論文

バージョン管理用差分情報のアクセ
ス頻度に着目した分散データ配置
Distributed Data Allocation Considering
Access Frequency of Differential Information for File Versions

中野 真那♥ 小林 大♥ 渡邊 明嗣♥
上原 年博♦ 田口 亮♦
横田 治夫♠
Mana NAKANO Dai KOBAYASHI
Akitsugu WATANABE
Toshihiro UEHARA Ryo TAGUCHI
Haruo YOKOTA
本稿では，並列分散ストレージシステム上でファイルのバージョ
ン管理を行いながら，システムの負荷分散と容量分散を行う方法
について検討する．最新のバージョンとその時点までの更新差分情報を保存して過去のバージョンへのアクセスを行うバージョン
管理法を前提とし ，バージョンが古くなるほど , そのアクセス頻度
が最新のバージョンに対して低くなる点に着目して，アクセス負荷分散は最新バージョンのアクセス頻度に基づいて行い，データ格納量の平坦化をアクセス頻度が低く細かい粒度の容量調整が可
能な差分情報で行う. このための分散ディレクト リ構造を提案し ，シミュレーションによってその負荷分散と容量分散に対する効果を評価する．

In this paper, a method of allocating data used in a
version management mechanism on a distributed parallel storage system is discussed to balance both accessfrequency and data amount on each storage device.
We assume that the version management mechanism
keeps the latest version and a number of differential
information sets to access any previous versions. In
the mechanism, usages of the latest version and differential information are different, and the access frequency for an aged version is tend to be lower thanthat for the latest version. Considering these facts,
we make the access frequency distribution be adjusted
by the placement of the latest versions, while the dataamount distribution by the placement of the differential information sets whose size is enough small to adjust the subtle difference of data amount. We propose
a distributed directory structure for the method, andevaluate its effect on the access frequency and dataamount distribution.

1. はじめに
近年コンピュータ内に蓄積されるデータ量は著し く増加
し , 性能や信頼性の面から大容量ストレージは並列分散構成
される. これは , 多数のストレージ装置（ディスク）をネット
ワークで結合し , データを各ストレージ装置に分割して格納する. このようなシステムでは , データへのアクセス分布が♥ 学生会員東京工業大学 大学院 情報理工学研究科 計算工学専攻{mana,daik,aki}@de.cs.titech.ac.jp♦ NHK 放送技術研究所{uehara.t-jy,taguchi.r-cs}@nhk.or.jp♠ 正会員

東京工業大学 学術国際情報センター
yokota@cs.titech.ac.jp

1

DBSJ Letters Vol. 4, No. 1
偏り一部のディスクにリクエストが集中すると , レスポンス
タイムが極端に遅くなることが知られている [9]. 処理に必要なリソースが確保できなくなるためにシステムのスルー
プット低下も起こる. 場合によってはシステム障害につながるため, ストレージ装置間のアクセス量を均衡化する必要がある. また, リソースを効率よく使用するためには , 装置間のデータ格納量も均一にすることが望ましい. このように ,分散ストレージ上のデータ配置は , 各ディスク装置のアクセ
ス負荷と格納データ量が均等になるように決定する必要がある. 一般にアクセス負荷分散とデータ格納量分散（容量分散）を両立させることは困難であるが , レポジトリ内のデー
タに対するアクセス頻度の傾向やデータサイズに注目した配置を行うことで両方をある程度満足させることができる.
システムに配置されるデータの種類には様々なものが考えられるが , ここではバージョン管理に利用されるデータに注目する. バージョニング手法はこれまでに多数提案されており, そこで用いられるデータを利用することでディスクのアクセス量やデータ格納量を均等にできると考えられる.
ソフトウェアや CAD の開発環境, 論文の作成などといった繰り返しファイルに変更が発生する作業では , ファイルのバージョン管理を行って変更内容を記録し , 後から特定のバー
ジョンを取り出したり, いつどんな修正を加えたのかを調査可能にすることが必要とされる [4, 7]. 変更履歴の管理をするために差分を利用する方法が多数提案されている. これは基準となるファイルとファイルの更新差分を保管しておき, 基準ファイルに差分を適用することによって任意の時
点の状態にファイルを戻すことを可能にする [1–3, 6, 8, 10].
RCS [10],SCCS [8],CVS [2] などはテキストファイルのバー
ジョン管理を行うツールで ,Reverse-delta [10] で管理される. これは基準ファイルとしてファイルの最新版を持ち, 更新のたびに前のバージョンに戻るための差分情報を新し く保存する. 本稿では , 最新版のファイルと更新ごとに作成される差分情報を保存する形でバージョン管理が行われる際に , バージョン管理のための情報が置かれるレポジトリを並列分散ストレージ上に効率よく実現する方法について検討する.
以下に本稿の構成を示す. 2. では用語の定義を行いバージョン管理方法とその特性について分析する. 3. ではその分析に基づいたアプローチを示し , 4. で配置法の要件とそれに適したアクセス構造を述べる. 5. ではデータ配置のアルゴ リ
ズムを示し ,6. では提案手法に基づいて配置を行う際のアクセス量とデータ量の分散の様子をシミュレーションを行う
ことで評価する. 最後に 7. で成果についてまとめる.

2. データ特性の分析
2.1 用語の定義
以下に用語の定義を行う.
ファイルのある時点の状態のことをバージョンと呼ぶ . バージョン管理対象のファイルのことをバージョンファイルと呼ぶ. レポジトリに置かれるデータは , バージョンファイルの最新版が書き込まれている最新版オブジェクトと , 毎回の更新差分情報が書き込まれている差分オブジェクトである. 差
分オブジェクトはファイル名とバージョン番号で識別される. また, バージョンファイルに対する更新が行われるたびに , 差分オブジェクトが作られることを想定する. レポジト
リ上でのデータ管理単位は個々のオブジェクトとする.
2.2 オブジェクト の特性
まず , オブジェクトのアクセス量について考える. Reversedelta では , ファイルの古いバージョンを取り出すときに , 最新版オブジェクトと必要なバージョンまでの間に存在する
差分オブジェクトすべてが必要である. よって, 第 n 版を示
日本データベース学会 Letters Vol. 4, No. 1

論文
す差分オブジェクトへのアクセス量は , 第 1 版から第 n 版までのオブジェクトへのアクセス量の合計値となる. 一般的に ,古いバージョンに対するアクセス量は新しいバージョンへのアクセス量に対して低いと考えられるので , 差分オブジェ
クトが古くなるとそのアクセス量は最新版オブジェクトの
アクセス量に比較して極端に小さくなる. ただし , 古い差分
オブジェクトはアクセスされることが少なくなっても, そのバージョンを読み出すときのために適切にアクセス可能な状態を保つ必要がある. また, ソフトウェアの安定版のように , 読み出しのみの目的でアクセスが多く発生するバージョンに対してはスナップショットが存在すると考えられるので ,ここでは , 古いバージョンの読み出し時に差分オブジェクトのアクセスが必要となる, 最新版とスナップショットの間のバージョンのアクセス傾向について考える.
次に , オブジェクトのデータサイズについて考える. レポジ
トリに保存されるオブジェクト数とデータ総量はバージョン
数が増えることによって増大する. バージョンファイルの更新時に追加されるオブジェクトの大きさは更新内容によってばらつくが , バージョンファイルに対して修正が繰り返される状況では , 差分オブジェクトのデータ量は最新版オブジェ
クトに比べてある程度小さいと考えることができる.
バージョンファイルの性質をまとめる. (性質 1) 差分オブジェクトは , バージョンファイルのバージョンの数だけ存在
する. (性質 2-1) 古いバージョンの読み出しには , 最新版オブジェクトとそのバージョンまでの差分オブジェクトのすべてが必要である. (性質 2-2) 作成時点の近い差分オブジェクト
は同時にアクセスされる可能性が高い. (性質 3-1) バージョンファイルのアクセス時には , その最新版オブジェクトは毎回アクセスされる. (性質 3-2) 古い差分オブジェクトのアク
セス量は最新版オブジェクトのアクセス量に対して急激に減少する. (性質 3-3) 差分オブジェクトは最新版オブジェク
トに比べてサイズが小さい. (性質 3-4) 差分オブジェクトの
アクセス量は , 時間とともに低下する.

DBSJ Letters Vol. 4, No. 1
directory
Btree

address
of LO
disk1

address
leaf node
of LO
disk2
DO

disk3

disk4
LO

LO:latest version
object
DO:differential
objectpointer(address ofnext object)

図 1: リスト構造を用いたアクセス構造
Fig.1 Access structure with lists

ブジェクトをすべて均一に扱ってしまうと , よくアクセスされるオブジェクトへのアクセスコストが高くなる.
また, データ格納量の偏りはバージョンファイルの追加や ,バージョンファイルの更新で差分オブジェクトが追加されることによって生じ , アクセス量の偏りは , バージョンファイ
ル間や, 差分オブジェクト間にアクセス偏りが存在することによって発生することから , 値域分割によるデータ配置では
データマイグレーションを行ってもこのど ちらかの偏りが除去されない可能性が高い.
性質 2-1,2-2,3-1 をふまえると , 作成されてからの経過時間が短いオブジェクトにはより低コストでアクセスできるデ ィレクトリ構造が望ましい. また, 性質 3-2,3-4 からアクセス頻度の変動を考慮して配置決定を行える必要もある.

ここでは , ストレージ上のファイルは Btree を用いた分散ディレクトリで管理され , 値域分割により適当なディスク装置に配置されるものとする. 性質 3-4 からアクセス傾向は時間とともに変動するので , オブジェクトが作られてからの経
過時間とアクセス頻度を考慮した動的な配置決定法が必要である. まず , アクセス頻度の高いファイルの最新版と , 更新のたびに作成される差分情報に効率よくアクセスが可能で ,アクセス量やデータ格納量についても管理可能なアクセス構造を提案する. また, このアクセス構造を用いる場合に , それぞれのファイルの更新頻度, アクセス頻度, ファイルサイ
ズを考慮したデ ィスクへのデータ配置アルゴ リズムについても検討を行い, 動的な偏り除去操作でのファイル移動基準にバージョンのアクセス量を用いることで各ディスク装置にアクセス負荷やデータ格納量を分散させる手法を提案する.

4.2 アクセス構造
図 1 に提案デ ィレクトリ構造のイメージを示す. 最新版
オブジェクトはファイル名をキーとした Btree によるデ ィ
レクトリ管理を行う. ディスクへの配置方法は値域分割とする. 最新版オブジェクトから差分オブジェクトへはポインタを用意する. 差分オブジェクトはバージョンファイルごとに最新版オブジェクトを始点として新しいものから順にポイ
ンタでつなぐ . ポインタはデ ィスク上に置かれ , 次の差分オ
ブジェクトのあるディスク装置とディスク上のアドレスを示
す. 差分オブジェクトへのアクセスは , 最新版オブジェクト
からリストを逐次たどる. このディレクトリ構造の Btree イ
ンデックス部には最新版オブジェクトのみが含まれるため ,通常の Btree デ ィレクトリに比べて小さくアクセスパスも短くなる. また, この小さな Btree をメモリ上に置くことにより, アクセス頻度の大きな新しいオブジェクトに対して高速なアクセスが可能になる. さらに , この構造ではファイルの更新が繰り返されても, 最新版オブジェクトへのアクセス
パスには影響がない. 最新版オブジェクトと差分オブジェク
トを一つの Btree で管理するデ ィレクトリ構造と比較すると , 古いバージョンのアクセス量が少ないほどこの手法が有利になる. また, これは Btree によるインデクス構造の拡張であるので , バージョン管理対象でないファイルに対しては差分オブジェクトへのリンクを作らずに通常の Btree イン
デクスとして用いることで , 版管理を行うファイルと行わないファイルを同時に管理することができる.

4.

5. データ配置

3. アプローチ

提案ディレクト リ構造

4.1 構造の要件
性質 3-1 から性質 3-4 で示したように , 最新版オブジェク
トと差分オブジェクトを同様に扱うディレクトリ構造は , バー
ジョン管理には適さない. ファイル更新により, デ ィレクトリに含まれるオブジェクトは増加する. Btree によるディレクトリでは , 含まれるオブジェクトが多くなったときのアクセスパス長の増加量はさほど 大きくないが , ディレクトリ内部ノード の数が多くなるため, 木全体をメモリ上にのせることが困難になる. これにより, デ ィレクトリ検索の速度が低下するが , ディレクトリに含まれるオブジェクトのほとんど
はアクセスが少ないと思われる差分オブジェクトである. オ
2

5.1 データ配置の方針
一つのバージョンファイルの差分オブジェクトが複数のディスク装置上に配置されている場合, これらのすべての差
分オブジェクトを読み出すには , オブジェクトの読み出しコ
ストにデ ィスク移動数 × デ ィスク間通信時間が上乗せされた時間がかかる. このため同時に読み出し要求をされる差分
オブジェクト同士を同じディスク装置に配置することが望ましい. 性質 2-2 と性質 3-1 から , ファイル更新によって新しく作成された差分オブジェクトは , 最新版オブジェクトと同じデ ィスクに配置するものとする. また, アクセス量を分散させるためにはアクセスの集中するデ ィスクからアクセス
日本データベース学会 Letters Vol. 4, No. 1

論文

DBSJ Letters Vol. 4, No. 1
for data balanceaccess rate1
(current)

0.7

0.5

(ver.4) (ver.3)

0.3

0.2

(ver.2)(ver.1)for access balance
migration border=0.7

図 2: 差分オブジェクトと移動境界
Fig.2 Differential objects and a migration border

量の多い新しいオブジェクトを選択する. 性質 3-2,3-4 から ,新しいオブジェクトを移動の対象とする. 最新版オブジェク
トは値域分割により各ディスクに配置されるため , オブジェ
クトの移動先は論理的に隣接するディスク装置である. 容量
分散の移動対象は古い差分オブジェクトとする. アクセス負荷分散によってアクセス量が均衡しているときにディスク装
置のアクセスバランスに影響を与えないために性質 4-2 によりアクセス頻度の低い古い差分オブジェクトを動かす.
元のディスクに残すオブジェクトと , 移動するオブジェク
トを決定するために移動境界を定義する. 移動境界はオブジェクトで , 最新版オブジェクトに対するアクセス頻度の割合により指定される. この移動境界より新しいオブジェクト ,または古いオブジェクトを移動させることにより, アクセス量とデータ格納量の均衡化を行う. 図 2 の例では 0.7 を移動境界としている.

5.2 アクセス負荷の均等化アルゴリズム
アクセス量の多い新しいオブジェクトを移し , アクセス負荷を分散させる. 移動先は論理的に隣接したディスクである.
1 一定時間間隔で , 各ディスク装置のアクセス負荷とデータ
格納量を調べ, デ ィスクのアクセス量が , 隣接ディスクのアクセス量の一定割合を超えていたら以下を実行する.
2 移動先を隣接ディスクのうちアクセス量が少ないディスクとする.
3 移動境界を指定し , 各バージョンファイルに対して移動させるオブジェクトを決定する.
4 バージョンファイルごとにオブジェクトを移動させる. 移動先のデ ィスクとの間に偏りがなくなるまで繰り返す.
5.3 データ格納量の均等化アルゴリズム
古いほうの差分オブジェクトを移すことによって容量分散を行う. 移動先は格納量の少ないデ ィスクから選択する.
1 一定時間間隔で , 各ディスク装置のアクセス負荷とデータ
格納量を調べ, デ ィスクのデータ格納量が , 隣接デ ィスクの格納量の一定割合を超えていたら以下を実行する.
2 移動先をシステム内のデータ格納量が少ないほうのディス
クとする.
3 移動境界を指定し , 各バージョンファイルに対して移動させるオブジェクトを決定する.
4 バージョンファイルごとにオブジェクトを移動させる. 移動先のディスクとの間にデータ格納量の偏りがなくなるまで繰り返す.

6.

評価実験

6.1 コスト 見積もり
各動作で必要なアクセスコストを示す.
Retrieve(filename, version) は ,filename と version を指定してファイルの読み込みを行う. 必要なオブジェクトの読み出しコスト＋デ ィスク間通信量が必要コストである.
Update（ filename ）は ,filename を指定して最新版オブジ
ェクトを更新し , 差分オブジェクトの生成を行う. 新し く作
3られた差分オブジェクトは , 最新版オブジェクトと同じデ
ィスクに置かれる. 必要コストは , 最新版オブジェクト 書
き込みコスト + 差分オブジェクト 書き込みコストとする.
Migrate(filename, destination) は ,filename を指定してファイルを読み出し ,destination ディスクに送信, 書き込みを行う. 必要なオブジェクトの読み出しコスト + デ ィスク間
通信量 + オブジェクトの書き込みコストが必要コストである. また, これらのコストには , 移動境界アクセスコストが上乗せされる. 移動境界が n%のときのアクセスコストは , ア
クセス量が線形減少の場合は , （ディスク内の差分オブジェ
クトの数）× n/100 × 差分オブジェクトのサイズ + 最新版
オブジェクトのサイズとなる. アクセス量が指数減少の場合
は ,（デ ィスク内の差分オブジェクトの数）× log n× 差分オ
ブジェクトのサイズ + 最新版オブジェクトのサイズとなる.

6.2 シミュレーション
前章で述べた配置戦略に基づくシミュレータを構築した .
各バージョンファイルへの Retrieve,Update 要求を zipf 分
布 [11] に従って発生させて , 一定時間ごとに容量分散とア
クセス負荷分散アルゴ リズムを実行し . システムの各ディス
ク装置の格納データ量の標準偏差を測定した .
はじめにマイグレーションを行う場合と行わない場合の偏り状況を比較する. また, 最新版オブジェクトと差分オブジェ
クトを一つの Btree で管理するデ ィレ クト リ構造（ Btree
ディレクトリと呼ぶ）との比較も行う. Btree ディレクトリ
では値域分割によりデータを各ディスクに配置し , 値域を変更することにより隣接デ ィスク間でデータの配置変更を行う. データ格納量の偏りの様子を図 3 に示す. マイグレー
ションを行わない方は標準偏差が増加するのに対し , 提案手法ではデータの偏りが低い値に保たれることから , ディスクのデータ格納量を均一にできることが分かる. また,Btree
デ ィレクトリでも標準偏差が上昇する. これは , 値域分割でデータを管理することにより偏り除去の際のデータの移動
先が隣接ディスクのみになるためである. 偏りが大きいときはそれを除去しきれず , グラフのように変動する.
図 4 は移動境界とファイルへの要求の比率を変化させた
ときの様子を表す. これにより, データ格納量を均等にする
ためには移動境界を高くするほうがよいことがわかる. 同様に , 移動境界を高く設定することでアクセス負荷をより均等にすることができた. 図は省略する.
データマイグレーションを行うときは , 不必要なマイグ
レーションを発生させないために現在の偏りを悪化させないことが重要である. 移動境界を高く取ると , データ格納量の均衡化のために移動できるオブジェクトが多くなるので ,データ格納量を細かく調節することが可能になる. また, ア
クセス負荷の偏りを調節するときにも, 特にアクセス量の多いオブジェクトを選択して移動することになるので , 移動するデータ量に対して効率よくアクセス負荷を分散させることができ, データ格納量の分布への影響が小さく済む. また,ファイルへの更新要求が読み出し 要求に比べて多い場合ではデータ格納量の偏りが大きくなる. ファイル更新によるオブジェクトの増加に均等化が追いついていないことが理由として考えられるが , 更新率がさらに高い場合では格納量の均等化のためのマイグレーションとアクセス量の均等化のためのマイグレーションが相互に起きてしまい悪化する場
合がある. これに対しては , オブジェクトの増加速度に合わ
せてマイグレーションの優先度を切り替えるなど の手法が必要だと考えられる.

7. 結論と今後の課題
本稿では分散ストレージ上でレポジトリを構築する際に ,各ファイルをデ ィスク装置上に効率よく配置する方法について検討を行った.
日本データベース学会 Letters Vol. 4, No. 1

論文

DBSJ Letters Vol. 4, No. 1
160000[謝辞]

no migrate
Btree
Btree + list line0.7

140000

本研究の一部は ，独立行政法人科学技術振興機構戦略的創造研究推進事業 CREST，情報ストレ ージ 研究推進
機構 (SRC)，文部科学省科学研究費補助金特定領域研究(16016232) および東京工業大学 21 世紀 COE プログラム「大規模知識資源の体系化と活用基盤構築」の助成により行なわれた．

120000stdev (KB)

100000
80000
60000
40000

[文献]

20000
0

0

50

100
migrate time

150

200

図 3: データ格納量の偏り（ 標準偏差）
Fig.3 Distribution of data amount (STDEV)
30000

read 0.1-line0.7
read 0.1-line0.3
read 0.9-line0.7
read 0.9-line0.3

25000

stdev (KB)

20000

15000

10000

5000

0

0

50

100
migrate time

150

200

図 4: 移動境界とクエリの種類によるデータ格納量の偏り比較（ 標
準偏差）
Fig.4 Relationship between query and migration border on
distribution of data amount (STDEV)

差分オブジェクトのアクセス頻度が古くなるほど 急激に低下する点に注目し , ファイルの管理構造として , 最新版オ
ブジェクトの Btree インデクス管理と , 差分オブジェクトのリスト構造管理を併用し , アクセス頻度の高いオブジェクトに効率よくアクセス可能な方法を提案した .
さらに , この構造では差分オブジェクトを任意の場所に配置することが可能なため, オブジェクトのアクセス頻度の低下度合いを用いて容量分散とアクセス負荷分散を行うアルゴ
リズムを提案した. また, このアルゴ リズムを用いて各デ ィ
スクに配置を行ったときの分散度合いをシミュレーションにより実験し , パラメータを変えたときの容量分散とアクセス負荷分散の様子を観察した. 移動境界を高く設定することにより, アクセス量やデータ格納量を効率よく分散させることが可能なことが分かった.
今後の課題としては , 配置戦略にファイルの更新速度をパラメータとして組み込み, 極端にアクセス量の高くなるファ
イルの扱いを考えることがあげられる. また, もっと多数のファイルを含むシステムでの動作についても調べる必要があ
る. デ ィスク装置のアクセスコストを削減するために , デ ィ
スク装置上におけるポジショニングコストも考慮した分散方式も考える必要がある.
さらに一般的なデータに対しても適用可能なデータ配置
方法を考えるためには , 異なる差分管理方式を用いたときの効率のよいオブジェクト配置方法を考える必要がある. 多次
元インデクス構造を利用したアクセス構造 [1,5] では時間経
過とアクセスコストの増加関係が提案手法とは異なるので ,上で述べたような異なるアクセスモデルが適すると考えられる. これ以外にも，ある時間区間に存在する差分オブジェク
トのすべてにアクセスするのではなく, その一部のオブジェ
クトを選択して古いバージョンの構築が可能なバージョン
管理システム [3] に対しても適切な配置方法を考える必要がある.

4[1] B. Becker, S. Gschwind, T. Ohler, B. Seeger, and P. Widmayer. An asymptotically optimal multiversion b-tree.
VLDB J., 5(4):264–275, 1996.
[2] B. Berliner. Cvs ii: Parallelizing software development.
In Proceedings of the Winter 1990 USENIX Conference,
1990.
[3] S.-Y. Chien, V. J. Tsotras, and C. Zaniolo. Efficient management of multiversion documents by object referencing. In The VLDB Journal, pages 291–300, 2001.
[4] D.B.Leblang. The cm challenge: Configuration management that works, configuration management, ed. Wiley
Co., pages 1–38, 1994.
[5] V. Gaede and O. Günther. Multidimensional accessmethods. ACM Computing Surveys, 30(2):170–231,
1998.
[6] J. MacDonald. File system support for delta compression, 2000.
[7] E. C. R.H. Katz. Managing change in computer-aided
design databases. Proc. of VLDB Conf., Brighton, England,, Sep. 1987.
[8] M. Rochkind. The source code control system. IEEE
Trans Software Eng SE-1, pages 364–370, 1975.
[9] H. Simitci. Storage Network Performance Analysis. Wiley Technology Publishing, 2003.
[10] W. F. Tichy. RCS — a system for version control. Software — Practice and Experience, 15(7):637–654, 1985.
[11] G. K. Zipf. Human Behavior and the Principle of LeastEffort. Addison-Wesley, Cambridge, MA, 1949.

中野 真那 Mana NAKANO
東工大大学院・情報理工・計算工・修士課程在学中．日本データベース学会学生会員．

小林 大 Dai KOBAYASHI
平 17 東工大大学院・情報理工・計算工・修士課程了．同大大学院・情報理工・計算工・博士後期課程在学中．日本データベース学会学生会員．

渡邊 明嗣 Akitsugu WATANABE
平 14 東工大大学院・情報理工・計算工・博士前期課程了．同大大学院・情報理工・計算工・博士後期課程在学中．日本データベース
学会学生会員．

上原 年博 Toshihiro UEHARA
昭 56 慶應義塾大・工・電気工・修士課程了. 昭 59 より NHK 放送技術研究所. 電子情報通信学会，映像情報メデ ィア学会各会員.

田口 亮 Ryo TAGUCHI
平 6 慶應義塾大大学院・理工・計測工・修士課程了．同年より NHK
放送技術研究所．映像情報メデ ィア学会会員．

横田 治夫 Haruo YOKOTA
昭 55 東工大・工・電物卒．昭 57 同大大学院・情報・修士課程了．
同年富士通 (株)．同年 6 月 (財) 新世代コンピュータ技術開発機構
研究所．昭 61(株) 富士通研究所．平 4 北陸先端大・情報・助教授．
平 10 東工大・情報理工・助教授．平 13 東工大・学術国際情報センター・教授．工博．日本データベース学会, 電子情報通信学会，
情報処理学会，人工知能学会，IEEE，ACM 各会員．

日本データベース学会 Letters Vol. 4, No. 1