カラム値ｖ５〜ｖ６は他のディスク群に格納され
る。初期データロード時には、各ディスクに格納された
ページの管理を行うために、ディスク毎のディレクトリ
情報を作成する。データベースアクセス時には、負荷に
応じてＢＥＳ７３２〜７３４を用いる場合、各ＢＥＳに
対応するディスク毎のディレクトリ情報を利用し、デー
タベースをアクセスする。
ロード処理の概念図である。既分割数は“４”とする。
また、データベースのカラム値ｖ１〜ｖ６は、図１１の
ような出現頻度を取るものとする。初期データロード
時、必要なＢＥＳは、７３１の１台でよい。格納するべ
きページ数を各分割８１０〜８４０のディスクにそれぞ
れページ数の上限まで対応付けると、カラム値ｖ１〜ｖ
２は分割８１０のディスクに格納され、カラム値ｖ２〜
ｖ３は分割８２０および８３０のディスクに格納され、
カラム値ｖ３〜ｖ５は分割８４０のディスクに格納さ
れ、カラム値ｖ５〜ｖ６は他のディスク群に格納され
る。初期データロード時には、各ディスクに格納された
ページの管理を行うために、ディスク毎のディレクトリ
情報を作成する。データベースアクセス時には、負荷に
応じてＢＥＳ７３２〜７３４を用いる場合、各ＢＥＳに
対応するディスク毎のディレクトリ情報を利用し、デー
タベースをアクセスする。
【００７５】上記各処理の実装に当たって、次の実施例
と組合せてもよい。ロウのノード間移動を容易にするた
めに、ロウ識別子にＢＥＳ等の位置情報を含めない。Ｂ
ＥＳでは、表の分割位置を特定するためのディレクトリ
情報とロウ識別子とを組み合わせて、ロウの物理位置を
特定する。ロウ移動に関しては、ディレクトリ情報の書
き換えで対応する。再編成あるいはロウ移動に対応した
構造にしておき、ＢＥＳが動的に追加されても、ディレ
クトリ情報およびロック情報の引き継ぎで処理の分割を
可能とする。また、データベースをレプリカ管理する場
合、２倍の格納領域が必要となる。１次コピーとバック
アップコピーが同一ＩＯＳ、ＢＥＳで管理されるか否か
にかかわらず、ディスクへのアクセス負荷はほぼ２倍と
なるため、既分割数で管理する各分割毎ボリューム数を
１／２とすればよい。さらに、ディスク、ＩＯＳ、ＢＥ
Ｓ等の障害時、オンライン処理から切り離し、復旧後オ
ンラインと接続する。各ノードに応じて閉塞管理方式が
異なる。ディスク障害時、このディスクに格納されるキ
ーレンジ範囲を閉塞する。バックアップコピーが存在す
れば（同一ＩＯＳ（ミラーディスク）、別ＩＯＳ（デー
タレプリカ）の管理下でバックアップコピーを取得する
必要あり）、処理を振り分ける。ＩＯＳ障害時、このＩ
ＯＳに格納されるキーレンジ範囲を閉塞する。バックア
ップコピーが存在すれば（別ＩＯＳ（データレプリカ）
の管理下でバックアップコピーを取得する必要あり）、
処理を振り分ける。ＢＥＳ障害時、このＢＥＳで管理さ
れるキーレンジ範囲を閉塞する。ＩＯＳが存在すれば、
新たにＢＥＳを割り当て、ロック情報引き継ぎ、ノード
振り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換え
後、処理を続行する。
と組合せてもよい。ロウのノード間移動を容易にするた
めに、ロウ識別子にＢＥＳ等の位置情報を含めない。Ｂ
ＥＳでは、表の分割位置を特定するためのディレクトリ
情報とロウ識別子とを組み合わせて、ロウの物理位置を
特定する。ロウ移動に関しては、ディレクトリ情報の書
き換えで対応する。再編成あるいはロウ移動に対応した
構造にしておき、ＢＥＳが動的に追加されても、ディレ
クトリ情報およびロック情報の引き継ぎで処理の分割を
可能とする。また、データベースをレプリカ管理する場
合、２倍の格納領域が必要となる。１次コピーとバック
アップコピーが同一ＩＯＳ、ＢＥＳで管理されるか否か
にかかわらず、ディスクへのアクセス負荷はほぼ２倍と
なるため、既分割数で管理する各分割毎ボリューム数を
１／２とすればよい。さらに、ディスク、ＩＯＳ、ＢＥ
Ｓ等の障害時、オンライン処理から切り離し、復旧後オ
ンラインと接続する。各ノードに応じて閉塞管理方式が
異なる。ディスク障害時、このディスクに格納されるキ
ーレンジ範囲を閉塞する。バックアップコピーが存在す
れば（同一ＩＯＳ（ミラーディスク）、別ＩＯＳ（デー
タレプリカ）の管理下でバックアップコピーを取得する
必要あり）、処理を振り分ける。ＩＯＳ障害時、このＩ
ＯＳに格納されるキーレンジ範囲を閉塞する。バックア
ップコピーが存在すれば（別ＩＯＳ（データレプリカ）
の管理下でバックアップコピーを取得する必要あり）、
処理を振り分ける。ＢＥＳ障害時、このＢＥＳで管理さ
れるキーレンジ範囲を閉塞する。ＩＯＳが存在すれば、
新たにＢＥＳを割り当て、ロック情報引き継ぎ、ノード
振り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換え
後、処理を続行する。
【００７６】本発明は、統計情報を用いた規則とコスト
評価との併用に限らず、適当なデータベース参照特性情
報を与える処理手順が得られるものであれば、例えばコ
スト評価のみ、規則利用のみ、コスト評価と規則利用の
併用等の最適化処理を行うデータベース管理システムに
も適用できる。
評価との併用に限らず、適当なデータベース参照特性情
報を与える処理手順が得られるものであれば、例えばコ
スト評価のみ、規則利用のみ、コスト評価と規則利用の
併用等の最適化処理を行うデータベース管理システムに
も適用できる。
【００７７】本発明は、密結合／疎結合マルチプロセッ
サシステム大型計算機のソフトウェ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
が用意された密結合／疎結合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。また、単一プロセッ
サシステムでも、各処理手順のために並列なプロセスを
割当てていれば、適用可能である。また、複数プロセッ
サが各々複数のディスクを互いに共用する構成にも適用
可能である。
サシステム大型計算機のソフトウェ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
が用意された密結合／疎結合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。また、単一プロセッ
サシステムでも、各処理手順のために並列なプロセスを
割当てていれば、適用可能である。また、複数プロセッ
サが各々複数のディスクを互いに共用する構成にも適用
可能である。
【００７８】
【発明の効果】本発明のデータベース分割管理方法によ
れば、システム構成が負荷に適合したものとなり、期待
する並列度が得られると共に、高速な問い合せを実現で
きるようになる。本発明の並列データベースシステムに
よれば、負荷変動があってもシステム構成を常に負荷に
適合したものに変更するスケーラブルな並列データベー
スシステムが得られる。
れば、システム構成が負荷に適合したものとなり、期待
する並列度が得られると共に、高速な問い合せを実現で
きるようになる。本発明の並列データベースシステムに
よれば、負荷変動があってもシステム構成を常に負荷に
適合したものに変更するスケーラブルな並列データベー
スシステムが得られる。
【図１】本発明の一実施例の並列データベースシステム
を示す構成図である。
を示す構成図である。
【図２】本発明のデータベース分割管理方法を示す概念
図である。
図である。
【図３】本発明のデータベース分割管理方法による最適
ノード配分（ＩＯＳがある場合）の概念図である。
ノード配分（ＩＯＳがある場合）の概念図である。
【図４】本発明のデータベース分割管理方法による最適
ノード配分（ＩＯＳがない場合）の概念図である。
ノード配分（ＩＯＳがない場合）の概念図である。
【図５】ＦＥＳの構成図である。
【図６】ＢＥＳの構成図である。
【図７】ＩＯＳの構成図である。
【図８】ＤＳの構成図である。
【図９】ＪＳの構成図である。
【図１０】システム制御部の処理のフローチャートであ
る。
る。
【図１１】問合せ分析処理のフローチャートである。
【図１２】問合せ解析の処理のフローチャートである。
【図１３】静的最適化処理のフローチャートである。
【図１４】述語選択率推定の処理のフローチャートであ
る。
る。
【図１５】アクセスパス剪定の処理のフローチャートで
ある。
ある。
【図１６】処理手順候補生成の処理のフローチャートで
ある。
ある。
【図１７】コード生成の処理のフローチャートである。
【図１８】問合せ実行処理のフローチャートである。
【図１９】動的最適化の処理のフローチャートである。
【図２０】コード解釈実行の処理のフローチャートであ
る。
る。
【図２１】データロード処理のフローチャートである。
【図２２】動的負荷制御処理のフローチャートである。
【図２３】動的負荷制御の概念図である。
１…並列データベースシステム １０、１１…アプリケーションプログラム、 ２０…データベース管理システム ２１…システム制御部、２１０…データロード処理、
２１０…動的負荷制御処理 ２２…論理処理部、２２０…問合せ解析、２２１…静的
最適化処理、２２２…コード生成、２２３…動的最適化
処理、２２４…コード解釈実行 ３０…オペレーティングシステム、 ４０…データベー
ス ７０…ＩＯＳ、 ７１…ＪＳ ７２…ＤＳ ７３…ＢＥＳ ７５…ＦＥＳ、 ８０、８１、８２…ディスク ９０…相互結合ネットワーク
２１０…動的負荷制御処理 ２２…論理処理部、２２０…問合せ解析、２２１…静的
最適化処理、２２２…コード生成、２２３…動的最適化
処理、２２４…コード解釈実行 ３０…オペレーティングシステム、 ４０…データベー
ス ７０…ＩＯＳ、 ７１…ＪＳ ７２…ＤＳ ７３…ＢＥＳ ７５…ＦＥＳ、 ８０、８１、８２…ディスク ９０…相互結合ネットワーク
Claims (14)
- 【請求項１】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能を持つＢＥＳノードと、ディ
スクを備え且つそのディスクにデータベースを格納し管
理する機能を持つＩＯＳノードとをネットワークで接続
してなる並列データベースシステムにおいて、 データベース処理の負荷パターンに応じて、ＦＥＳノー
ドに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てる
プロセッサ数と、ＩＯＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＩＯＳノードのディスク数と、ディスクの分割数と
を決定することを特徴とするデータベース分割管理方
法。 - 【請求項２】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能およびディスクを備え且つそ
のディスクにデータベースを格納し管理する機能を持つ
ＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並列デー
タベースシステムにおいて、 データベース処理の負荷パターンに応じて、ＦＥＳノー
ドに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードに割当てる
プロセッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数と、ディス
クの分割数とを決定することを特徴とするデータベース
分割管理方法。 - 【請求項３】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能を持つＢＥＳノードと、ディ
スクを備え且つそのディスクにデータベースを格納し管
理する機能を持つＩＯＳノードとをネットワークで接続
してなる並列データベースシステムにおいて、 データベースのスキャンに必要な時間を一定とする並列
アクセス可能なページ数の上限を決め、そのページ数の
上限に応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノ
ードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードのディス
ク数と、ディスクの分割数とを決定することを特徴とす
るデータベース分割管理方法。 - 【請求項４】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能およびディスクを備え且つそ
のディスクにデータベースを格納し管理する機能を持つ
ＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並列デー
タベースシステムにおいて、 データベースのスキャンに必要な時間を一定とする並列
アクセス可能なページ数の上限を決め、そのページ数の
上限に応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノ
ードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定するこ
とを特徴とするデータベース分割管理方法。 - 【請求項５】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能を持つＢＥＳノードと、ディ
スクを備え且つそのディスクにデータベースを格納し管
理する機能を持つＩＯＳノードとをネットワークで接続
してなる並列データベースシステムにおいて、 負荷パターンにより期待並列度ｐを算出し、その期待並
列度ｐに応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノ
ードに割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードのディス
ク数と、ディスクの分割数とを決定することを特徴とす
るデータベース分割管理方法。 - 【請求項６】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能およびディスクを備え且つそ
のディスクにデータベースを格納し管理する機能を持つ
ＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並列デー
タベースシステムにおいて、 負荷パターンにより期待並列度ｐを算出し、その期待並
列度ｐに応じて、ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数
と、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノ
ードのディスク数と、ディスクの分割数とを決定するこ
とを特徴とするデータベース分割管理方法。 - 【請求項７】 請求項１から請求項６のいずれかに記載
のデータベース分割管理方法において、最適ページアク
セス数ｍを算出し、キーレンジ分割がある場合には、サ
ブキーレンジ単位の格納ページ数ｓ（＝ｍ／ｐ）を算出
し、ｓページ単位でサブキーレンジ分割し、ディスクへ
データ挿入を行うことを特徴とするデータベース分割管
理方法。 - 【請求項８】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能を持つＢＥＳノードと、ディ
スクを備え且つそのディスクにデータベースを格納し管
理する機能を持つＩＯＳノードとをネットワークで接続
してなる並列データベースシステムにおいて、 問合せ実行処理中に取得したアクセスページ数，ヒット
ロウ数，通信回数などの負荷情報を基にして負荷アンバ
ランスを検出し、負荷アンバランスを解消する方向に、
ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノード
に割当てるプロセッサ数と、ＩＯＳノードに割当てるプ
ロセッサ数と、ＩＯＳノードのディスク数とを変更する
ことを特徴とするデータベース分割管理方法。 - 【請求項９】 ユーザからの問合せの解析，最適化，処
理手順作成を実行する機能を有するＦＥＳノードと、そ
のＦＥＳノードで作成された処理手順を基にしてデータ
ベースをアクセスする機能およびディスクを備え且つそ
のディスクにデータベースを格納し管理する機能を持つ
ＢＥＳノードとをネットワークで接続してなる並列デー
タベースシステムにおいて、 問合せ実行処理中に取得したアクセスページ数，ヒット
ロウ数，通信回数などの負荷情報を基にして負荷アンバ
ランスを検出し、負荷アンバランスを解消する方向に、
ＦＥＳノードに割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノード
に割当てるプロセッサ数と、ＢＥＳノードのディスク数
とを変更することを特徴とするデータベース分割管理方
法。 - 【請求項１０】 請求項８に記載のデータベース分割管
理方法において、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数
またはＩＯＳノードに割当てるプロセッサ数またはディ
スク数を追加する場合、オンライン中であれば、追加対
象となるプロセッサまたはディスクで管理されるデータ
ベースの表のキーレンジ範囲を閉塞し、新たにプロセッ
サあるいはディスクを割り当て、ロック情報，ディレク
トリ情報の引き継ぎを行い、ノード振り分け制御に必要
なディクショナリ情報の書き換えを行い、その後、オン
ライン中であれば、前記閉塞を解除することを特徴とす
るデータベース分割管理方法。 - 【請求項１１】 請求項９に記載のデータベース分割管
理方法において、ＢＥＳノードに割当てるプロセッサ数
またはディスク数を追加する場合、オンライン中であれ
ば、追加対象となるプロセッサまたはディスクで管理さ
れるデータベースの表のキーレンジ範囲を閉塞し、新た
にプロセッサあるいはディスクを割り当て、ロック情
報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード振り分
け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えを行い、
追加対象となるディスク群から新たなディスク群へデー
タを移動し、その後、オンライン中であれば、前記閉塞
を解除することを特徴とするデータベース分割管理方
法。 - 【請求項１２】 請求項８または請求項１０に記載のデ
ータベース分割管理方法において、ＢＥＳノードに割当
てるプロセッサ数またはＩＯＳノードに割当てるプロセ
ッサ数またはディスク数を削除する場合、オンライン中
であれば、削除対象となるプロセッサまたはディスクで
管理されるデータベースの表のキーレンジ範囲を閉塞
し、削除するプロセッサまたはディスクを決定し、ロッ
ク情報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、ノード振
り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き換えを行
い、その後、オンライン中であれば、前記閉塞を解除す
ることを特徴とするデータベース分割管理方法。 - 【請求項１３】 請求項９または請求項１１に記載のデ
ータベース分割管理方法において、ＢＥＳノードに割当
てるプロセッサ数またはディスク数を削除する場合、オ
ンライン中であれば、削除対象となるプロセッサまたは
ディスクで管理されるデータベースの表のキーレンジ範
囲を閉塞し、削除するプロセッサまたはディスクを決定
し、ロック情報，ディレクトリ情報の引き継ぎを行い、
ノード振り分け制御に必要なディクショナリ情報の書き
換えを行い、削除対象となるディスク群から引継ぐディ
スク群へデータを移動し、その後、オンライン中であれ
ば、前記閉塞を解除することを特徴とするデータベース
分割管理方法。 - 【請求項１４】 請求項８から請求項１３のいずれかの
データベース分割管理方法により、データベース処理を
行うプロセッサ数またはディスク数を動的に変更するこ
とを特徴とする並列データベースシステム。
Priority Applications (6)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5286549A JP3023441B2 (ja) | 1993-11-16 | 1993-11-16 | データベース分割管理方法および並列データベースシステム |
| US08/341,953 US5813005A (en) | 1993-11-16 | 1994-11-16 | Method and system of database divisional management for parallel database system |
| US09/429,398 US6192359B1 (en) | 1993-11-16 | 1999-10-28 | Method and system of database divisional management for parallel database system |
| US09/665,448 US7599910B1 (en) | 1993-11-16 | 2000-09-19 | Method and system of database divisional management for parallel database system |
| US09/805,594 US6510428B2 (en) | 1993-11-16 | 2001-03-14 | Method and system of database divisional management for parallel database system |
| US12/540,514 US20100042637A1 (en) | 1993-11-16 | 2009-08-13 | Method and system of database divisional management for parallel database system |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5286549A JP3023441B2 (ja) | 1993-11-16 | 1993-11-16 | データベース分割管理方法および並列データベースシステム |
Related Child Applications (5)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP11289199A Division JP3060225B2 (ja) | 1999-10-12 | 1999-10-12 | デ―タベ―ス管理方法およびシステム |
| JP11289171A Division JP3060224B2 (ja) | 1999-10-12 | 1999-10-12 | デ―タベ―ス管理方法およびシステム |
| JP11289067A Division JP3060222B2 (ja) | 1999-10-12 | 1999-10-12 | デ―タベ―ス管理方法およびシステム |
| JP11289119A Division JP3060223B2 (ja) | 1999-10-12 | 1999-10-12 | デ―タベ―ス管理方法およびシステム |
| JP28927299A Division JP3156199B2 (ja) | 1993-11-16 | 1999-10-12 | データベース管理方法およびシステム |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07141394A true JPH07141394A (ja) | 1995-06-02 |
| JP3023441B2 JP3023441B2 (ja) | 2000-03-21 |
Family
ID=17705851
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5286549A Expired - Fee Related JP3023441B2 (ja) | 1993-11-16 | 1993-11-16 | データベース分割管理方法および並列データベースシステム |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5813005A (ja) |
| JP (1) | JP3023441B2 (ja) |
Cited By (11)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH09134364A (ja) * | 1995-11-08 | 1997-05-20 | Fujitsu Ltd | 情報検索システム |
| JPH10240590A (ja) * | 1997-02-26 | 1998-09-11 | Hitachi Ltd | 並列データベースシステムルーチン実行方法 |
| JP2000235551A (ja) * | 1999-02-17 | 2000-08-29 | Pfu Ltd | データベース並列検索制御方法および記録媒体 |
| JP2000330959A (ja) * | 1999-05-18 | 2000-11-30 | Nec Corp | 問合せ並列処理システム及びプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 |
| JP2002091937A (ja) * | 2000-07-27 | 2002-03-29 | Hewlett Packard Co <Hp> | スペアサーバを自動でアクティブにするサーバ |
| US6578039B1 (en) | 1999-11-12 | 2003-06-10 | Hitachi, Ltd. | Database management methods and equipment, and database management program storage media |
| JP2005339300A (ja) * | 2004-05-28 | 2005-12-08 | Hitachi Ltd | データベース処理方法およびシステム並びにその処理プログラム |
| JP2007042083A (ja) * | 2005-06-30 | 2007-02-15 | Hitachi Ltd | データベース管理システム構築方法、装置、プログラム及び記録媒体 |
| JP2009015534A (ja) * | 2007-07-03 | 2009-01-22 | Hitachi Ltd | リソース割当方法、リソース割当プログラム、および、リソース割当装置 |
| JP2009181577A (ja) * | 2008-01-31 | 2009-08-13 | Hewlett-Packard Development Co Lp | インテリジェントデータストレージシステム |
| JP2010160822A (ja) * | 2010-04-23 | 2010-07-22 | Hitachi Ltd | データベース処理方法、データベース処理システム及びデータベース管理プログラム |
Families Citing this family (35)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6101495A (en) * | 1994-11-16 | 2000-08-08 | Hitachi, Ltd. | Method of executing partition operations in a parallel database system |
| US7599910B1 (en) * | 1993-11-16 | 2009-10-06 | Hitachi, Ltd. | Method and system of database divisional management for parallel database system |
| US6014656A (en) * | 1996-06-21 | 2000-01-11 | Oracle Corporation | Using overlapping partitions of data for query optimization |
| JP3747525B2 (ja) * | 1996-08-28 | 2006-02-22 | 株式会社日立製作所 | 並列データベースシステム検索方法 |
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