JPH08255103A - ファイル管理方法及びファイル管理装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 本発明は、データベースに登録されるファイ
ルを管理するためのファイル管理方法及び装置に関し、
レコードサイズの制約がなく、且つ部分的なアクセスに
対しても高速に行なうことができるようにすることを目
的とする。 【構成】 レコード操作手段２ａで、規定サイズ内のレ
コードに関する要求を受けた場合は、通常レコード操作
手段４ａで、１個のレコード内でデータベース６ａに対
してアクセスを行なう一方、規定のサイズ内に収まらな
いサイズであって、複数のスライスにより構成された長
大レコードに関する要求を受けた場合は、長大レコード
操作手段３ａで、長大レコードについてスライス単位に
分解し、スライス単位に分解された長大レコード内での
部分的アクセスをデータベース６ａとの間で行なうか、
又はインデクス操作手段５ａで、長大レコードのインデ
クスを生成又は更新し、長大レコードのアクセスをデー
タベースとの間で行なうように構成する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】（目次） 産業上の利用分野 従来の技術 発明が解決しようとする課題 課題を解決するための手段（図１，図２） 作用（図２） 実施例 ・本発明の一実施例にかかるファイル管理装置の概要の
説明（図３） ・本実施例にかかるファイル管理装置を実現するための
ヘッダファイルのプログラミング例の説明（図２４〜図
３６） ・本実施例にかかるファイル管理装置を文書編集システ
ムに適用した場合の動作の概略の説明（図４） ・本実施例にかかるファイル管理装置の適用されたデー
タベースの詳細な説明（図５，図６） ・データベース上のレコードのサイズ変更に伴った状態
遷移の説明（図７） ・本実施例におけるファイル管理装置による、レコード
の新規作成の際の動作の詳細な説明（図８） ・本実施例におけるファイル管理装置による、レコード
の途中挿入の際の動作の詳細な説明（図９〜図１２） ・本実施例におけるファイル管理装置による、レコード
の途中削除の際の動作の詳細な説明（図１３〜図１６） ・第１のガベージコレクションの態様の説明（図１７〜
図２０） ・第２のガベージコレクションの態様の説明（図２１〜
図２３） ・その他 発明の効果

【０００２】

【産業上の利用分野】本発明は、データベースに登録さ
れるファイルを管理するためのファイル管理方法及びフ
ァイル管理装置に関し、特に、データベースにおけるデ
ータの入出力動作の単位としてのページ内に収まらない
ようなデータについてアクセスする際に用いて好適な、
ファイル管理方法及びファイル管理装置に関する。

【０００３】

【従来の技術】従来より、例えば複数の端末とデータベ
ース等により構成され、応用プログラム等が起動される
ワークステーションにおいては、例えばＤＢＭＳ（Data
base Management System）等のようなデータベースに登
録されるファイルを管理するためのシステムが用いられ
ている。

【０００４】即ち、このＤＢＭＳにおいては、データベ
ースに対して、数値や文字列等のような基本的なデータ
型（atomic data type）により構成されるファイルにつ
いての部分的な読み込み，更新，及びデータの挿入や削
除に伴うサイズ変更等のアクセス処理が行なわれてい
る。また、上述のワークステーション等においては、文
書、画像データ、ＣＡＤ／ＣＡＥにおける可変長の座標
配列等のマルチメディアデータについてもデータベース
上に表現したいというニーズも高まっている。

【０００５】ここで、マルチメディアデータは、データ
サイズが可変であり、データに対する固定的な意味付け
（大小比較等）は限定することができない。そこで、多
くのＲＤＢＭＳ（リレーショナルＤＢＭＳ）では、マル
チメディアデータを、例えばレコード（タップル，行）
単位に可変長のビット／バイト列を表すＢＬＯＢ(binar
y large objects)というデータ型で表現することによ
り、上述の基本的なデータ型とは区別されている。

【０００６】ここで、レコードとは、データベース内の
データを応用プログラム間でやり取りする際のデータの
単位をいう。なお、マルチメディアデータを、レコード
を構成するデータ項目（フィールド、カラム）単位に対
応してＢＬＯＢとして扱う場合においては、そのＢＬＯ
Ｂレコードへのアドレス参照により実現できる。

【０００７】また、ＢＬＯＢは、この他に「long item
data」，「spatial data」，「bulkdata 」のように英
語表現される場合がある。ところで、上述したように、
マルチメディアデータをファイルとしてデータベースに
登録するにあたっては、レコードのサイズが可変であ
り、複数の物理ページ間にまたがるような大きいサイズ
となる場合があり、このような場合においては、マルチ
メディアデータを、基本的なデータと同様にはデータベ
ース上に登録することができない。

【０００８】従って、マルチメディアデータにより構成
されるレコードは、レコード全体のサイズが大きくな
り、全てのデータ量を主記憶上に常駐させることができ
なくなり、ワークステーションの運用の際に、応用プロ
グラムや問い合わせに対する要求として、データベース
におけるレコード全体に対する部分的なアクセスを行な
える必要が生じている。

【０００９】そこで、図３７に示すように、ファイルを
管理するファイル管理装置において、複数の物理ページ
間にまたがる大きなサイズのレコード（ＢＬＯＢデー
タ）１０１を、データベース上にページ単位に分割して
格納するとともに、これらの分割して格納された破片１
０１−１〜１０１−ｎをアドレスリンクすることが考え
られる。

【００１０】これにより、図３７に示すようにＢＬＯＢ
データをデータベースに登録した場合は、ファイル管理
装置では、レコード全体に対する部分的なアクセスを行
なう際には、アドレスリンクに基づいて、先頭の破片か
ら順次ナビゲートしていくようになっている。しかしな
がら、近年のデータベースに格納すべきデータの量の増
大に伴って、複数の物理ページに分割された破片数を多
くすることになる。従って、データベースに対してのア
クセス時間が増加し、例えば画像データの時間軸に対す
るスキップや、ＣＡＥの部分的な配列データへの瞬時な
アクセスを実現することができないという課題がある。

【００１１】そこで、例えば図３８に示すように、ファ
イル管理装置において、ページ単位に分割された破片
（スライス）１０１−１〜１０１−ｎにより構成される
レコードに対して、各スライス１０１−１〜１０１−ｎ
についてのサイズとアドレスとからなる一覧情報（ディ
レクトリ情報）を格納するページ１０２を別個に登録し
ておくことにより、データベース上のＢＬＯＢデータに
対する部分的アクセスの時間を少なくすることができ
る。

【００１２】即ち、スライス１０１−１〜１０１−ｎの
格納されたページに部分的アクセスする場合において
は、それぞれ、ディレクトリ情報が格納されたページ１
０２における指針１０２−１〜１０２−ｎを参照するこ
とにより、部分的アクセスの時間を少なくしているので
ある。

【００１３】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上述の
図３８に示すようなファイル管理装置によるデータベー
スのアクセス手法では、ページ１０２に格納されたディ
レクトリ情報自体は、一つの物理ページに収まらなけれ
ばならず、結果としてＢＬＯＢのレコード全体に対する
最大サイズが制約されるという課題がある。

【００１４】さらに、高々数ページにまたがるような小
規模のＢＬＯＢデータに対しても、必ずディレクトリ情
報のためのページが必要となる。即ち、単にページ内に
収まらない小規模のＢＬＯＢデータについて、上述の図
３８に示すようなアクセス手法を用いると、ディレクト
リ情報のための領域の設定とそのメンテナンスが、空間
的、時間的なオーバーヘッドとなる課題もある。

【００１５】また、応用プログラム利用の際に、利用者
の便宜を図るべく、応用プログラム側において、データ
ベース側の環境を意識する必要がないインターフェイス
を構築することも必要である。本発明は、このような課
題に鑑み創案されたもので、レコードサイズの制約がな
く、且つ部分的なアクセスに対しても高速に行なうこと
ができる、ファイル管理方法及びファイル管理装置を提
供することを目的とする。

【００１６】

【課題を解決するための手段】図１は第１の発明の原理
ブロック図であり、この図１において、１ａはファイル
管理装置であり、このファイル管理装置１ａは、データ
ベース６ａに登録されるファイルを管理するものであ
り、レコード操作手段２ａ，長大レコード操作手段３
ａ，通常レコード操作手段４ａ及びインデクス操作手段
５ａをそなえている。

【００１７】レコード操作手段１ａは、レコードに対す
る各種要求を受け付けるものであり、ここでいうレコー
ドとは、データベース６内のデータをレコード操作手段
２側の要求元との間でやり取りする際のデータの単位を
いう。また、長大レコード操作手段３ａは、規定のサイ
ズ内に収まらないサイズであって、複数のスライスによ
り構成された長大レコードに関する要求をレコード操作
手段２ａから受けると、その長大レコードについて、ス
ライス単位に分解するものである。

【００１８】さらに、通常レコード操作手段４ａは、レ
コード操作手段１ａからの規定サイズ内のレコードに関
する要求又は長大レコード操作手段３ａからの長大レコ
ードに関する要求を受け、１個のレコード内でのアクセ
ス又はレコード内での部分的アクセスを、データベース
６ａとの間で行なうものである。また、インデクス操作
手段５ａは、長大レコードのインデクスを生成又は更新
し、長大レコードのアクセスをデータベースとの間で行
なうものである。

【００１９】さらに、図２は第２の発明の原理ブロック
図であり、この図２において、１ｂはファイル管理装置
であり、このファイル管理装置１ｂは、データベース６
ｂに登録されるファイルを管理するものであり、レコー
ド操作手段２ｂ，長大レコード操作手段３ｂ，データペ
ージ操作手段４ｂ及び木インデクス操作手段５ｂをそな
えている。

【００２０】ここで、レコード操作手段２ｂは、レコー
ド又はレコード内の部分的なデータに対して、レコード
の新規作成、抹消、フェッチ、レコード内の部分的なデ
ータに対する途中挿入、途中削除、更新又は読み込みの
いずれかのレコード操作要求を受け付けるものであり、
ここでいうレコードについても、データベース６ｂ内の
データをレコード操作手段２側の要求元との間でやり取
りする際のデータの単位をいう。

【００２１】また、データページ操作手段４ｂは、レコ
ード操作手段２ｂにて受け付けた要求の対象となるデー
タが１ページ内に収まるサイズの通常レコードである場
合において、該要求の対象としての新規レコード又はデ
ータベース６ｂ上で登録されたレコード識別子で示され
る既存レコードを１ページに収まる通常レコードとして
割り当てて、各種レコード操作を行なうとともに、１個
の通常レコード内における部分的アクセスを行なうもの
である。

【００２２】なお、ページとは、データベースにおける
データに関しての物理的な入出力動作の最小単位であ
る。さらに、長大レコード操作手段３ｂは、レコード操
作手段２ｂにて受け付けた要求の対象となるデータが、
ページ内に収まらないサイズであって、複数のスライス
により構成された長大レコードである場合は、新規レコ
ード又はデータベース６ｂ上で登録された長大レコード
に対し、操作を受けるスライス単位に分解してから、デ
ータページ操作手段４ｂに対して各種レコード操作を要
求するものであり、後述するアクセス開始点決定制御部
３ｂ−１及びメンテナンス部３ｂ−２をそなえている。

【００２３】木インデクス操作手段５ｂは、最下位リー
フレベルのインデクスでは各スライスそのもののサイズ
とスライスへのレコード識別子を格納し、その上の階層
のインデクスは下位のインデクスの表すサイズの総和を
格納し、最上位のルートレベルのインデクスの表すサイ
ズの総和は長大レコード全体のサイズに一致し、リーフ
レベルのインデクスの順番は、これらの対応する各スラ
イスのオフセットの順番に一致するようにインデクスを
構成するものである。

【００２４】また、長大レコード操作手段３ｂのアクセ
ス開始点決定制御部３ｂ−１は、既存の長大レコードに
対する部分的なアクセスを行なう場合には、レコード全
体に対するオフセットより操作対象となるスライスの開
始点を、スライス間のアドレスリンクを順次ナビゲート
する方法又は上記木インデクスより求める方法のいずれ
かにより決定するものである。

【００２５】さらに、メンテナンス部３ｂ−２は、スラ
イス単位の追加、削除に伴う上記木インデクスのメンテ
ナンスを木インデクス操作手段５ｂに要求するものであ
る（請求項３，４）。また、データページ操作手段４ｂ
が、ページ内の各レコードの、通常レコードと長大レコ
ードとの区別を記録するレコード区別記録部をそなえる
とともに、レコード操作手段２ｂが、データページ操作
手段４ｂのレコード区別記録部からの、既存のレコード
のレコード識別子に対応するレコードの区別に基づき、
通常レコードの場合にはデータページ操作手段４ｂに、
長大レコードの場合には長大レコード操作手段３ｂにそ
れぞれレコード操作を要求する操作要求部をそなえるこ
ともできる（請求項５）。

【００２６】さらに、レコード操作手段２ｂが、既存の
通常レコードに対し、操作に伴いレコード全体のサイズ
が１ページに収まらなくなる場合には、通常レコードを
長大レコードとして登録し直してから長大レコード操作
手段３ｂにレコード操作を要求する一方、既存の長大レ
コードに対し、操作を完了した後、長大レコード全体の
サイズが１ページに収まる場合には、このレコード操作
の完了した長大レコードを通常レコードとして登録し直
す再登録操作部をそなえることもできる（請求項６）。

【００２７】また、アクセス開始点決定制御部３ｂ−１
が、既存の長大レコードに対する部分的なアクセスを行
なうスライスの開始点を決定する際に、木インデクスが
構成されている場合は木インデクス操作手段５ｂによ
り、無ければスライス自体の持つアドレスリンクをナビ
ゲートしてその開始点を決定することができる（請求項
７）。

【００２８】即ち、アクセス開始点決定制御部３ｂ−１
の制御に基づいて、該木インデクス操作手段５ｂにより
アクセス開始点の決定する場合は、メンテナンス部３ｂ
−２を、長大レコード全体のサイズに対する予め決めら
れたしきいサイズとの大小に基づいて、木インデクスの
作成と削除とを決定するように構成することができるほ
か（請求項８）、部分的なアクセスの要否により木イン
デクスの作成又は削除することを決定し（請求項９）、
さらに、部分的なアクセスが発生すると、木インデクス
を作成するように構成することができる（請求項１
０）。

【００２９】また、長大レコード操作手段３ｂのメンテ
ナンス部３ｂ−２を長大レコード全体のサイズに対する
予め決められたしきいサイズとの大小関係、及び部分的
なアクセスの要否により木インデクスの作成又は削除す
ることを決定するように構成することができる（請求項
１１）。さらに、木インデクス操作手段５ｂが、長大レ
コード全体に対するオフセットからスライスを検索する
際に、木インデクスの最上位のルートインデクスページ
から最下位のリーフインデクスページに至る各インデク
スのサイズの積算が、所望のオフセットと一致又は直前
となるインデクスを検索し、検索されたインデクスから
逐次下位階層のインデクスページに移って検索を行なう
ことにより、リーフインデクスページ上のインデクスに
おいて当該オフセットを含むスライスへのレコード識別
子を取得するインデクスページ操作部をそなえることも
できる（請求項１２）。

【００３０】また、長大レコード操作手段３ｂが、長大
レコードに対する部分的な挿入を行なう際に、挿入操作
後に新規生成されたスライスの格納ページに空き領域が
あれば、新規生成されたスライスと直後のスライス間で
併合するインデクスページ間操作部をそなえることがで
きるほか（請求項１３）、長大レコードに対する部分的
な削除を行なう際に、削除操作の開始点を含むスライス
と終了点をスライス間で併合するインデクスページ間操
作部をそなえることもできる（請求項１４）。

【００３１】さらに、長大レコード操作手段３ｂが、長
大レコードに対するサイズ変更操作が行なわれた後に、
当該長大レコードを構成する全てのスライスについての
スライスサイズの総和を演算する総和演算部と、総和演
算部において演算された総和に対する、スライスの個数
とページ単位サイズの積との比を演算する比演算部と、
比演算部において演算された比と、予め設定された比率
とを比較する比率比較部と、比率比較部における比率の
比較の結果、比演算部において演算された比が予め設定
された比率よりも小さい場合は、全てのスライスについ
てガベージコレクションを行なうように制御するガベー
ジコレクション制御部をそなえることができる（請求項
１５）。

【００３２】また、長大レコード操作手段３ｂが、メン
テナンス部３ｂ−２において、インデクスに対する修正
をした後に、修正されたリーフインデクスページ内にお
ける、スライスサイズの総和を演算する総和演算部と、
総和演算部において演算された総和に対する、スライス
の個数とページ単位サイズの積との比率を演算する比演
算部と、比演算部において演算された比と、予め設定さ
れた比率とを比較する比率比較部と、比率比較部におけ
る比率の比較の結果、比演算部において演算された比が
予め設定された比率よりも小さい場合は、リーフインデ
クスページ内におけるインデクスに対応したスライスに
ついてガベージコレクションを行なうように制御するガ
ベージコレクション制御部をそなえることもできる（請
求項１６）。

【００３３】

【作用】上述の第１の発明では、図１に示すように、レ
コード操作手段２ａにおいて、規定サイズ内のレコード
に関する要求を受けた場合は、通常レコード操作手段４
ａにより、１個のレコード内でデータベース６ａに対し
てアクセスを行なう。また、レコード操作手段２ａにお
いて、規定のサイズ内に収まらないサイズであって、複
数のスライスにより構成された長大レコードに関する要
求を受けた場合は、長大レコード操作手段３ａにより、
長大レコードについて、スライス単位に分解する。

【００３４】そして、通常レコード操作手段４ａによ
り、スライス単位に分解された長大レコード内での部分
的アクセスをデータベース６ａとの間で行なうか、又は
インデクス操作手段５ａにより、長大レコードのインデ
クスを生成又は更新し、長大レコードのアクセスをデー
タベース６ａとの間で行なう。これにより、ファイル管
理装置１ａでは、データベース６ａに格納されるファイ
ルを管理することができる（請求項１，２）。

【００３５】さらに、上述の第２の発明のファイル管理
装置１ｂにおいては、レコード操作手段２ｂでは、レコ
ード又はレコード内の部分的なデータに対して、レコー
ドの新規作成、抹消、フェッチ、レコード内の部分的な
データに対する途中挿入、途中削除、更新又は読み込み
のいずれかのレコード操作要求を受け付ける。また、デ
ータページ操作手段４ｂでは、レコード操作手段２ｂに
て受け付けた要求の対象となるデータが１ページ内に収
まるサイズの通常レコードである場合は、該要求の対象
としての新規レコード又はデータベース６ｂ上で登録さ
れたレコード識別子で示される既存レコードを１ページ
に収まる通常レコードとして割り当てて、各種レコード
操作を行なうとともに、１個の通常レコード内における
部分的アクセスを行なう。

【００３６】さらに、長大レコード操作手段３ｂでは、
レコード操作手段２ｂにて受け付けた要求の対象となる
データが、ページ内に収まらないサイズであって、複数
のスライスにより構成された長大レコードである場合
は、新規レコード又はデータベース６ｂ上で登録された
長大レコードに対し、操作を受けるスライス単位に分解
してから、データページ操作手段４ｂに対して各種レコ
ード操作を要求する。

【００３７】また、木インデクス操作手段５ｂでは、最
下位リーフレベルのインデクスでは各スライスそのもの
のサイズとスライスへのレコード識別子を格納し、その
上の階層のインデクスは下位のインデクスの表すサイズ
の総和を格納し、最上位のルートレベルのインデクスの
表すサイズの総和は長大レコード全体のサイズに一致
し、リーフレベルのインデクスの順番は、これらの対応
する各スライスのオフセットの順番に一致するようにイ
ンデクスを構成する。

【００３８】また、長大レコード操作手段３ｂのアクセ
ス開始点決定制御部３ｂ−１では、既存の長大レコード
に対する部分的なアクセスを行なう場合には、レコード
全体に対するオフセットより操作対象となるスライスの
開始点を、スライス間のアドレスリンクを順次ナビゲー
トする方法又は上記木インデクスより求める方法のいず
れかにより決定し、メンテナンス部３ｂ−２では、スラ
イス単位の追加、削除に伴う上記木インデクスのメンテ
ナンスを木インデクス操作手段５ｂに要求する。

【００３９】これにより、ファイル管理装置１ｂでは、
操作要求の対象のレコードに基づいて、データベース６
ｂに登録されるファイルを管理することができる（請求
項３，４）。また、データページ操作手段４ｂでは、レ
コード区別記録部により、ページ内の各レコードの通常
レコードと長大レコードとの区別を記録しておき、レコ
ード操作手段２ｂの操作要求部により、データページ操
作手段４ｂのレコード区別記録部からの既存のレコード
のレコード識別子に対応するレコードの区別に基づき、
通常レコードの場合にはデータページ操作手段４ｂに、
長大レコードの場合には長大レコード操作手段３ｂにそ
れぞれレコード操作を要求する（請求項５）。これによ
り、レコード操作手段２ｂでは、既存のレコードのレコ
ード識別子に対応するレコードの区別に応じてレコード
操作を要求することができる。

【００４０】さらに、レコード操作手段２ｂの再登録操
作部により、既存の通常レコードに対し、操作に伴いレ
コード全体のサイズが１ページに収まらなくなる場合に
は、通常レコードを長大レコードとして登録し直してか
ら長大レコード操作手段３ｂにレコード操作を要求する
一方、既存の長大レコードに対し、操作を完了した後、
長大レコード全体のサイズが１ページに収まる場合に
は、このレコード操作の完了した長大レコードを通常レ
コードとして登録し直すこともできる（請求項６）。

【００４１】また、長大レコード操作手段３ｂのアクセ
ス開始点決定制御部３ｂ−１では、既存の長大レコード
に対する部分的なアクセスを行なうスライスの開始点を
決定する際に、木インデクスが構成されている場合は木
インデクス操作手段５ｂにより、無ければスライス自体
の持つアドレスリンクをナビゲートしてその開始点を決
定するように制御することができる（請求項７）。

【００４２】この場合においては、アクセス開始点決定
制御部３ｂ−１による制御に基づき、木エンデクス操作
手段５ｂによりアクセス開始点を決定する場合は、メン
テンナンス部３ｂ−２では、長大レコード全体のサイズ
に対する予め決められたしきいサイズとの大小に基づい
て、木インデクスの作成と削除とを決定することができ
るほか（請求項８）、部分的なアクセスの要否により木
インデクスの作成又は削除することを決定することがで
き（請求項９）、さらに、部分的なアクセスが発生する
と、木インデクスを作成することもできる（請求項１
０）。

【００４３】また、メンテナンス部３ｂ−２では、長大
レコード全体のサイズに対する予め決められたしきいサ
イズとの大小関係、及び部分的なアクセスの要否により
木インデクスの作成又は削除することを決定することが
できる（請求項１１）。さらに、木インデクス操作手段
５ｂのインデクスページ操作部では、長大レコード全体
に対するオフセットからスライスを検索する際に、木イ
ンデクスの最上位のルートインデクスページから最下位
のリーフインデクスページに至る各インデクスのサイズ
の積算が、所望のオフセットと一致又は直前となるイン
デクスを検索し、検索されたインデクスから逐次下位階
層のインデクスページに移って検索を行なうことによ
り、リーフインデクスページ上のインデクスにおいて当
該オフセットを含むスライスへのレコード識別子を取得
することもできる（請求項１２）。

【００４４】また、長大レコード操作手段３ｂのインデ
クスページ間操作部により、長大レコードに対する部分
的な挿入を行なう際に、挿入操作後に新規生成されたス
ライスの格納ページに空き領域があれば、新規生成され
たスライスと直後のスライス間で併合することができる
ほか（請求項１３）、長大レコードに対する部分的な削
除を行なう際に、削除操作の開始点を含むスライスと終
了点をスライス間で併合することもできる（請求項１
４）。

【００４５】さらに、長大レコードに対するサイズ変更
操作が行なわれた後に、総和演算部では、当該長大レコ
ードを構成する全てのスライスについてのスライスサイ
ズの総和を演算し、比演算部では、総和演算部において
演算された総和に対するスライスの個数とページ単位サ
イズの積との比を演算し、比率比較部では、比演算部に
おいて演算された比と予め設定された比率とを比較し、
ガベージコレクション制御部では、比率比較部における
比率の比較の結果、比演算部において演算された比が予
め設定された比率よりも小さい場合は、全てのスライス
についてガベージコレクションを行なうように制御する
ことができる（請求項１５）。

【００４６】また、メンテナンス部３ｂ−２において、
インデクスに対する修正をした後に、総和演算部では、
修正されたリーフインデクスページ内における、スライ
スサイズの総和を演算し、比演算部では、総和演算部に
おいて演算された総和に対するスライスの個数とページ
単位サイズの積との比率を演算し、比率比較部では、比
演算部において演算された比と予め設定された比率とを
比較し、ガベージコレクション制御部では、比率比較部
における比率の比較の結果、比演算部において演算され
た比が予め設定された比率よりも小さい場合は、リーフ
インデクスページ内におけるインデクスに対応したスラ
イスについてガベージコレクションを行なうように制御
することもできる（請求項１６）。

【００４７】

【実施例】以下、図面を参照することにより本発明の実
施例について説明する。 （ａ）本発明の一実施例にかかるファイル管理装置の概
要の説明 図３は本実施例にかかるファイル管理装置が適用された
システムを示すブロック図であり、この図３に示すシス
テムは、複数の端末とデータベース等により構成され、
例えば端末利用者による文書編集処理を行なうための応
用プログラム等が起動されるワークステーションなどと
して機能するものであり、ファイル管理装置は、データ
ベースに登録されるファイルを管理するためのものであ
る。

【００４８】ここで、この図３において、１１は端末利
用者による処理内容等を表示するディスプレイ装置であ
り、１２は端末利用者からのデータやコマンド等を入力
するためのキーボードである。また、１３はキーボード
１２からの入力やデータベース１４に格納されているデ
ータに基づいて、例えば文書編集処理等の応用プログラ
ムを実行したり、プログラム実行の際に使用されるデー
タをデータベース１４から読み込んで格納する中央処理
装置／主記憶装置であり、この中央処理装置／主記憶装
置１３は、本実施例にかかるファイル管理装置としての
機能を有している。

【００４９】また、データベース１４は、中央処理装置
／主記憶装置１３において起動される応用プログラムの
ための各種データ等をファイル毎に格納しておくもので
あり、このデータベース１４では、データに関しての物
理的な入出力動作をページ単位に行なうようになってい
る。ここで、ＣＰＵ及び主記憶装置１３は、応用処理部
２１，レコード操作部２２，ＢＬＯＢレコード操作部２
３，ツリーインデクス操作部２４，データページ操作部
２５及びページバッファ２６をそなえており、それぞれ
の機能はソフトウェアにより実現することができる。

【００５０】応用処理部２１は、応用プログラム（アプ
リケーションプログラム）による処理を実行するもので
あり、本実施例においては、文書編集処理の応用プログ
ラムを実行するものである。レコード操作部（レコード
操作手段）２２は、データベース１４内のデータを応用
プログラム間でやり取りする際のデータの単位としての
レコード又はレコード内の部分的なデータに対する各種
レコード操作要求を受け付けるものであり、操作要求部
２２ａ及び再登録操作部２２ｂをそなえている。

【００５１】例えば、レコード操作部２２は、レコード
単位に対する操作要求として文書の新規作成（ｃｒｅａ
ｔｅ），抹消（ｒｅｍｏｖｅ）又はフェッチ（ｆｅｔｃ
ｈ）を、レコード内の部分的なデータに対する操作要求
として途中挿入（ｉｎｓｅｒｔ）、途中削除（ｃｕ
ｔ）、更新（ｕｐｄａｔｅ），読み込み（ｒｅａｄ）を
受け付けるようになっている。

【００５２】また、レコード操作部２２の操作要求部２
２ａは、データページ操作部２５からのレコード識別子
（Record IDentifier,ＲＩＤ）で示される、既存のレコ
ードにおけるレコードの区別（割り当て）に基づき、通
常レコードの場合にはデータページ操作部２５に、ＢＬ
ＯＢレコード（長大レコード）の場合にはＢＬＯＢレコ
ード操作部２３にそれぞれレコード操作を要求するもの
である。

【００５３】さらに、再登録操作部２２ｂは、既存の通
常レコードに対し、操作に伴いレコード全体のサイズが
１ページに収まらなくなる場合には、通常レコードを長
大レコードとして登録し直してからＢＬＯＢレコード操
作部２３にレコード操作を要求する一方、既存の長大レ
コードに対し、操作を完了した後、長大レコード全体の
サイズが１ページに収まる場合には、このレコード操作
の完了した長大レコードを通常レコードとして登録し直
すものである。

【００５４】また、データページ操作部（通常レコード
操作手段，データページ操作手段）２５は、データを格
納するデータページを、ページ毎に操作するものであ
る。具体的には、レコード操作部２２にて受け付けた要
求の対象となるデータが１ページ内に収まるサイズの通
常レコードである場合に、新規レコード又はデータベー
ス１４上で登録されたレコード識別子で示される既存レ
コードが１ページに収まる通常レコードとしての各種レ
コード操作を行なうとともに、通常レコードにおける１
ページ内に収まる部分的アクセスを行なうものである。

【００５５】さらに、データページ操作部２５は、ペー
ジ内の各レコードの、通常レコードとＢＬＯＢレコード
との区別をＲＩＤとして記録するレコード区別記録部２
５ａをそなえている。また、ＢＬＯＢレコード操作部
（長大レコード操作手段）２３は、レコード操作部２２
にて受け付けた要求の対象となるデータが、１ページ内
に収まらないサイズであって、複数のスライスにより構
成された長大レコードとしてのＢＬＯＢ(binary large
objects)レコードである場合は、新規レコード又はデー
タベース１４上で登録されたＢＬＯＢレコードに対し、
操作を受けるスライス単位に分解してから、データペー
ジ操作部２５に対して各種レコード操作を要求するもの
であり、アクセス開始点決定制御部２３ａ及びメンテナ
ンス部２３ｂをそなえている。

【００５６】なお、ＢＬＯＢレコード操作部２３は、図
１７にて後述するように、総和演算部２３ｃ，比演算部
２３ｄ，比率比較部２３ｅ及びガベージコレクション
（Garbage Collection) 制御部２３ｆをそなえ、データ
ベース１４におけるスライスの空の領域を整理すること
もできる。ここで、アクセス開始点決定制御部２３ａ
は、既存のＢＬＯＢレコードに対する部分的なアクセス
を行なう場合には、レコード全体に対するオフセットよ
り操作対象となるスライスの開始点を、スライス間のア
ドレスリンクを順次ナビゲートする方法又は後述するツ
リーインデクス操作部２４のツリーインデクス情報で求
める方法のいずれかにより決定するものである。

【００５７】また、メンテナンス部２３ｂは、スライス
単位の追加、削除に伴うツリーインデクス情報のメンテ
ナンスをTreeインデクス操作部２４に要求するものであ
る。さらに、ツリーインデクス（Tree Index) 操作部２
４は、ツリーインデクスを構成して、データベース１４
におけるインデクスページに格納させるものであり、イ
ンデクスページ(Index Page)操作部２４ａ及びインデク
スページ間操作部２４ｂをそなえている。

【００５８】また、既存のＢＬＯＢレコードに対する部
分的なアクセスを行なう場合には、このツリーインデク
ス操作部２４で構成されたツリーインデクス情報に基づ
いててアクセスを行なうことができるようになってい
る。上述のツリーインデクスの構成としては、下位リー
フレベル(Leaf Level)のインデクスでは各スライスその
もののサイズとスライスへのレコード識別子を格納し、
その上の階層のインデクスは下位のインデクスの表すサ
イズの総和を格納し、最上位のルートレベル(Root Leve
l)のインデクスの表すサイズの総和は該長大レコード全
体のサイズに一致し、リーフレベルのインデクスの順番
は、これらの対応する各スライスのオフセットの順番に
一致するように構成することができる。

【００５９】上述の構成により、本発明の一実施例にか
かるファイル管理装置では、以下に示すような処理が行
なわれる。即ち、レコード操作部２２では、応用処理部
２１の応用プログラムからのレコードに対するアクセス
要求を受け付ける。例えば、レコード単位のアクセス要
求として、新規作成（ｃｒｅａｔｅ），抹消（ｒｅｍｏ
ｖｅ）又はフェッチ（ｆｅｔｃｈ）を受け付け、また、
部分的なアクセスとして、途中挿入（ｉｎｓｅｒｔ），
途中削除（ｃｕｔ），更新（ｕｐｄａｔｅ）又は読み込
み（ｒｅａｄ）を受け付ける。

【００６０】さらに、レコード操作部２２では、レコー
ドの新規作成時は、そのレコードに対する要求サイズに
より、通常レコードか又はＢＬＯＢレコードの区別を設
定する。また、レコード操作部２２において受け付けた
アクセス要求が、既存のレコードに対するものならば、
データページ操作部２５からのＲＩＤに基づいて、その
レコードが通常レコードであるかＢＬＯＢレコードであ
るかを区別する。

【００６１】ここで、レコード操作部２２の操作要求部
２２ａでは、受け付けたアクセスに対応するレコード
が、通常レコードである場合は、直接データページ操作
部２５に実際のレコード操作を要求する一方、ＢＬＯＢ
レコードである場合は、ＢＬＯＢレコード操作部２３に
実際のレコード操作を要求する。また、既存のレコード
が通常のレコードの場合でも、要求されたレコード操作
に伴ってレコード全体サイズが１サイズに収まらなくな
る場合には、再登録操作部２２ｂにより既存の通常レコ
ードをＢＬＯＢレコードとして登録し直し、その後、操
作要求部２２ａによりＢＬＯＢレコード操作部２３に実
際のレコード操作を要求する。

【００６２】また、既存のＢＬＯＢレコードに対する操
作を完了した後、ＢＬＯＢレコード全体が１ページに収
まるようになった場合には、再登録操作部２２ｂによ
り、そのレコード操作完了後のＢＬＯＢレコードを通常
レコードとして登録し直す。なお、レコード操作部２２
において受けたアクセス要求が既存の通常レコードに対
するものである場合は、ＲＩＤは、それ自体１個のレコ
ードのデータベース１４における所在を示している。

【００６３】これに対し、レコード操作部２２において
受けたアクセス要求がＢＬＯＢレコードの場合には、Ｒ
ＩＤは、ＢＬＯＢレコードに対する管理情報のデータベ
ース１４における所在を示している。また、データベー
ス１４に所在する管理情報としては、複数のスライスを
ナビゲートする情報，ツリーインデクスに関する情報か
ら構成される。

【００６４】データページ操作部２５では、レコード操
作部２２からの要求に基づいて、新規レコード又はＲＩ
Ｄで示される既存レコードが１ページに収まる通常レコ
ードとしての割り当て、削除、更新等のレコード操作を
行なうほか、１個の通常レコード内における途中削除，
部分的な読み出し、及び１ページ内に収まる範囲の途中
挿入といったレコード内（スライス内）での部分的アク
セスを行なう。

【００６５】ＢＬＯＢレコード操作部２３では、レコー
ド操作部２２において受けたアクセス要求が、新規レコ
ードのＢＬＯＢレコードか又はＲＩＤで示される既存レ
コードが複数ページに点在したスライスにまたがって格
納されるＢＬＯＢレコードに対するものである場合は、
そのＢＬＯＢレコードについて、操作を受けるスライス
単位に分解することにより、見かけ上個別の通常レコー
ドに対するアクセスを行なうことができる。

【００６６】即ち、ＢＬＯＢレコード操作部２３のアク
セス開始点決定制御部２３ａでは、レコード全体に対す
るオフセットより操作対象となるスライスの開始点を、
スライス間のアドレスリンクを順次ナビゲートする方法
又はツリーインデクス操作部２４により生成されたツリ
ーインデクス情報により求める方法のいずれかにより決
定する。

【００６７】具体的には、アクセス開始点決定制御部２
３ａでは、ツリーインデクス操作部２４においてツリー
インデクスが作成されている場合は、ツリーインデクス
操作部２４により部分的なアクセス対象となるスライス
の開始点を決定するが、作成されていない場合は、スラ
イス自体が有するアドレスリンクをナビゲートしてその
開始点を決定するのである。

【００６８】スライスの開始点を上述のいずれかの方法
で決定すると、ＢＬＯＢレコード操作部２３では、開始
点以降のスライス単位のレコード操作については、アド
レスリンクをナビゲートして、スライス単位にデータペ
ージ操作部２５によるアクセス処理を繰り返し実行させ
るとともに、スライス単位のデータの追加、削除に伴っ
て、アドレスリンクのメンテナンスを行なう。

【００６９】さらに、ツリーインデクス操作部２４にお
いてツリーインデクスが作成されている場合において
は、メンテナンス部２３ｂでは、各スライス単位の追
加、削除、サイズ変更に関わる操作に伴い、ツリーイン
デクスをメンテナンスする。なお、メンテナンス部２３
ｂでは、部分的なアクセスの要否や、ＢＬＯＢレコード
全体のサイズに応じて、ツリーインデクスを新規に一括
生成したり、すでにあるツリーインデクスを消滅させ
る。

【００７０】ここで、部分的なアクセスの要否は、この
ＢＬＯＢレコードとして格納管理されるデータの種類毎
に事前に定義された辞書を参照したり、応用プログラム
から部分的なアクセス要求を受け付けることにより判断
し、ＢＬＯＢレコード全体のサイズは、レコード操作後
にサイズが縮小した結果、通常レコードに変換される可
能性があるので、レコード操作後のサイズに基づいて判
断されている。

【００７１】ところで、ツリーインデクス操作部２４で
は、データベース１４上のインデクスページにおける、
各スライスに対応したインデクスを操作する。このイン
デクスは、ページ当たりのインデクスの格納数をＸ，平
均格納率をγ（０．５≦γ≦１．０）とすれば、インデ
クスの階層の高さＨはｌｏｇγＸ（ｎ）となり、スライ
ス数の増加に対して動的にインデクスを増加させるとと
もに、アクセス性能の劣化を緩和することができる。

【００７２】また、ツリーインデクス操作部２４により
生成されるインデクスでは、各インデクスには対応する
スライスのサイズを格納し、最下位のリーフレベルのイ
ンデクスは、各スライスそのもののサイズを格納し、結
果として最上位のインデクスの表すサイズの総和が、Ｂ
ＬＯＢレコード全体のサイズに一致する。さらに、リー
フレベルのインデクスの順番は、これらに対応する各ス
ライスのオフセットの順番に一致しており、結果的に上
位のインデクスにより、下位のインデクスページをナビ
ゲートすることなく、少ないページアクセスで効率的に
ＢＬＯＢ全体に対するオフセットに対応したリーフレベ
ルのインデクスに行き着くことができる。

【００７３】また、最上位階層（ルート）から最下位
（リーフ）に至るインデクスページ上の各インデクスの
サイズの積算が、所望のオフセットと一致又は直前とな
るインデクスを見つけ、そのインデクスから逐次下位階
層のインデクスページに移って検索することにより、リ
ーフインデクスページ(Leaf Index Page) 上のインデク
スに当該オフセットを含むスライスのＲＩＤを取得す
る。これにより、ＢＬＯＢレコード全体からのオフセッ
トからスライスを特定することができる。

【００７４】インデクスページ操作部２４ａでは、イン
デクスページ単位の操作を行なう。即ち、インデクスを
検索する際は、ルートインデクスページ(Root Index Pa
ge)から下位のインデクスページに向かって逐次検索さ
れるが、インデクスをメンテナンスする際は、インデク
スページ間操作部２４ｂを介して、リーフインデクスペ
ージから上位のインデクスページに対して順次変更が反
映される。

【００７５】また、インデクスページ間操作部２４ｂで
は、同一階層での前後のインデクスページ間のリンク
や、上位／下位インデクスページ間のリンクのメンテナ
ンスを行なう。ところで、ツリーインデクス操作部２４
において、データページにおけるスライスの増減に伴っ
た、インデクスページにおけるインデクスの増減操作を
行なう際においては、同一階層内での前後のインデクス
ページ間でのインデクスの移動が伴うオーバーフローや
アンダーフロー、さらに前後のインデクスページ間であ
ふれたインデクスを収容できない場合のスプリットや、
極端に過疎になったインデクスページのマージを行な
う。

【００７６】これにより、最初にインデクスページ操作
部２４ａがリーフレベルのインデクスに対するメンテナ
ンス要求を受け付けると、インデクスページ操作部２４
ａからインデクスページ間操作部２４ｂに実際のインデ
クスに対するメンテナンス要求を行なう。メンテナンス
要求を受けたインデクスページ間操作部２４ｂでは、前
記のインデクスページ間にまたがるメンテナンス（オー
バフロー，アンダーフロー，スプリット又はマージ）を
行ない、インデクスページ単位のインデクスの挿入，削
除はインデクスページ操作部２４ａに要求する。

【００７７】さらに、インデクスページ間操作部２４ｂ
では、一つの階層に対するインデクスのメンテナンスが
完了すると、その変更内容を上位階層のインデクスペー
ジに反映する。例えば、下位階層のインデクスページの
総サイズが変更された場合には、その下位階層のインデ
クスページを代表する上位階層のインデクスのサイズ及
び当該上位階層のインデクスページの総サイズを更新す
る。

【００７８】ところで、ページバッファ２６では、デー
タベース１４におけるファイル上のページアドレスに従
って、物理ページ単位の入出力，主記憶装置に読み込ま
れたページのバッファリング，新規ページのデータベー
ス１４上への割り当て，データレコードやインデクスが
空になって不要になったページの、データベース１４か
らの開放等を行なう。

【００７９】このように、ツリーインデクス操作部２４
により、ＢＬＯＢレコードのインデクスを生成し、ＢＬ
ＯＢレコードのアクセスをデータベース１４との間で行
なうことができるので、管理すべきＢＬＯＢレコードの
最大レコードサイズの制約を無くすとともに、高速に部
分的アクセスを行なえる利点もある。また、再登録操作
部２２ａにより、操作に伴ってレコード全体のサイズが
変わっても、そのレコード全体のサイズに応じて、通常
レコード又はＢＬＯＢレコードとして登録することがで
きるほか、レコード区別記録部２５ａにより、ページ内
の各レコードの、ＢＬＯＢレコードと通常レコードとの
区別を記録しておき、この区別に基づき、通常レコード
とＢＬＯＢレコードの操作との分岐制御を行なうことが
できるので、応用処理部２１側において、通常レコード
とＢＬＯＢレコードの区別を意識する必要がなく、ファ
イル管理装置を、データ長を区別しない一貫性のあるイ
ンターフェイスとして機能させることができる利点があ
る。

【００８０】さらに、ＢＬＯＢレコード操作部２３のア
クセス開始点決定制御部２３ａにより、レコード全体に
対するオフセットから操作対象となるスライスの開始点
を、スライス間のアドレスリンクを順次ナビゲートする
方法又はツリーインデクスから求める方法のいずれかに
より決定することができるので、レコードの規模とアク
セス形態に応じた最適なアクセス手段を選択することが
できる利点があるほか、ファイル管理装置を、応用処理
部２１側においてデータベース側の環境を意識する必要
のない独立性のあるインターフェイスとして機能するこ
とができる利点もある。

【００８１】また、ツリーインデクス操作部２４では、
ＢＬＯＢレコード全体のサイズの対する予め決められた
しきいサイズとの大小関係又は部分的なアクセスの要否
によりツリーインデクスを動的に増減して更新，作成又
は削除を行なうことができるので、データベースの領域
を有効に活用しながら、管理すべき長大レコードの最大
レコードサイズの制約を無くすとともに、高速に部分的
アクセスを行なえる利点もある。

【００８２】（ｂ）本実施例にかかるファイル管理装置
を実現するためのヘッダファイルのプログラミング例の
説明 上述のファイル管理装置としての機能をソフトウェアに
より構成する場合は、例えば、以下に示す図２４〜図３
６に示すような、Ｃ言語のプログラムにより実現するこ
とができる。

【００８３】即ち、これらの図２４〜図３６は、本実施
例にかかるファイル管理装置を実現するためのヘッダフ
ァイルのプログラミング例を示す図であり、図２４は初
期の設定を行なうためのもので、図２５はレコード操作
部２２を実現するためのもので、図２６はページバッフ
ァ２６を実現するためのものである。また、図２７はデ
ータベース１４におけるデータページ内のヘッダ部分の
構造を設定するためのもので、図２８はデータページ操
作部２５を実現するためのもので、図２９はデータペー
ジ内のレコードエントリ部分の構造を設定するためのも
のである。

【００８４】さらに、図３０はＢＬＯＢ管理情報を設定
するためのもので、図３１はＢＬＯＢレコード操作部２
３を実現するためのもので、図３２はツリーインデクス
操作部２４を実現するためのもので、図３３はインデク
スページ内のスライス毎のインデクスの構造を設定する
ためのもので、図３４はインデクスページ内のヘッダ部
の構造を設定するためのもので、図３５はインデクスペ
ージ操作部２４ａを実現するためのもので、図３６はイ
ンデクスページ間操作部２４ｂを実現するためのもので
ある。

【００８５】上述の図２４〜図３５に示すように、ファ
イル管理装置を実現するためのヘッダファイルが構成さ
れている場合においては、データベース１４におけるデ
ータページ内においては、先頭に、図２７のプログラム
により設定されたヘッダ部（ＤａｔａＨｅａｄ）が格納
され、その直後にレコードエントリが可変数の配列とし
て格納される。なお、このレコードエントリの配列数と
しては、図２７のプログラムにおける変数ｅｎｔｒｙＭ
ａｘが相当する。また、可変長となるレコードはデータ
ページの最後尾から格納され、レコードエントリとレコ
ード領域が衝突しない範囲で格納されるようになってい
る。

【００８６】さらに、データベース１４におけるインデ
クスページ内においては、先頭に、図３４のプログラム
により設定されたヘッダ部（ＩｎｄｅｘＨｅａｄ）が格
納され、その直後に、図３３のプログラムにより設定さ
れた個々のスライス毎のインデクス（ＩｎｄｅｘＴｕｐ
ｌｅ）が固定数の配列として格納される。なお、インデ
クスが固定数の配列として格納されているので、インデ
クスのページサイズも固定である。

【００８７】また、図３５のプログラムにより実現され
たインデクスページ操作部２４ａ及び図３６のプログラ
ムにより実現されたインデクスページ間操作部２４ｂ
は、図３２のプログラムにより実現されたツリーインデ
クス操作部２４から利用されるようになっている。 （ｃ）本実施例にかかるファイル管理装置を文書編集シ
ステムに適用した場合の動作の概略の説明 次に、図３に示したファイル管理装置を文書編集システ
ムを起動する応用プログラムに適用した場合の動作につ
いて、図４に示すフローチャートを用いて以下に説明す
る。

【００８８】即ち、この図４に示すように、利用者はキ
ーボード１２からの入力指示とディスプレイ装置１１へ
の表示により文書編集作業を進め、文書情報をデータベ
ース１４から入出力する。まず、利用者は最初にキーボ
ードより新規／既存の文書指定を行ない（ステップＡ
１，ステップＡ２）、指定された文書が新規文書である
場合は、文書ヘッダ情報をｃｒｅａｔｅ操作により新規
レコードとしてデータベース１４に書き込む（ステップ
Ａ３）。

【００８９】また、指定された文書が既存文書である場
合は、その文書をデータベース１４から取り出すために
ｆｅｔｃｈ操作を行なう（ステップＡ４）。さらに、ペ
ージ単位の文書編集を行なう場合については（ステップ
Ａ５）、キーボード１２により編集すべき文書ページを
指示する（ステップＡ６）。これにより、データベース
１４上において、ＢＬＯＢレコード又は通常レコードで
構成された文書の当該文書ページに対応するオフセット
をｌｏｃａｔｅ操作により位置付ける（ステップＡ
７）。

【００９０】なお、この場合においては、単位文書ペー
ジ当たりの総バイト数を固定にすることにより、文書ペ
ージとオフセットとが一意に対応付けることができる。
また、ｌｏｃａｔｅ操作により指示されたオフセットに
対応するＢＬＯＢレコード又は通常レコード内の単位文
書ページに対応する特定サイズ分だけをｒｅａｄ操作に
よりデータベース１４から読み込む（ステップＡ８）。

【００９１】さらに、ｒｅａｄ操作によりデータベース
１４から読み込まれた文書の内容をディスプレイ装置１
１に表示する（ステップＡ９）。以後、表示中の文書に
対する部分文字列，行の単位での修正作業等をキーボー
ド１２で指示し（ステップＡ１０）、これらに対応し
て、途中挿入ｉｎｓｅｒｔ（ステップＡ１１），途中削
除ｃｕｔ（ステップＡ１２），部分変更ｕｐｄａｔｅ
（ステップＡ１３）といったデータベース１４に対する
操作が行なわれる。

【００９２】これにより、複数文書ページについて、上
述したような編集作業を繰り返すことができる。また、
文書を削除する指示に対しては、キーボード１２により
不要文書を指定すると（ステップＡ１４）、ｒｅｍｏｖ
ｅ操作を行なうことにより、ＢＬＯＢレコード又は通常
レコード単位で削除する（ステップＡ１５）。

【００９３】（ｄ）本実施例にかかるファイル管理装置
の適用されたデータベース１４の詳細な説明 図５は本実施例にかかるファイル管理装置の適用された
データベース１４の詳細を示すブロック図であり、この
図５に示すように、１４ａはレコードエントリー部であ
り、このレコードエントリ部１４ａは、ページバッファ
２６からのアクセス要求のあったレコードを特定するた
めのＲＩＤを入力され、このＲＩＤに対応するレコード
の所在（例えばページ内の相対バイト位置等）と通常レ
コードとＢＬＯＢレコードとの区別を記録するものであ
る。

【００９４】なお、このレコードエントリ部１４ａにて
記録されたレコードの区別に基づき、ファイル管理装置
側においては、前述のデータページ操作部２５のレコー
ド区別記録部２５ａにて記録されるようになっている。
なお、このＲＩＤには、レコード毎に採番されたユニー
ク番号を用いたり、レコードアドレスを用いることがで
きる。この場合ではレコードアドレスを用いてＲＩＤを
構成する。なお、ＲＩＤは、レコードを格納するページ
のアドレスとともに、そのページ内でのレコード追番と
により構成されている。

【００９５】ここで、データベース１４においては、デ
ータページ操作部２５の操作に基づいて通常レコード及
びＢＬＯＢレコードを格納するデータページ１４ｅと、
ツリーインデクス操作部２４の操作に基づきツリーイン
デクス情報を格納するインデクスページ１４ｄをそなえ
ている。なお、いずれのページ１４ｄ，１４ｅにおいて
も、データベース１４のファイル上では、一つの物理ペ
ージであり、ページのファイルとの入出力やバッファリ
ングはページバッファ操作部２６で共通して行なわれる
ようになっている。。

【００９６】また、インデクスページ１４ｄに格納され
たツリーインデクスとデータページ１４ｅに格納された
ＢＬＯＢレコードとしてのｎ個のスライス１４−１〜１
４−ｎとは、図６に示すような関係を有している。即
ち、この図６に示すように、ｎ個のスライス１４−１〜
１４−ｎにより、応用処理部２１から要求される１個の
ＢＬＯＢレコードを構成しており、それぞれのスライス
１４−１〜１４−ｎは、各スライスに続くスライスのア
ドレス情報としてのｎｅｘｔアドレス等の制御情報をそ
なえ、これにより、例えば各スライス１４−１〜１４−
ｎを順にｎｅｘｔアドレスに従ってアクセスすることに
より、全体としてＢＬＯＢレコードにアクセスすること
ができるようになっている。

【００９７】従って、１個のＢＬＯＢレコードのサイズ
は、以下に示す式（１）に示すように、各スライス１４
−１〜１４−ｎ毎のサイズＳ１〜Ｓｎについての制御情
報領域を除いた総和Ｓとなる。 さらに、インデクスページ１４ｄのツリーインデクス
は、３段の階層構成を有するインデクス群１４ｄ−１〜
１４ｄ−３により構成されており、各インデクス群１４
ｄ−１〜１４ｄ−３には対応するスライスのサイズが格
納されている。

【００９８】即ち、最下位のリーフレベルのインデクス
群１４ｄ−３には、各スライスそのもののサイズを格納
し、その上の階層のインデクス群１４ｄ−２には、下位
のインデクスの表すサイズの総和を格納し、結果として
最上位のルートレベルのインデクス群１４ｄ−１の表す
サイズの総和が、ＢＬＯＢレコード全体のサイズに一致
する。

【００９９】さらに、リーフレベルのインデクス群１４
ｄ−３の順番は、これらに対応する各スライスのオフセ
ットの順番に一致しており、従って、上位のインデクス
群１４ｄ−２，１４ｄ−１を参照することにより、下位
のインデクス群１４ｄ−３をナビゲートすることなく、
少ないページアクセスで効率的にＢＬＯＢ全体に対する
オフセットに対応したリーフレベルのインデクスを検索
できるようになっている。

【０１００】ところで、それぞれのインデクス群１４ｄ
−１〜１４ｄ−３は、複数のインデクスページにより構
成することができる。さらに、各々のインデクス群１４
ｄ−１〜１４ｄ−３を構成するインデクス１個は、例え
ば、スライスに対するＲＩＤで８バイト、スライスのサ
イズで４バイト、更に上位から下位へのインデクスへの
ページアドレスとして４バイトの合計１６バイトからな
り、１ページのサイズを４ＫＢとすると、約２５０個の
インデクスを１インデクスページに収容することができ
る。

【０１０１】このような構成により、レコードエントリ
部１４ａにおいて記録された内容に基づき、アクセス要
求のあったレコードが通常レコードである場合は、その
レコードは一つのページ上に存在し、且つそのレコード
の所在位置がレコードエントリの記録から直接示される
（図５における（ａ）参照）。また、アクセス要求のあ
ったレコードが、複数ページ上に分散されたスライス１
４−１〜１４−ｎにより構成されるＢＬＯＢレコードで
ある場合は、レコードエントリ部１４ａにおいて記録さ
れている所在位置情報は、アクセス要求のあったＢＬＯ
ＢレコードについてのＢＬＯＢ管理情報１４ｃを示して
いる（図５における（ｂ）参照）。

【０１０２】また、このＢＬＯＢ管理情報１４ｃによ
り、複数ページ上に分散されたスライスの内の先頭のも
のへの位置が示されるとともに、このＢＬＯＢレコード
に対応するツリーインデクスが生成されている場合は、
このＢＬＯＢレコードを構成する分散されたスライスへ
のツリーインデクスへのトップ（ルート）が示されてい
る。

【０１０３】ここで、上述のＢＬＯＢ管理情報１４ｃに
基づいて、データページ１４ｅ上のデータにアクセスす
る際においては、スライス間のアドレスリンクを順次ナ
ビゲートする方法か又はインデクスページ１４ｄに生成
されたツリーインデクスによりアクセスする方法を採用
する。具体的には、ＢＬＯＢレコードを構成するスライ
スの個数が少なかったり、部分的なアクセスを要しない
場合にはスライス間のアドレスリンクを順次ナビゲート
する方法を採用し、インデクスページ１４ｄにツリーイ
ンデクスが生成されていたり、部分的なアクセスを要す
る場合は、ツリーインデクスによりアクセスする方法を
採用する。

【０１０４】ここで、上述のツリーインデクスを用いた
データアクセスを行なう方法を採用する場合において
は、ＢＬＯＢ管理情報１４ｃからのＢＬＯＢレコード全
体からのオフセットに基づいて、最上位階層（ルート）
から最下位（リーフ）に至るインデクスページ上の各イ
ンデクスのサイズの積算が所望のオフセットと一致又は
直前となるインデクスを見つけ、そのインデクスから逐
次下位階層のインデクスページに移っていくことによ
り、リーフインデクスページ上のインデクスに当該オフ
セットを含むスライスのＲＩＤを取得することができ、
これにより、ＢＬＯＢレコード全体からのオフセットか
らスライスを特定することができる。

【０１０５】例えば、ｉ番目のスライス１４−ｉに対す
る部分的なアクセスを必要とする場合、このｉ番目のス
ライスは、応用処理部２１からのＢＬＯＢレコード全体
におけるオフセットで特定される。ここで、このオフセ
ットに基づいてアクセスする際に、ツリーインデクスを
利用した方法を用いた場合においては、上述したよう
に、ルートレベルのインデクス群１４ｄ−１からオフセ
ット１が求まり、インデクス群１４ｄ−２からオフセッ
ト２が求まり、リーフレベルのインデクス群１４ｄ−３
からオフセット３が求まる。

【０１０６】これにより、目標とするオフセットのデー
タの内容を含むスライス１４−ｉを検索することがで
き、巨大なＢＬＯＢレコード全体の内の１部分に対する
アクセスを高速に実現することができる。なお、アクセ
ス要求のあったＢＬＯＢデータについて、実際に存在す
るスライスが数ページ（例えば１０ページ）の場合や、
常に先頭から順次読み込むような目的の場合（例えばデ
ータベース１４が単なる大きなデータの格納庫であった
り、膨大なメモリ空間に一括して読み込むか、読み込め
る範囲のサイズまでしかデータ量が増大しないものの場
合）は、ツリーインデクスによらずにスライス間のアド
レスリンクを順次ナビゲートしてアクセスを行なう。

【０１０７】これにより、ＢＬＯＢレコード全体に対す
るサイズや部分的なレコードのアクセスの要否によりア
クセス方法を選択して、ツリーインデクスの生成／削除
をを選択することができるので、インデクスページ１４
ｅを生成するのに必要なデータベース１４上の記憶領域
や、インデクスページ１４ｅのためのメンテナンス時間
の冗長性を抑止することができる。

【０１０８】（ｅ）データベース上のレコードのサイズ
変更に伴った状態遷移の説明 また、データベース１４上のレコードは、前述の（ｂ）
にて示したような文書ファイルについての修正等が行な
われると、データベース１４上では、その修正等に応じ
て図７に示すように状態が遷移するようになっている。
即ち、文書ファイルにおけるレコードの新規作成（ｃｒ
ｅａｔｅ，図７の状態Ｂ１参照）に対しては、初回のレ
コードサイズが１物理ページに収まれば通常レコードと
して登録され（図７の状態Ｂ１から状態Ｂ２）、収まら
なければＢＬＯＢレコードとして登録される（状態Ｂ１
から状態Ｂ３）。

【０１０９】また、通常レコードに対して、その後の途
中挿入（ｉｎｓｅｒｔ）を行なった結果、レコードサイ
ズが１物理ページに収まらなくなった場合は、ＢＬＯＢ
レコードとして再登録され（状態Ｂ２から状態Ｂ３）、
逆に、ＢＬＯＢレコードに対し、途中削除（ｃｕｔ，図
７の状態Ｂ４参照）を行なった結果、レコードサイズが
１物理ページに収まれば通常レコードとして再登録され
る（状態Ｂ３からＢ２）。

【０１１０】さらに、状態Ｂ３において登録されている
ＢＬＯＢレコードに対して、途中挿入（ｉｎｓｅｒｔ）
により更にレコードサイズが増加するか、既に新規作成
（ｃｒｅａｔｅ）段階で充分大きなレコードサイズにな
っている場合か、又は途中挿入（ｉｎｓｅｒｔ）、途中
削除（ｃｕｔ）、途中更新（ｕｐｄａｔｅ）、途中読み
込み（ｒｅａｄ）といった部分的なアクセスが必要であ
る場合は、このＢＬＯＢレコードに対し、ツリーインデ
クス操作部２４による操作に基づいて、前述の図６に示
すようなツリーインデクスを生成する（状態Ｂ３から状
態Ｂ５）。

【０１１１】その後、逆にＢＬＯＢレコードに対し途中
削除（ｃｕｔ）を行なった結果、レコードサイズが充分
小さくなるので、ツリーインデクスはオーバーヘッドと
なり、再びツリーインデクスは不要とみなされる。これ
により、インデクスページ１４ｅに生成されたツリーイ
ンデクスを削除される（状態Ｂ５から状態Ｂ３）。上述
のツリーインデクスの生成、削除を行なう際の判断は、
レコード操作部２２において、ＢＬＯＢレコードのサイ
ズの基準値に基づいて行なっているが、このサイズの基
準値は、インデクスページ１４ｅのサイズが、最小のイ
ンデクス構成で冗長にならないような全スライスのサイ
ズの総和の閾値として設定されている。

【０１１２】なお、最小のインデクス構成であるという
条件は、例えばルートとリーフが一致するとともに１個
のインデクスページから成り、且つ１ページ内の格納率
が０．５とすることができる。例えば、前述の図６にお
けるツリーインデクスの場合においては、１個のインデ
クスページでは２５０個のインデクスを格納できるの
で、その０．５の格納率の１２５個以上のインデクスを
保つようなスライス数（＝インデクス数）であり、その
数分のスライスサイズの総和となる。

【０１１３】即ち、ガベージコレクション制御によりス
ライスが密に詰められた状態で、１２５個分のインデク
スに対応したページの総サイズを閾値としてのサイズと
するので、以下に示す式（２）に基づき、５００ＫＢと
することができる。 ４ＫＢ×１２５＝５００ＫＢ …（２） なお、レコードの削除／抹消（ｒｅｍｏｖｅ）を行なう
際は、最後のレコードサイズに依存して、ＢＬＯＢレコ
ードと通常レコードの両方の状態から遷移しうる。ま
た、ツリーインデクスが生成されている状態であって
も、レコード削除（ｒｅｍｏｖｅ）に伴い、スライスの
削除が発生し、その結果の中間の状態遷移としてＴｒｅ
ｅインデクス無しのＢＬＯＢレコードへの状態遷移とな
る（図７における状態Ｂ５から状態Ｂ３）。

【０１１４】従って、ページ内の各レコードの、ＢＬＯ
Ｂレコードと通常レコードとの区別を記録しておき、こ
の区別に基づき、通常レコードとＢＬＯＢレコードの操
作との分岐制御を行なうことができるので、応用処理部
２１側において、通常レコードとＢＬＯＢレコードの区
別を意識する必要がなく、ファイル管理装置を、データ
長を区別しない一貫性のあるインターフェイスとして機
能させることができる。

【０１１５】（ｆ）本実施例におけるファイル管理装置
による、レコードの新規作成の際の動作の詳細な説明 図８はレコードの新規作成（ｃｒｅａｔｅ）を行なう際
の動作を詳細に説明するためのフローチャートであり、
この図８に示すように、まず新規作成に要求されるレコ
ードサイズがページ内に収まるか否かのチェックを行な
い（ステップＣ１）、このチェック結果に応じて、デー
タベース１４に格納される際のレコードの種類としての
通常レコード又はＢＬＯＢレコードのいずれかが選択さ
れる（ステップＣ２）。

【０１１６】ここで、レコードサイズが１物理ページに
収まらず、ＢＬＯＢレコードとして格納することが選択
された場合は（ステップＣ２から“ＢＬＯＢレコード”
ルート）、ＢＬＯＢレコード操作部２３において、最初
にＢＬＯＢレコードに関わる管理情報を作成するととも
に、データページ操作部２５の操作により、この管理情
報をあたかも通常レコードの如く１物理ページ内に割り
当てる（ステップＣ３）。

【０１１７】その後、実際のデータを格納すべきレコー
ドは、データページ操作部２５の操作により、スライス
形式で複数ページ間に分割して格納される。スライス単
位の格納は、あたかも１個１個の通常レコードの如くデ
ータページ操作で格納されるが、スライス毎には、制御
情報として、スライス間のＲＩＤによるリンク、そのス
ライスの持つデータのサイズが付加されている（ステッ
プＣ４）。

【０１１８】次に、ＢＬＯＢレコード操作部２３ａにお
いて、ツリーインデクス要のフラグが立っているか否か
を判定する（ステップＣ６）。この段階において、ＢＬ
ＯＢレコード既に巨大化しており、ＢＬＯＢレコード操
作部２３ａにおいて、ツリーインデクス要のフラグが立
っている場合は（ステップＣ６の“要”ルート）、ツリ
ーインデクス操作部２４の操作により、ツリーインデク
スを一括作成する（ステップＣ７）。

【０１１９】なお、部分的なアクセスの必要性がある場
合においても、ツリーインデクスを作成することができ
るが、新規作成段階では、実際の部分的なアクセス発生
をもってその必要性の判断を行なう場合はない。このよ
うに作成された複数スライスの先頭のスライスへのＲＩ
Ｄや、Ｔｒｅｅンデクスのルートインデクスページへの
ページアドレスといったＢＬＯＢレコードに関わる情報
を、前述のＢＬＯＢ管理情報に返却記録する（ステップ
Ｃ８）。

【０１２０】これにより、データベース１４におけるペ
ージ内に割り当てられた各領域への所在を示すレコード
エントリには、そのＢＬＯＢレコードの所在と共に、レ
コードの種類として、通常レコード、ＢＬＯＢ管理情
報、スライスの区別が記録されている。また、ステップ
Ｃ２において、レコードサイズが１物理ページに収まる
通常レコードである場合は、単にデータページ操作部２
５により、１ページ内にレコードを格納し、ＲＩＤをデ
ータベース１４に返却する（ステップＣ９，ステップＣ
１０）。

【０１２１】従って、新規作成されたレコードに対する
ＲＩＤを返却した結果、通常レコードならばそのＲＩＤ
はそのままその領域を示し、ＢＬＯＢレコードならばそ
のＲＩＤはＢＬＯＢ管理情報を示すことになる。従っ
て、操作に伴ってレコード全体のサイズが変わっても、
そのレコード全体のサイズに応じて、通常レコード又は
ＢＬＯＢレコードとして登録することができるので、応
用処理部２１側において、通常レコードとＢＬＯＢレコ
ードの区別を意識する必要がなく、ファイル管理装置
を、データ長を区別しない一貫性のあるインターフェイ
スとして機能させることができる。

【０１２２】（ｇ）本実施例におけるファイル管理装置
による、レコードの途中挿入の際の動作の詳細な説明 図９〜図１２はレコードの途中挿入（ｉｎｓｅｒｔ）を
行なう際のレコードの操作の一例とともに、その後の隣
接ページのマージの様子を示す図である。例えば、図９
に示すように、ｎ個のスライス１４−１〜１４−ｎから
なるＢＬＯＢレコードに対して、ｉ番目のスライス１４
−ｉの途中となるオフセットＸから、ｒバイトのデータ
３０の挿入を行なう場合においては、まず、目標オフセ
ット位置への位置付け（ｌｏｃａｔｅ）及び押し出され
るデータの有無の判定を行なう。

【０１２３】即ち、図１０に示すように、挿入の開始点
となるオフセットが、ｉ番目のスライス１４−ｉの途中
に位置付けられると、このオフセット位置Ｘからｒバイ
ト分のデータ３０が挿入されるが、もともとスライス１
４−ｉは空き領域がなかったため、挿入されるべき領域
にあるｒバイト分のデータは押し出される。この場合の
ように、押し出されるデータがある場合は、新規スライ
ス領域３１を確保しておき、押し出されるデータをその
新規スライス領域３１に退避させてから、スライス１４
−ｉにおける空いた領域に、新データを挿入する。

【０１２４】即ち、図１１に示すように、オフセット位
置Ｘからｒバイト分のデータ３０の挿入に伴い、ｉ番目
のスライス１４−ｉ内に存在するデータｒバイト分のデ
ータが、新規に設定されたページ上の新たなスライス領
域３１として押し出され、元のｉ番目のスライス１４−
ｉの直後のｉ＋１番目だったスライス１４−（ｉ＋１）
のデータが、新規生成されたスライス領域の後ろにマー
ジされる。

【０１２５】ここで、図１２に示すように、ｉ＋１番目
だったスライス１４−（ｉ＋１）内の全てのデータが、
新規スライス上にマージできれば、ｉ＋１番目だったス
ライスは空となり削除することができ、新規スライスを
新しいｉ＋１番目のスライス１４−（ｉ＋１）とするこ
とができる。従って、挿入操作の直後に隣接するページ
とのマージを行なうことにより、挿入操作によるスライ
スの増加を抑制することができ、アクセス性能の劣化を
防止することができる。

【０１２６】（ｈ）本実施例におけるファイル管理装置
による、レコードの途中削除の際の動作の詳細な説明 図１３〜図１６はレコードの途中削除（ｃｕｔ）を行な
う際のレコードの操作の一例とともに、その後の隣接ペ
ージのマージの様子を示す図である。即ち、図１３に示
すように、ｎ個のスライス１４−１〜１４−ｎからなる
ＢＬＯＢレコードに対し、ｉ番目のスライス１４−ｉの
途中となるオフセットＸから、ｒ（＝ｋ＋ｍ＋ｎ）バイ
トの途中削除を行なう場合においては、最初に削除の開
始点となるオフセットへの位置付け（ｌｏｃａｔｅ）を
行なって、ｉ番目のスライス１４−ｉの途中に位置付け
る。

【０１２７】そして、図１４に示すように、スライス１
４−ｉ〜１４−（ｉ＋２）内のデータ削除を行ない、目
標全ての削除が終わるまで行なう。即ち、スライス１４
−ｉにおけるオフセットＸから最終位置までのｋバイ
ト，スライス１４−（ｉ＋１）における先頭位置から最
終位置までのｍバイト及びスライス１４−（ｉ＋２）に
おける先頭のｎバイトを削除する。

【０１２８】次に、図１５に示すように、空スライス１
４−（ｉ＋１）を削除し、スライス１４−ｉとスライス
１４−（ｉ＋２）との間のスライス間のリンクを結び直
すとともに、スライス１４−（ｉ＋２）内の使用部分
（先頭からｎバイトの位置から最終位置までの部分）
を、当該スライス１４−（ｉ＋２）の先頭部分に詰め直
す。

【０１２９】最後に、図１６に示すように、元のｉ番目
のスライス１４−ｉの開いたスペース（オフセットＸか
ら最終位置までのｋバイト）に、新たなｉ＋１番目のス
ライス１４−（ｉ＋１）（削除前にｉ＋２番目のスライ
ス１４−（ｉ＋２）だったもの）のデータをマージし、
残ったスライス１４−（ｉ＋１）のデータについては、
前述の図１５におけるスライス１４−（ｉ＋２）と同様
に、先頭位置に詰め直す。

【０１３０】これにより、削除した結果のページ内に過
疎なスライスの増加を抑制することができ、アクセス性
能の劣化を抑制することができる。なお、新たなｉ＋１
番目のスライス１４−（ｉ＋１）内でのデータの再度の
マージの際に、新たなｉ＋１番目スライス１４−（ｉ＋
１）のデータが全てｉ番目のスライス１４−ｉ内に収ま
れば、この新たなｉ＋１番目のスライスも削除されるこ
とになる。

【０１３１】（ｉ）第１のガベージコレクションの態様
の説明 ところで、本実施例にかかるファイル管理装置のＢＬＯ
Ｂレコード操作部２３は、詳細には図１７に示すよう
に、総和演算部２３ｃ，比演算部２３ｄ，比率比較部２
３ｅ及びガベージコレクション制御部２３ｆをそなえて
おり、ツリーインデクス操作部２４においてツリーイン
デクスを生成していない場合において、データベース１
４におけるスライスの空の領域を整理するガベージコレ
クション制御を行なうことができるようになっており、
このため、ＢＬＯＢレコード操作部２３は、詳細には図
１７に示すように、総和演算部２３ｃ，比演算部２３
ｄ，比率比較部２３ｅ及びガベージコレクション制御部
２３ｆをそなえている。

【０１３２】ここで、総和演算部２３ｃは、ＢＬＯＢレ
コードに対するサイズ変更操作が行なわれた後に、当該
ＢＬＯＢレコードを構成する全てのスライスについての
スライスサイズの総和を演算するものである。また、比
演算部２３ｄは、総和演算部において演算された総和に
対する、スライス１４−１〜１４−ｎの個数ｎとページ
単位サイズＰの積Ｄとの比Ｓ／Ｄを演算するものであ
り、比率比較部２３ｅは、比演算部２３ｄにおいて演算
された比Ｓ／Ｄと、予め設定された比率αとを比較する
ものである。

【０１３３】さらに、ガベージコレクション制御部２３
ｆは、比率比較部２３ｅにおける比率の比較の結果、比
演算部２３ｄにおいて演算された比Ｓ／Ｄが予め設定さ
れた比率αよりも小さい場合は、データベース１４にお
ける全てのスライス１４−１〜１４−ｎについてガベー
ジコレクションを行なうように、データページ操作部２
５を介して制御するものである。

【０１３４】このような構成により、本発明のファイル
管理装置では、ツリーインデクス操作部２４においてツ
リーインデクスを生成しておらず、ｎｅｘｔリンクのみ
でＢＬＯＢデータが管理されている場合は、以下に示す
ようにガベージコレクションを行なっている。ところ
で、個々のスライスが１ページ丸々のサイズ分のデータ
を持てば、ＢＬＯＢレコード全体のサイズを満足すべき
最小スライス数とすることができる。例えば図１８に示
すように、スライス１４−１〜１４−ｎにデータが格納
されている場合においては、スライス１４−１〜１４−
ｎの個数ｎとページ単位サイズＰの積Ｄ（＝ｎ×Ｐ）
が、管理することができるＢＬＯＢレコードの最大サイ
ズである。

【０１３５】ここで、スライス１４−１〜１４−ｎに格
納されているデータの総和が所定の格納率αを下回った
場合は、図１８〜図２０に示すように、ＢＬＯＢレコー
ドを構成する全てのスライスに対し、ガベージコレクシ
ョン制御を行なうことができる。即ち、図１８に示すよ
うに、ＢＬＯＢレコードに対するサイズ変更操作が行な
われた後に、総和演算部２３ｃでは、当該ＢＬＯＢレコ
ードを構成する全てのスライス１４−１〜１４−ｎにつ
いてのスライスサイズの総和Ｓを、前述の式（１）に従
って演算する。

【０１３６】比演算部２３ｄでは、総和演算部２３ｃに
おいて演算された総和Ｓに対するスライス１４−１〜１
４−ｎの個数ｎとページ単位サイズＰの積Ｄ（＝ｎ×
Ｐ）との比Ｓ／Ｄを演算する。そして、比率比較部２３
ｅでは、比演算部２３ｄにおいて演算された比Ｓ／Ｄと
予め設定された比率α（例えばα＝０．５）と比較し、
Ｓ／Ｄがαよりも小さい場合は、スライスに格納される
データ量が、極度に過疎の状態にあると判定され、ガベ
ージコレクション制御部２３ｆにより、全てのスライス
１４−１〜１４−ｎについてガベージコレクションを行
なうように制御する。

【０１３７】ここで、全てのスライス１４−１〜１４−
ｎについてガベージコレクションを行なう際において
は、例えば図１９におけるスライス１４−１〜１４−３
の間のように、隣り合うスライス間において、自スライ
スとｎｅｘｔアドレスで続くｎｅｘｔスライスとの間で
マージすることが行なわれる。即ち、例えばスライス１
４−１の空き領域にスライス１４−２のデータＳ₂ 及び
スライス１４−３のデータの一部Ｓ_3-1 がマージされ
（図１９の参照）、スライス１４−２のように、スラ
イス１４−２が空になると、スライス削除が発生する
（図１９の参照）。

【０１３８】なお、スライス１４−３のように、スライ
ス内のデータが空でないものについては、残ったデータ
Ｓ_3-2 を当該スライス１４−３における先頭部分に詰め
直す（図１９の参照）。以後、続くスライス１４−４
〜１４−ｎについても、上述の〜における処理と同
様のガベージコレクションを行なうことにより、図２０
に示すような総スライス数がｍ（＜ｎ）のスライスとす
ることができるが、この総スライス数の値ｍは、以下に
示す式（３）により表すことができる。

【０１３９】 ｍ＝ＣＥＩＬ（Ｓ／Ｐ）；ＣＥＩＬは小数点以下を切り上げる関数 …（３） 従って、ＢＬＯＢレコード操作部２３により、操作に伴
って長大レコード全体のサイズが変わった場合において
は、データベース１４におけるスライスの空の領域を整
理して、スライス数を減少させることができるので、デ
ータベース１４の領域を有効に活用することができる利
点がある。

【０１４０】（ｊ）第２のガベージコレクションの態様
の説明 上述の（ｉ）で詳述した第１のガベージコレクションの
態様においては、ツリーインデクス操作部２４において
ツリーインデクスを生成していない場合に行なわれるガ
ベージコレクション制御について説明したが、第２のガ
ベージコレクションの態様としては、ツリーインデクス
が生成されている場合のガベージコレクション制御を行
なうこともできる。

【０１４１】また、この場合においても、上述の（ｉ）
における図１７に示すように、ＢＬＯＢレコード操作部
２３は、総和演算部２３ｃ，比演算部２３ｄ，比率比較
部２３ｅ及びガベージコレクション制御部２３ｆをそな
えているが、それぞれの機能は上述の（ｉ）におけるも
のと異なる。即ち、総和演算部２３ｃは、メンテナンス
部２３ｂにおいて、インデクスに対する修正をした後
に、修正されたリーフインデクスページ内における、ス
ライスサイズの総和を演算するものであり、比演算部２
３ｄは、総和演算部２３ｃにおいて演算された総和に対
する、スライスの個数とページ単位サイズの積との比率
を演算するものである。

【０１４２】また、比率比較部２３ｅは、比率演算部２
３ｄにおいて演算された比と、予め設定された比率とを
比較するものであり、ガベージコレクション制御部２３
ｆは、比率比較部２３ｅにおける比率の比較の結果、比
演算部２３ｄにおいて演算された比が予め設定された比
率よりも小さい場合は、リーフインデクスページ内にお
けるインデクスに対応したスライスについてガベージコ
レクションを行なうように制御するものである。

【０１４３】このような構成により、本発明のファイル
管理装置では、ツリーインデクス操作部２４により、ツ
リーインデクスが構成されているＢＬＯＢレコードに対
するガベージコレクションの動作について、図２１〜図
２３を用いて以下に説明する。即ち、スライス１４−１
〜１４−Ｎに対する修正を行なうとともに、メンテナン
ス部２３ｂにおいてインデクスに対する修正を行なうこ
とにより、図２１に示すようなインデクス１５及びこの
インデクス１５に対応するスライス１４−１〜１４−Ｎ
となった場合においては、以下に示すようにガベージコ
レクションを行なうか否かを判定する。

【０１４４】即ち、総和演算部２３ｃでは、修正された
リーフインデクスページ１５内におけるスライスサイズ
の総和Ｓを演算し、比演算部２３ｄでは、総和演算部２
３ｃにおいて演算された総和Ｓに対する、リーフインデ
クスページ１５内におけるスライスの個数Ｎとスライス
ページ単位サイズＰの積Ｄ（＝Ｎ×Ｐ）との比Ｓ／Ｄを
演算する。

【０１４５】ここで、比率比較部２３ｅでは、比演算部
２３ｄにおいて演算された比Ｓ／Ｄと予め設定された比
率とを比較し、ガベージコレクション制御部２３ｆで
は、比率比較部における比率の比較の結果、比演算部２
３ｄにおいて演算された比が予め設定された比率α（例
えばα＝０．５）よりも小さい場合は、リーフインデク
スページ１５内におけるインデクスに対応したスライス
１４−１〜１４−Ｎについてガベージコレクションを行
なうように制御する。

【０１４６】即ち、図２２に示すように、リーフインデ
クスページ１５内のスライス１４−１〜１４−Ｎについ
てガベージコレクションを行なう際においても、前述の
図１９におけるスライス１４−１〜１４−３の間のよう
に、隣り合うスライス間において、自スライスとｎｅｘ
ｔアドレスで続くｎｅｘｔスライスとの間でマージする
ことが行なわれる。

【０１４７】ここで、メンテナンス部２３ｂでは、上述
の隣り合うスライス間のマージ処理を行なう毎にインデ
クスページのメンテナンスを行なっている。即ち、例え
ばスライス削除が生じた場合は、対応するインデクスも
削除する。具体的には、スライス１４−１の空き領域に
スライス１４−２のデータＳ₂ がマージされ（図２２の
参照）、空になったスライス１４−２が削除されると
（図２２の参照）、対応するリーフインデクスページ
１５におけるインデクス１５Ａ（サイズＳ₂ が格納され
ている領域）が削除され、インデクスの詰め直しが行な
われる（図２２の参照）。

【０１４８】以後、続くスライス１４−３〜１４−Ｎに
ついても、上述の図２２における〜における処理と
同様のガベージコレクションを行なうことにより、図２
３に示すような総スライス数がｍ（≦ｎ）のスライスと
することができる。これにより、ツリーインデクスを構
成するリーフインデクスページ１５内で、ガベージコレ
クションを行なう対象となるスライス群の範囲をスライ
ス１４−１〜１４−Ｎに限定することができる。

【０１４９】従って、ＢＬＯＢレコード操作部２３によ
り、操作に伴って長大レコード全体のサイズが変わった
場合においては、データベース１４におけるスライスの
空の領域を整理して、スライス数を減少させることがで
きるので、データベース１４の領域を有効に活用するこ
とができる利点がある。また、ツリーインデクス操作部
２４によりツリーインデクスが生成される場合のよう
に、詰めなおしの対象となるスライス数が多い場合にお
いて、ガベージコレクションを行なう対象となるスライ
ス群の範囲を限定することにより、データの入出力負荷
を抑制することもできる。

【０１５０】また、各スライス１４−１〜１４−Ｎの合
計サイズは、ガベージコレクションを行なった後も変わ
らないので、総管理サイズも変わらず、仮にツリーイン
デクスが複数段により構成されている場合においても、
リーフインデクスページのメンテナンス時の、対応する
上位インデクスページのメンテナンスを容易にすること
ができる。

【０１５１】（ｊ）その他 上述の（ｉ），（ｊ）では、スライスの理想サイズに対
する格納率に基づいてガベージコレクションを行なうか
否かを判定しているが、本発明によればこれに限定され
ず、理想スライス数に基づいて上述の判定を行なうこと
ができ、このようにしても前述の（ｉ），（ｊ）と同様
の作用効果を得ることができる。

【０１５２】この場合においては、現在保有サイズ（Ｂ
ＬＯＢレコード全体のサイズ）をＳとし、スライスペー
ジ単位サイズをＰとすると、理想のスライス数、即ち最
小のスライス数Ｍを、以下に示す式（４）のように設定
する。 Ｍ＝ＣＥＩＬ（Ｓ／Ｐ）；ＣＥＩＬは小数点以下を切り上げる関数 …（４） これにより、上述の式（４）にて得られた理想スライス
数Ｍを用いて、実際のスライス数Ｎに対する理想スライ
ス数Ｍとの比率Ｎ／Ｍと所定の閾値αとを比較し、この
比較結果に基づいてガベージコレクションを行なうか否
かを判定するのである。

【０１５３】

【発明の効果】以上詳述したように、請求項１〜３，１
２記載の本発明によれば、ツリーインデクス操作手段に
より、長大レコードのインデクスを生成し、長大レコー
ドのアクセスをデータベースとの間で行なうことができ
るので、管理すべき長大レコードの最大レコードサイズ
の制約を無くすとともに、高速に部分的アクセスを行な
える利点もある。

【０１５４】また、請求項４，６記載の本発明によれ
ば、再登録操作部により、操作に伴ってレコード全体の
サイズが変わっても、そのレコード全体のサイズに応じ
て、通常レコード又は長大レコードとして登録すること
ができるので、応用プログラム側において、通常レコー
ドとＢＬＯＢレコードの区別を意識する必要がなく、フ
ァイル管理装置を、データ長を区別しない一貫性のある
インターフェイスとして機能させることができる利点も
ある。

【０１５５】さらに、請求項５記載の本発明によれば、
データページ操作手段のレコード区別記録部により、ペ
ージ内の各レコードの、長大レコードと通常レコードと
の区別を記録しておき、この区別に基づき、通常レコー
ドと長大レコードの操作との分岐制御を行なうことがで
きるので、前述の請求項４，６の場合と同様の利点があ
る。

【０１５６】また、請求項７記載の本発明によれば、長
大レコード操作手段のアクセス開始点決定制御部によ
り、レコード全体に対するオフセットより操作対象とな
るスライスの開始点を、スライス間のアドレスリンクを
順次ナビゲートする方法又は上記木インデクスより求め
る方法のいずれかにより決定することができるので、レ
コードの規模とアクセス形態に応じた最適なアクセス手
段を選択することができるほか、ファイル管理装置を、
応用プログラム側においてデータベース側の環境を意識
する必要のない独立性のあるインターフェイスとして機
能することができる利点もある。

【０１５７】さらに、請求項８〜１１記載の本発明によ
れば、ツリーインデクス操作手段では、長大レコード全
体のサイズの対する予め決められたしきいサイズとの大
小関係又は部分的なアクセスの要否によりツリーインデ
クスを動的に増減して更新，作成又は削除を行なうこと
ができるので、データベースの領域を有効に活用しなが
ら、管理すべき長大レコードの最大レコードサイズの制
約を無くすとともに、高速に部分的アクセスを行なえる
利点もある。

【０１５８】また、請求項１３〜１６記載の本発明によ
れば、長大レコード操作手段により、操作に伴って長大
レコード全体のサイズが変わった場合においては、デー
タベースにおけるスライスの空の領域を整理して、スラ
イス数を減少させることができるので、前述の場合と同
様に、データベースの領域を有効に活用することができ
る利点がある。

【０１５９】さらに、請求項１６記載の本発明によれ
ば、長大レコード操作手段により、ガベージコレクショ
ンを行なう際に、詰めなおしの対象となるスライス数が
多い場合において、ガベージコレクションを行なう対象
となるスライス群の範囲を限定することにより、入出力
負荷を抑制することができる利点もある。

【図面の簡単な説明】

【図１】第１の発明の原理ブロック図である。

【図２】第２の発明の原理ブロック図である。

【図３】本実施例にかかるファイル管理装置が適用され
たシステムを示すブロック図である。

【図４】本実施例にかかるファイル管理装置を文書編集
システムを起動する応用プログラムに適用した場合の動
作を説明するためのフローチャートである。

【図５】本実施例にかかるファイル管理装置の適用され
たデータベースの詳細を示すブロック図である。

【図６】本実施例にかかるデータベースにおけるスライ
スとインデクスの関係を示す図である。

【図７】本実施例にかかるデータベースの状態遷移を説
明するための図である。

【図８】本実施例にかかるデータベースにおけるレコー
ドの新規作成を行なう際の動作を詳細に説明するための
フローチャートである。

【図９】本実施例にかかるデータベースにおけるレコー
ドの途中挿入を行なう際のレコードの操作の一例ととも
に、その後の隣接ページのマージの様子を示す図であ
る。

【図１０】本実施例にかかるデータベースにおけるレコ
ードの途中挿入を行なう際のレコードの操作の一例とと
もに、その後の隣接ページのマージの様子を示す図であ
る。

【図１１】本実施例にかかるデータベースにおけるレコ
ードの途中挿入を行なう際のレコードの操作の一例とと
もに、その後の隣接ページのマージの様子を示す図であ
る。

【図１２】本実施例にかかるデータベースにおけるレコ
ードの途中挿入を行なう際のレコードの操作の一例とと
もに、その後の隣接ページのマージの様子を示す図であ
る。

【図１３】本実施例にかかるデータベースにおけるレコ
ードの途中削除を行なう際のレコードの操作の一例とと
もに、その後の隣接ページのマージの様子を示す図であ
る。

【図１４】本実施例にかかるデータベースにおけるレコ
ードの途中削除を行なう際のレコードの操作の一例とと
もに、その後の隣接ページのマージの様子を示す図であ
る。

【図１５】本実施例にかかるデータベースにおけるレコ
ードの途中削除を行なう際のレコードの操作の一例とと
もに、その後の隣接ページのマージの様子を示す図であ
る。

【図１６】本実施例にかかるデータベースにおけるレコ
ードの途中削除を行なう際のレコードの操作の一例とと
もに、その後の隣接ページのマージの様子を示す図であ
る。

【図１７】本実施例にかかるファイル管理装置のＢＬＯ
Ｂレコード操作部を詳細に示すブロック図である。

【図１８】本実施例にかかるファイル管理装置におけ
る、ツリーインデクスを生成していない場合におけるガ
ベージコレクション制御を説明する図である。

【図１９】本実施例にかかるファイル管理装置におけ
る、ツリーインデクスを生成していない場合におけるガ
ベージコレクション制御を説明する図である。

【図２０】本実施例にかかるファイル管理装置におけ
る、ツリーインデクスを生成していない場合におけるガ
ベージコレクション制御を説明する図である。

【図２１】ツリーインデクスが構成されている場合にお
けるＢＬＯＢレコードに対するガベージコレクション制
御を説明する図である。

【図２２】ツリーインデクスが構成されている場合にお
けるＢＬＯＢレコードに対するガベージコレクション制
御を説明する図である。

【図２３】ツリーインデクスが構成されている場合にお
けるＢＬＯＢレコードに対するガベージコレクション制
御を説明する図である。

【図２４】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図２５】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図２６】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図２７】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図２８】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図２９】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図３０】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図３１】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図３２】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図３３】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図３４】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図３５】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図３６】本実施例にかかるファイル管理装置を実現す
るためのヘッダファイルのプログラミング例を示す図で
ある。

【図３７】一般的なファイル管理装置によるＢＬＯＢレ
コードのアクセス手法を示す図である。

【図３８】一般的なファイル管理装置によるＢＬＯＢレ
コードのアクセス手法を示す図である。

【符号の説明】

１ａ，１ｂ ファイル管理装置 ２ａ，２ｂ レコード操作手段 ３ａ，３ｂ 長大レコード操作手段 ３ｂ−１ アクセス開始点決定制御部 ３ｂ−２ メンテナンス部 ４ａ 通常レコード操作手段 ４ｂ データページ操作手段 ５ａ インデクス操作手段 ５ｂ 木インデクス操作手段 ６ａ，６ｂ データベース １１ ディスプレイ装置 １２ キーボード １３ 中央処理装置／主記憶装置 １４ データベース １４−１〜１４−ｎ，１４−Ｎ スライス １４ａ レコードエントリ １４ｂ 通常レコード １４ｃ ＢＬＯＢ管理情報 １４ｄ インデクスページ １４ｄ−１〜１４ｄ−３ インデクス群 １４ｅ データページ １５，１５Ａ インデクス ２１ 応用処理部 ２２ レコード操作部（レコード操作手段） ２２ａ 操作要求部 ２２ｂ 再登録操作部 ２３ ＢＬＯＢレコード操作部（長大レコード操作手
段） ２３ａ アクセス開始点決定制御部 ２３ｂ メンテナンス部 ２３ｃ 総和演算部 ２３ｄ 比演算部 ２３ｅ 比率比較部 ２３ｆ ガベージコレクション制御部 ２４ ツリーインデクス操作部 ２４ａ インデクスページ操作部 ２４ｂ インデクスページ間操作部 ２５ データページ操作部（データページ操作手段） ２５ａ レコード区別記録部 ２６ ページバッファ ３０ 挿入データ ３１ 新規スライス領域 １０１ レコード １０１−１〜１０１−ｎ スライス １０２ ページ

Claims (16)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 データベースに登録されるファイルを管
   理するファイル管理方法において、 規定サイズ内のレコードに関する要求を受けた場合は、
   １個のレコード内で該データベースに対してアクセスを
   行なう一方、 規定のサイズ内に収まらないサイズであって、複数のス
   ライスにより構成された長大レコードに関する要求を受
   けた場合は、該長大レコードについて、該スライス単位
   に分解し、 該スライス単位に分解された長大レコード内での部分的
   アクセスを該データベースとの間で行なうか、又は該長
   大レコードのインデクスを生成又は更新し、該長大レコ
   ードのアクセスを該データベースとの間で行なうことを
   特徴とする、ファイル管理方法。
2. 【請求項２】 データベースに登録されるファイルを管
   理するファイル管理装置において、 レコードに対する各種要求を受け付けるレコード操作手
   段と、 規定のサイズ内に収まらないサイズであって、複数のス
   ライスにより構成された長大レコードに関する要求を該
   レコード操作手段から受けると、該長大レコードについ
   て、該スライス単位に分解する長大レコード操作手段
   と、 該レコード操作手段からの規定サイズ内のレコードに関
   する要求又は該長大レコード操作手段からの長大レコー
   ドに関する要求を受け、１個のレコード内でのアクセス
   又はレコード内での部分的アクセスを、該データベース
   との間で行なう通常レコード操作手段と、 該長大レコードのインデクスを生成又は更新し、長大レ
   コードのアクセスを該データベースとの間で行なうイン
   デクス操作手段とをそなえたことを特徴とする、ファイ
   ル管理装置。
3. 【請求項３】 データベースに登録されるファイルを管
   理するファイル管理装置において、 レコード又はレコード内の部分的なデータに対する各種
   レコード操作要求を受け付けるレコード操作手段と、 該レコード操作手段にて受け付けた該要求の対象となる
   データが１ページ内に収まるサイズの通常レコードであ
   る場合において、該要求の対象としての新規レコード又
   はデータベース上で登録されたレコード識別子で示され
   る既存レコードを１ページに収まる通常レコードとして
   割り当てて、各種レコード操作を行なうとともに、１個
   の通常レコード内における部分的アクセスを行なうデー
   タページ操作手段と、 該レコード操作手段にて受け付けた該要求の対象となる
   データが、ページ内に収まらないサイズであって、複数
   のスライスにより構成された長大レコードである場合
   は、新規レコード又はデータベース上で登録された該長
   大レコードに対し、操作を受けるスライス単位に分解し
   てから、該データページ操作手段に対して各種レコード
   操作を要求する長大レコード操作手段と、 最下位リーフレベルのインデクスでは各スライスそのも
   ののサイズとスライスへのレコード識別子を格納し、そ
   の上の階層のインデクスは下位のインデクスの表すサイ
   ズの総和を格納し、最上位のルートレベルのインデクス
   の表すサイズの総和は該長大レコード全体のサイズに一
   致し、リーフレベルのインデクスの順番は、これらの対
   応する各スライスのオフセットの順番に一致するように
   インデクスを構成する木インデクス操作手段とをそな
   え、 該長大レコード操作手段が、 既存の長大レコードに対する部分的なアクセスを行なう
   場合には、レコード全体に対するオフセットより操作対
   象となるスライスの開始点を、スライス間のアドレスリ
   ンクを順次ナビゲートする方法又は上記木インデクスよ
   り求める方法のいずれかにより決定するアクセス開始点
   決定制御部と、 スライス単位の追加、削除に伴う上記木インデクスのメ
   ンテナンスを該木インデクス操作手段に要求するメンテ
   ナンス部とをそなえたことを特徴とする、ファイル管理
   装置。
4. 【請求項４】 該レコード操作手段にて要求を受け付け
   る各種レコード操作が、レコードに対する新規作成、抹
   消、フェッチ、レコード内の部分的なデータに対する途
   中挿入、途中削除、更新又は読み込みのうちのいずれか
   であることを特徴とする、請求項２又は３記載のフィア
   ル管理装置。
5. 【請求項５】 該データページ操作手段が、 ページ内の各レコードの、通常レコードと長大レコード
   との区別を記録するレコード区別記録部をそなえるとと
   もに、 該レコード操作手段が、 該データページ操作手段のレコード区別記録部からの、
   既存のレコードのレコード識別子に対応する前記レコー
   ドの区別に基づき、通常レコードの場合には前記データ
   ページ操作手段に、長大レコードの場合には該長大レコ
   ード操作手段にそれぞれレコード操作を要求する操作要
   求部をそなえたことを特徴とする、請求項３記載のファ
   イル管理装置。
6. 【請求項６】 該レコード操作手段が、 既存の通常レコードに対し、操作に伴いレコード全体の
   サイズが１ページに収まらなくなる場合には、該通常レ
   コードを長大レコードとして登録し直してから該長大レ
   コード操作手段にレコード操作を要求する一方、既存の
   長大レコードに対し、操作を完了した後、長大レコード
   全体のサイズが１ページに収まる場合には、このレコー
   ド操作の完了した長大レコードを通常レコードとして登
   録し直す再登録操作部をそなえたことを特徴とする、請
   求項２記載のファイル管理装置。
7. 【請求項７】 該長大レコード操作手段のアクセス開始
   点決定制御部が、 既存の長大レコードに対する部分的なアクセスを行なう
   スライスの開始点を決定する際に、木インデクスが構成
   されている場合は該木インデクス操作手段により、無け
   ればスライス自体の持つアドレスリンクをナビゲートし
   てその開始点を決定するように制御するように構成され
   たことを特徴とする、請求項３記載のファイル管理装
   置。
8. 【請求項８】 該長大レコード操作手段のメンテナンス
   部が、 該アクセス開始点決定制御部による制御に基づき、該木
   インデクス操作手段によりアクセス開始点を決定する場
   合、長大レコード全体のサイズに対する予め決められた
   しきいサイズとの大小に基づいて、該木インデクスの作
   成と削除とを決定するように構成されたことを特徴とす
   る、請求項７記載のファイル管理装置。
9. 【請求項９】 該長大レコード操作手段のメンテナンス
   部が、 部分的なアクセスの要否により該木インデクスの作成又
   は削除することを決定するように構成されたことを特徴
   とする、請求項７記載のファイル管理装置。
10. 【請求項１０】 該長大レコード操作手段のメンテナン
    ス部が、 部分的なアクセスが発生すると、該木インデクスを作成
    するように構成されたことを特徴とする、請求項９記載
    のファイル管理装置。
11. 【請求項１１】 該長大レコード操作手段のメンテナン
    ス部が、 長大レコード全体のサイズに対する予め決められたしき
    いサイズとの大小関係、及び部分的なアクセスの要否に
    より該木インデクスの作成又は削除することを決定する
    ように構成されたことを特徴とする、請求項７記載のフ
    ァイル管理装置。
12. 【請求項１２】 該木インデクス操作手段が、 長大レコード全体に対するオフセットからスライスを検
    索する際に、該木インデクスの最上位のルートインデク
    スページから最下位のリーフインデクスページに至る各
    インデクスのサイズの積算が、所望のオフセットと一致
    又は直前となるインデクスを検索し、検索されたインデ
    クスから逐次下位階層のインデクスページに移って検索
    を行なうことにより、リーフインデクスページ上のイン
    デクスにおいて当該オフセットを含むスライスへのレコ
    ード識別子を取得するインデクスページ操作部をそなえ
    たことを特徴とする、請求項３記載のファイル管理装
    置。
13. 【請求項１３】 該長大レコード操作手段が、 長大レコードに対する部分的な挿入を行なう際に、挿入
    操作後に新規生成されたスライスの格納ページに空き領
    域があれば、該新規生成されたスライスと直後のスライ
    ス間で併合するインデクスページ間操作部をそなえたこ
    とを特徴とする、請求項４記載のファイル管理装置。
14. 【請求項１４】 該長大レコード操作手段が、 長大レコードに対する部分的な削除を行なう際に、削除
    操作の開始点を含むスライスと終了点をスライス間で併
    合するインデクスページ間操作部をそなえたことを特徴
    とする、請求項４記載のファイル管理装置。
15. 【請求項１５】 該長大レコード操作手段が、 長大レコードに対するサイズ変更操作が行なわれた後
    に、当該長大レコードを構成する全てのスライスについ
    てのスライスサイズの総和を演算する総和演算部と、 該総和演算部において演算された総和に対する、スライ
    スの個数とページ単位サイズの積との比を演算する比演
    算部と、 該比演算部において演算された比と、予め設定された比
    率とを比較する比率比較部と、 該比率比較部における比率の比較の結果、該比演算部に
    おいて演算された比が予め設定された比率よりも小さい
    場合は、該全てのスライスについてガベージコレクショ
    ンを行なうように制御するガベージコレクション制御部
    をそなえたことを特徴とする、請求項３記載のファイル
    管理装置。
16. 【請求項１６】 該長大レコード操作手段が、 該メンテナンス部において、該インデクスに対する修正
    をした後に、修正されたリーフインデクスページ内にお
    ける、スライスサイズの総和を演算する総和演算部と、 該総和演算部において演算された総和に対する、スライ
    スの個数とページ単位サイズの積との比率を演算する比
    演算部と、 該比演算部において演算された比と、予め設定された比
    率とを比較する比率比較部と、 該比率比較部における比率の比較の結果、該比演算部に
    おいて演算された比が予め設定された比率よりも小さい
    場合は、該リーフインデクスページ内におけるインデク
    スに対応したスライスについてガベージコレクションを
    行なうように制御するガベージコレクション制御部をそ
    なえたことを特徴とする、請求項３記載のファイル管理
    装置。