JPH02212949A - オンライン中データベース再編成処理方式 - Google Patents

Abstract

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

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明はデータベース再編成処理方式に関し、特にオン
ラインシステムにおけるオンライン中データベース再編
成処理方式に関する。

〔従来の技術〕

従来のデータベース再編成処理方式では、第２図に示す
ように、データベース内のデータが一度磁気テープ等の
補助記憶媒体（通例、磁気テープを使用することが多い
ので、磁気テープで代表させて示す）に退避され、それ
らのデータが再びデータベースに格納されることにより
、データベースの再編成処理が行われていた。

すなわち、上述のデータの格納において、データベース
の領域が不足していればその領域を拡張し、多数の削除
レコードの存在等によりデータベースの格納状況が悪化
していればデータベース内の実データ（データレコード
）の配置状況を良くすることにより、データベースの格
納状況を改善するためのデータベースの再編成処理が行
われていた。

［発明が解決しようとする課題〕 上述した従来のデータベース再編成処理方式では、デー
タベース内のデータを磁気テープ等に退避しなければな
らないので、データベースの再編成処理の際にオンライ
ン処理による更新が発生した場合において磁気テープ等
にすでに退避されたデータについてはその更新が反映さ
れずその更新に係る再編成処理後のデータベース内のデ
ータが不正なデータとなってしまうという欠点がある。

したがって、従来のデータベース再編成処理方式では、
オンライン中（オンライン処理実行中）にデータベース
の再編成処理を行うことができない（オンラインシステ
ムを停止させてデータベースの再編成処理を行わなけれ
ばならない）という欠点がある。

本発明の目的は、上述の点に鑑み、オンライン中のデー
タベースの再編成処理を可能にするデータベース再編成
処理方式であるオンライン中データベース再編成処理方
式を提供することにある。

〔課題を解決するための手段〕

本発明のオンラ・イン中データヘース再編成処理方式は
、データベース内のあるレンジのデータレコードをクラ
スタ単位で別のレンジにコピーしながらデータベース内
のデータレコードの格納状況の変更を行う再編成処理手
段と、この再編成処理手段によりコピーされたクラスタ
のコピー先のアドレス等に基づいてデータベース内のア
ドレス変換エリアの付換えを行うアドレス変換エリア付
換え手段と、前記再編成処理手段および前記アドレス変
換エリア付換え手段の処理中に処理対象のクラスタをロ
ックし前記アドレス変換エリア付換え手段によるアドレ
ス変換エリアの付ｌＱえが終了した後にそのロックを解
除するクラスタロック手段とを有する。

〔作用〕

本発明のオンライン中データヘース再編成処理方式では
、再編成処理手段がデータベース内のあるレンジのデー
タレコードをクラスタ単位で別のレンジにコピーしなが
らデータベース内のデータレコードの格納状況の変更を
行い、アドレス変換エリア付肯え手段が再編成処理手段
によりコピーされたクラスタのコピー先のアドレス等に
基づいてデータベース内のアドレス変換エリアの付換え
を行い、クラスクロック手段が再編成処理手段およびア
ドレス変換エリア付換え手段の処理中に処理対象のクラ
スタをロックしアドレス変換エリア４＝ｔ　ｔｅｌえ手
段によるアドレス変換エリアの付換えが終了した後にそ
のロックを解除する。

〔実施例〕

次に、本発明について図面を参照して説明する。

第１図は、本発明のオンライン中データベース再編成処
理方式の一実施例の構成を示すブロック図である０本実
施例のオンライン中データヘース再編成処理方式は、デ
ータベース１ｏ内のあるレンジ（データベース１０が物
理的に分割された開城。

ファイルアロケーションの最小単位である）のデータレ
コードをクラスタ（チェーン付けされたデータレコード
のセット、第３図に示すように１つの親レコード（第３
図中では「親」とのみ示す。

子レコードおよび孫レコードについても同様）とその親
レコードに従属する子レコードおよび孫レコード等から
構成される）単位で別のレンジにコピーしながらデータ
ベース１０内の格納状況の変更（改善）を行う（これに
より、データベース１０内の領域の拡張やデータベース
１０に対する最適なアクセス効率の達成のためのデータ
ベースｌＯの再編成処理が実現される）再編成処理手段
１と、再編成処理手段ｌによりコピーされたクラスタの
コピー先のレンジのアドレス（データアドレス）に基づ
いてデータベース１０内のアドレス変換エリア１１の付
換え（第３図に示すアドレス変換エリアｌｌ内のデータ
アドレスの変換）を行うアドレス変換エリア付換え手段
２と、再編成処理手段１およびアドレス変換エリア付換
え手段２の処理中に処理対象のクラスタのロック（その
クラスタを他の処理プログラムによりアクセスさせない
ようにするこ吉）を行いアドレス変換エリア付換え手段
２によるアドレス変換エリア１１の付換えが終了した後
にそのロックを解除するクラスクロック手段３と、再編
成処理の対象のデータベースＪＯとを含んで構成されて
いる。

データベース１０は、アドレス変換エリア１１と、いく
つかのレンジ１２（第３図に示すように複数のページか
らなる）とを含んで構成されている。

第３図を参照すると、アドレス変換エリア１１は、キ一
部と、データアドレスとを有している。

データアドレスは、レンジ１２を識別するためのレンジ
番号と、そのレンジ１２内のアドレス（ページを識別す
るためのページ番号とそのページ内のラインを識別する
だめのライン番号とからなる）を示すアドレス部（第３
図中のアドレス部にはページ番号のみを示している）と
からなっている。

オンラインシステムで実行される処理プログラムによっ
てデータベース１０内の任意のデータレコードが゛アク
セスされる場合には、通常そのデータレコードをアクセ
スするためのキー（バンキングシステムにおける口座番
号等、各親レコード（クラスタ）について１つのキーが
設定される）によりアドレス変換エリア１．１のキ一部
が検索され、この検索に基づいてデータアドレスが求め
られてデータレコードへのアクセスが行われる。

次に、このように構成された本実施例のオンライン中デ
ータヘース再編成処理方式の動作について説明する。な
お、ここでは第３図に示すレンジ番号ｒｌＪのレンジ１
．２（レンジ１２−１）内のデータレコードがレンジ番
号「２」のレンジ１．２（レンジ１２−２）に再編成さ
れアドレス変換エリア１１の付換えが行われる場合の動
作について説明する。

データベース１０の再編成処理が行われる場合には、再
編成処理手段１はデータベース１０の格納されている磁
気ディスク等（図示せず）の空き領域に再編成処理の対
象のレンジ１２−１に対応する別のレンジ１２−２のア
ロケーションを行う　（これにより、レンジ１２−２が
データベース１０内の領域になる）。

次に、再編成処理手段１は、アロケーションされたレン
ジ１２−２に刑してページ単位に一定のダミーレコード
を全ページについて格納する。これは、再編成処理後の
クラスタへの子レコードや孫レコード等の追加時になる
べく同一ページにそのデータレコードを格納できるよう
に、一定の領域を各ページに確保するための処理である
。なお、このダミーレコードは各ページがカレントペー
ジでなくなった時（そのページについての再編成処理が
終了した時）に削除される（この削除によりダミーレコ
ードが格納されていた領域が空き領域になり、上述のよ
うなデータレコードの追加時に使用することができるよ
うになる）。

さらに、再編成処理手段ｌは、データベース１０内のア
ドレス変換エリア１１を最初のエントリから読み込み各
エントリに対する親レコードのデータアドレスを取得し
てレンジ１２−１内のデータレコードを読み込む、この
データレコードの読込みは各説レコードに対応するクラ
スタ単位で行われ、この読込みの際にクラスタサイズが
計算される（削除レコードの読込みが行われないことは
いうまでもない）。

同時に、クラスタロック手段３は、そのクラスタ内のデ
ータレコードに対して他の処理プログラムからアクセス
できないようにするためにそのクラスタのロックを行う
。

続いて、再編成処理手段ｌは、読み込んだクラスタ単位
のデータレコードを先にアロケーションしであるレンジ
１２−２に格納（コピー）する、このときに、１ページ
内の空領域に再編成処理の対象のクラスタを収納できな
い場合（収納できるか否かはデータレコードの読込みの
際に計算しであるクラスタサイズに基づいて判断する）
には、ページまたがり（１つのクラスタが２つのページ
にまたがって格納されること）が発生しないように制御
されてそのクラスタ（クラスタ単位のデータレコード）
は次ページの先頭のラインから格納される（このときに
前ページがカレントベージではなくなったので、その中
のダミーレコードが削除される）。

レンジ１２−２への１つのクラスタのコピーが終了する
と、アドレス変換エリア付損え手段２は、そのクラスタ
が新しく格納されたレンジ１２−２（コピー先のレンジ
１２）のレンジ番号「２」とアドレス（ページ番号「１
」等）とをアドレス変換工リア１１内のそのクラスタに
対応するキ一部に対するデータアドレス中のレンジ番号
とアドレス部とに書き込む（アドレス変換エリア１１の
付換えを行う）。

このアドレス変換エリア１１の付換えが終了すると、ク
ラスタロック手段３はそのクラスタのロックを解除する
。

上述のようなデータベースｌＯの再編成処理の終了後に
処理プログラムによる再編成処理の完了したデータレコ
ードへのアクセスが発生した場合には、アドレス変換エ
リアｌｌ内のデータアドレスが再編成処理後のレンジ番
号およびアドレス部となっているので、再編成処理済み
のデータレコードをアクセスすることが可能になる。

なお、再編成処理の実行中に新規クラスタ作成を行う処
理プログラムが実行された場合には、新規なりラスタは
旧レンジ（レンジ１２−１）の最後の領域に格納される
（実行中の再編成処理によってこのクラスタは新レンジ
（レンジ１２−２）に再編成される）。

上述したデータベース１０の再編成処理においては、オ
ンライン端末（図示せず）側から考えた場合におけるア
クセスできない状態（ウェイト状態）のクラスタはある
時点で１つであり、それも本実施例のオンライン中デー
タベース再編成処理方式によりそのクラスタが別領域（
レンジ１２−２）に格納されその格納に係るアドレス変
換エリア１１の付換えが行われた後はすぐにアクセスで
きるようになる。

（発明の効果〕 以上説明したように本発明は、クラスタ単位でデータベ
ースの再編成処理を行う（あるレンジのデータをクラス
タ単位で別のレンジにコピーしそのコピーに基づいてア
ドレス変換エリアのアドレスの付換えを行う）ことによ
り、従来の技術では行うことができなかったオンライン
中のデータベースの再編成処理を可能にし、データベー
スを存するオンラインシステムの運用性を大幅に向上す
ることができる（データベースの再編成処理のためにオ
ンラインシステムを停止させる必要がなくなり、オンラ
インシステムを２４時間稼動させることが可能なノンス
トップシステムを実現することができる）という効果が
ある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例の構成を示すブロック図、 第２図は従来のデータベース再編成処理方式の処理を示
す流れ図、 第３図は第１図に示す本実施例のオンライン中データベ
ース再編成処理方式によるデータベースの再編成処理の
！ａ様の一例を示す図である。 図において、 １・・・再編成処理手段、 ２・・・アドレス変換エリア付換え手段、３・・・クラ
スタロック手段、 ＩＯ・・・データベース、 １１・・・アドレス変換エリア、 １２、１２−１．１２−２・・・レンジである。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 データベース内のあるレンジのデータレコードをクラス
   タ単位で別のレンジにコピーしながらデータベース内の
   データレコードの格納状況の変更を行う再編成処理手段
   と、 この再編成処理手段によりコピーされたクラスタのコピ
   ー先のアドレス等に基づいてデータベース内のアドレス
   変換エリアの付換えを行うアドレス変換エリア付換え手
   段と、 前記再編成処理手段および前記アドレス変換エリア付換
   え手段の処理中に処理対象のクラスタをロックし前記ア
   ドレス変換エリア付換え手段によるアドレス変換エリア
   の付換えが終了した後にそのロックを解除するクラスタ
   ロック手段と を有することを特徴とするオンライン中データベース再
   編成処理方式。