JPH11154155A - ファイル管理方法 - Google Patents
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- JPH11154155A JPH11154155A JP9319527A JP31952797A JPH11154155A JP H11154155 A JPH11154155 A JP H11154155A JP 9319527 A JP9319527 A JP 9319527A JP 31952797 A JP31952797 A JP 31952797A JP H11154155 A JPH11154155 A JP H11154155A
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- G06F3/061—Improving I/O performance
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- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
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- G06F3/0628—Interfaces specially adapted for storage systems making use of a particular technique
- G06F3/0638—Organizing or formatting or addressing of data
- G06F3/0643—Management of files
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- G—PHYSICS
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- G06F3/0673—Single storage device
- G06F3/0674—Disk device
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- G—PHYSICS
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- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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- G11B20/12—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers
- G11B20/1217—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers on discs
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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
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- Theoretical Computer Science (AREA)
- Human Computer Interaction (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 ディスク装置から処理に必要なフィールドを
含む部分のみを読み出し、ディスク装置から読み出すデ
ータ量を減らすことで、ディスク装置からの読み出しに
かかる時間を軽減し、処理の高速化を実現する。 【解決手段】 元ファイルからフィールドの予め設定し
た一定件数を分割してブロックとし、各ブロックを全て
連結してグループに再編成し、レコードの全件について
グループに再編成後それらのグループを連結して転置フ
ァイルを生成し、その転置ファイルからフィールドごと
に順次アクセスする。また、グループを一定数ごとに複
数のディスク装置に格納し、元ファイルへのアクセスに
対し各ディスク装置を並列してアクセスする。
含む部分のみを読み出し、ディスク装置から読み出すデ
ータ量を減らすことで、ディスク装置からの読み出しに
かかる時間を軽減し、処理の高速化を実現する。 【解決手段】 元ファイルからフィールドの予め設定し
た一定件数を分割してブロックとし、各ブロックを全て
連結してグループに再編成し、レコードの全件について
グループに再編成後それらのグループを連結して転置フ
ァイルを生成し、その転置ファイルからフィールドごと
に順次アクセスする。また、グループを一定数ごとに複
数のディスク装置に格納し、元ファイルへのアクセスに
対し各ディスク装置を並列してアクセスする。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は、データベース処
理など大量に記憶されたデータから必要なデータだけを
効率よく取り出すような処理を目的としたデータファイ
ルのファイル管理方法の改良に関するものである。
理など大量に記憶されたデータから必要なデータだけを
効率よく取り出すような処理を目的としたデータファイ
ルのファイル管理方法の改良に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】一般に、ディスク装置内において、デー
タはレコード単位にまとまって、各レコードの順番に従
って並び、各レコード内ではそのフィールドの定義順に
データが並んでいる。従来のファイル管理におけるファ
イル管理方法の一例を図２４に示す。この図は、格納対
象となるデータファイルのi番目のレコードからnレコー
ド分がディスク装置に格納されている様子を示したもの
である。
タはレコード単位にまとまって、各レコードの順番に従
って並び、各レコード内ではそのフィールドの定義順に
データが並んでいる。従来のファイル管理におけるファ
イル管理方法の一例を図２４に示す。この図は、格納対
象となるデータファイルのi番目のレコードからnレコー
ド分がディスク装置に格納されている様子を示したもの
である。
【０００３】また、関係データベース処理おいて、ディ
スク装置から一旦全てのデータをデータベース演算処理
装置内部の入出力バッファに入力した後、選択、射影処
理により必要なデータのみを内部メモリに取り込むデー
タ処理装置の一例として、特開平６−１７６０７４号公
報に記載された技術がある。内部メモリの有効利用を図
ったものであるが、選択、射影処理による絞り込みの詳
細については記載されておらず、また、内部メモリに取
り入れたデータの利用方法についても特に記載されてい
ない。
スク装置から一旦全てのデータをデータベース演算処理
装置内部の入出力バッファに入力した後、選択、射影処
理により必要なデータのみを内部メモリに取り込むデー
タ処理装置の一例として、特開平６−１７６０７４号公
報に記載された技術がある。内部メモリの有効利用を図
ったものであるが、選択、射影処理による絞り込みの詳
細については記載されておらず、また、内部メモリに取
り入れたデータの利用方法についても特に記載されてい
ない。
【０００４】上記のように、レコード単位にまとめて記
憶されている記憶形式の場合、レコードの中の一部のフ
ィールドのみが必要な場合でも、すべてのレコードをデ
ィスク装置から入出力バッファに入力した上で、必要な
フィールドのみを切り出す処理が必要であった。一部の
フィールドのみを取り出すような処理は、例えば社員番
号、氏名、年齢、住所、電話番号から構成される社員デ
ータベースから、氏名と住所だけを取り出すような処理
がこれに相当する。図２５に示すように、フィールド17
が氏名、フィールド18が住所として、これら２つのフィ
ールドのみが必要な場合でも、ディスク装置上はフィー
ルドごとに分割されて格納されていないため、ディスク
装置からはすべてのフィールドを全レコードについて読
み出した上で、17と18のフィールドを切り出す処理が必
要であった。
憶されている記憶形式の場合、レコードの中の一部のフ
ィールドのみが必要な場合でも、すべてのレコードをデ
ィスク装置から入出力バッファに入力した上で、必要な
フィールドのみを切り出す処理が必要であった。一部の
フィールドのみを取り出すような処理は、例えば社員番
号、氏名、年齢、住所、電話番号から構成される社員デ
ータベースから、氏名と住所だけを取り出すような処理
がこれに相当する。図２５に示すように、フィールド17
が氏名、フィールド18が住所として、これら２つのフィ
ールドのみが必要な場合でも、ディスク装置上はフィー
ルドごとに分割されて格納されていないため、ディスク
装置からはすべてのフィールドを全レコードについて読
み出した上で、17と18のフィールドを切り出す処理が必
要であった。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】従来のファイル管理方
法は上記のように構成されているので、レコードの中の
一部のフィールドのみが必要な場合でも、すべてのレコ
ードをディスク装置等から入出力バッファに入力しなけ
ればならず、必要なフィールドのみを切り出したファイ
ルを作成しても、ファイルを利用する用途により必要な
フィールドが異なるので、必要なフィールドのみを切り
出す処理は使用の都度行なう必要があるという問題点が
あった。
法は上記のように構成されているので、レコードの中の
一部のフィールドのみが必要な場合でも、すべてのレコ
ードをディスク装置等から入出力バッファに入力しなけ
ればならず、必要なフィールドのみを切り出したファイ
ルを作成しても、ファイルを利用する用途により必要な
フィールドが異なるので、必要なフィールドのみを切り
出す処理は使用の都度行なう必要があるという問題点が
あった。
【０００６】この発明は、上記のような問題点を解消す
るためになされたもので、ディスク装置から処理に必要
なフィールドを含む部分のみを読み出し、ディスク装置
から読み出すデータ量を減らすことで、ディスク装置か
らの読み出しにかかる時間を軽減し、処理の高速化を実
現することを目的としている。
るためになされたもので、ディスク装置から処理に必要
なフィールドを含む部分のみを読み出し、ディスク装置
から読み出すデータ量を減らすことで、ディスク装置か
らの読み出しにかかる時間を軽減し、処理の高速化を実
現することを目的としている。
【０００７】
【課題を解決するための手段】この発明に係るファイル
管理方法は、複数のフィールドから構成されるレコード
を複数格納した元ファイルから上記フィールドの予め設
定した一定件数を上記元ファイルから分割してブロック
とし、それらの分割した各ブロックを全て連結してグル
ープに再編成し、上記レコードの全件について上記グル
ープに再編成後それらのグループを連結して転置ファイ
ルを生成し、その転置ファイルからランダムにアクセス
するものである。
管理方法は、複数のフィールドから構成されるレコード
を複数格納した元ファイルから上記フィールドの予め設
定した一定件数を上記元ファイルから分割してブロック
とし、それらの分割した各ブロックを全て連結してグル
ープに再編成し、上記レコードの全件について上記グル
ープに再編成後それらのグループを連結して転置ファイ
ルを生成し、その転置ファイルからランダムにアクセス
するものである。
【０００８】また、上記レコードの各フイールドをフィ
ールドごとに１又は複数の固定長フィールドに変更し上
記レコード全体を固定長フィールドとした後上記元ファ
イルから分割してブロックとするものである。
ールドごとに１又は複数の固定長フィールドに変更し上
記レコード全体を固定長フィールドとした後上記元ファ
イルから分割してブロックとするものである。
【０００９】さらに、上記レコードの隣接する１又は複
数のフィールドをまとめて固定長フィールドに変更する
ものである。
数のフィールドをまとめて固定長フィールドに変更する
ものである。
【００１０】また、上記レコードの先頭位置から固定値
にて順次フィールドを形成し上記レコード全体を固定長
フィールドとした後上記元ファイルから分割してブロッ
クとするものである。
にて順次フィールドを形成し上記レコード全体を固定長
フィールドとした後上記元ファイルから分割してブロッ
クとするものである。
【００１１】また、上記ブロック内のレコード順を各ブ
ロックごとに変更するものである。
ロックごとに変更するものである。
【００１２】さらに、上記ブロック内のレコード開始位
置を各ブロックごとに変更し上記ブロック内のレコード
はラップアラウンドにて構成するものである。
置を各ブロックごとに変更し上記ブロック内のレコード
はラップアラウンドにて構成するものである。
【００１３】また、上記グループ内の上記ブロックの連
結順を各グループごとに変更するものである。
結順を各グループごとに変更するものである。
【００１４】さらにまた、上記ブロックの内同時にアク
セスされる可能性の高いブロックを隣接して配置するも
のである。
セスされる可能性の高いブロックを隣接して配置するも
のである。
【００１５】また、複数のフィールドから構成されるレ
コードを複数格納した元ファイルから選択した上記フィ
ールドの予め設定した一定件数を上記元ファイルから分
割してブロックとし、それらの分割した各ブロックを全
て連結してグループに再編成し、それらのグループを予
め設定した一定数ごとに複数のディスク装置に格納し、
上記元ファイルへのアクセスに対し上記各ディスク装置
を並列してアクセスするものである。
コードを複数格納した元ファイルから選択した上記フィ
ールドの予め設定した一定件数を上記元ファイルから分
割してブロックとし、それらの分割した各ブロックを全
て連結してグループに再編成し、それらのグループを予
め設定した一定数ごとに複数のディスク装置に格納し、
上記元ファイルへのアクセスに対し上記各ディスク装置
を並列してアクセスするものである。
【００１６】さらに、上記グループごとに上記レコード
のフィールド値の最大値又は最小値を求めることにより
レコードを検索するものである。
のフィールド値の最大値又は最小値を求めることにより
レコードを検索するものである。
【００１７】また、上記レコードの投入順序又は投入時
期を示す識別子を上記レコードに付し、上記グループご
とに上記識別子の最大値又は最小値を求めることにより
レコードを検索するものである。
期を示す識別子を上記レコードに付し、上記グループご
とに上記識別子の最大値又は最小値を求めることにより
レコードを検索するものである。
【００１８】
【発明の実施の形態】実施の形態１．図１は、この発明
の実施の形態１を示す転置ファイルの生成方法を示すも
ので、１は複数のフィールド２から構成されるレコード
３を複数格納した元ファイルであり、各フィールドの予
め設定した一定件数、例えばＮレコードを元ファイルか
ら分割してブロック４としとしている。それらの分割し
た各ブロック４を全て連結してグループ５に再編成し、
レコード３の全件について上記グループ５に再編成後そ
れらのグループ５を連結することにより転置ファイル６
が生成される。フィールド２及びレコード３ともに固定
長の場合である。図２に示すように、転置ファイル６を
生成後、必要なフィールド２の集まり、即ち、必要なブ
ロック４のみを読み出して入出力バッファ７に格納する
ことができ、バッファ容量の節減及び処理速度の高速化
が実現できる。
の実施の形態１を示す転置ファイルの生成方法を示すも
ので、１は複数のフィールド２から構成されるレコード
３を複数格納した元ファイルであり、各フィールドの予
め設定した一定件数、例えばＮレコードを元ファイルか
ら分割してブロック４としとしている。それらの分割し
た各ブロック４を全て連結してグループ５に再編成し、
レコード３の全件について上記グループ５に再編成後そ
れらのグループ５を連結することにより転置ファイル６
が生成される。フィールド２及びレコード３ともに固定
長の場合である。図２に示すように、転置ファイル６を
生成後、必要なフィールド２の集まり、即ち、必要なブ
ロック４のみを読み出して入出力バッファ７に格納する
ことができ、バッファ容量の節減及び処理速度の高速化
が実現できる。
【００１９】実施の形態２．図３は、実施の形態２を示
すレコードのフォーマットを示すもので、元ファイルの
レコードが固定長フィールドでない場合に固定長化する
一方法を示している。８は元ファイルのレコード、９は
固定長化した後の固定境界フォーマットを示している。
図は、Ｆバイトに固定長化した例であり、例えばＦバイ
トに満たないフィールドＦｉｅｌｄ−Ｂはブランクを埋
めることによりＦｉｅｌｄ＃１に固定長化している。ま
た、Ｆバイトを超えるフィールド長のＦｉｅｌｄ−Ｃは
３分割することにより、一部ブランクを埋めることによ
りＦｉｅｌｄ＃２、Ｆｉｅｌｄ＃３、Ｆｉｅｌｄ＃４と
している。フィールド毎にＮレコード分を集めることに
よりＮＦバイトのブロックができる。固定長化すること
により、処理速度の高速化が実現できる。
すレコードのフォーマットを示すもので、元ファイルの
レコードが固定長フィールドでない場合に固定長化する
一方法を示している。８は元ファイルのレコード、９は
固定長化した後の固定境界フォーマットを示している。
図は、Ｆバイトに固定長化した例であり、例えばＦバイ
トに満たないフィールドＦｉｅｌｄ−Ｂはブランクを埋
めることによりＦｉｅｌｄ＃１に固定長化している。ま
た、Ｆバイトを超えるフィールド長のＦｉｅｌｄ−Ｃは
３分割することにより、一部ブランクを埋めることによ
りＦｉｅｌｄ＃２、Ｆｉｅｌｄ＃３、Ｆｉｅｌｄ＃４と
している。フィールド毎にＮレコード分を集めることに
よりＮＦバイトのブロックができる。固定長化すること
により、処理速度の高速化が実現できる。
【００２０】図４は、実施の形態２の変形例を示すもの
で、隣接する複数のフィールドをまとめて固定長フィー
ルドに変更する方法である。フィールド長の短いフィー
ルドをまとめて取り扱うことができるので処理効率が向
上する。
で、隣接する複数のフィールドをまとめて固定長フィー
ルドに変更する方法である。フィールド長の短いフィー
ルドをまとめて取り扱うことができるので処理効率が向
上する。
【００２１】実施の形態３．図５〜６は実施の形態３を
示すレコードフォーマットを分割する様子を示す図であ
る。図５は従来の実装方式によるデータファイルのi番
目のレコードからnレコード分を示したものである。デ
ータはレコード単位にまとまって、各レコードの順番に
従ってならび、各レコード内ではそのフィールドの定義
順にデータが並んでいる。本実施の形態３においては、
このレコードを分割して格納する。例ではレコードを分
割する長さを例えば４バイトとした場合を示す。まず各
レコードを４バイトづつに分割する。フィールド長は４
の倍数とは限らないので、フィールドの途中で分割され
ることもある。こうして、分割された部分を、レコード
毎に同じレコード内オフセットからはじまるものでまと
めてブロックとする。ブロック内では、各レコードの部
分はそのレコード順に並んでいる。
示すレコードフォーマットを分割する様子を示す図であ
る。図５は従来の実装方式によるデータファイルのi番
目のレコードからnレコード分を示したものである。デ
ータはレコード単位にまとまって、各レコードの順番に
従ってならび、各レコード内ではそのフィールドの定義
順にデータが並んでいる。本実施の形態３においては、
このレコードを分割して格納する。例ではレコードを分
割する長さを例えば４バイトとした場合を示す。まず各
レコードを４バイトづつに分割する。フィールド長は４
の倍数とは限らないので、フィールドの途中で分割され
ることもある。こうして、分割された部分を、レコード
毎に同じレコード内オフセットからはじまるものでまと
めてブロックとする。ブロック内では、各レコードの部
分はそのレコード順に並んでいる。
【００２２】図６にその様子を示す。ブロック１は各レ
コードの先頭４バイトばかりを集めたもので、ブロック
２は各レコードの５バイト目から４バイトばかりを集め
たものとなる。最後の５ブロックは各レコードの最終部
分ばかりを集めたものとなる。レコード長が４の倍数で
ない場合、レコードの最後の部分にパディングを施して
４バイトに調整する。このようにしてできたブロックを
集めることで、レコードの集まりを格納する。ブロック
の集まりは、計算機システムのディスク上のファイルの
一部の形で格納される。
コードの先頭４バイトばかりを集めたもので、ブロック
２は各レコードの５バイト目から４バイトばかりを集め
たものとなる。最後の５ブロックは各レコードの最終部
分ばかりを集めたものとなる。レコード長が４の倍数で
ない場合、レコードの最後の部分にパディングを施して
４バイトに調整する。このようにしてできたブロックを
集めることで、レコードの集まりを格納する。ブロック
の集まりは、計算機システムのディスク上のファイルの
一部の形で格納される。
【００２３】このような格納方式のデータファイルのレ
コードを追加する手順を説明する。まず、最初にディス
ク上に複数ブロック分の領域を確保し、データの追加位
置を示すポインタをその領域の先頭とする。ブロックサ
イズは適当な大きさの４の倍数で、ブロック数は、デー
タファイルが格納しようとするレコードの長さ以上の最
小の４の倍数を４で割った値である。
コードを追加する手順を説明する。まず、最初にディス
ク上に複数ブロック分の領域を確保し、データの追加位
置を示すポインタをその領域の先頭とする。ブロックサ
イズは適当な大きさの４の倍数で、ブロック数は、デー
タファイルが格納しようとするレコードの長さ以上の最
小の４の倍数を４で割った値である。
【００２４】確保した領域に１レコード追加する場合の
手順を図７に示す。追加しようとするレコードをメモリ
上で４バイト単位に分割する（ステップＳ１）。分割し
た最初の４バイトはデータの追加位置を示すポインタの
指す場所に格納し（ステップＳ２）、レコードの追加位
置を示すポインタをブロックサイズ分進める（ステップ
Ｓ３）。レコードを分割して得られる次の４バイトを順
次レコードの追加位置を示すポインタの指す場所に格納
し、格納するごとにレコードの追加位置を示すポインタ
をブロックサイズ分進める。レコードを分割して得られ
る最後の４バイトを格納した後は、レコードの追加位置
を示すポインタを最初のブロック内のデータの最後に位
置づける（ステップＳ３）。
手順を図７に示す。追加しようとするレコードをメモリ
上で４バイト単位に分割する（ステップＳ１）。分割し
た最初の４バイトはデータの追加位置を示すポインタの
指す場所に格納し（ステップＳ２）、レコードの追加位
置を示すポインタをブロックサイズ分進める（ステップ
Ｓ３）。レコードを分割して得られる次の４バイトを順
次レコードの追加位置を示すポインタの指す場所に格納
し、格納するごとにレコードの追加位置を示すポインタ
をブロックサイズ分進める。レコードを分割して得られ
る最後の４バイトを格納した後は、レコードの追加位置
を示すポインタを最初のブロック内のデータの最後に位
置づける（ステップＳ３）。
【００２５】図７の手順による処理の様子を摸式的に示
したのが図８である。図８では、追加レコードを分割
し、分割単位ごとに各ブロックの最終位置に追加する様
子を示している。
したのが図８である。図８では、追加レコードを分割
し、分割単位ごとに各ブロックの最終位置に追加する様
子を示している。
【００２６】複数レコードを一度に追加する場合は、各
レコードをメモリ上で４バイト単位に分割し、各レコー
ドの同じレコード内オフセットの部分をメモリ上でまと
めたうえで、ディスクに格納する。例えば、３レコード
を一度に追加する場合、分割して得られる４バイトの部
分を同じレコード内オフセットの部分について３レコー
ド分づつメモリ上でまとめて、１２バイトづつ、レコー
ドの追加位置を示すポインタの指す場所に格納してい
く。この様子を図９に示す。
レコードをメモリ上で４バイト単位に分割し、各レコー
ドの同じレコード内オフセットの部分をメモリ上でまと
めたうえで、ディスクに格納する。例えば、３レコード
を一度に追加する場合、分割して得られる４バイトの部
分を同じレコード内オフセットの部分について３レコー
ド分づつメモリ上でまとめて、１２バイトづつ、レコー
ドの追加位置を示すポインタの指す場所に格納してい
く。この様子を図９に示す。
【００２７】このようにして、分割して格納されたデー
タを読み出す時の手順について説明する。例えば、図１
０に示すように、フィールドＡが必要な場合、フィール
ドＡはブロック１にのみ格納されているので、ディスク
装置からブロック１のみをメモリ上に読み出すようにす
る。フィールドＢが必要な場合、フィールドＢはブロッ
ク２とブロック３にまたがって格納されているので、ブ
ロック２とブロック３をメモリ上に読み出して、その中
からフィールドＢの部分だけをメモリ上で切り出した上
で利用する。
タを読み出す時の手順について説明する。例えば、図１
０に示すように、フィールドＡが必要な場合、フィール
ドＡはブロック１にのみ格納されているので、ディスク
装置からブロック１のみをメモリ上に読み出すようにす
る。フィールドＢが必要な場合、フィールドＢはブロッ
ク２とブロック３にまたがって格納されているので、ブ
ロック２とブロック３をメモリ上に読み出して、その中
からフィールドＢの部分だけをメモリ上で切り出した上
で利用する。
【００２８】あるフィールドを読み出すのに必要なブロ
ックは、データファイルからのデータ入力時にフィール
ドの定義情報を基に計算して求める。必要なフィールド
のレコード内オフセットがＰ（０オリジン）で、フィー
ルドの長さがＬの場合、読み出すことが必要なブロック
は以下の計算式で得られる。ブロックｉからブロックｊ
まで読み出すことが必要。 ｉ＝INT（Ｐ／４）＋１ ｊ＝INT（（Ｐ＋Ｌー１）／４）＋１ ここで、INT（X）はXを超えない最小の整数を示す。
ックは、データファイルからのデータ入力時にフィール
ドの定義情報を基に計算して求める。必要なフィールド
のレコード内オフセットがＰ（０オリジン）で、フィー
ルドの長さがＬの場合、読み出すことが必要なブロック
は以下の計算式で得られる。ブロックｉからブロックｊ
まで読み出すことが必要。 ｉ＝INT（Ｐ／４）＋１ ｊ＝INT（（Ｐ＋Ｌー１）／４）＋１ ここで、INT（X）はXを超えない最小の整数を示す。
【００２９】このように、レコードを分割して格納する
ことで、読みだし処理において必要な部分だけを読み出
すことが可能となり、ディスクからデータを読み出す時
間を短縮することが可能になる。さらに、分割単位をフ
ィールド単位ではなく、４バイトというフィールド定義
とは関係無い値で分割しているため、データファイルは
同じで、そのフィールドの定義情報が変更になった場合
でも、データファイルの格納方式には影響を与えること
なく、データ入力時にフィールドの定義情報（レコード
内オフセットとフィールドの長さ）を基に必要なブロッ
クを計算するだけで対応が可能となる。
ことで、読みだし処理において必要な部分だけを読み出
すことが可能となり、ディスクからデータを読み出す時
間を短縮することが可能になる。さらに、分割単位をフ
ィールド単位ではなく、４バイトというフィールド定義
とは関係無い値で分割しているため、データファイルは
同じで、そのフィールドの定義情報が変更になった場合
でも、データファイルの格納方式には影響を与えること
なく、データ入力時にフィールドの定義情報（レコード
内オフセットとフィールドの長さ）を基に必要なブロッ
クを計算するだけで対応が可能となる。
【００３０】実施の形態４．基本単位毎に単純なレコー
ド順でフィールドを配置すると、キャッシュ・TLBの特
定のセットにアクセスが集中する。このため衝突による
ミスが頻繁に発生すると予想される。仮想記憶を使わな
いことによりTLBの衝突を避けることができるが、ソフ
トウェア処理ではTLBの衝突の可能性が残る。エントリ
の衝突は、例えば、一定値づつレコード開始位置をずら
す（スキュー）ことによって回避できる。
ド順でフィールドを配置すると、キャッシュ・TLBの特
定のセットにアクセスが集中する。このため衝突による
ミスが頻繁に発生すると予想される。仮想記憶を使わな
いことによりTLBの衝突を避けることができるが、ソフ
トウェア処理ではTLBの衝突の可能性が残る。エントリ
の衝突は、例えば、一定値づつレコード開始位置をずら
す（スキュー）ことによって回避できる。
【００３１】図１１に実施の形態４の転置ファイル６内
の各ブロック４の構成を示している。ソフトウェア処理
時の効率にも考慮してTLBの衝突も避けるとすると、ペ
ージサイズ＋キャッシュブロックサイズ（例えばS=4096
+32=4128bytes）のスキューをとると、衝突を避けられ
る。各ブロック４内のレコードはスキューによりずらし
た分だけ先頭に回して一巡させるラップアラウンドによ
り構成されている。このように、ブロック４内のレコー
ド順を各ブロック４ごとに変更することによりアクセス
の偏りを回避することができる。
の各ブロック４の構成を示している。ソフトウェア処理
時の効率にも考慮してTLBの衝突も避けるとすると、ペ
ージサイズ＋キャッシュブロックサイズ（例えばS=4096
+32=4128bytes）のスキューをとると、衝突を避けられ
る。各ブロック４内のレコードはスキューによりずらし
た分だけ先頭に回して一巡させるラップアラウンドによ
り構成されている。このように、ブロック４内のレコー
ド順を各ブロック４ごとに変更することによりアクセス
の偏りを回避することができる。
【００３２】上記のようなアクセスの偏りを回避する他
の方法としては、グループ５内の上記ブロック４の連結
順を各グループごとに変更する方法がある。特に、転置
ファイル６の容量が大きく、グループ数が多い場合に有
効な方法である。
の方法としては、グループ５内の上記ブロック４の連結
順を各グループごとに変更する方法がある。特に、転置
ファイル６の容量が大きく、グループ数が多い場合に有
効な方法である。
【００３３】実施の形態５．図１２は、実施の形態５を
示す転置ファイル６の生成方法を示すもので、同時に参
照されやすいフィールド２の隣接するブロックの再配置
のようすを示したものである。フィールド２の特性によ
りデータ検索時に同時に参照されやすいフィールドが複
数存在する場合があり、そのようなフィールドは転置フ
ァイルを生成するとき、グループ内に隣接して配置して
おいた方が検索時の処理速度を向上させることができ
る。
示す転置ファイル６の生成方法を示すもので、同時に参
照されやすいフィールド２の隣接するブロックの再配置
のようすを示したものである。フィールド２の特性によ
りデータ検索時に同時に参照されやすいフィールドが複
数存在する場合があり、そのようなフィールドは転置フ
ァイルを生成するとき、グループ内に隣接して配置して
おいた方が検索時の処理速度を向上させることができ
る。
【００３４】図１２において、データ検索時に同時に参
照されやすいフィールドの集合としてブロック４ａとブ
ロック４ｂがあり、これら２つのフィールドはレコード
３上では離れた位置に構成されているが、転置ファイル
６の生成時に隣接して配置することにより、転置ファイ
ル６を格納してあるディスク装置（図示せず）からの読
み出しにかかる時間を軽減し、処理の高速化を実現する
ことができる。
照されやすいフィールドの集合としてブロック４ａとブ
ロック４ｂがあり、これら２つのフィールドはレコード
３上では離れた位置に構成されているが、転置ファイル
６の生成時に隣接して配置することにより、転置ファイ
ル６を格納してあるディスク装置（図示せず）からの読
み出しにかかる時間を軽減し、処理の高速化を実現する
ことができる。
【００３５】実施の形態６．図１３は実施の形態３にお
いてレコードフォーマットを４バイトで分割して生成し
た転置ファイル６におけるページ単位の処理方法の一例
を示す図である。ブロックサイズをある一定の値に定め
ておく。それぞれのブロックには、レコードを分割して
得られる４バイトの部分がそれぞれ一定数集められて格
納されているので、それらのブロックを集めることで、
一定数のレコードを格納する単位を形成することができ
る。この単位をページ11とする。１ページ11を実施の形
態１における１グループ５と同一の単位としてもよい。
１ページ11に格納できるレコード数を超えるレコード３
を追加する場合にはページ11を追加する。複数のページ
の集合としてデータファイル12が形成されている。
いてレコードフォーマットを４バイトで分割して生成し
た転置ファイル６におけるページ単位の処理方法の一例
を示す図である。ブロックサイズをある一定の値に定め
ておく。それぞれのブロックには、レコードを分割して
得られる４バイトの部分がそれぞれ一定数集められて格
納されているので、それらのブロックを集めることで、
一定数のレコードを格納する単位を形成することができ
る。この単位をページ11とする。１ページ11を実施の形
態１における１グループ５と同一の単位としてもよい。
１ページ11に格納できるレコード数を超えるレコード３
を追加する場合にはページ11を追加する。複数のページ
の集合としてデータファイル12が形成されている。
【００３６】図１４は、データファイル12を構成する複
数のページ11を、ファイル管理プログラム14が異なるデ
ィスク装置15に分散して配置する。ひとつのデータファ
イル12を構成するページ11をどのディスク装置15に分配
するかは、利用者やシステムの管理者の定義による。デ
ータベース処理などのデータを読み込む処理プログラム
があるデータファイルの入力要求をファイル管理部（図
示せず）に対して行った場合、ファイル管理プログラム
14は、対象となるデータファイル12を構成するページが
どのディスク装置に分散して格納されているかを管理し
ているため、その処理要求を対象となる複数のディスク
装置15に対するページ単位の入力処理に分解して処理す
る。図では、データファイルを構成するページ11は
D：，E：，，，G：という複数のディスク装置15に分散
して格納されているので、データファイル12に対するデ
ータの読みだし処理要求は、ファイル管理部において、
複数のディスク装置15上の各ページ11に対する入力処理
を並列に行う形で処理される。
数のページ11を、ファイル管理プログラム14が異なるデ
ィスク装置15に分散して配置する。ひとつのデータファ
イル12を構成するページ11をどのディスク装置15に分配
するかは、利用者やシステムの管理者の定義による。デ
ータベース処理などのデータを読み込む処理プログラム
があるデータファイルの入力要求をファイル管理部（図
示せず）に対して行った場合、ファイル管理プログラム
14は、対象となるデータファイル12を構成するページが
どのディスク装置に分散して格納されているかを管理し
ているため、その処理要求を対象となる複数のディスク
装置15に対するページ単位の入力処理に分解して処理す
る。図では、データファイルを構成するページ11は
D：，E：，，，G：という複数のディスク装置15に分散
して格納されているので、データファイル12に対するデ
ータの読みだし処理要求は、ファイル管理部において、
複数のディスク装置15上の各ページ11に対する入力処理
を並列に行う形で処理される。
【００３７】このように、異なるディスク装置15上に配
置した複数ページ11からデータファイル12を構成するこ
とで、データファイル12からの入力処理を複数のディス
ク装置15上のページ11からの入力要求に分解できるた
め、データファイル12からの入力の並列度が向上し、処
理速度の向上につながる。
置した複数ページ11からデータファイル12を構成するこ
とで、データファイル12からの入力処理を複数のディス
ク装置15上のページ11からの入力要求に分解できるた
め、データファイル12からの入力の並列度が向上し、処
理速度の向上につながる。
【００３８】ブロックを生成する際、レコード長に応じ
てブロックのサイズを変えることができるようにする。
例えば、図１５に示すように、レコード長が256バイト
の場合、レコードは64のブロックに分割される。ブロッ
クの大きさを64KBにすると、ページのサイズは4MBにな
る。レコード長が2048バイトの場合512のブロックに分
割されるため、ブロックのサイズを64KBにすると、ペー
ジのサイズは32MBになる。ページのサイズが大きくなる
と、おなじ大きさのデータファイルに対してページの数
が少なくなるので、本実施の形態におけるページを異な
るディスクに分散させて処理の並列度を向上させる効果
が現れにくくなる。そこで、ブロックのサイズを8KBに
するとページのサイズはレコード長256Bの場合と同じ4M
Bに抑えられる。また、ページの数を増やそうとしてブ
ロックのサイズを小さく設定しすぎると、ブロック単位
の入力処理において、一度に入力できるデータ量が小さ
くなり、処理性能を低下させる原因になりうる。従っ
て、ブロックサイズを適切に制御する必要がある。
てブロックのサイズを変えることができるようにする。
例えば、図１５に示すように、レコード長が256バイト
の場合、レコードは64のブロックに分割される。ブロッ
クの大きさを64KBにすると、ページのサイズは4MBにな
る。レコード長が2048バイトの場合512のブロックに分
割されるため、ブロックのサイズを64KBにすると、ペー
ジのサイズは32MBになる。ページのサイズが大きくなる
と、おなじ大きさのデータファイルに対してページの数
が少なくなるので、本実施の形態におけるページを異な
るディスクに分散させて処理の並列度を向上させる効果
が現れにくくなる。そこで、ブロックのサイズを8KBに
するとページのサイズはレコード長256Bの場合と同じ4M
Bに抑えられる。また、ページの数を増やそうとしてブ
ロックのサイズを小さく設定しすぎると、ブロック単位
の入力処理において、一度に入力できるデータ量が小さ
くなり、処理性能を低下させる原因になりうる。従っ
て、ブロックサイズを適切に制御する必要がある。
【００３９】上記のようにレコード長によってブロック
のサイズを変えることで、レコード長にかかわりなく、
並列度向上の効果を活かした処理速度の制御が可能にな
る。
のサイズを変えることで、レコード長にかかわりなく、
並列度向上の効果を活かした処理速度の制御が可能にな
る。
【００４０】実施の形態７．図１６に本実施の形態にお
けるレコードの実装方法を示す。本実施の形態において
は、データファイルを構成するレコードを格納する際
に、ある一定数のレコードを格納する単位を形成する。
この単位をページとする。１ページの単位は、実施の形
態１における１グループ５又は実施の形態６における１
ページの単位等任意に設定することができる。１ページ
に格納されるレコード数を超えるレコードからなるデー
タファイルは複数のページから構成される。この各ペー
ジに、ページの中に存在するデータの特性を示す指標を
設ける。データファイルの中からある条件に合致するレ
コードを探し出す検索処理において、そのページの特性
の指標を調べて条件に合致するレコードを含むページか
どうかを判定する。条件に合致するレコードを含むと判
定されたページを検索対象とし、そうでない場合は検索
対象外とする。
けるレコードの実装方法を示す。本実施の形態において
は、データファイルを構成するレコードを格納する際
に、ある一定数のレコードを格納する単位を形成する。
この単位をページとする。１ページの単位は、実施の形
態１における１グループ５又は実施の形態６における１
ページの単位等任意に設定することができる。１ページ
に格納されるレコード数を超えるレコードからなるデー
タファイルは複数のページから構成される。この各ペー
ジに、ページの中に存在するデータの特性を示す指標を
設ける。データファイルの中からある条件に合致するレ
コードを探し出す検索処理において、そのページの特性
の指標を調べて条件に合致するレコードを含むページか
どうかを判定する。条件に合致するレコードを含むと判
定されたページを検索対象とし、そうでない場合は検索
対象外とする。
【００４１】このように、ページ単位に分割し、各ペー
ジが検索対象になるかどうかをその指標を用いて判定す
ることで、不要なページの検索処理を省くことが可能と
なり、検索処理を高速化することが可能となる。
ジが検索対象になるかどうかをその指標を用いて判定す
ることで、不要なページの検索処理を省くことが可能と
なり、検索処理を高速化することが可能となる。
【００４２】図１７は本実施の形態におけるデータの特
性を示す指標として最大値／最小値を用いたレコードの
実装方法を示す図である。各ページの中に含まれるレコ
ードについて、各フィールドの最大値／最小値を管理す
る領域を用意する。最大値を管理する領域は、そのペー
ジ中のすべてのレコードの中での最大値を持つフィール
ドの組み合わせで構成され、最小値を管理する領域は、
そのページ中のすべてのレコードの中での最小値を持つ
フィールドの組み合わせで構成される。あるフィールド
の値でレコードを選択するような処理において、この最
大値／最小値のフィールドとその値を比較することで、
選択対象となるレコードがそのページに含まれるかどう
かの判断を行い、含まれるならばそのページに含まれる
レコードを検索し、含まれないならばそのページは処理
対象からはずれる。
性を示す指標として最大値／最小値を用いたレコードの
実装方法を示す図である。各ページの中に含まれるレコ
ードについて、各フィールドの最大値／最小値を管理す
る領域を用意する。最大値を管理する領域は、そのペー
ジ中のすべてのレコードの中での最大値を持つフィール
ドの組み合わせで構成され、最小値を管理する領域は、
そのページ中のすべてのレコードの中での最小値を持つ
フィールドの組み合わせで構成される。あるフィールド
の値でレコードを選択するような処理において、この最
大値／最小値のフィールドとその値を比較することで、
選択対象となるレコードがそのページに含まれるかどう
かの判断を行い、含まれるならばそのページに含まれる
レコードを検索し、含まれないならばそのページは処理
対象からはずれる。
【００４３】図１８は、ページ単位の選択処理の処理フ
ローを示すもので、あるページについて、検索条件がそ
のページの最大値以下か比較し（ステップＳ７）、ＮＯ
のときは次のページに移り、ＹＥＳのときは次に検索条
件がそのページの最小値以上か比較する（ステップＳ
８）。ＮＯのときは次のページに移り、ＹＥＳのときは
そのページを処理対象とする（ステップＳ９）。この処
理を繰り返すことにより、全てのページについて選択対
象となるレコードが全ページに含まれるかどうかの判断
を行う。
ローを示すもので、あるページについて、検索条件がそ
のページの最大値以下か比較し（ステップＳ７）、ＮＯ
のときは次のページに移り、ＹＥＳのときは次に検索条
件がそのページの最小値以上か比較する（ステップＳ
８）。ＮＯのときは次のページに移り、ＹＥＳのときは
そのページを処理対象とする（ステップＳ９）。この処
理を繰り返すことにより、全てのページについて選択対
象となるレコードが全ページに含まれるかどうかの判断
を行う。
【００４４】実施の形態８．図１９は実施の形態８の処
理方法の例を示す図である。レコードの投入順序を示す
レコードIDもしくは投入時刻を示すタイムスタンプを準
備しておき、ページ単位にそのレコードIDもしくはタイ
ムスタンプの初期値と最終値を管理する領域を用意す
る。データファイルのレコードのうち、ある特定時期の
データのみを処理対象としたいような場合、このレコー
ドIDもしくはタイムスタンプの範囲を指定して、各ペー
ジのレコードIDもしくはタイムスタンプの初期値／最終
値と比較し、処理対象となるレコードがそのページに含
まれるかどうかの判断を行い、含まれるならばそのペー
ジに含まれるレコードを処理し、含まれないならばその
ページは処理対象からはずれる。例えば、過去３年分の
レコードを格納しているデータファイルに対して、昨年
１０月のレコードのみを処理対象とする場合、タイムス
タンプの比較により、昨年１０月分のレコードを含むペ
ージのみを処理対象とする。
理方法の例を示す図である。レコードの投入順序を示す
レコードIDもしくは投入時刻を示すタイムスタンプを準
備しておき、ページ単位にそのレコードIDもしくはタイ
ムスタンプの初期値と最終値を管理する領域を用意す
る。データファイルのレコードのうち、ある特定時期の
データのみを処理対象としたいような場合、このレコー
ドIDもしくはタイムスタンプの範囲を指定して、各ペー
ジのレコードIDもしくはタイムスタンプの初期値／最終
値と比較し、処理対象となるレコードがそのページに含
まれるかどうかの判断を行い、含まれるならばそのペー
ジに含まれるレコードを処理し、含まれないならばその
ページは処理対象からはずれる。例えば、過去３年分の
レコードを格納しているデータファイルに対して、昨年
１０月のレコードのみを処理対象とする場合、タイムス
タンプの比較により、昨年１０月分のレコードを含むペ
ージのみを処理対象とする。
【００４５】図２０はページ単位のレコードIDによる選
択処理を示す処理フローである。図において、指定レコ
ードIDがそのページの最大値以下か判断し（ステップＳ
１１）、次に指定レコードIDがそのページの最小値以上
か判断する（ステップＳ１２）。ステップＳ１１とＳ１
２の条件を満たすページを処理対象とする（ステップＳ
１３）。以上の処理を全てのページについて行うことに
より検索を終了する。このように、レコードの投入時期
を条件とする選択処理がページ単位で可能になるため、
レコードの選択処理の処理効率が向上する。
択処理を示す処理フローである。図において、指定レコ
ードIDがそのページの最大値以下か判断し（ステップＳ
１１）、次に指定レコードIDがそのページの最小値以上
か判断する（ステップＳ１２）。ステップＳ１１とＳ１
２の条件を満たすページを処理対象とする（ステップＳ
１３）。以上の処理を全てのページについて行うことに
より検索を終了する。このように、レコードの投入時期
を条件とする選択処理がページ単位で可能になるため、
レコードの選択処理の処理効率が向上する。
【００４６】実施の形態９．実際にページをディスク装
置上に実装する場合、ページ単位に計算機システムのオ
ペレーティングシステムの提供するファイルシステムの
ひとつのファイルとして実装する。１ページを１ファイ
ルとする、もしくは複数のページを１ファイルとする。
このように、ひとつのデータファイルを複数のファイル
に分割して管理することで、データファイルの部分的な
削除などの処理が容易となる。例えば、図２１は実施の
形態９の処理方法を示すもので、過去３年分のデータフ
ァイルのもっとも古い１年分のレコードを含むページを
削除する場合、削除対象のページを含むディスク装置の
みを選択し、かつ並列処理により削除するので、データ
ファイルの部分的な削除などの高速処理が可能となる。
置上に実装する場合、ページ単位に計算機システムのオ
ペレーティングシステムの提供するファイルシステムの
ひとつのファイルとして実装する。１ページを１ファイ
ルとする、もしくは複数のページを１ファイルとする。
このように、ひとつのデータファイルを複数のファイル
に分割して管理することで、データファイルの部分的な
削除などの処理が容易となる。例えば、図２１は実施の
形態９の処理方法を示すもので、過去３年分のデータフ
ァイルのもっとも古い１年分のレコードを含むページを
削除する場合、削除対象のページを含むディスク装置の
みを選択し、かつ並列処理により削除するので、データ
ファイルの部分的な削除などの高速処理が可能となる。
【００４７】実施の形態１０．図２２は実施の形態１０
の処理方法を示す図である。図に示すように、データフ
ァイルを分割して管理する各ファイルの中に含まれるレ
コードについて、各フィールドの最大値／最小値を管理
する領域を用意する。最大値を管理する領域は、そのフ
ァイル中のすべてのレコードの中での最大値を持つフィ
ールドの組み合わせで構成され、最小値を管理する領域
は、そのファイル中のすべてのレコードの中での最小値
を持つフィールドの組み合わせで構成される。あるフィ
ールドの値でレコードを選択するような処理において、
この最大値／最小値のフィールドとその値を比較するこ
とで、選択対象となるレコードがそのファイルに含まれ
るかどうかの判断を行い、含まれるならばそのファイル
に含まれるレコードを検索し、含まれないならばそのフ
ァイルは処理対象からはずれる。このように、レコード
のフィールドの値に対する条件による選択処理がファイ
ル単位で可能になるため、レコードの選択処理の処理効
率が向上する。
の処理方法を示す図である。図に示すように、データフ
ァイルを分割して管理する各ファイルの中に含まれるレ
コードについて、各フィールドの最大値／最小値を管理
する領域を用意する。最大値を管理する領域は、そのフ
ァイル中のすべてのレコードの中での最大値を持つフィ
ールドの組み合わせで構成され、最小値を管理する領域
は、そのファイル中のすべてのレコードの中での最小値
を持つフィールドの組み合わせで構成される。あるフィ
ールドの値でレコードを選択するような処理において、
この最大値／最小値のフィールドとその値を比較するこ
とで、選択対象となるレコードがそのファイルに含まれ
るかどうかの判断を行い、含まれるならばそのファイル
に含まれるレコードを検索し、含まれないならばそのフ
ァイルは処理対象からはずれる。このように、レコード
のフィールドの値に対する条件による選択処理がファイ
ル単位で可能になるため、レコードの選択処理の処理効
率が向上する。
【００４８】実施の形態１１．図２３は実施の形態１１
の処理方法を示す図である。図に示すように、レコード
の投入順序を示すレコードIDもしくは投入時刻を示すタ
イムスタンプを準備しておき、データファイルを分割し
て管理するファイル単位にそのレコードIDもしくはタイ
ムスタンプの初期値と最終値を管理する領域を用意す
る。データファイルのレコードのうち、ある特定時期の
データのみを処理対象としたいような場合、このレコー
ドIDもしくはタイムスタンプの範囲を指定して、各ファ
イルのレコードIDもしくはタイムスタンプの初期値／最
終値と比較し、処理対象となるレコードがそのファイル
に含まれるかどうかの判断を行い、含まれるならばその
ファイルに含まれるレコードを処理し、含まれないなら
ばそのファイルは処理対象からはずれる。例えば、過去
３年分のレコードを格納しているデータファイルに対し
て、昨年１０月のレコードのみを処理対象とする場合、
タイムスタンプの比較により、昨年１０月分のレコード
を含むファイルのみを処理対象とすることができる。こ
のように、レコードの投入時期を条件とする選択処理が
ファイル単位で可能になるため、レコードの選択処理の
処理効率が向上する。
の処理方法を示す図である。図に示すように、レコード
の投入順序を示すレコードIDもしくは投入時刻を示すタ
イムスタンプを準備しておき、データファイルを分割し
て管理するファイル単位にそのレコードIDもしくはタイ
ムスタンプの初期値と最終値を管理する領域を用意す
る。データファイルのレコードのうち、ある特定時期の
データのみを処理対象としたいような場合、このレコー
ドIDもしくはタイムスタンプの範囲を指定して、各ファ
イルのレコードIDもしくはタイムスタンプの初期値／最
終値と比較し、処理対象となるレコードがそのファイル
に含まれるかどうかの判断を行い、含まれるならばその
ファイルに含まれるレコードを処理し、含まれないなら
ばそのファイルは処理対象からはずれる。例えば、過去
３年分のレコードを格納しているデータファイルに対し
て、昨年１０月のレコードのみを処理対象とする場合、
タイムスタンプの比較により、昨年１０月分のレコード
を含むファイルのみを処理対象とすることができる。こ
のように、レコードの投入時期を条件とする選択処理が
ファイル単位で可能になるため、レコードの選択処理の
処理効率が向上する。
【００４９】
【発明の効果】この発明は、以上説明したように構成さ
れているので、以下に示すような効果を奏する。
れているので、以下に示すような効果を奏する。
【００５０】フィールドの予め設定した一定件数を上記
元ファイルから分割してブロックとし、それらの分割し
た各ブロックを全て連結してグループに再編成するよう
に構成したので、ディスク装置から処理に必要なフィー
ルドを含む部分のみを読み出すことができ、処理の高速
化を実現することができる。
元ファイルから分割してブロックとし、それらの分割し
た各ブロックを全て連結してグループに再編成するよう
に構成したので、ディスク装置から処理に必要なフィー
ルドを含む部分のみを読み出すことができ、処理の高速
化を実現することができる。
【００５１】また、レコード全体を固定長フィールドと
した後上記元ファイルから分割してブロックとするよう
に構成したので、フィールドの取り扱いを容易にし、処
理の高速化を実現することができる。
した後上記元ファイルから分割してブロックとするよう
に構成したので、フィールドの取り扱いを容易にし、処
理の高速化を実現することができる。
【００５２】らさに、レコードの隣接する１又は複数の
フィールドをまとめて固定長フィールドに変更するよう
に構成したので、隣接するフィールドを連続して読み出
すことができるので、処理の高速化を実現することがで
きる。
フィールドをまとめて固定長フィールドに変更するよう
に構成したので、隣接するフィールドを連続して読み出
すことができるので、処理の高速化を実現することがで
きる。
【００５３】また、レコードの先頭位置から固定値にて
順次フィールドを形成し上記レコード全体を固定長フィ
ールドとするように構成したので、フィールド定義の変
更に際しても、データファイルの再分割を不要にするこ
とができる。
順次フィールドを形成し上記レコード全体を固定長フィ
ールドとするように構成したので、フィールド定義の変
更に際しても、データファイルの再分割を不要にするこ
とができる。
【００５４】さらにまた、ブロック内のレコード順を各
ブロックごとに変更するように構成したので、アクセス
の偏りを回避することができる。
ブロックごとに変更するように構成したので、アクセス
の偏りを回避することができる。
【００５５】また、ブロック内のレコード開始位置を各
ブロックごとに変更するように構成したので、アクセス
の偏りを回避することができる。
ブロックごとに変更するように構成したので、アクセス
の偏りを回避することができる。
【００５６】さらに、グループ内の上記ブロックの連結
順を各グループごとに変更するように構成したので、ア
クセスの偏りを回避することができる。
順を各グループごとに変更するように構成したので、ア
クセスの偏りを回避することができる。
【００５７】また、ブロックの内同時にアクセスされる
可能性の高いブロックを隣接して配置するように構成し
たので、隣接するフィールドを連続して読み出すことが
でき、処理の高速化を実現することができる。
可能性の高いブロックを隣接して配置するように構成し
たので、隣接するフィールドを連続して読み出すことが
でき、処理の高速化を実現することができる。
【００５８】さらにまた、グループを予め設定した一定
数ごとに複数のディスク装置に格納し、元ファイルへの
アクセスに対し上記各ディスク装置を並列してアクセス
するように構成したので、ディスク装置から読み出すデ
ータ量を減らし、処理の高速化を実現することができ
る。
数ごとに複数のディスク装置に格納し、元ファイルへの
アクセスに対し上記各ディスク装置を並列してアクセス
するように構成したので、ディスク装置から読み出すデ
ータ量を減らし、処理の高速化を実現することができ
る。
【００５９】また、グループごとに上記レコードのフィ
ールド値の最大値又は最小値を求めることによりレコー
ドを検索するように構成したので、不要なページのアク
セスを省くことができ、検索処理を高速化することが可
能となる。
ールド値の最大値又は最小値を求めることによりレコー
ドを検索するように構成したので、不要なページのアク
セスを省くことができ、検索処理を高速化することが可
能となる。
【００６０】レコードの投入順序又は投入時期を示す識
別子を上記レコードに付すように構成したので、不要な
ページのアクセスを省くことができ、検索処理を高速化
することが可能となる。
別子を上記レコードに付すように構成したので、不要な
ページのアクセスを省くことができ、検索処理を高速化
することが可能となる。
【図１】 この発明の実施の形態１の転置ファイルの生
成方法を示す模式図である。
成方法を示す模式図である。
【図２】 この発明の実施の形態１の必要なブロックの
みを読み出して入出力バッファに格納することを示す模
式図である。
みを読み出して入出力バッファに格納することを示す模
式図である。
【図３】 この発明の実施の形態２の固定境界フォーマ
ットを示すファイルレイアウト図である。
ットを示すファイルレイアウト図である。
【図４】 この発明の実施の形態２の隣接する複数のフ
ィールドをまとめて固定長フィールドに変更する方法を
示す模式図である。
ィールドをまとめて固定長フィールドに変更する方法を
示す模式図である。
【図５】 この発明の実施の形態３のレコードフォーマ
ットを分割する様子を示す模式図である。
ットを分割する様子を示す模式図である。
【図６】 この発明の実施の形態３のレコードフォーマ
ットを分割する様子を示す模式図である。
ットを分割する様子を示す模式図である。
【図７】 この発明の実施の形態３の確保した領域に１
レコード追加する場合の手順を示すフローチャートであ
る。
レコード追加する場合の手順を示すフローチャートであ
る。
【図８】 この発明の実施の形態３の確保した領域に１
レコード追加する場合の手順を示す模式図である。
レコード追加する場合の手順を示す模式図である。
【図９】 この発明の実施の形態３の確保した領域に複
数レコードを一度に追加する場合の手順を示す模式図で
ある。
数レコードを一度に追加する場合の手順を示す模式図で
ある。
【図１０】 この発明の実施の形態３の分割して格納さ
れたデータを読み出す時の手順を示す模式図である。
れたデータを読み出す時の手順を示す模式図である。
【図１１】 この発明の実施の形態４の転置ファイル内
の各ブロックの構成を示すファイルレイアウト図であ
る。
の各ブロックの構成を示すファイルレイアウト図であ
る。
【図１２】 この発明の実施の形態５の転置ファイルの
生成方法を示す模式図である。
生成方法を示す模式図である。
【図１３】 この発明の実施の形態６の転置ファイルに
おけるページ単位の処理方法を示す模式図である。
おけるページ単位の処理方法を示す模式図である。
【図１４】 この発明の実施の形態６のデータファイル
を構成するページをディスク装置に分配する様子を示す
模式図である。
を構成するページをディスク装置に分配する様子を示す
模式図である。
【図１５】 この発明の実施の形態６のレコード長に応
じてブロックのサイズを変える様子を示す模式図であ
る。
じてブロックのサイズを変える様子を示す模式図であ
る。
【図１６】 この発明の実施の形態７のレコードの実装
方法を示す模式図である。
方法を示す模式図である。
【図１７】 この発明の実施の形態７の最大値／最小値
を用いたレコードの実装方法を示す模式図である。
を用いたレコードの実装方法を示す模式図である。
【図１８】 この発明の実施の形態７の最大値／最小値
を用いたレコードの実装方法を示すフローチャートであ
る。
を用いたレコードの実装方法を示すフローチャートであ
る。
【図１９】 この発明の実施の形態８の処理方法を示す
模式図である。
模式図である。
【図２０】 この発明の実施の形態８の処理方法を示す
フローチャートである。
フローチャートである。
【図２１】 この発明の実施の形態９のデータファイル
の部分的な削除を示す模式図である。
の部分的な削除を示す模式図である。
【図２２】 この発明の実施の形態１０の処理方法を示
す模式図である。
す模式図である。
【図２３】 この発明の実施の形態１１の処理方法を示
す模式図である。
す模式図である。
【図２４】 従来例のファイル管理方法を示す模式図で
ある。
ある。
【図２５】 従来例のフィールドを切り出す処理を示す
模式図である。
模式図である。
１ 元ファイル、２ フィールド、３ レコード、４
ブロック、５ グループ、６ 転置ファィル。
ブロック、５ グループ、６ 転置ファィル。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 早川 孝之 東京都千代田区丸の内二丁目２番３号 三 菱電機株式会社内 (72)発明者 吉村 啓二 東京都千代田区丸の内二丁目２番３号 三 菱電機株式会社内
Claims (11)
- 【請求項１】 複数のフィールドから構成されるレコー
ドを複数格納した元ファイルから上記フィールドの予め
設定した一定件数を上記元ファイルから分割してブロッ
クとし、それらの分割した各ブロックを全て連結してグ
ループに再編成し、上記レコードの全件について上記グ
ループに再編成後それらのグループを連結して転置ファ
イルを生成し、その転置ファイルからランダムにアクセ
スすることを特徴とするファイル管理方法。 - 【請求項２】 上記レコードの各フイールドをフィール
ドごとに１又は複数の固定長フィールドに変更し上記レ
コード全体を固定長フィールドとした後上記元ファイル
から分割してブロックとすることを特徴とする請求項１
記載のファイル管理方法。 - 【請求項３】 上記レコードの隣接する１又は複数のフ
ィールドをまとめて固定長フィールドに変更することを
特徴とする請求項２記載のファイル管理方法。 - 【請求項４】 上記レコードの先頭位置から固定値にて
順次フィールドを形成し上記レコード全体を固定長フィ
ールドとした後上記元ファイルから分割してブロックと
することを特徴とする請求項１記載のファイル管理方
法。 - 【請求項５】 上記ブロック内のレコード順を各ブロッ
クごとに変更することを特徴とする請求項１〜請求項４
のいずれかに記載のファイル管理方法。 - 【請求項６】 上記ブロック内のレコード開始位置を各
ブロックごとに変更し上記ブロック内のレコードはラッ
プアラウンドにて構成することを特徴とする請求項５記
載のファイル管理方法。 - 【請求項７】 上記グループ内の上記ブロックの連結順
を各グループごとに変更することを特徴とする請求項１
〜請求項６のいずれかに記載のファイル管理方法。 - 【請求項８】 上記ブロックの内同時にアクセスされる
可能性の高いブロックを隣接して配置することを特徴と
する請求項７記載のファイル管理方法。 - 【請求項９】 複数のフィールドから構成されるレコー
ドを複数格納した元ファイルから選択した上記フィール
ドの予め設定した一定件数を上記元ファイルから分割し
てブロックとし、それらの分割した各ブロックを全て連
結してグループに再編成し、それらのグループを予め設
定した一定数ごとに複数のディスク装置に格納し、上記
元ファイルへのアクセスに対し上記各ディスク装置を並
列してアクセスすることを特徴とするファイル管理方
法。 - 【請求項１０】 上記グループごとに上記レコードのフ
ィールド値の最大値又は最小値を求めることによりレコ
ードを検索することを特徴とする請求項９記載のファイ
ル管理方法。 - 【請求項１１】 上記レコードの投入順序又は投入時期
を示す識別子を上記レコードに付し、上記グループごと
に上記識別子の最大値又は最小値を求めることによりレ
コードを検索することを特徴とする請求項９又は請求項
１０に記載のファイル管理方法。
Priority Applications (4)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9319527A JP3024619B2 (ja) | 1997-11-20 | 1997-11-20 | ファイル管理方法 |
| TW087118635A TW392113B (en) | 1997-11-20 | 1998-11-09 | File management method |
| EP98121286A EP0921527A3 (en) | 1997-11-20 | 1998-11-09 | File managing method |
| US09/188,307 US6289359B1 (en) | 1997-11-20 | 1998-11-10 | File managing method |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9319527A JP3024619B2 (ja) | 1997-11-20 | 1997-11-20 | ファイル管理方法 |
Publications (2)
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|---|---|
| JPH11154155A true JPH11154155A (ja) | 1999-06-08 |
| JP3024619B2 JP3024619B2 (ja) | 2000-03-21 |
Family
ID=18111240
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP9319527A Expired - Lifetime JP3024619B2 (ja) | 1997-11-20 | 1997-11-20 | ファイル管理方法 |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6289359B1 (ja) |
| EP (1) | EP0921527A3 (ja) |
| JP (1) | JP3024619B2 (ja) |
| TW (1) | TW392113B (ja) |
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-
1998
- 1998-11-09 TW TW087118635A patent/TW392113B/zh not_active IP Right Cessation
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- 1998-11-10 US US09/188,307 patent/US6289359B1/en not_active Expired - Lifetime
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| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EP0921527A2 (en) | 1999-06-09 |
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