JPH0772898B2 - インデックスの作成方式 - Google Patents
インデックスの作成方式Info
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- JPH0772898B2 JPH0772898B2 JP56100142A JP10014281A JPH0772898B2 JP H0772898 B2 JPH0772898 B2 JP H0772898B2 JP 56100142 A JP56100142 A JP 56100142A JP 10014281 A JP10014281 A JP 10014281A JP H0772898 B2 JPH0772898 B2 JP H0772898B2
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- Japan
- Prior art keywords
- data
- key
- index
- database
- binary
- Prior art date
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-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
- G06F16/90—Details of database functions independent of the retrieved data types
- G06F16/901—Indexing; Data structures therefor; Storage structures
- G06F16/9017—Indexing; Data structures therefor; Storage structures using directory or table look-up
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Databases & Information Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Data Mining & Analysis (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 本発明は、インデックスのキーを所定の記号化方式によ
って創成することによって、データ項目長の変更の際に
もインデックスを再作成せずに実行できるインデックス
の作成方式に関するものである。本発明によれば、デー
タベースの論理構造上のデータ構造の変更が発生して
も、インデックスをそのままの状態で運用を継続するこ
とができる。
って創成することによって、データ項目長の変更の際に
もインデックスを再作成せずに実行できるインデックス
の作成方式に関するものである。本発明によれば、デー
タベースの論理構造上のデータ構造の変更が発生して
も、インデックスをそのままの状態で運用を継続するこ
とができる。
複数の利用者からデータを同時に共用するデータベース
処理装置において、データベース管理システムが高度化
する傾向の中で、拡張性，柔軟性に富むデータベース運
用形態を実現する技術が必要とされている。
処理装置において、データベース管理システムが高度化
する傾向の中で、拡張性，柔軟性に富むデータベース運
用形態を実現する技術が必要とされている。
例えば、データベース導入時に行われるデータベース設
計では上流設計として位置づけられている実在データの
情報分析・整理・統合によって、完全なデータの論理関
係を明らかにする必要がある。しかしながら、実際のデ
ータ分析は膨大かつ常に変化する環境の中でデータを扱
わなければならないため、分析が終了する時点にはな何
らかの影響により、データ設計の手直しをすることが常
である。このような問題はデータベース導入期間や運用
時にも、データベースの手直しは必要となる。したがっ
て、柔軟で拡張性に飛んだデータベース管理システムが
求められている。特に、リレーショナル・データベース
の商用化に伴い、利用者が扱う応用プログラムとデータ
ベースの独立性が強く求められるようになり、利用者の
立場からのデータベース（論理データベース）とデータ
ベース管理システム側のデータベースの独立性が重要な
課題となってきている。
計では上流設計として位置づけられている実在データの
情報分析・整理・統合によって、完全なデータの論理関
係を明らかにする必要がある。しかしながら、実際のデ
ータ分析は膨大かつ常に変化する環境の中でデータを扱
わなければならないため、分析が終了する時点にはな何
らかの影響により、データ設計の手直しをすることが常
である。このような問題はデータベース導入期間や運用
時にも、データベースの手直しは必要となる。したがっ
て、柔軟で拡張性に飛んだデータベース管理システムが
求められている。特に、リレーショナル・データベース
の商用化に伴い、利用者が扱う応用プログラムとデータ
ベースの独立性が強く求められるようになり、利用者の
立場からのデータベース（論理データベース）とデータ
ベース管理システム側のデータベースの独立性が重要な
課題となってきている。
このような要請の中で、データベース物理構造である論
理構造上のデータに対する格納構造以外にも、高速にデ
ータを検索する手段としてのインデックス構造について
も柔軟なインデックス構造が求められている。
理構造上のデータに対する格納構造以外にも、高速にデ
ータを検索する手段としてのインデックス構造について
も柔軟なインデックス構造が求められている。
データを同時に共用するデータベースでは大きく論理構
造と物理構造に分類できる。これは、下記の文献１の3,
4章からも明らかである。
造と物理構造に分類できる。これは、下記の文献１の3,
4章からも明らかである。
文献１ 「Computer Data−Base Organization」2ed,JAMES MART
IN,PRENTICE−HALL,INC,1977 データベース管理システムは、利用者の応用プログラム
から見える論理的なファイルやテーブル（これを論理デ
ータベースと呼ぶことにする）と物理データベースのデ
ータ・アクセスの変換処理を実現している。ここでは、
本発明に関連しない論理データベースの説明は行わな
い。物理データベースでは、文献１の20章にあるような
周知のインデックス順構造（Indexed Sequential Organ
ization），ハッシュ（Hashing）,22章や23章にあるよ
うなポインタ構成（Pointers）やチェーン・リング構造
（Chains AND Ring Structures）がある。これらのデー
タ構造は、主に論理データベースのデータをマッピング
するために利用する。ここでマッピングとは、論理デー
タベース上のレコード（ロー）が論理データベースの複
数の構造に分割して配置したり、複数の論理データベー
スのレコードを一つの物理データベースの構造に配置、
またはそれらの組合せを言う。
IN,PRENTICE−HALL,INC,1977 データベース管理システムは、利用者の応用プログラム
から見える論理的なファイルやテーブル（これを論理デ
ータベースと呼ぶことにする）と物理データベースのデ
ータ・アクセスの変換処理を実現している。ここでは、
本発明に関連しない論理データベースの説明は行わな
い。物理データベースでは、文献１の20章にあるような
周知のインデックス順構造（Indexed Sequential Organ
ization），ハッシュ（Hashing）,22章や23章にあるよ
うなポインタ構成（Pointers）やチェーン・リング構造
（Chains AND Ring Structures）がある。これらのデー
タ構造は、主に論理データベースのデータをマッピング
するために利用する。ここでマッピングとは、論理デー
タベース上のレコード（ロー）が論理データベースの複
数の構造に分割して配置したり、複数の論理データベー
スのレコードを一つの物理データベースの構造に配置、
またはそれらの組合せを言う。
それぞれの物理データベース格納構造へのアクセスに
は、挿入・削除・検索・更新といった周知の構成が含ま
れている。例えば、文献１の20章の順処理，乱処理には
検索系の構成や挿入・削除といった構成が示されてい
る。更新の構成は挿入・削除で代行可能であるが、一般
的に更新の構成を独立させることが多い。
は、挿入・削除・検索・更新といった周知の構成が含ま
れている。例えば、文献１の20章の順処理，乱処理には
検索系の構成や挿入・削除といった構成が示されてい
る。更新の構成は挿入・削除で代行可能であるが、一般
的に更新の構成を独立させることが多い。
論理データベースでは、一つのキーによってレコードを
検索することは稀で、別の項目をキーとして検索するこ
とが通常行われている。物理データベース構造では、通
常は２次インデックス構造で実現されている。２次イン
デックス構造に関しても文献１の26章,29章に記載のよ
うに周知であるため、詳細な仕組みは省略する。
検索することは稀で、別の項目をキーとして検索するこ
とが通常行われている。物理データベース構造では、通
常は２次インデックス構造で実現されている。２次イン
デックス構造に関しても文献１の26章,29章に記載のよ
うに周知であるため、詳細な仕組みは省略する。
通常は論理データベースか，マッピングされる物理デー
タベースの格納構造（ベースデータ構造と呼ぶことにす
る）をアクセスする前にインデックスをアクセスする。
インデックスは、目的のベースデータ構造内のデータを
高速に検索する手段を提供するものである。一方、デー
タを同時に共用するようなデータベースでは、ベースデ
ータ構造のデータ更新が入ることが一般的なため、イン
デックス・キーのアップグレード（更新）が必要にな
る。現在では、文献１の30章や，下記の文献２にあるよ
うにバランス木構造のインデックスが主流になってきて
いる。
タベースの格納構造（ベースデータ構造と呼ぶことにす
る）をアクセスする前にインデックスをアクセスする。
インデックスは、目的のベースデータ構造内のデータを
高速に検索する手段を提供するものである。一方、デー
タを同時に共用するようなデータベースでは、ベースデ
ータ構造のデータ更新が入ることが一般的なため、イン
デックス・キーのアップグレード（更新）が必要にな
る。現在では、文献１の30章や，下記の文献２にあるよ
うにバランス木構造のインデックスが主流になってきて
いる。
文献２ 「The Ubiquitous B−Tree」,D.Comer,ACM Computing S
urveys,VoI11,No2,PP 121−138,ACM,1979 インデックス構造のアクセスは、キーによる検索，順処
理検索，キー挿入，キー削除から構成されていることは
周知である。本発明では、その内でキーの検索方式と挿
入方式を例にして、インデックス部の構成を説明してい
る。
urveys,VoI11,No2,PP 121−138,ACM,1979 インデックス構造のアクセスは、キーによる検索，順処
理検索，キー挿入，キー削除から構成されていることは
周知である。本発明では、その内でキーの検索方式と挿
入方式を例にして、インデックス部の構成を説明してい
る。
また、下記の文献３には、文字項目に対する複数キーの
記号化に対する構成が記述されている。これによって、
文字項目の空白部分の圧縮が可能となる構成を利用し
て、文字項目の長さ変更に対してインデックスの再編成
を回避することが可能となる。文献３には、数値項目に
関する構成は記述されていない。文字項目の記号化・展
開技法の構成は、周知の文字項目によるマルチ・キー・
フィールドの連結技法として本明細書中に後述されてい
る。
記号化に対する構成が記述されている。これによって、
文字項目の空白部分の圧縮が可能となる構成を利用し
て、文字項目の長さ変更に対してインデックスの再編成
を回避することが可能となる。文献３には、数値項目に
関する構成は記述されていない。文字項目の記号化・展
開技法の構成は、周知の文字項目によるマルチ・キー・
フィールドの連結技法として本明細書中に後述されてい
る。
文献３ 「An Encoding Method For Multifield Sorting and In
dexing」,Michal W Blasgen,Richard G.Gasey,and Kapa
li P Eswaran,Communications of the ACM,Vo120,No11,
ACM,1977 従来技術の問題点は、データベースの導入時または導入
後に数値項目のデータの変更を行った場合には、必ず物
理データベースの再編成が必要であることである。
dexing」,Michal W Blasgen,Richard G.Gasey,and Kapa
li P Eswaran,Communications of the ACM,Vo120,No11,
ACM,1977 従来技術の問題点は、データベースの導入時または導入
後に数値項目のデータの変更を行った場合には、必ず物
理データベースの再編成が必要であることである。
ところが、インデックスが関連するデータベースの属性
変更やデータ長の変更は、従来技術では禁止項目である
ことが多い。この場合、いったんインデックスの削除
し、インデックスを再創成する必要があった。再作成の
ためにベースデータ構造の全データを検索しなければな
らないため、システム・サービスを一時的に停止する必
要がある。
変更やデータ長の変更は、従来技術では禁止項目である
ことが多い。この場合、いったんインデックスの削除
し、インデックスを再創成する必要があった。再作成の
ためにベースデータ構造の全データを検索しなければな
らないため、システム・サービスを一時的に停止する必
要がある。
したがって、データベースの導入後に、データの変更を
行う際には必ずデータベースをサービスを停止する必要
があった。
行う際には必ずデータベースをサービスを停止する必要
があった。
本発明は、応用プログラムのトランザクション処理やジ
ョブの切れ目と言った短時間にスキーマや物理構造定義
体の変更のためにサービスは中断するが、インデックス
構造には影響せずに、データベース・サービスを続行で
きるようにするものである。
ョブの切れ目と言った短時間にスキーマや物理構造定義
体の変更のためにサービスは中断するが、インデックス
構造には影響せずに、データベース・サービスを続行で
きるようにするものである。
これらは、特に大規模なトランザクション処理用データ
ベース，部門データベース，個人向けのパーソナルなデ
ータベースには必要なサービスである。大規模なトラク
ザクション処理用データベースでは、予めデータベース
設計を行って、導入テストを行いサービスに入る。デー
タベース設計の上流工程では実在するデータの情報分析
を完全に行ってから導入，サービスに入ることになる
が、外部環境は常に変化しているため、実際にはデータ
ベースの導入やサービス時期に変更が発生する。部門デ
ータベースや個人データベースでは、大規模システムと
比較してデータベース設計に掛ける時間が少ない。この
ようなデータベースで頻繁にデータベースの変更が発生
する。
ベース，部門データベース，個人向けのパーソナルなデ
ータベースには必要なサービスである。大規模なトラク
ザクション処理用データベースでは、予めデータベース
設計を行って、導入テストを行いサービスに入る。デー
タベース設計の上流工程では実在するデータの情報分析
を完全に行ってから導入，サービスに入ることになる
が、外部環境は常に変化しているため、実際にはデータ
ベースの導入やサービス時期に変更が発生する。部門デ
ータベースや個人データベースでは、大規模システムと
比較してデータベース設計に掛ける時間が少ない。この
ようなデータベースで頻繁にデータベースの変更が発生
する。
本発明は、上記の考察に基づくものであって、リレーシ
ョナル・データベース・システムにおいて、データ項目
の長さや属性などの変更に行ってもインデックスの再創
成を必要としないようにしたインデックスの作成方式を
提供することを目的としている。そしてそのため、本発
明のインデックスの作成方式は、 圧縮キーを持つ複数のインデックスからなるインデック
ス部（１）と、 インデックス部（１）から取り出された圧縮キーの展開
およびインデックス部（１）に書き込むべきキーの圧縮
を行う圧縮・展開手段（２）と、 記号化手段（３）と を具備するリレーショナル・データベース・システムに
おけるインデックスの作成方式であって、 記号化手段（３）は、入力項目データの中に数値項目デ
ータが存在する場合には、数値項目データを所定バイト
長の２進データに変換し、 変換の結果得られる２進データを、正のときには正であ
ること及び削除された‘00“（16進）を除いた有効バイ
ト数を示す制御バイト並びに‘00'（16進）が除かれた
データ部から成る記号化２進データに変換し、負のとき
には負であること及び‘FF'（16進）の削減バイト数を
示す制御バイト並びに‘FF'（16進）が削除されたデー
タ部からなる記号化２進データに変換し、 入力項目データの中に他のデータ項目がある場合には、
変換の結果得られた記号化２進データと他のデータ項目
とを連結し、連結したものをキーとして出力するように
構成されている。
ョナル・データベース・システムにおいて、データ項目
の長さや属性などの変更に行ってもインデックスの再創
成を必要としないようにしたインデックスの作成方式を
提供することを目的としている。そしてそのため、本発
明のインデックスの作成方式は、 圧縮キーを持つ複数のインデックスからなるインデック
ス部（１）と、 インデックス部（１）から取り出された圧縮キーの展開
およびインデックス部（１）に書き込むべきキーの圧縮
を行う圧縮・展開手段（２）と、 記号化手段（３）と を具備するリレーショナル・データベース・システムに
おけるインデックスの作成方式であって、 記号化手段（３）は、入力項目データの中に数値項目デ
ータが存在する場合には、数値項目データを所定バイト
長の２進データに変換し、 変換の結果得られる２進データを、正のときには正であ
ること及び削除された‘00“（16進）を除いた有効バイ
ト数を示す制御バイト並びに‘00'（16進）が除かれた
データ部から成る記号化２進データに変換し、負のとき
には負であること及び‘FF'（16進）の削減バイト数を
示す制御バイト並びに‘FF'（16進）が削除されたデー
タ部からなる記号化２進データに変換し、 入力項目データの中に他のデータ項目がある場合には、
変換の結果得られた記号化２進データと他のデータ項目
とを連結し、連結したものをキーとして出力するように
構成されている。
ことを特徴とするものである。
要約すると、本発明は内部10進項目や外部10進項目を２
進項目に変更し、２進項目を文字項目と同様な特性を有
する記号化２進項目に変換し、記号化２進項目を含む複
数のデータ項目を従来から知られているマルチ・キー・
フィールドの連結技法を利用して連結したものである。
進項目に変更し、２進項目を文字項目と同様な特性を有
する記号化２進項目に変換し、記号化２進項目を含む複
数のデータ項目を従来から知られているマルチ・キー・
フィールドの連結技法を利用して連結したものである。
いま Key＝｛A,B｝ Ａ char （10） Ｂ char （10） であるとする。上式は、キーはデータ項目A,Bから構成
されていること、Ａは文字形式で10バイトであること、
及びＢも文字形式で10バイトであることを示している。
任意の項目データa1,b1に第１図（イ）のような文字が
入っていると仮定する。項目データを或は値ｎで分割す
る。文字項目は先頭からの比較バイト数で大小が決定さ
れる性質をもっている。従って、分割部分に制御バイト
の重みを付けることによって、ブランクを省略すること
が出来る。例えば、継続結合部分は‘FF'X、その他は有
効文字数とする。上記の技法を用いて、第１図（イ）の
項目データa1とb1と連結すると、第１図（ロ）のように
なる。また、第２図（イ）の項目データa2とb2とを連結
すると、マルチキーは第２図（ロ）のようになる。な
お、‖は結合を表している。第１図（ロ）のキーをk1と
し、第２図（ロ）のキーをk2とすると、k1＜k2となる。
ｎの値を例えば４バイトに固定すれば、文字項目の長さ
の変更に対応することが出来る。なお、第２図（ロ）の
‘03'Xは、直前の４バイトの文字領域における有効文字
数が３文字であることを示している。
されていること、Ａは文字形式で10バイトであること、
及びＢも文字形式で10バイトであることを示している。
任意の項目データa1,b1に第１図（イ）のような文字が
入っていると仮定する。項目データを或は値ｎで分割す
る。文字項目は先頭からの比較バイト数で大小が決定さ
れる性質をもっている。従って、分割部分に制御バイト
の重みを付けることによって、ブランクを省略すること
が出来る。例えば、継続結合部分は‘FF'X、その他は有
効文字数とする。上記の技法を用いて、第１図（イ）の
項目データa1とb1と連結すると、第１図（ロ）のように
なる。また、第２図（イ）の項目データa2とb2とを連結
すると、マルチキーは第２図（ロ）のようになる。な
お、‖は結合を表している。第１図（ロ）のキーをk1と
し、第２図（ロ）のキーをk2とすると、k1＜k2となる。
ｎの値を例えば４バイトに固定すれば、文字項目の長さ
の変更に対応することが出来る。なお、第２図（ロ）の
‘03'Xは、直前の４バイトの文字領域における有効文字
数が３文字であることを示している。
次に２進項目の記号化について説明する。先ず入力され
た２進項目を８バイト長に展開する。第３図に示すよう
に、制御バイトを付加し、その１ビット目を空き、２ビ
ット目を符号ビットとし正の時は“1"、負の時は“0"と
する。そして、制御バイトの５ないし８ビット目で以
て、負数のとき‘FF'Xの削除バイト数、正数のとき‘0
0'Xを除いた有効バイト数を表す。‘FF'と‘00'のバイ
ト数を省略することは、絶対数の小さい数ほど省略され
やすいことを示している。
た２進項目を８バイト長に展開する。第３図に示すよう
に、制御バイトを付加し、その１ビット目を空き、２ビ
ット目を符号ビットとし正の時は“1"、負の時は“0"と
する。そして、制御バイトの５ないし８ビット目で以
て、負数のとき‘FF'Xの削除バイト数、正数のとき‘0
0'Xを除いた有効バイト数を表す。‘FF'と‘00'のバイ
ト数を省略することは、絶対数の小さい数ほど省略され
やすいことを示している。
こうしてできた記号化キーの大小比較は文字と同等の比
較が可能である。すなわち、制御バイトの符号ビットで
データの正負の文字比較が可能となる。制御バイト中の
５ないし８ビットは負数については‘FF'Xの省略値数
が、正数については‘00'Xを除いた有効バイト数が設定
してあるため、データの桁数による文字比較が可能とな
る。同一桁については負数は補数表現であり、正数はそ
のものを設定してあるため、文字比較が可能である。
較が可能である。すなわち、制御バイトの符号ビットで
データの正負の文字比較が可能となる。制御バイト中の
５ないし８ビットは負数については‘FF'Xの省略値数
が、正数については‘00'Xを除いた有効バイト数が設定
してあるため、データの桁数による文字比較が可能とな
る。同一桁については負数は補数表現であり、正数はそ
のものを設定してあるため、文字比較が可能である。
第４図は２進項目の記号化の具体例を示している。第４
図（イ）は入力データ、第４図（ロ）は計算機内部の表
現データ、第４図（ハ）はサプレス後の記号化２進デー
タを示している。
図（イ）は入力データ、第４図（ロ）は計算機内部の表
現データ、第４図（ハ）はサプレス後の記号化２進デー
タを示している。
例えば、入力データが−8888（16進）の場合、計算機内
部の表現データはFFFFFFFFFFFF7778（16進）となる。上
述のように、制御バイトの１ビット目は０（空きを示
す）であり、負数のときは制御バイトの２ビット目が０
であり、制御バイトの５ないし８ビット目で以てFF（16
進）の削除バイト数を表すので、計算機内部の表現デー
タ＝FFFFFFFFFFFF7778（16進）に対する制御バイトは00
000110（２進）となる。これを16進で表すと06となる。
部の表現データはFFFFFFFFFFFF7778（16進）となる。上
述のように、制御バイトの１ビット目は０（空きを示
す）であり、負数のときは制御バイトの２ビット目が０
であり、制御バイトの５ないし８ビット目で以てFF（16
進）の削除バイト数を表すので、計算機内部の表現デー
タ＝FFFFFFFFFFFF7778（16進）に対する制御バイトは00
000110（２進）となる。これを16進で表すと06となる。
例えば、入力データが＋8888（16進）の場合、計算機内
部の表現データは0000000000008888（16進）となる。上
述のように、制御バイトの１ビット目は０（空きを示
す）であり、正数のときは制御バイトの２ビット目が１
であり、制御バイトの５ないし８ビット目で以て00（16
進）を除いた有効バイト数を表すので、計算機内部の表
現データ＝0000000000008888（16進）に対する制御バイ
トは01000010（２進）となる。これを16進で表すと42と
なる。
部の表現データは0000000000008888（16進）となる。上
述のように、制御バイトの１ビット目は０（空きを示
す）であり、正数のときは制御バイトの２ビット目が１
であり、制御バイトの５ないし８ビット目で以て00（16
進）を除いた有効バイト数を表すので、計算機内部の表
現データ＝0000000000008888（16進）に対する制御バイ
トは01000010（２進）となる。これを16進で表すと42と
なる。
２進数を倍語長で表現し、もう一度記号化する。これに
よれば、記号化前の２進数は１ないし８バイトまでのデ
ータ定義のデータ長に依存しないため、データ属性が変
更されても、記号化手段によりキーの大小関係を保障で
きる。また、もう一度記号化（圧縮）することにより、
倍語長表現のデータ域を制御バイトのみの増加に押さえ
こむことが可能となる。属性変更についても、内部10進
や外部10進を２進倍語長に変換し、２進記号化手段を使
用すれば属性から独立できる。
よれば、記号化前の２進数は１ないし８バイトまでのデ
ータ定義のデータ長に依存しないため、データ属性が変
更されても、記号化手段によりキーの大小関係を保障で
きる。また、もう一度記号化（圧縮）することにより、
倍語長表現のデータ域を制御バイトのみの増加に押さえ
こむことが可能となる。属性変更についても、内部10進
や外部10進を２進倍語長に変換し、２進記号化手段を使
用すれば属性から独立できる。
第５図はデータベースの検索シーケンスを説明するもの
である。インデックス部１のインデックスは、数値デー
タを記号化し、この結果得られた記号化２進データと他
のデータをマルチ・キー・フィールド連結技法により連
結し、連結して得らたキーを前方圧縮／後方圧縮した圧
縮キーを含んでいるものである。前方／後方圧縮・展開
ルーチン２は、キーを前方／後方圧縮する機能と、圧縮
されたキーを元の形に展開する機能を有しているもので
ある。記号化ルーチンは、入力データ項目i1,i2,i3を記
号化し、これらをマルチ・キー・フィールド連結技法で
連結するものである。次に検索シーケンスについて説明
する。
である。インデックス部１のインデックスは、数値デー
タを記号化し、この結果得られた記号化２進データと他
のデータをマルチ・キー・フィールド連結技法により連
結し、連結して得らたキーを前方圧縮／後方圧縮した圧
縮キーを含んでいるものである。前方／後方圧縮・展開
ルーチン２は、キーを前方／後方圧縮する機能と、圧縮
されたキーを元の形に展開する機能を有しているもので
ある。記号化ルーチンは、入力データ項目i1,i2,i3を記
号化し、これらをマルチ・キー・フィールド連結技法で
連結するものである。次に検索シーケンスについて説明
する。
イ 入力データ項目i1,i2,i3をそれぞれ記号化する。
ロ 連結キーｋを出力する（ただし、比較のため最大値
とする）。
とする）。
ハ インデックス部１内のインデックスのキーを展開す
る。
る。
ニ ハのキーを入力連結キーｋと比較し、ハ、ニを繰り
返す。
返す。
ホ キーが一致したら、一致を示したインデックスでポ
イントされているデータ項目を出力する。
イントされているデータ項目を出力する。
インデックス部１のインデックスの挿入は、下記のよう
なシーケンスで行われる。
なシーケンスで行われる。
（イ） 入力データ項目i1,i2,i3を記号化する。
（ロ） 連結キーを出力する。
（ハ） インデックス部１のインデックスのキーを展開
する。
する。
（ニ） （ハ）のキーを入力連結キーｋと比較する。
（ハ）、（ニ）を繰り返す。
（ホ） インデックスの挿入位置が決まったら、入力連
結キーを前方／後方圧縮ルーチンで圧縮し、圧縮キーと
ポインタによりなるインデックスをその位置に挿入す
る。
結キーを前方／後方圧縮ルーチンで圧縮し、圧縮キーと
ポインタによりなるインデックスをその位置に挿入す
る。
上記インデックスについて、インデッスク・キー長が変
更になった場合、第５図に記号化ルーチンの動きを具体
的に説明する。インデックス・キーが単一の２進項目で
ある場合に、インデックス定義がsmall integer（２バ
イトの２進項目と定義する）からlong integer（８バイ
トの２進項目と定義する）に定義変更したい場合を第４
図を例にして説明する。small integerの時に＋8888,−
8888（16進）を入力すると、記号化ルーチン３によって
428888と067778と言うキーを作成され、インデックス・
キーとしてインデックス１に登録する。インデックス・
キーはそのまま比較可能であり、キー展開もsmall inte
gerに変換可能である。次にlong integerに変更する。
＋888888888888,−888888888888（16進）を入力する
と、記号化ルーチン３によって46888888888888と027777
77777778と言うキーが作成されてインデックス１に登録
する。この時は第４図（ハ）に示すような順になり、sm
all integerの時に作成したキーに影響を与えない。更
に、＋０が入力されても40と言うキーになり、インデッ
クスへは067778と428888の間に挿入される。これらのキ
ーはlong integer定義に従って、それぞれ展開すること
可能である。
更になった場合、第５図に記号化ルーチンの動きを具体
的に説明する。インデックス・キーが単一の２進項目で
ある場合に、インデックス定義がsmall integer（２バ
イトの２進項目と定義する）からlong integer（８バイ
トの２進項目と定義する）に定義変更したい場合を第４
図を例にして説明する。small integerの時に＋8888,−
8888（16進）を入力すると、記号化ルーチン３によって
428888と067778と言うキーを作成され、インデックス・
キーとしてインデックス１に登録する。インデックス・
キーはそのまま比較可能であり、キー展開もsmall inte
gerに変換可能である。次にlong integerに変更する。
＋888888888888,−888888888888（16進）を入力する
と、記号化ルーチン３によって46888888888888と027777
77777778と言うキーが作成されてインデックス１に登録
する。この時は第４図（ハ）に示すような順になり、sm
all integerの時に作成したキーに影響を与えない。更
に、＋０が入力されても40と言うキーになり、インデッ
クスへは067778と428888の間に挿入される。これらのキ
ーはlong integer定義に従って、それぞれ展開すること
可能である。
第６図は在庫テーブルの例を示す図である。このテーブ
ルは四個の項目を有している。PRODUCTは製品名、PNOは
製品番号、QOHは数量、WHNOは倉庫番号をそれぞれ示し
ている。例えば在庫テーブルから在庫数が50以下の製品
名を知りたい場合、SELECT PRODUCT FROM STOCK WHERE
QOH≦50と言う文をリレーショナル・データベースに入
力する。
ルは四個の項目を有している。PRODUCTは製品名、PNOは
製品番号、QOHは数量、WHNOは倉庫番号をそれぞれ示し
ている。例えば在庫テーブルから在庫数が50以下の製品
名を知りたい場合、SELECT PRODUCT FROM STOCK WHERE
QOH≦50と言う文をリレーショナル・データベースに入
力する。
第７図は格納構造の例を示す図である。図示の例ではデ
ンス（セカンダリ）・インデッスクをPRODUCTとPNOのマ
ルチ・キーで作成している。
ンス（セカンダリ）・インデッスクをPRODUCTとPNOのマ
ルチ・キーで作成している。
第８図は記号化ルーチン変換および前方／後方圧縮の例
を示す図である。例えば3000と言う数字は、記号化２進
データで表現すると、‘42'X‖‘0BB8'Xとなる。この記
号化２進データとステレオと言う文字データとをマルチ
・キーフィールド連結技法で連結すると、‘ステレオ’
‖‘04'X‖‘42'X‖‘0BB8'Xとなる。実際のインデック
ス上では、第９図に示すように、前方／後方圧縮・展開
ルーチンから出力される圧縮キーを結合して並べて、イ
ンデックスのブロック内へ格納する。
を示す図である。例えば3000と言う数字は、記号化２進
データで表現すると、‘42'X‖‘0BB8'Xとなる。この記
号化２進データとステレオと言う文字データとをマルチ
・キーフィールド連結技法で連結すると、‘ステレオ’
‖‘04'X‖‘42'X‖‘0BB8'Xとなる。実際のインデック
ス上では、第９図に示すように、前方／後方圧縮・展開
ルーチンから出力される圧縮キーを結合して並べて、イ
ンデックスのブロック内へ格納する。
以上の説明から明らかなように、本発明によれば、キー
となる数値データを所定バイト長の２進データにし、所
定バイト長の２進データを記号化し、記号化２進データ
と他のデータを連結し、連結されたものを圧縮技法によ
り圧縮し、このようにして作成された圧縮キーをインデ
ックスのキーとしているので、数値データ項目の長さや
属性などの変更を行っても、インデックス部の再編成を
必要としないと言う効果が得られる。
となる数値データを所定バイト長の２進データにし、所
定バイト長の２進データを記号化し、記号化２進データ
と他のデータを連結し、連結されたものを圧縮技法によ
り圧縮し、このようにして作成された圧縮キーをインデ
ックスのキーとしているので、数値データ項目の長さや
属性などの変更を行っても、インデックス部の再編成を
必要としないと言う効果が得られる。
第１図および第２図は従来のマルチ・キー・フィールド
連結技法を説明する図、第３図は本発明による記号化２
進データ項目の構成を示す図、第４図は記号化２進デー
タ項目の具体例を示す図、第５図はデータベース検索シ
ーケンスを説明する図、第６図は在庫テーブルの例を示
す図、第７図は格納構造の例を示す図、第８図は記号化
ルーチン変換および前方／後方圧縮の例を示す図、第９
図は実際のインデックス上での圧縮キーの配置を示す図
である。 ２……インデックス部、２……前方／後方圧縮・展開ル
ーチン、３……記号化ルーチン。
連結技法を説明する図、第３図は本発明による記号化２
進データ項目の構成を示す図、第４図は記号化２進デー
タ項目の具体例を示す図、第５図はデータベース検索シ
ーケンスを説明する図、第６図は在庫テーブルの例を示
す図、第７図は格納構造の例を示す図、第８図は記号化
ルーチン変換および前方／後方圧縮の例を示す図、第９
図は実際のインデックス上での圧縮キーの配置を示す図
である。 ２……インデックス部、２……前方／後方圧縮・展開ル
ーチン、３……記号化ルーチン。
Claims (1)
- 【請求項１】圧縮キーを持つ複数のインデックスからな
るインデックス部（１）と、 インデッスク部（１）から取り出された圧縮キーの展開
およびインデックス部（１）に書き込むべきキーの圧縮
を行う圧縮・展開手段（２）と、 記号化手段（３）と、 を具備するリレーショナル・データベース・システムに
おけるインデックスの作成方式であって、 記号化手段（３）は、入力項目データの中に数値項目デ
ータが存在する場合には、数値項目データを所定バイト
長の２進データに変換し、 変換の結果得られる２進データを、正のときには正であ
ること及び削除された‘00'（16進）を除いた有効バイ
ト数を示す制御バイト並び‘00'（16進）が除かれたデ
ータ部から成る記号化２進データに変換し、負のときに
は負であること及び‘FF'（16進）の削除バイト数を示
す制御バイト並びに‘FF'（16進）が削除されたデータ
部からなる記号化２進データに変換し、 入力項目データの中に他のデータ項目がある場合には、
変換の結果得られた記号化２進データと他のデータ項目
とを連結し、連結したものをキーとして出力するように
構成されている ことを特徴とするインデックスの作成方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP56100142A JPH0772898B2 (ja) | 1981-06-27 | 1981-06-27 | インデックスの作成方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP56100142A JPH0772898B2 (ja) | 1981-06-27 | 1981-06-27 | インデックスの作成方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS582938A JPS582938A (ja) | 1983-01-08 |
| JPH0772898B2 true JPH0772898B2 (ja) | 1995-08-02 |
Family
ID=14266056
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP56100142A Expired - Lifetime JPH0772898B2 (ja) | 1981-06-27 | 1981-06-27 | インデックスの作成方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0772898B2 (ja) |
Families Citing this family (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP4260221B2 (ja) * | 1996-02-06 | 2009-04-30 | フィッシャー−ローズマウント システムズ， インコーポレイテッド | フィールドデバイスコンフィギュレーションへのチェンジのレコードのトランザクションデーターベースを管理する為のシステム及び方法 |
| GB2406678B (en) * | 2000-11-30 | 2005-05-18 | Coppereye Ltd | Database |
| US10671586B2 (en) * | 2017-07-25 | 2020-06-02 | Sap Se | Optimal sort key compression and index rebuilding |
-
1981
- 1981-06-27 JP JP56100142A patent/JPH0772898B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS582938A (ja) | 1983-01-08 |
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