JPH07248948A - データベースの動的構成方式 - Google Patents
データベースの動的構成方式Info
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- JPH07248948A JPH07248948A JP6039396A JP3939694A JPH07248948A JP H07248948 A JPH07248948 A JP H07248948A JP 6039396 A JP6039396 A JP 6039396A JP 3939694 A JP3939694 A JP 3939694A JP H07248948 A JPH07248948 A JP H07248948A
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- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
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Abstract
(57)【要約】
【目的】データベースを構成する方法に関し、オブジェ
クト指向データベースにおけるオブジェクトを、オンラ
インで物理的にクラスタリングを行うデータベースの動
的構成方法を提供することを目的とする。 【構成】オブジェクト指向データベース３において、遷
移確率収集部６を設けて、トランザクション間の遷移確
率をオンラインで収集し、データベース再編成部７を設
けて、収集されたトランザクション間の遷移確率を重み
付けを用いたハイパー・グラフを作成して表現し、この
ハイパー・グラフを分割することによってディスク上に
格納するオブジェクトのクラスタリング情報を得、この
クラスタリング情報を用いてオンラインでディスク上の
データの再配置を行ってデータベースを再編成すること
によって、オブジェクト指向データベース３のデータを
動的に構成することで構成する。
クト指向データベースにおけるオブジェクトを、オンラ
インで物理的にクラスタリングを行うデータベースの動
的構成方法を提供することを目的とする。 【構成】オブジェクト指向データベース３において、遷
移確率収集部６を設けて、トランザクション間の遷移確
率をオンラインで収集し、データベース再編成部７を設
けて、収集されたトランザクション間の遷移確率を重み
付けを用いたハイパー・グラフを作成して表現し、この
ハイパー・グラフを分割することによってディスク上に
格納するオブジェクトのクラスタリング情報を得、この
クラスタリング情報を用いてオンラインでディスク上の
データの再配置を行ってデータベースを再編成すること
によって、オブジェクト指向データベース３のデータを
動的に構成することで構成する。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、オブジェクト指向デー
タベースを動的に構成する方法に関し、特にオブジェク
ト指向データベースにおけるオブジェクトを、オンライ
ンで物理的にクラスタリングを行うデータベースの動的
構成方法に関するものである。
タベースを動的に構成する方法に関し、特にオブジェク
ト指向データベースにおけるオブジェクトを、オンライ
ンで物理的にクラスタリングを行うデータベースの動的
構成方法に関するものである。
【０００２】通信の広帯域化，高信頼化への要求は、通
信網のネットワーク管理の発展を促しており、ＩＴＵ−
Ｔ（International Telecommunication Union Telecomm
unication Standardization Sector）においても、ネッ
トワーク管理の国際標準として、ＴＭＮ（Telecommunic
ations Management Network ）に関する勧告が行われて
いる[1] 。
信網のネットワーク管理の発展を促しており、ＩＴＵ−
Ｔ（International Telecommunication Union Telecomm
unication Standardization Sector）においても、ネッ
トワーク管理の国際標準として、ＴＭＮ（Telecommunic
ations Management Network ）に関する勧告が行われて
いる[1] 。
【０００３】高信頼なネットワーク管理を行うために
は、通信の実時間性を考慮したデータベース構成方法が
必要であり、本発明は、このような要求に応えてなされ
たものである。
は、通信の実時間性を考慮したデータベース構成方法が
必要であり、本発明は、このような要求に応えてなされ
たものである。
【０００４】本発明の産業上の応用としては、特に非定
型的なトランザクション処理を実時間で行う要求のあ
る、通信ネットワーク管理に用いられるデータベースへ
の適用が期待される。
型的なトランザクション処理を実時間で行う要求のあ
る、通信ネットワーク管理に用いられるデータベースへ
の適用が期待される。
【０００５】
【従来の技術】通信網管理における管理情報は、機器の
状態，通信網の接続状態等の情報を、実時間で収集した
ものである。このような情報は、その性質上、短時間に
大きな量となり、通常の計算機の持つ主記憶の容量だけ
では、管理が困難である。また通信網を構成する装置が
不慮の事故等によって動作を中断する場合でも、管理情
報の記録から動作を再開できるようにすることが必要で
ある。
状態，通信網の接続状態等の情報を、実時間で収集した
ものである。このような情報は、その性質上、短時間に
大きな量となり、通常の計算機の持つ主記憶の容量だけ
では、管理が困難である。また通信網を構成する装置が
不慮の事故等によって動作を中断する場合でも、管理情
報の記録から動作を再開できるようにすることが必要で
ある。
【０００６】これらの理由から、通信網管理における管
理情報を記録・管理するために、データベース（Data B
ase Management System ）が用いられている。データベ
ースの種類としては、大別して、リレーショナル・デー
タベース（ＲＤＢ）と呼ばれる方式と、オブジェクト指
向データベース（ＯＯＤＢ）と呼ばれる方式とがある
が、いずれの方式も通信網管理において用いられている
[2,3] 。
理情報を記録・管理するために、データベース（Data B
ase Management System ）が用いられている。データベ
ースの種類としては、大別して、リレーショナル・デー
タベース（ＲＤＢ）と呼ばれる方式と、オブジェクト指
向データベース（ＯＯＤＢ）と呼ばれる方式とがある
が、いずれの方式も通信網管理において用いられている
[2,3] 。
【０００７】通常、ディスクとの入出力の対象となるデ
ータの単位は、リレーショナル・データベースにおいて
はレコードと呼ばれ、オブジェクト指向データベースに
おいてはオブジェクトと呼ばれている。オブジェクト指
向データベースは、通常、ポインタを用いて表現される
ような複雑なデータ構造をそのままデータベースに格納
することができるので、管理情報の表現が容易であり、
ネットワーク管理において有用なものであると期待され
ている。
ータの単位は、リレーショナル・データベースにおいて
はレコードと呼ばれ、オブジェクト指向データベースに
おいてはオブジェクトと呼ばれている。オブジェクト指
向データベースは、通常、ポインタを用いて表現される
ような複雑なデータ構造をそのままデータベースに格納
することができるので、管理情報の表現が容易であり、
ネットワーク管理において有用なものであると期待され
ている。
【０００８】この場合、ディスクにおけるヘッドのシー
ク・タイムが、情報の入出力時間の大半を占めることか
ら、データベース中のデータを、ディスク上に物理的に
クラスタリングすることによって、アクセス時間の短縮
を図る方法が提案されている。
ク・タイムが、情報の入出力時間の大半を占めることか
ら、データベース中のデータを、ディスク上に物理的に
クラスタリングすることによって、アクセス時間の短縮
を図る方法が提案されている。
【０００９】ここで、ディスク上へのデータの物理的な
格納に関しては、リレーショナル・データベースにおけ
るレコードと、オブジェクト指向データベースにおける
オブジェクトとが同等である点に注意すると、物理的な
クラスタリングおよび本発明のデータベースの動的構成
方法は、リレーショナル・データベースおよびオブジェ
クト指向データベースのいずれに対しても、適用可能で
あることがわかる。
格納に関しては、リレーショナル・データベースにおけ
るレコードと、オブジェクト指向データベースにおける
オブジェクトとが同等である点に注意すると、物理的な
クラスタリングおよび本発明のデータベースの動的構成
方法は、リレーショナル・データベースおよびオブジェ
クト指向データベースのいずれに対しても、適用可能で
あることがわかる。
【００１０】以下、関連する従来技術を列挙すれば、以
下のようになる。
下のようになる。
【００１１】(1) 関 他、“物理クラスタリング方
式”，公開特許公報（Ａ）昭62-239248.上記従来技術
(1) においてはシャドーページング方式を用いるデータ
ベース構成における、データの物理クラスタリング方式
について開示されている。これによれば、カレント・バ
ージョンと呼ばれるディスク装置における物理的なペー
ジと、バックアップ・バージョンと呼ばれるページが連
続するように、ディスク上に空き領域が確保される。
式”，公開特許公報（Ａ）昭62-239248.上記従来技術
(1) においてはシャドーページング方式を用いるデータ
ベース構成における、データの物理クラスタリング方式
について開示されている。これによれば、カレント・バ
ージョンと呼ばれるディスク装置における物理的なペー
ジと、バックアップ・バージョンと呼ばれるページが連
続するように、ディスク上に空き領域が確保される。
【００１２】(2) 武田、“レコードの格納制御方式”，
公開特許公報（Ａ）昭63-228244. 上記従来技術(2) においては、親子の関係にあるレコー
ドを、連続的な領域に配置するためのクラスタリングに
ついて開示されている。
公開特許公報（Ａ）昭63-228244. 上記従来技術(2) においては、親子の関係にあるレコー
ドを、連続的な領域に配置するためのクラスタリングに
ついて開示されている。
【００１３】(3) 関根、“データベース処理システムに
おけるクラスタリング制御方式" ，公開特許公報（Ａ）
平1-237854. 上記従来技術(3) においては、Ｂ−木（バイナリ・ツリ
ー）を用いてディスク上のデータが整列されている場合
における、クラスタリング制御方式について開示されて
いる。
おけるクラスタリング制御方式" ，公開特許公報（Ａ）
平1-237854. 上記従来技術(3) においては、Ｂ−木（バイナリ・ツリ
ー）を用いてディスク上のデータが整列されている場合
における、クラスタリング制御方式について開示されて
いる。
【００１４】(4) 樫尾、“データ処理装置”，公開特許
公報（Ａ）平2-222044. 上記従来技術(4) においては、データ間の親子関係を利
用してクラスタリングを行う手法、および旧データベー
スと新データベースのポインタの対応を示すテーブルを
用いて、データベースの再構成を行う方法が開示されて
いる。
公報（Ａ）平2-222044. 上記従来技術(4) においては、データ間の親子関係を利
用してクラスタリングを行う手法、および旧データベー
スと新データベースのポインタの対応を示すテーブルを
用いて、データベースの再構成を行う方法が開示されて
いる。
【００１５】(5) 岸本 他“オンライン中データベース
再編成処理方式”，公開特許公報（Ａ）平2-212949. (6) 浅野、“データベース再編成方式”，公開特許公報
（Ａ）平4-116736. (7) 青柳、“データベース管理システム”，公開特許公
報（Ａ）平4-199338. 上記各従来技術(5),(6),(7) においては、データベース
の運営中、すなわちオンラインにおいて、データベース
を再編成する方法が開示されている。
再編成処理方式”，公開特許公報（Ａ）平2-212949. (6) 浅野、“データベース再編成方式”，公開特許公報
（Ａ）平4-116736. (7) 青柳、“データベース管理システム”，公開特許公
報（Ａ）平4-199338. 上記各従来技術(5),(6),(7) においては、データベース
の運営中、すなわちオンラインにおいて、データベース
を再編成する方法が開示されている。
【００１６】(8) 木村、“クラス・オブジェクトのクラ
スタリング方式”，公開特許公報（Ａ）平4-280328. 上記従来技術(8) においては、Ｂ−木で表現されている
クラスオブジェクトのクラスタリング方式について開示
されている。
スタリング方式”，公開特許公報（Ａ）平4-280328. 上記従来技術(8) においては、Ｂ−木で表現されている
クラスオブジェクトのクラスタリング方式について開示
されている。
【００１７】
【発明が解決しようとする課題】オブジェクト指向デー
タベースでは、オブジェクトの大きさは必ずしも一定で
はなく、一つの物理ページに複数のオブジェクトが格納
される場合がある。従って従来技術(1) では、ページ単
位でのクラスタリングであるため、オブジェクト指向デ
ータベースに適用された場合には、ディスク容量に無駄
が生じ、またデータへのアクセスがオブジェクト単位で
あるので、ページ単位のクラスタリングでは、大きな効
果が得られない場合がある。
タベースでは、オブジェクトの大きさは必ずしも一定で
はなく、一つの物理ページに複数のオブジェクトが格納
される場合がある。従って従来技術(1) では、ページ単
位でのクラスタリングであるため、オブジェクト指向デ
ータベースに適用された場合には、ディスク容量に無駄
が生じ、またデータへのアクセスがオブジェクト単位で
あるので、ページ単位のクラスタリングでは、大きな効
果が得られない場合がある。
【００１８】また実際の通信網管理におけるトランザク
ションにおいては、一つのトランザクションでリード／
ライトアクセスされるデータ単位、すなわちレコードな
いしオブジェクトが親子関係になるとは限らないが、こ
の場合はデータ単位のアクセスのパターンは、親子関係
から大きく異なることになる。従って従来技術(2) の方
法によっては、データへのアクセスに伴う入出力時間の
削減を達成することができないことになる。
ションにおいては、一つのトランザクションでリード／
ライトアクセスされるデータ単位、すなわちレコードな
いしオブジェクトが親子関係になるとは限らないが、こ
の場合はデータ単位のアクセスのパターンは、親子関係
から大きく異なることになる。従って従来技術(2) の方
法によっては、データへのアクセスに伴う入出力時間の
削減を達成することができないことになる。
【００１９】また従来技術(3) では、Ｂ−木におけるデ
ータは、ある特定のキー値により整列されているため、
Ｂ−木中で近接するデータが、実際のトランザクション
処理におけるアクセスにおいて、高い相関を持っている
とは限らないので、この場合も期待されるような入出力
時間の削減を達成することはできないことになる。
ータは、ある特定のキー値により整列されているため、
Ｂ−木中で近接するデータが、実際のトランザクション
処理におけるアクセスにおいて、高い相関を持っている
とは限らないので、この場合も期待されるような入出力
時間の削減を達成することはできないことになる。
【００２０】また、従来技術(4),(5),(7) においては、
親子関係を利用してクラスタリングを行うため、従来技
術(2) と同じ問題点を有することになる。また従来技術
(4)では、一旦、ポインタ間の対応関係を確立してから
データベースの再構成を行う関係上、再構成を行うため
には、一旦、データベースの運営を休止して、オフライ
ンで行う必要がある。
親子関係を利用してクラスタリングを行うため、従来技
術(2) と同じ問題点を有することになる。また従来技術
(4)では、一旦、ポインタ間の対応関係を確立してから
データベースの再構成を行う関係上、再構成を行うため
には、一旦、データベースの運営を休止して、オフライ
ンで行う必要がある。
【００２１】また、従来技術(6) では、クラスタリング
を行う基準が明確でないため、クラスタの生成方法によ
って、実際のディスクの入出力は大きく異なるので、入
出力時間の削減を達成できるとは限らない。またデータ
ベース格納域とは別個に、再編成用のデータベースの格
納域を用意する必要がある。
を行う基準が明確でないため、クラスタの生成方法によ
って、実際のディスクの入出力は大きく異なるので、入
出力時間の削減を達成できるとは限らない。またデータ
ベース格納域とは別個に、再編成用のデータベースの格
納域を用意する必要がある。
【００２２】また、従来技術(8) では、クラスタリング
の基準が、親子関係に類似したクラス間の関係によって
行われているため、従来技術(2) および(3) による場合
と同じ問題点が生じるのは明らかである。
の基準が、親子関係に類似したクラス間の関係によって
行われているため、従来技術(2) および(3) による場合
と同じ問題点が生じるのは明らかである。
【００２３】
【課題を解決するための手段】図１は、本発明の原理的
構成を示したものであって、図中、１は通信機能であっ
て、通信網上の他ノードとメッセージを交換する。２は
通信網管理機能であって、通信網を管理する。３はオブ
ジェクト指向データベース（ＯＯＤＢＭＳ）（以下単に
データベースと略す）であって、通信網の管理情報を格
納する。４はディスク入出力機能（ＤＫＩＯ）であっ
て、ディスク装置ＤＫ０，ＤＫ１，ＤＫ２に対するデー
タの入出力を行う。５は仮想記憶バッファ（ＶＭＢ）で
あって、データベース３とディスク入出力機能４との間
でデータを授受する。なお、仮想記憶バッファに代え
て、実記憶バッファであってもよい。６は、遷移確率収
集部であって、トランザクション間の遷移確率に関する
統計的情報をオンラインで収集する。7 はデータベース
再編成部であって、ディスク８のデータの再配置を行い
データベース３におけるデータベースを再編成する。
構成を示したものであって、図中、１は通信機能であっ
て、通信網上の他ノードとメッセージを交換する。２は
通信網管理機能であって、通信網を管理する。３はオブ
ジェクト指向データベース（ＯＯＤＢＭＳ）（以下単に
データベースと略す）であって、通信網の管理情報を格
納する。４はディスク入出力機能（ＤＫＩＯ）であっ
て、ディスク装置ＤＫ０，ＤＫ１，ＤＫ２に対するデー
タの入出力を行う。５は仮想記憶バッファ（ＶＭＢ）で
あって、データベース３とディスク入出力機能４との間
でデータを授受する。なお、仮想記憶バッファに代え
て、実記憶バッファであってもよい。６は、遷移確率収
集部であって、トランザクション間の遷移確率に関する
統計的情報をオンラインで収集する。7 はデータベース
再編成部であって、ディスク８のデータの再配置を行い
データベース３におけるデータベースを再編成する。
【００２４】(1) 本発明は、オブジェクト指向データベ
ースにおいて、トランザクション間の遷移確率をオンラ
インで収集し、収集されたトランザクション間の遷移確
率を重み付けを用いたハイパー・グラフを作成して表現
し、このハイパー・グラフを分割することによってディ
スク上に格納するオブジェクトのクラスタリング情報を
得、このクラスタリング情報を用いてオンラインでディ
スク上のデータの再配置を行ってデータベースを再編成
することによって、オブジェクト指向データベースを動
的に構成するものである。
ースにおいて、トランザクション間の遷移確率をオンラ
インで収集し、収集されたトランザクション間の遷移確
率を重み付けを用いたハイパー・グラフを作成して表現
し、このハイパー・グラフを分割することによってディ
スク上に格納するオブジェクトのクラスタリング情報を
得、このクラスタリング情報を用いてオンラインでディ
スク上のデータの再配置を行ってデータベースを再編成
することによって、オブジェクト指向データベースを動
的に構成するものである。
【００２５】(2) 本発明は、(1) の場合に、ハイパー・
グラフの作成によって得られたトランザクション間の相
関情報によって、ハイパー・グラフの分割を逐次的に更
新するものである。
グラフの作成によって得られたトランザクション間の相
関情報によって、ハイパー・グラフの分割を逐次的に更
新するものである。
【００２６】(3) 本発明は、オブジェクト指向データベ
ース３において、トランザクション間の遷移確率をオン
ラインで収集する遷移確率収集部６と、この収集された
トランザクション間の遷移確率を重み付けを用いたハイ
パー・グラフを作成して表現し、このハイパー・グラフ
を分割することによってディスク上に格納するオブジェ
クトのクラスタリング情報を得、このクラスタリング情
報を用いてオンラインでディスク上のデータの再配置を
行ってデータベースを再編成するデータベース再編成部
７とを設けて、オブジェクト指向データベース３を動的
に構成するものである。
ース３において、トランザクション間の遷移確率をオン
ラインで収集する遷移確率収集部６と、この収集された
トランザクション間の遷移確率を重み付けを用いたハイ
パー・グラフを作成して表現し、このハイパー・グラフ
を分割することによってディスク上に格納するオブジェ
クトのクラスタリング情報を得、このクラスタリング情
報を用いてオンラインでディスク上のデータの再配置を
行ってデータベースを再編成するデータベース再編成部
７とを設けて、オブジェクト指向データベース３を動的
に構成するものである。
【００２７】(4) 本発明は、(3) の場合に、データベー
ス再編成部７が、ハイパー・グラフの作成によって得ら
れたトランザクション間の相関情報によって、ハイパー
・グラフの分割を逐次的に更新するものである。
ス再編成部７が、ハイパー・グラフの作成によって得ら
れたトランザクション間の相関情報によって、ハイパー
・グラフの分割を逐次的に更新するものである。
【００２８】本発明においては、ディスク上のデータの
初期配置が最適でない場合でも、時間の経過に従って統
計的情報を収集することによって、漸近的に最適な配置
に近づくことが特徴である。遷移確率収集部６は、デー
タベース３において、トランザクション間の遷移確率に
関する統計的情報をオンラインで収集する機能を持ち、
データベース再編成部７は、遷移確率収集部６からの情
報を用いて、トランザクション間の遷移確率を重み付け
を用いたハイパー・グラフを作成して表現し、このハイ
パー・グラフを分割することによってディスク上に格納
するオブジェクトのクラスタリング情報を得、このクラ
スタリング情報を用いてオンラインでディスク上のデー
タの再配置を行って、データベースを再編成する。また
この際、トランザクション間の相関情報によって、トラ
ンザクション間の遷移確率を重み付けを用いたハイパー
・グラフの分割を逐次的に更新する。データベース再編
成部７の作動による結果は、ディスク装置ＤＫ０〜ＤＫ
２におけるデータの配置として反映され、その結果がデ
ータベース３に通知される。
初期配置が最適でない場合でも、時間の経過に従って統
計的情報を収集することによって、漸近的に最適な配置
に近づくことが特徴である。遷移確率収集部６は、デー
タベース３において、トランザクション間の遷移確率に
関する統計的情報をオンラインで収集する機能を持ち、
データベース再編成部７は、遷移確率収集部６からの情
報を用いて、トランザクション間の遷移確率を重み付け
を用いたハイパー・グラフを作成して表現し、このハイ
パー・グラフを分割することによってディスク上に格納
するオブジェクトのクラスタリング情報を得、このクラ
スタリング情報を用いてオンラインでディスク上のデー
タの再配置を行って、データベースを再編成する。また
この際、トランザクション間の相関情報によって、トラ
ンザクション間の遷移確率を重み付けを用いたハイパー
・グラフの分割を逐次的に更新する。データベース再編
成部７の作動による結果は、ディスク装置ＤＫ０〜ＤＫ
２におけるデータの配置として反映され、その結果がデ
ータベース３に通知される。
【００２９】図２は、遷移確率収集部におけるトランザ
クション間の遷移の表現形式を示したものである。遷移
確率収集部６は、通常のプロセッサおよびメモリを用い
て実現可能であり、メモリ中のテーブルに図２に示され
た形式で、トランザクション間の遷移を表す情報を記録
している。ここで図２中の記号Ｔ0 〜Ｔn は、トランザ
クションの種類を表し、個々のトランザクションは、例
えば通信網管理の場合には、課金処理, 呼設定処理のよ
うな、管理機能単位に対応している。
クション間の遷移の表現形式を示したものである。遷移
確率収集部６は、通常のプロセッサおよびメモリを用い
て実現可能であり、メモリ中のテーブルに図２に示され
た形式で、トランザクション間の遷移を表す情報を記録
している。ここで図２中の記号Ｔ0 〜Ｔn は、トランザ
クションの種類を表し、個々のトランザクションは、例
えば通信網管理の場合には、課金処理, 呼設定処理のよ
うな、管理機能単位に対応している。
【００３０】図２における第１列（＃ of occur.）は、
各行に対応するトランザクション（Ｔ0 〜Ｔn ）の起動
された総数を示し、続く各列の数は、列に対応するトラ
ンザクションが、行に対応するトランザクションに後続
して起動された場合の数を示している。
各行に対応するトランザクション（Ｔ0 〜Ｔn ）の起動
された総数を示し、続く各列の数は、列に対応するトラ
ンザクションが、行に対応するトランザクションに後続
して起動された場合の数を示している。
【００３１】図２の場合には、トランザクションＴ0 の
起動された総数１３４のうち、後続してトランザクショ
ンＴ0,Ｔ1,…, Ｔn が起動された場合の数が、それぞれ
３，１２，…，２であることが示されている。遷移確率
収集部６は、データベース３がトランザクションを起動
するごとに、その情報を得て図２に示す内容を更新す
る。
起動された総数１３４のうち、後続してトランザクショ
ンＴ0,Ｔ1,…, Ｔn が起動された場合の数が、それぞれ
３，１２，…，２であることが示されている。遷移確率
収集部６は、データベース３がトランザクションを起動
するごとに、その情報を得て図２に示す内容を更新す
る。
【００３２】データベース再編成部７は、通常のプロセ
ッサおよびメモリを用いて実現可能である。オンライン
で収集されたトランザクション間の遷移確率を表現する
際に、トランザクション間の相関情報をメモリ上に表現
するために、ハイパー・グラフを使用する。
ッサおよびメモリを用いて実現可能である。オンライン
で収集されたトランザクション間の遷移確率を表現する
際に、トランザクション間の相関情報をメモリ上に表現
するために、ハイパー・グラフを使用する。
【００３３】図３は、ハイパー・グラフによるトランザ
クション間の相関情報の表現を示したものであって、こ
のようなグラフは、電気回路の表現によく用いられるも
のである。図３において、Ｄ０〜Ｄ４は電気回路表現の
節点に対応し、データベース３中の個々のデータを表
す。また図中、Ｔ０〜Ｔ２およびＰ０は電気回路表現の
多端子網に対応し、Ｔ０〜Ｔ２はトランザクションを表
現し、Ｐ０はトランザクション間の相関関係を表現す
る。またこれらの多端子網は、ｐ（Ｔ0 ），ｐ（Ｔ
1 ），ｐ（Ｔ2 ），ｐ（Ｐ0 ）等の確率で、それぞれ重
み付けられている。
クション間の相関情報の表現を示したものであって、こ
のようなグラフは、電気回路の表現によく用いられるも
のである。図３において、Ｄ０〜Ｄ４は電気回路表現の
節点に対応し、データベース３中の個々のデータを表
す。また図中、Ｔ０〜Ｔ２およびＰ０は電気回路表現の
多端子網に対応し、Ｔ０〜Ｔ２はトランザクションを表
現し、Ｐ０はトランザクション間の相関関係を表現す
る。またこれらの多端子網は、ｐ（Ｔ0 ），ｐ（Ｔ
1 ），ｐ（Ｔ2 ），ｐ（Ｐ0 ）等の確率で、それぞれ重
み付けられている。
【００３４】このようなハイパー・グラフは、通常のポ
インタを用いた方法により、容易にメモリ上に表現され
る。また図３の表現、および多端子網の重み付けに用い
られる確率を、図２から計算する方法については後述す
る。
インタを用いた方法により、容易にメモリ上に表現され
る。また図３の表現、および多端子網の重み付けに用い
られる確率を、図２から計算する方法については後述す
る。
【００３５】データベース再編成部７において、ハイパ
ー・グラフを分割することによって、ディスク上に格納
するオブジェクトのクラスタリング情報を得るために、
図３の表現に対して、回路分割の手法を適用し、個々の
データのディスク上の最適な配置を決定する。ここで最
適な配置とは、図２から期待されるようなトランザクシ
ョン間の相関関係がある場合に、ディスクとの入出力が
最も少なくなるような配置を指す。このような配置が、
回路分解の手法によって得られる理由については後述す
る。回路分割の手法は、数多く知られている[4] 。
ー・グラフを分割することによって、ディスク上に格納
するオブジェクトのクラスタリング情報を得るために、
図３の表現に対して、回路分割の手法を適用し、個々の
データのディスク上の最適な配置を決定する。ここで最
適な配置とは、図２から期待されるようなトランザクシ
ョン間の相関関係がある場合に、ディスクとの入出力が
最も少なくなるような配置を指す。このような配置が、
回路分解の手法によって得られる理由については後述す
る。回路分割の手法は、数多く知られている[4] 。
【００３６】データベース再編成部７は、回路分割の結
果、ディスク上の同一ページに収納されるべきデータの
集合を得る。また同時に、ディスク入出力機能４では、
ディスク上の空きページの管理を行っていて、データベ
ース再編成部７はディスク入出力機能４から得た空きペ
ージに関する情報を用いて、各データの新しいページ番
号およびそのページ中のアドレスを得ることができる。
果、ディスク上の同一ページに収納されるべきデータの
集合を得る。また同時に、ディスク入出力機能４では、
ディスク上の空きページの管理を行っていて、データベ
ース再編成部７はディスク入出力機能４から得た空きペ
ージに関する情報を用いて、各データの新しいページ番
号およびそのページ中のアドレスを得ることができる。
【００３７】データベース３において、書き込みを伴う
トランザクションが正常に終了する場合、コミット（co
mmit) と呼ばれる処理が行われて、仮想バッファ中のデ
ータがディスク上の対応する位置に書き込まれる。
トランザクションが正常に終了する場合、コミット（co
mmit) と呼ばれる処理が行われて、仮想バッファ中のデ
ータがディスク上の対応する位置に書き込まれる。
【００３８】図４は、データの書き込み時におけるディ
スク上のアドレスの変更を示したものである。図１にお
けると同じものを同じ番号で示し、８はディスクを示し
ている。図４においては、データベース再編成部７にお
いて、ハイパー・グラフを分割することによって得られ
た、ディスク上に格納するオブジェクトのクラスタリン
グ情報を用いて、当該データベースの動作を中断するこ
となく、オンラインでデータのディスク上の再配置を行
い、データベースを再編成する機能を実現する手法を説
明している。
スク上のアドレスの変更を示したものである。図１にお
けると同じものを同じ番号で示し、８はディスクを示し
ている。図４においては、データベース再編成部７にお
いて、ハイパー・グラフを分割することによって得られ
た、ディスク上に格納するオブジェクトのクラスタリン
グ情報を用いて、当該データベースの動作を中断するこ
となく、オンラインでデータのディスク上の再配置を行
い、データベースを再編成する機能を実現する手法を説
明している。
【００３９】オブジェクト指向データベースにおいて
は、各オブジェクトは、ＯＩＤと呼ばれる一意な番号を
与えられている。図４においては例として、ＯＩＤ＝２
０であるオブジェクトの書き込み処理を説明している。
データベース３およびデータベース再編成部７は、それ
ぞれＯＩＤと、ディスク上のアドレスの対応を表すテー
ブルＡＴ０，ＡＴ１を持っている。テーブルＡＴ０，Ａ
Ｔ１は、それぞれ現在のアドレス情報，新アドレス情報
を表している。
は、各オブジェクトは、ＯＩＤと呼ばれる一意な番号を
与えられている。図４においては例として、ＯＩＤ＝２
０であるオブジェクトの書き込み処理を説明している。
データベース３およびデータベース再編成部７は、それ
ぞれＯＩＤと、ディスク上のアドレスの対応を表すテー
ブルＡＴ０，ＡＴ１を持っている。テーブルＡＴ０，Ａ
Ｔ１は、それぞれ現在のアドレス情報，新アドレス情報
を表している。
【００４０】データベース３は、データを書き込む際
に、データベース再編成部７に、アドレス情報の問い合
わせを行い、そのアドレスが現在のアドレスと異なって
いる場合には、新しいアドレスに書き込むようにする。
このとき、次の手順で書き込みを行う。 (1) テーブルＡＴ１の新しいアドレス情報に従って、デ
ータを新アドレス( この例では187292）に書き込む。 (2) データベース３内のテーブルＡＴ０の情報を新しい
アドレスに変更する。 (3) データの移動によって、旧アドレス, 新アドレスに
対応する空き領域を更新するようにディスク入出力機能
４に通知する。
に、データベース再編成部７に、アドレス情報の問い合
わせを行い、そのアドレスが現在のアドレスと異なって
いる場合には、新しいアドレスに書き込むようにする。
このとき、次の手順で書き込みを行う。 (1) テーブルＡＴ１の新しいアドレス情報に従って、デ
ータを新アドレス( この例では187292）に書き込む。 (2) データベース３内のテーブルＡＴ０の情報を新しい
アドレスに変更する。 (3) データの移動によって、旧アドレス, 新アドレスに
対応する空き領域を更新するようにディスク入出力機能
４に通知する。
【００４１】データの移動を行っている間に、矛盾を生
じないようにするためには、他のトランザクションが、
当該データに対して読み／書きを行うことを制限する必
要があるが、このような制御は、トランザクションに関
するコンカレンシ制御と呼ばれ、通常のロックないしク
リティカル・リージョンのような手段を用いて実現でき
ることが知られている[5,6] 。
じないようにするためには、他のトランザクションが、
当該データに対して読み／書きを行うことを制限する必
要があるが、このような制御は、トランザクションに関
するコンカレンシ制御と呼ばれ、通常のロックないしク
リティカル・リージョンのような手段を用いて実現でき
ることが知られている[5,6] 。
【００４２】このように、本発明においては、データの
移動がコミット時における書き込みに伴って生じるの
で、データベースの動的再構成はデータベースの全使用
期間にわたって少しずつ行われる。このため、再構成を
行うことによって、トランザクションを実行する計算機
に対する負荷の増加はあっても、通常のトランザクショ
ン処理におけるコミット時の書き込みに必要な処理と大
きく異ならないので、負荷の増加を使用者に意識させる
ことは殆どない。
移動がコミット時における書き込みに伴って生じるの
で、データベースの動的再構成はデータベースの全使用
期間にわたって少しずつ行われる。このため、再構成を
行うことによって、トランザクションを実行する計算機
に対する負荷の増加はあっても、通常のトランザクショ
ン処理におけるコミット時の書き込みに必要な処理と大
きく異ならないので、負荷の増加を使用者に意識させる
ことは殆どない。
【００４３】遷移確率収集部６においては、オンライン
でトランザクションの起動およびその遷移に関する統計
的情報が記録されている。データベース再編成部７にお
いて、トランザクション間の相関情報によって、ハイパ
ー・グラフの分割を逐次的に更新することによって、デ
ィスク上に格納するオブジェクトのクラスタリングを得
るために、一定の時間間隔をおいて、データベース再編
成部７内の、図３で表現されるトランザクション間の相
関情報の表現を更新することによって、その時間的な変
動についても対応することができる。
でトランザクションの起動およびその遷移に関する統計
的情報が記録されている。データベース再編成部７にお
いて、トランザクション間の相関情報によって、ハイパ
ー・グラフの分割を逐次的に更新することによって、デ
ィスク上に格納するオブジェクトのクラスタリングを得
るために、一定の時間間隔をおいて、データベース再編
成部７内の、図３で表現されるトランザクション間の相
関情報の表現を更新することによって、その時間的な変
動についても対応することができる。
【００４４】ここで、相関情報更新のための時間間隔は
任意であり、例えば数十分間隔として、そのための計算
機負荷が大きくなりすぎないようにすることができる。
任意であり、例えば数十分間隔として、そのための計算
機負荷が大きくなりすぎないようにすることができる。
【００４５】トランザクション間の相関情報の更新によ
り、ディスク上のデータの最適な配置も変化するが、相
関情報の変化が小さい場合、配置の変化も微小である。
そこで、相関情報に関して変化があった部分のみに関し
て、回路分割を再び適用することによって、データの配
置を逐次的に変更するだけで済ますことができる。
り、ディスク上のデータの最適な配置も変化するが、相
関情報の変化が小さい場合、配置の変化も微小である。
そこで、相関情報に関して変化があった部分のみに関し
て、回路分割を再び適用することによって、データの配
置を逐次的に変更するだけで済ますことができる。
【００４６】従って、ハイパー・グラフの分割結果を保
持することによって、相関情報の変化はグラフ上の多端
子網の重みの変化として表され、逐次的にネットワーク
の分割を行うことができる。
持することによって、相関情報の変化はグラフ上の多端
子網の重みの変化として表され、逐次的にネットワーク
の分割を行うことができる。
【００４７】図５は、ハイパー・グラフの分割結果の表
現を示したものであって、図中、Ｂ０，Ｂ１，Ｂ２は、
ディスク上のページを表し、それぞれのページに含まれ
るデータ、およびそのハイパー・グラフによる表現が示
されいている。
現を示したものであって、図中、Ｂ０，Ｂ１，Ｂ２は、
ディスク上のページを表し、それぞれのページに含まれ
るデータ、およびそのハイパー・グラフによる表現が示
されいている。
【００４８】以上の説明は、オブジェクト指向データベ
ースに関する動的構成方法として説明したが、リレーシ
ョナル・データベースにおいても、オブジェクトをレコ
ードに置き換えて考えることによって、本発明のデータ
ベースの動的構成方法を、全く同様に適用することがで
きる。
ースに関する動的構成方法として説明したが、リレーシ
ョナル・データベースにおいても、オブジェクトをレコ
ードに置き換えて考えることによって、本発明のデータ
ベースの動的構成方法を、全く同様に適用することがで
きる。
【００４９】
【作用】通信網管理において、ある管理機能を実現する
ために、通信網上での複数のノード間で管理情報を含む
メッセージを交換する。このとき、管理機能を起動する
側はマネジャー（ Manager）と呼ばれ、管理情報を提供
する側はエージェント（Agent ）と呼ばれる[1] 。
ために、通信網上での複数のノード間で管理情報を含む
メッセージを交換する。このとき、管理機能を起動する
側はマネジャー（ Manager）と呼ばれ、管理情報を提供
する側はエージェント（Agent ）と呼ばれる[1] 。
【００５０】エージェント側における管理情報は、管理
対象（Managed Object：ＭＯ）と呼ばれる。ＭＯは、通
信網管理における物理的ないし論理的な管理対象に対す
る、入出力およびその振る舞い（Behavior）の仕様を与
えるものであり、ＧＤＭＯと呼ばれる一種のプログラミ
ング言語によってその仕様が記述される[1] 。従って、
通信網管理における管理機能は、マネジャーとエージェ
ントとの間の管理情報の交換を含むシーケンスによって
表すことができる。
対象（Managed Object：ＭＯ）と呼ばれる。ＭＯは、通
信網管理における物理的ないし論理的な管理対象に対す
る、入出力およびその振る舞い（Behavior）の仕様を与
えるものであり、ＧＤＭＯと呼ばれる一種のプログラミ
ング言語によってその仕様が記述される[1] 。従って、
通信網管理における管理機能は、マネジャーとエージェ
ントとの間の管理情報の交換を含むシーケンスによって
表すことができる。
【００５１】図６は、管理機能シーケンスを例示したも
のであって、図中、Ｍはマネジャーを表し、Ａはエージ
ェントを表している。マネジャーＭは、メッセージｍ０
によってエージェントＡに問い合わせを行い、エージェ
ントＡは、ある処理Ｓ１を行ったとき、その結果をメッ
セージｍ１によってマネジャーＭに返す。例えばメッセ
ージｍ０を、ある特定の呼の通話時間と考えてもよい。
のであって、図中、Ｍはマネジャーを表し、Ａはエージ
ェントを表している。マネジャーＭは、メッセージｍ０
によってエージェントＡに問い合わせを行い、エージェ
ントＡは、ある処理Ｓ１を行ったとき、その結果をメッ
セージｍ１によってマネジャーＭに返す。例えばメッセ
ージｍ０を、ある特定の呼の通話時間と考えてもよい。
【００５２】続いて、マネジャーＭは、問い合わせ結果
Ｖの値に従って、エージェントＡにある処理を行うよう
に依頼する。上の例では、通話時間が１０分を超えたか
否かを判断し、課金処理を変更するようにエージェント
Ａに依頼する場合を考えることができる。判断が肯定
（Yes ）であれば、左のブランチをとり、処理Ｓ２を依
頼して課金処理を変更する。判断が否定（No）であれ
ば、右のブランチをとり、処理Ｓ３を依頼して接続中の
呼の通話時間に関する統計情報を更新するとする。
Ｖの値に従って、エージェントＡにある処理を行うよう
に依頼する。上の例では、通話時間が１０分を超えたか
否かを判断し、課金処理を変更するようにエージェント
Ａに依頼する場合を考えることができる。判断が肯定
（Yes ）であれば、左のブランチをとり、処理Ｓ２を依
頼して課金処理を変更する。判断が否定（No）であれ
ば、右のブランチをとり、処理Ｓ３を依頼して接続中の
呼の通話時間に関する統計情報を更新するとする。
【００５３】以上の例において、エージェントにおける
管理情報が、図１に示されたように、オブジェクト指向
データベースを用いて管理されている場合、それぞれの
処理Ｓ１，Ｓ２，Ｓ３は、オブジェクト指向データベー
スに対するトランザクション処理要求を発生する。
管理情報が、図１に示されたように、オブジェクト指向
データベースを用いて管理されている場合、それぞれの
処理Ｓ１，Ｓ２，Ｓ３は、オブジェクト指向データベー
スに対するトランザクション処理要求を発生する。
【００５４】いま、結果Ｖが、Ｖ＞１０となって左のブ
ランチがとられる確率をｐ、そうでない確率を１−ｐと
すると、エージェント上で連続して起動されるトランザ
クション間にはマルコフ（Markov) 連鎖によって表され
る相関がある。
ランチがとられる確率をｐ、そうでない確率を１−ｐと
すると、エージェント上で連続して起動されるトランザ
クション間にはマルコフ（Markov) 連鎖によって表され
る相関がある。
【００５５】図７は、トランザクション間のマルコフ連
鎖を示したものであって、図中、Ｓ１，Ｓ２，Ｓ３は、
それぞれの処理に対応するトランザクションを示し、
ｐ，１−ｐはそれぞれトランザクションＳ１→Ｓ２およ
びトランザクションＳ１→Ｓ３間の遷移確率である。
鎖を示したものであって、図中、Ｓ１，Ｓ２，Ｓ３は、
それぞれの処理に対応するトランザクションを示し、
ｐ，１−ｐはそれぞれトランザクションＳ１→Ｓ２およ
びトランザクションＳ１→Ｓ３間の遷移確率である。
【００５６】実際の通信網管理における管理機能シーケ
ンスは、図７に示されたものより遙かに複雑であり、ま
たマネジャーとエージェントの関係は必ずしも一対一の
関係ではなく、エージェントに関する管理情報に対し
て、複数の独立なマネジャーから処理要求が起こされる
場合があるが、個々のマネジャー−エージェント間の関
係に着目すれば、図７に示されたような、マルコフ連鎖
で表されるものと考えてよい。
ンスは、図７に示されたものより遙かに複雑であり、ま
たマネジャーとエージェントの関係は必ずしも一対一の
関係ではなく、エージェントに関する管理情報に対し
て、複数の独立なマネジャーから処理要求が起こされる
場合があるが、個々のマネジャー−エージェント間の関
係に着目すれば、図７に示されたような、マルコフ連鎖
で表されるものと考えてよい。
【００５７】仮想記憶バッファを用いるオブジェクト指
向データベースでのトランザクション処理において、ト
ランザクション中においてアクセスされるデータが、仮
想記憶バッファ中にある場合、そのデータが用いられ
る。一方、当該データが仮想記憶バッファ中にない場合
は、当該データを含むディスク上ページが、仮想記憶バ
ッファに読み込まれる。このとき、仮想記憶バッファは
ＬＲＵ（Least RecentlyUsed ）[7] のようなバッファ
管理アルゴリズムを用いて管理されているものとする。
向データベースでのトランザクション処理において、ト
ランザクション中においてアクセスされるデータが、仮
想記憶バッファ中にある場合、そのデータが用いられ
る。一方、当該データが仮想記憶バッファ中にない場合
は、当該データを含むディスク上ページが、仮想記憶バ
ッファに読み込まれる。このとき、仮想記憶バッファは
ＬＲＵ（Least RecentlyUsed ）[7] のようなバッファ
管理アルゴリズムを用いて管理されているものとする。
【００５８】トランザクション処理が正常に終了する場
合、終了時にコミットと呼ばれる処理を行って、データ
ベースの内容を更新する。このとき、トランザクション
中に値の変化したデータがあれば、その内容をディスク
の対応する位置に書き込む必要がある。この場合、当該
トランザクションに関して、関連のあるデータがディス
ク上の少数のページにまとめられていれば、ディスクと
の入出力ページ数が少なくなる。
合、終了時にコミットと呼ばれる処理を行って、データ
ベースの内容を更新する。このとき、トランザクション
中に値の変化したデータがあれば、その内容をディスク
の対応する位置に書き込む必要がある。この場合、当該
トランザクションに関して、関連のあるデータがディス
ク上の少数のページにまとめられていれば、ディスクと
の入出力ページ数が少なくなる。
【００５９】例えば、図５に示されたような分割結果か
ら、トランザクションＴ１に関してデータセットＤ（Ｔ
１）＝｛Ｄ０，Ｄ３｝を含むディスク・ページはＢ１で
あるから、入出力に必要なページ数は、たかだか１ペー
ジである。
ら、トランザクションＴ１に関してデータセットＤ（Ｔ
１）＝｛Ｄ０，Ｄ３｝を含むディスク・ページはＢ１で
あるから、入出力に必要なページ数は、たかだか１ペー
ジである。
【００６０】より一般的には、あるトランザクションを
Ｔとして、そのデータ・セットをＤ（Ｔ）としたとき、
データがディスク上にある配置を与えられていたとし
て、その配置により決まるデータ・セットＤ（Ｔ）を含
むページの集合を、Ｐ（Ｄ（Ｔ））で表すものとする。
Ｔとして、そのデータ・セットをＤ（Ｔ）としたとき、
データがディスク上にある配置を与えられていたとし
て、その配置により決まるデータ・セットＤ（Ｔ）を含
むページの集合を、Ｐ（Ｄ（Ｔ））で表すものとする。
【００６１】集合Ｐ（Ｄ（Ｔ））に含まれるページのう
ち、仮想記憶バッファ中に含まれる割合を、仮想記憶バ
ッファのヒット率Ｐh とすると、 Ｐh ＝仮想記憶バッファに含まれるページ数／｜Ｐ（Ｄ
（Ｔ））｜ となるので、これから仮想記憶バッファ中に読み込む必
要のあるページ数は、 ｜Ｒ（Ｔ）｜＝（１−Ｐh ）・｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜ で与えられる。ここで、ヒット率Ｐh は仮想記憶バッフ
ァの大きさ，バッファ管理アルゴリズムおよびトランザ
クションの履歴等で定まる。
ち、仮想記憶バッファ中に含まれる割合を、仮想記憶バ
ッファのヒット率Ｐh とすると、 Ｐh ＝仮想記憶バッファに含まれるページ数／｜Ｐ（Ｄ
（Ｔ））｜ となるので、これから仮想記憶バッファ中に読み込む必
要のあるページ数は、 ｜Ｒ（Ｔ）｜＝（１−Ｐh ）・｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜ で与えられる。ここで、ヒット率Ｐh は仮想記憶バッフ
ァの大きさ，バッファ管理アルゴリズムおよびトランザ
クションの履歴等で定まる。
【００６２】一方、コミット時において書き込む必要の
あるデータが含まれているページの割合をＰw とする
と、 Ｐw ＝書き込みの必要があるページ数／｜Ｐ（Ｄ
（Ｔ））｜ となり、これからディスクに書き込む必要があるページ
数は、 ｜Ｗ（Ｔ）｜＝ＰW ・｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜ となる。ここで、割合ＰW はトランザクションで行われ
る処理またはデータの配置によって定まる。
あるデータが含まれているページの割合をＰw とする
と、 Ｐw ＝書き込みの必要があるページ数／｜Ｐ（Ｄ
（Ｔ））｜ となり、これからディスクに書き込む必要があるページ
数は、 ｜Ｗ（Ｔ）｜＝ＰW ・｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜ となる。ここで、割合ＰW はトランザクションで行われ
る処理またはデータの配置によって定まる。
【００６３】以上をまとめると、入出力ページ数は、 ＃ＩＯ（Ｔ）＝｜Ｒ（Ｔ）｜＋ ｜Ｗ（Ｔ）｜ ＝（１−Ｐh −ＰW ）・｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜ によって得られる。すなわち、入出力ページ数は、一次
的には、データのディスク上の配置で定まる量｜Ｐ（Ｄ
（Ｔ））｜に比例することがわかる。
的には、データのディスク上の配置で定まる量｜Ｐ（Ｄ
（Ｔ））｜に比例することがわかる。
【００６４】まず、トランザクションとデータとの関係
が、確率によって重み付けられたハイパー・グラフ（以
後Ｗ- グラフと呼ぶ）によって表されることを説明す
る。
が、確率によって重み付けられたハイパー・グラフ（以
後Ｗ- グラフと呼ぶ）によって表されることを説明す
る。
【００６５】図８は、トランザクションとデータの関係
のＷ- グラフによる表現を示したものであって、トラン
ザクションＴと、三つのデータＤ0 ，Ｄ1 ，Ｄ2 との関
係をＷ- グラフを用いて表現している。この場合、Ｗ-
グラフ上の各エッジの重みは、対応するデータがトラン
ザクションＴの起動によって、アクセスされる確率を表
している。
のＷ- グラフによる表現を示したものであって、トラン
ザクションＴと、三つのデータＤ0 ，Ｄ1 ，Ｄ2 との関
係をＷ- グラフを用いて表現している。この場合、Ｗ-
グラフ上の各エッジの重みは、対応するデータがトラン
ザクションＴの起動によって、アクセスされる確率を表
している。
【００６６】図９は、データ配置と確率による重みの関
係を示したものであって、二つの場合（Case１，Case
２）が示されている。いま、この例について前述の量｜
Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜の期待値を求めると、Case１について
は Ｅ〔｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜〕＝ 1.0 ＋ 0.1 ＝ 1.1 Case２については、 Ｅ〔｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜〕＝ 1.0 ＋ 0.8 ＝ 1.8 が得られる。この例の場合、各エッジの重みが、量Ｅ
〔｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜〕の増加分と明らかに対応してい
る。
係を示したものであって、二つの場合（Case１，Case
２）が示されている。いま、この例について前述の量｜
Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜の期待値を求めると、Case１について
は Ｅ〔｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜〕＝ 1.0 ＋ 0.1 ＝ 1.1 Case２については、 Ｅ〔｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜〕＝ 1.0 ＋ 0.8 ＝ 1.8 が得られる。この例の場合、各エッジの重みが、量Ｅ
〔｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜〕の増加分と明らかに対応してい
る。
【００６７】上の例に示されるように、量Ｅ〔｜Ｐ（Ｄ
（Ｔ））｜〕は、データをディスク・ページの境界で分
割する場合、ページの境界を横切るＷ- グラフのエッジ
の重みに対応して増加することが分かる。そこで量Ｅ
〔｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜〕を最小化する目的で、ページ境
界を横切るＷ- グラフのエッジの重みが最小になるよう
な分割を求めればよい。
（Ｔ））｜〕は、データをディスク・ページの境界で分
割する場合、ページの境界を横切るＷ- グラフのエッジ
の重みに対応して増加することが分かる。そこで量Ｅ
〔｜Ｐ（Ｄ（Ｔ））｜〕を最小化する目的で、ページ境
界を横切るＷ- グラフのエッジの重みが最小になるよう
な分割を求めればよい。
【００６８】このように、Ｗ- グラフを用いることによ
って、トランザクション処理におけるデータの関係を、
適切に表現することができる。
って、トランザクション処理におけるデータの関係を、
適切に表現することができる。
【００６９】次にトランザクション間の相関関係を、Ｗ
- グラフを用いて表現する方法を説明する。まず、図２
に示されるように、オンラインで収集される統計的情報
から、図７に示されるような、トランザクション間の遷
移確率が直ちに計算される。図２の例では、トランザク
ションＴ0 からＴ0 ，Ｔ1 ，…, Ｔn へ遷移する確率
を、それぞれ３／１３４，１２／１３４，２／１３４と
見積もることができる。
- グラフを用いて表現する方法を説明する。まず、図２
に示されるように、オンラインで収集される統計的情報
から、図７に示されるような、トランザクション間の遷
移確率が直ちに計算される。図２の例では、トランザク
ションＴ0 からＴ0 ，Ｔ1 ，…, Ｔn へ遷移する確率
を、それぞれ３／１３４，１２／１３４，２／１３４と
見積もることができる。
【００７０】このように見積もられた遷移確率を、Ｗ-
グラフを用いて表現した例が図３に示されている。図３
において、トランザクションＴ０からＴ２への遷移確率
が与えられたとし、その確率を重みとする疑似ネットＰ
０を用いて表す。図中において、ｐ（Ｐ0 ）はトランザ
クションＴ０，Ｔ２間の遷移確率を表す。
グラフを用いて表現した例が図３に示されている。図３
において、トランザクションＴ０からＴ２への遷移確率
が与えられたとし、その確率を重みとする疑似ネットＰ
０を用いて表す。図中において、ｐ（Ｐ0 ）はトランザ
クションＴ０，Ｔ２間の遷移確率を表す。
【００７１】トランザクションとデータの関係と同様に
考えれば、トランザクションの遷移に伴うページの入出
力は、｜Ｐ（Ｄ（Ｔ0 ）＋Ｄ（Ｔ2 ））｜に比例し、そ
の期待値Ｅ〔｜Ｐ（Ｄ（Ｔ0 ）＋Ｄ（Ｔ2 ））｜〕の増
加は、図９の場合と同様に、ページの境界を横切るＷ-
グラフのエッジの重みに対応して増加することがわか
る。
考えれば、トランザクションの遷移に伴うページの入出
力は、｜Ｐ（Ｄ（Ｔ0 ）＋Ｄ（Ｔ2 ））｜に比例し、そ
の期待値Ｅ〔｜Ｐ（Ｄ（Ｔ0 ）＋Ｄ（Ｔ2 ））｜〕の増
加は、図９の場合と同様に、ページの境界を横切るＷ-
グラフのエッジの重みに対応して増加することがわか
る。
【００７２】これから、期待値Ｅ〔｜Ｐ（Ｄ（Ｔ0 ）＋
Ｄ（Ｔ2 ））｜〕を最小化する目的で、同様に、ページ
境界を横切るＷ- グラフのエッジの重みが最小になるよ
うな分割を求めればよい。
Ｄ（Ｔ2 ））｜〕を最小化する目的で、同様に、ページ
境界を横切るＷ- グラフのエッジの重みが最小になるよ
うな分割を求めればよい。
【００７３】最後に、エージェントに対して複数のマネ
ジャーからトランザクションが起動される場合について
説明する。前述のように個々のマネジャー−エージェン
ト間のトランザクション間の遷移について、Ｗ- グラフ
を用いて表現することができる。複数のマネジャーが並
行してトランザクションを起動する場合においても、仮
想記憶バッファが十分大きく、個々のトランザクション
のデータセットが同時にバッファ中に存在し得る程度に
大きい場合、前述の議論はそのまま個々のトランザクシ
ョンについて成立すると考えられる。通常の通信網処理
において要求されるトランザクションにおいては、仮想
記憶バッファの大きさは、トランザクションに関わるデ
ータ・セットに比較して十分大きいものと考えてよい。
ジャーからトランザクションが起動される場合について
説明する。前述のように個々のマネジャー−エージェン
ト間のトランザクション間の遷移について、Ｗ- グラフ
を用いて表現することができる。複数のマネジャーが並
行してトランザクションを起動する場合においても、仮
想記憶バッファが十分大きく、個々のトランザクション
のデータセットが同時にバッファ中に存在し得る程度に
大きい場合、前述の議論はそのまま個々のトランザクシ
ョンについて成立すると考えられる。通常の通信網処理
において要求されるトランザクションにおいては、仮想
記憶バッファの大きさは、トランザクションに関わるデ
ータ・セットに比較して十分大きいものと考えてよい。
【００７４】以上の説明においては、通信網管理の例を
用いて本発明の作用を説明したが、他の応用例について
も、トランザクション間の遷移がマルコフ連鎖で表され
るような場合、同様な効果を期待し得ることは明らかで
ある。
用いて本発明の作用を説明したが、他の応用例について
も、トランザクション間の遷移がマルコフ連鎖で表され
るような場合、同様な効果を期待し得ることは明らかで
ある。
【００７５】
【実施例】図１０は、本発明の一実施例を示したもので
あって、本発明を利用した通信網管理システムにおける
エージェントの構成を示している。図中において１１は
通信機能であって、他ノード上のマネジャーとの間で通
信を行う。１２は通信網管理装置であって、図１に示さ
れた通信網管理機能を行う。１３は、図１に示されたも
のと同様なオブジェクト指向データベースである。１４
は、クロスコネクト装置または交換機のような通信路制
御装置である。
あって、本発明を利用した通信網管理システムにおける
エージェントの構成を示している。図中において１１は
通信機能であって、他ノード上のマネジャーとの間で通
信を行う。１２は通信網管理装置であって、図１に示さ
れた通信網管理機能を行う。１３は、図１に示されたも
のと同様なオブジェクト指向データベースである。１４
は、クロスコネクト装置または交換機のような通信路制
御装置である。
【００７６】通信機能１１は、他ノード上のマネジャー
からの要求を通信網管理装置１２に伝達し、またエージ
ェントにおける処理結果である管理情報を、通信網管理
装置１２から要求元のマネジャーに返す。オブジェクト
指向データベース１３は、図１および前述の説明のよう
に動的構成を行うものであり、管理情報を格納してい
る。通信網管理装置１２は、必要に応じて通信路制御装
置１４の状態を監視し、またその監視情報を通信網管理
情報として、オブジェクト指向データベース１３に保存
し、他ノードのマネジャーからの要求に応じて提供す
る。
からの要求を通信網管理装置１２に伝達し、またエージ
ェントにおける処理結果である管理情報を、通信網管理
装置１２から要求元のマネジャーに返す。オブジェクト
指向データベース１３は、図１および前述の説明のよう
に動的構成を行うものであり、管理情報を格納してい
る。通信網管理装置１２は、必要に応じて通信路制御装
置１４の状態を監視し、またその監視情報を通信網管理
情報として、オブジェクト指向データベース１３に保存
し、他ノードのマネジャーからの要求に応じて提供す
る。
【００７７】以下、上述の説明中における文献を列挙す
る。 [1] ITU-T Recommendation M.3100:Generic Network In
formation Model. [2] 清水、依田、藤井、"TNMS カーネルにおけるMIB の
オブジェクト指向データベースによる実装について",信
学技報CS93-115,pp.17-23,Oct.1993. [3] 桐葉、今井、" オブジェクト指向型管理情報ベー
ス",信学技報IN93-99,pp.17-22,Oct.1993. [4] B.Kernighan and S.Lin,"An Efficient Heuristic
Procedure for Partitioning Graphs",Bell Syst. Tec
h. J.,vol.49,no.2,pp.291-307,Feb.1970. [5] J.Ullman,Principles of Database Systems,Second
Edition,Computer Science Press,Rockville,MD,1982. [6] H.Kung, L.Robinson,"On Optimistic Methods for
Concurrency Control",ACM Trans. on Database System
s, vol.6, no.2, pp.213-216,June 1981. [7] W.Effelsberg, T.Haerder,"Principles of Databas
e Buffer Management",ACM Trans. on Database System
s, vol.9, no.4, pp.560-595,Dec. 1984.
る。 [1] ITU-T Recommendation M.3100:Generic Network In
formation Model. [2] 清水、依田、藤井、"TNMS カーネルにおけるMIB の
オブジェクト指向データベースによる実装について",信
学技報CS93-115,pp.17-23,Oct.1993. [3] 桐葉、今井、" オブジェクト指向型管理情報ベー
ス",信学技報IN93-99,pp.17-22,Oct.1993. [4] B.Kernighan and S.Lin,"An Efficient Heuristic
Procedure for Partitioning Graphs",Bell Syst. Tec
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Edition,Computer Science Press,Rockville,MD,1982. [6] H.Kung, L.Robinson,"On Optimistic Methods for
Concurrency Control",ACM Trans. on Database System
s, vol.6, no.2, pp.213-216,June 1981. [7] W.Effelsberg, T.Haerder,"Principles of Databas
e Buffer Management",ACM Trans. on Database System
s, vol.9, no.4, pp.560-595,Dec. 1984.
【００７８】
【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、オ
ブジェクト指向データベースの動的構成方法において、
トランザクションとデータ間の関係、およびトランザク
ションの相関関係を適切に表現することによって、ディ
スク上のデータの最適な配置を得ることができるととも
に、オンラインで統計的情報を収集して動的に再配置を
行うので、非定型的なトランザクション処理を実時間で
行う場合に、処理時間を大幅に短縮することができ、従
って、通信ネットワーク管理におけるデータベース性能
の向上に寄与するところが大きい。例えば従来の方法と
比較して、ディスクの入出力特性を５倍以上改善できる
場合があった。
ブジェクト指向データベースの動的構成方法において、
トランザクションとデータ間の関係、およびトランザク
ションの相関関係を適切に表現することによって、ディ
スク上のデータの最適な配置を得ることができるととも
に、オンラインで統計的情報を収集して動的に再配置を
行うので、非定型的なトランザクション処理を実時間で
行う場合に、処理時間を大幅に短縮することができ、従
って、通信ネットワーク管理におけるデータベース性能
の向上に寄与するところが大きい。例えば従来の方法と
比較して、ディスクの入出力特性を５倍以上改善できる
場合があった。
【図１】本発明の原理的構成を示す図である。
【図２】遷移確率収集部におけるトランザクション間の
遷移の表現形式を示す図である。
遷移の表現形式を示す図である。
【図３】ハイパー・グラフによるトランザクション間の
相関情報の表現を示す図である。
相関情報の表現を示す図である。
【図４】データの書き込み時におけるディスク上のアド
レスの変更を示す図である。
レスの変更を示す図である。
【図５】ハイパー・グラフの分割結果の表現を示す図で
ある。
ある。
【図６】管理機能シーケンスを例示する図である。
【図７】トランザクション間のマルコフ連鎖を示す図で
ある。
ある。
【図８】トランザクションとデータの関係のＷ- グラフ
による表現を示す図である。
による表現を示す図である。
【図９】データ配置と確率による重みの関係を示す図で
ある。
ある。
【図１０】本発明の一実施例を示す図である。
３ オブジェクト指向データベース ６ 遷移確率収集部 ７ データベース再編成部
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 伊勢田 衡平 神奈川県川崎市中原区上小田中1015番地 富士通株式会社内
Claims (4)
- 【請求項１】 オブジェクト指向データベースにおい
て、 トランザクション間の遷移確率をオンラインで収集し、
該収集されたトランザクション間の遷移確率を重み付け
を用いたハイパー・グラフを作成して表現し、該ハイパ
ー・グラフを分割することによってディスク上に格納す
るオブジェクトのクラスタリング情報を得、該クラスタ
リング情報を用いてオンラインでディスク上のデータの
再配置を行ってデータベースを再編成することによっ
て、前記オブジェクト指向データベースを動的に構成す
ることを特徴とするデータベースの動的構成方式。 - 【請求項２】 請求項１に記載のデータベースの動的構
成方式において、前記ハイパー・グラフの作成によって
得られたトランザクション間の相関情報によって前記ハ
イパー・グラフの分割を逐次的に更新することを特徴と
するデータベースの自動収集方式。 - 【請求項３】 オブジェクト指向データベース（３）に
おいて、 トランザクション間の遷移確率をオンラインで収集する
遷移確率収集部（６）と、 該収集されたトランザクション間の遷移確率を重み付け
を用いたハイパー・グラフを作成して表現し、該ハイパ
ー・グラフを分割することによってディスク上に格納す
るオブジェクトのクラスタリング情報を得、該クラスタ
リング情報を用いてオンラインでディスク上のデータの
再配置を行ってデータベースを再編成するデータベース
再編成部（７）とを設けて、 前記オブジェクト指向データベース（３）を動的に構成
することを特徴とするデータベースの動的構成方式。 - 【請求項４】 前記データベース再編成部（７）が、前
記ハイパー・グラフの作成によって得られたトランザク
ション間の相関情報によって前記ハイパー・グラフの分
割を逐次的に更新することを特徴とする請求項３に記載
のデータベースの自動収集方式。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6039396A JPH07248948A (ja) | 1994-03-10 | 1994-03-10 | データベースの動的構成方式 |
| US08/394,798 US5940832A (en) | 1994-03-10 | 1995-02-27 | Dynamic database structuring method and apparatus, and database clustering method and apparatus |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6039396A JPH07248948A (ja) | 1994-03-10 | 1994-03-10 | データベースの動的構成方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07248948A true JPH07248948A (ja) | 1995-09-26 |
Family
ID=12551842
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6039396A Withdrawn JPH07248948A (ja) | 1994-03-10 | 1994-03-10 | データベースの動的構成方式 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5940832A (ja) |
| JP (1) | JPH07248948A (ja) |
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|---|---|---|---|
| A300 | Application deemed to be withdrawn because no request for examination was validly filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A300 Effective date: 20010605 |