JPH05225019A - 複数コンピュータ・データ共用システムにおける共用記憶の障害からのデータベースの回復方法 - Google Patents
複数コンピュータ・データ共用システムにおける共用記憶の障害からのデータベースの回復方法Info
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- JPH05225019A JPH05225019A JP4269199A JP26919992A JPH05225019A JP H05225019 A JPH05225019 A JP H05225019A JP 4269199 A JP4269199 A JP 4269199A JP 26919992 A JP26919992 A JP 26919992A JP H05225019 A JPH05225019 A JP H05225019A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 複数コンピュータ・データ共用システムにお
ける共用記憶の障害から効率良く迅速にデータの回復を
図る。 【構成】 データベース・システムは更新頁を高速の共
用電子記憶１６に書込み、他のデータベース・システム
は共用記憶に書込まれた頁を最初永続性記憶域２２に書
込まずに変更のために取得するが、該頁はキャストアウ
ト処理で永続性記憶域２２に書込まれ、共用記憶１６の
障害からのデータベースの回復はデータベース・システ
ムのトランザクション・ログの共用体に供給されたと
き、障害時において、その前に共用記憶にあった頁に対
する変更のログ記録を発見した点を設定する回復境界の
判別により境界が定められ、障害からの回復のため永続
性記憶域から得られた頁バージョンに対し、ログ記録を
供給することを特徴とする。
ける共用記憶の障害から効率良く迅速にデータの回復を
図る。 【構成】 データベース・システムは更新頁を高速の共
用電子記憶１６に書込み、他のデータベース・システム
は共用記憶に書込まれた頁を最初永続性記憶域２２に書
込まずに変更のために取得するが、該頁はキャストアウ
ト処理で永続性記憶域２２に書込まれ、共用記憶１６の
障害からのデータベースの回復はデータベース・システ
ムのトランザクション・ログの共用体に供給されたと
き、障害時において、その前に共用記憶にあった頁に対
する変更のログ記録を発見した点を設定する回復境界の
判別により境界が定められ、障害からの回復のため永続
性記憶域から得られた頁バージョンに対し、ログ記録を
供給することを特徴とする。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は故障又は障害発生後先書
込みロギング・タイプのトランザクション基本データベ
ース・システムを一致状態に回復する方法に関する。
込みロギング・タイプのトランザクション基本データベ
ース・システムを一致状態に回復する方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】この発明方法は複数の独立に実行するデ
ータベース・システムが永続性直接アクセス記憶域から
得られたデータをキャッシュする電子記憶を共用するよ
うにした複数システム環境において実施される。データ
ベース・システムはすべてトランザクション基本であ
り、先書込みプロトコルに基づくトランザクション・ロ
グを使用する。
ータベース・システムが永続性直接アクセス記憶域から
得られたデータをキャッシュする電子記憶を共用するよ
うにした複数システム環境において実施される。データ
ベース・システムはすべてトランザクション基本であ
り、先書込みプロトコルに基づくトランザクション・ロ
グを使用する。
【０００３】以下、本発明の背景技術について例示す
る。 １．ハダールほかにより１９８９年９月７日に出願され
た米国特許出願第０７／４０６，１８６号“先書込みロ
ギング・タイプのトランザクション指向システムのサブ
ページ並行性制御及び部分トランザクション・ロールバ
ックの管理方法”。
る。 １．ハダールほかにより１９８９年９月７日に出願され
た米国特許出願第０７／４０６，１８６号“先書込みロ
ギング・タイプのトランザクション指向システムのサブ
ページ並行性制御及び部分トランザクション・ロールバ
ックの管理方法”。
【０００４】２．モハンほかによるＩＢＭ研究報告ＲＪ
６６４９に記載の“ＡＲＩＥＳ：先書込みロギングを使
用した極細分性ロッキング及び部分ロールバックを支持
するトランザクションの回復方法”。
６６４９に記載の“ＡＲＩＥＳ：先書込みロギングを使
用した極細分性ロッキング及び部分ロールバックを支持
するトランザクションの回復方法”。
【０００５】３．モハンほかにより１９９０年１２月１
４日に出願された米国特許出願第０７／６２７，３１５
号“共用キャッシュからデータを除去する非ブロッキン
グ直列化”。
４日に出願された米国特許出願第０７／６２７，３１５
号“共用キャッシュからデータを除去する非ブロッキン
グ直列化”。
【０００６】４．リンズィの「分散データベースにおけ
る“単一及び複数サイト回復機能”」（ケンブリッジ大
学紙１９８０年、ドラハンほかの編集）。
る“単一及び複数サイト回復機能”」（ケンブリッジ大
学紙１９８０年、ドラハンほかの編集）。
【０００７】５．アール・エー・クラスによるＩＢＭシ
ステム・ジャーナル（Ｖｏｌ．２３，Ｎｏ．２，１９８
４年）に記載の“ＩＢＭデータベース２のデータ回
復”。
ステム・ジャーナル（Ｖｏｌ．２３，Ｎｏ．２，１９８
４年）に記載の“ＩＢＭデータベース２のデータ回
復”。
【０００８】システム・リスタートにおける回復のため
のログの保持及び媒体障害からのデータベースの回復に
先書込みプロトコルを使用するトランザクション指向デ
ータベース・システムは先行技術に十分記述されてい
る。前述のハダール出願、及びＩＢＭ研究報告は、両方
共、単調に増分するログ順序番号をログ記録に割当てる
先書込みロギング・システムを開示し、選択されたログ
順序番号に従ってデータベースが常駐する場合にシステ
ム障害又は媒体障害の発生後、回復動作を境界付ける方
法を記述している。
のログの保持及び媒体障害からのデータベースの回復に
先書込みプロトコルを使用するトランザクション指向デ
ータベース・システムは先行技術に十分記述されてい
る。前述のハダール出願、及びＩＢＭ研究報告は、両方
共、単調に増分するログ順序番号をログ記録に割当てる
先書込みロギング・システムを開示し、選択されたログ
順序番号に従ってデータベースが常駐する場合にシステ
ム障害又は媒体障害の発生後、回復動作を境界付ける方
法を記述している。
【０００９】リンズィ文献はログを基礎とした回復を記
述している。モハンほかによる特許出願は、複数の独立
に実行するデータベース・システムが効率良いシステム
内アクセスのためにデータをキャッシュし、更新データ
を永久記憶域にステージング・バックする共用記憶域を
使用するようにした複数システム・データ共用環境を記
述している。クラスはデータベースに影響する障害が発
生したときに進行中のトランザクションに適応するデー
タ回復方式を開示している。
述している。モハンほかによる特許出願は、複数の独立
に実行するデータベース・システムが効率良いシステム
内アクセスのためにデータをキャッシュし、更新データ
を永久記憶域にステージング・バックする共用記憶域を
使用するようにした複数システム・データ共用環境を記
述している。クラスはデータベースに影響する障害が発
生したときに進行中のトランザクションに適応するデー
タ回復方式を開示している。
【００１０】トランザクション基本データベース・シス
テム管理は公知であり、デートによる“データベース・
システムの概要”（アジソン・ウェスレイ出版社、１９
８６年）のような購入可能な文献により理解することが
できる。トランザクション基本データベース管理システ
ムは、本質的に回復可能なデータ資源の一致性状態を他
の一致性状態に変換する際のトランザクション実行工程
を記録する永続性記憶域に記憶されているシステム・ロ
グを使用する。
テム管理は公知であり、デートによる“データベース・
システムの概要”（アジソン・ウェスレイ出版社、１９
８６年）のような購入可能な文献により理解することが
できる。トランザクション基本データベース管理システ
ムは、本質的に回復可能なデータ資源の一致性状態を他
の一致性状態に変換する際のトランザクション実行工程
を記録する永続性記憶域に記憶されているシステム・ロ
グを使用する。
【００１１】ログされるトランザクション工程はデータ
資源の使用又は変更に反映することができる。データ資
源の変更に反映するログされた活動はデータの再構成
（“回復”）のための基礎を形成する。複数フェーズ・
トランザクション処理は開始（ＢＥＧＩＮ）オペレーシ
ョンと、コミット（ＣＯＭＭＩＴ）又は打切り（ＡＢＯ
ＲＴ）オペレーションのどちらかを有する終了オペレー
ションとを伴うトランザクションを始動する。コミット
・オペレーションは、新たな一致点に達したこと、及び
トランザクションによって行われるすべての更新が永久
に行われなければならないことを意味する。打切りオペ
レーションは、障害が発生したこと、及び打切りの点ま
で行われた変更はやり直し（“ロール・バック”）され
なければならないことを意味する。
資源の使用又は変更に反映することができる。データ資
源の変更に反映するログされた活動はデータの再構成
（“回復”）のための基礎を形成する。複数フェーズ・
トランザクション処理は開始（ＢＥＧＩＮ）オペレーシ
ョンと、コミット（ＣＯＭＭＩＴ）又は打切り（ＡＢＯ
ＲＴ）オペレーションのどちらかを有する終了オペレー
ションとを伴うトランザクションを始動する。コミット
・オペレーションは、新たな一致点に達したこと、及び
トランザクションによって行われるすべての更新が永久
に行われなければならないことを意味する。打切りオペ
レーションは、障害が発生したこと、及び打切りの点ま
で行われた変更はやり直し（“ロール・バック”）され
なければならないことを意味する。
【００１２】先書込みロギングは変更したデータ構造が
永久記憶域にある前のバージョンのデータ構造の代りに
置きかえられる前に、データ構造に対する変更を表わす
トランザクション・ログ記録のログへの入力を要求する
プロトコルである。
永久記憶域にある前のバージョンのデータ構造の代りに
置きかえられる前に、データ構造に対する変更を表わす
トランザクション・ログ記録のログへの入力を要求する
プロトコルである。
【００１３】トランザクション・ログにおけるトランザ
クション進行の記録は本質的に１列又は１順次の記録の
形式をとる。各ログ記録はその列における独自の位置を
有する。列の各位置は単調に変化する順序で割当てられ
るログ順序番号（ＬＳＮ）によって固有的に識別され
る。ＬＳＮを割当てる従来の方法は本来ある最初の点か
らの経過時間の測定値である“タイムスタンプ”を使用
することである。
クション進行の記録は本質的に１列又は１順次の記録の
形式をとる。各ログ記録はその列における独自の位置を
有する。列の各位置は単調に変化する順序で割当てられ
るログ順序番号（ＬＳＮ）によって固有的に識別され
る。ＬＳＮを割当てる従来の方法は本来ある最初の点か
らの経過時間の測定値である“タイムスタンプ”を使用
することである。
【００１４】従って、マイクロ秒／ミリ秒／秒／分／時
／日クロックはタイムスタンプの形式のログ順序番号を
供給することができる。障害はデータベースに対する突
発的な割込み又はアクセスの防止を引起こすかもしれな
い。これらの状況下で、データは“一致性状態”に“回
復”されなければならない。
／日クロックはタイムスタンプの形式のログ順序番号を
供給することができる。障害はデータベースに対する突
発的な割込み又はアクセスの防止を引起こすかもしれな
い。これらの状況下で、データは“一致性状態”に“回
復”されなければならない。
【００１５】トランザクション・ログ記録は、データに
対して行われたすべての変化に反映し、障害発生のとき
にデータに作用する全トランザクションの状況に反映す
るから、上記の目的のために使用される。トランザクシ
ョン・ログ記録は、データベースを一致性状態に回復す
るためデータベースに供給された情報を含む。先行技術
の挑戦はデータベースを一致性状態に導くに必要な回復
作業量の境界を定めることであった。
対して行われたすべての変化に反映し、障害発生のとき
にデータに作用する全トランザクションの状況に反映す
るから、上記の目的のために使用される。トランザクシ
ョン・ログ記録は、データベースを一致性状態に回復す
るためデータベースに供給された情報を含む。先行技術
の挑戦はデータベースを一致性状態に導くに必要な回復
作業量の境界を定めることであった。
【００１６】回復境界を設定するため、ログ順序番号を
使用する方式は先行技術に数個存在する。これらの方式
は必要な回復作業量を最少にするため境界前部を“移動
する”方法を含む。データ・バージョンは作業用記憶域
と永続性記憶域間のデータベース・システムにおいて連
続的にスワップされるので、境界ログ順序番号は、その
背後にはトランザクションによって行われる変化が永続
性記憶域内にあるというトランザクション・ログ点の方
へ移動する。
使用する方式は先行技術に数個存在する。これらの方式
は必要な回復作業量を最少にするため境界前部を“移動
する”方法を含む。データ・バージョンは作業用記憶域
と永続性記憶域間のデータベース・システムにおいて連
続的にスワップされるので、境界ログ順序番号は、その
背後にはトランザクションによって行われる変化が永続
性記憶域内にあるというトランザクション・ログ点の方
へ移動する。
【００１７】まだ永続性記憶域に入力していないかもし
れない変化を有するログ記録が境界前部から見い出され
る。この先行技術は、データベース管理システム（ＤＢ
ＭＳ）のバッファ管理機能が如何に境界ＬＳＮを保持
し、移動するかを示す。
れない変化を有するログ記録が境界前部から見い出され
る。この先行技術は、データベース管理システム（ＤＢ
ＭＳ）のバッファ管理機能が如何に境界ＬＳＮを保持
し、移動するかを示す。
【００１８】データベース管理システムは障害発生時に
おけるリスタートを支援するためチェックポイント処理
手順を周期的に実行する。チェックポイント処理手順は
トランザクションのオペレーションと同じ方法でトラン
ザクション・ログに記録される。チェックポイント・ロ
グ記録は現行境界ＬＳＮ、チェックポイントが取られた
ときに活動であったトランザクション、チェックポイン
トにおいて“ダーティ”(dirty) であった頁、現行トラ
ンザクションによって保持された排他的ロック、等を含
む。
おけるリスタートを支援するためチェックポイント処理
手順を周期的に実行する。チェックポイント処理手順は
トランザクションのオペレーションと同じ方法でトラン
ザクション・ログに記録される。チェックポイント・ロ
グ記録は現行境界ＬＳＮ、チェックポイントが取られた
ときに活動であったトランザクション、チェックポイン
トにおいて“ダーティ”(dirty) であった頁、現行トラ
ンザクションによって保持された排他的ロック、等を含
む。
【００１９】障害発生の場合、リスタート処理手順は障
害を発生したシステムをリスタートさせるために呼出さ
れる。リスタート処理手順はトランザクション・ログに
記録された最後のチェックポイントの最初の記録に対す
る索引を含む制御ブロックの永続性記憶域のアドレスを
受信する。チェックポイントの記録は一致性状態及びこ
の回復に必要なログ記録に対し回復されなければならな
いデータ構造の識別に使用される。境界ＬＳＮはキー要
素である。
害を発生したシステムをリスタートさせるために呼出さ
れる。リスタート処理手順はトランザクション・ログに
記録された最後のチェックポイントの最初の記録に対す
る索引を含む制御ブロックの永続性記憶域のアドレスを
受信する。チェックポイントの記録は一致性状態及びこ
の回復に必要なログ記録に対し回復されなければならな
いデータ構造の識別に使用される。境界ＬＳＮはキー要
素である。
【００２０】記憶媒体の障害の場合、モハンほかの“Ａ
ＲＩＥＳ”文献はその３２頁及び次頁において、媒体回
復の再実行点において回復が境界付けられるかもしれな
いということを記載している。回復可能な実体のイメー
ジがロードされ、再実行走査が開始され、媒体再実行点
からスタートする。この回復点は回復可能な実体のイメ
ージが永久記憶域に複写されたときに前方に移動する。
ＲＩＥＳ”文献はその３２頁及び次頁において、媒体回
復の再実行点において回復が境界付けられるかもしれな
いということを記載している。回復可能な実体のイメー
ジがロードされ、再実行走査が開始され、媒体再実行点
からスタートする。この回復点は回復可能な実体のイメ
ージが永久記憶域に複写されたときに前方に移動する。
【００２１】先書込みロギング・タイプのトランザクシ
ョン指向システムを基礎とする先行技術のリスタート及
び回復処理手順はデータベース・システムの高速且つ効
率良く信頼性のあるオペレーションを保証する。しか
し、今日まで、これらのプロトコルは単一システムの使
用のために開発されてきた。
ョン指向システムを基礎とする先行技術のリスタート及
び回復処理手順はデータベース・システムの高速且つ効
率良く信頼性のあるオペレーションを保証する。しか
し、今日まで、これらのプロトコルは単一システムの使
用のために開発されてきた。
【００２２】最近、多種独立実行データベース管理シス
テムがトランス−システム・データ・キャッシュ用共用
電子記憶を使用するようにした複数システム・データ共
用アーキテクチャが提案された。下記の米国特許出願
は、それぞれ、永続性記憶域用共用記憶にデータを導く
非ブロッキング処理と、共用記憶から永続性記憶域にデ
ータを戻す非ブロッキング処理とを提称している。それ
らは１９９０年１２月１４日提出の米国特許出願第０７
／６２８，２１１号、及び１９９０年１２月１４日提出
の米国特許出願第０７／６２７，３１５号である。
テムがトランス−システム・データ・キャッシュ用共用
電子記憶を使用するようにした複数システム・データ共
用アーキテクチャが提案された。下記の米国特許出願
は、それぞれ、永続性記憶域用共用記憶にデータを導く
非ブロッキング処理と、共用記憶から永続性記憶域にデ
ータを戻す非ブロッキング処理とを提称している。それ
らは１９９０年１２月１４日提出の米国特許出願第０７
／６２８，２１１号、及び１９９０年１２月１４日提出
の米国特許出願第０７／６２７，３１５号である。
【００２３】この複数システム・アーキテクチャの共用
記憶は、他のものの間で、共用記憶のデータの記憶域を
管理し、共用記憶にアクセスする管理ロジックの形の高
度な知能を所有する。それはリスタート／回復容量を管
理ロジックに含めることができることを主張する。又、
管理ロジックはチェックポイントを取り、記録するべき
能力を有する。しかし、それは共用記憶がキャッシュと
してのみ機能することを意図している。その点に関し、
データはデータベース管理システムによって永続性記憶
域から共用記憶に導入される。
記憶は、他のものの間で、共用記憶のデータの記憶域を
管理し、共用記憶にアクセスする管理ロジックの形の高
度な知能を所有する。それはリスタート／回復容量を管
理ロジックに含めることができることを主張する。又、
管理ロジックはチェックポイントを取り、記録するべき
能力を有する。しかし、それは共用記憶がキャッシュと
してのみ機能することを意図している。その点に関し、
データはデータベース管理システムによって永続性記憶
域から共用記憶に導入される。
【００２４】しかしながら、データはアクセスされ、デ
ータベース管理システムのバッファのトランザクション
によって局所的に変更される。変更されたデータはデー
タベース管理システムによる高速アクセスのため共用記
憶にキャッシュされ、データは共用記憶を通してそれを
ステージングすることによってのみ永続性記憶域に戻さ
れる。従って、データは共用記憶において変更されない
ので、共用記憶管理ロジックにおけるトランザクション
及びロギング処理の大きな簡素化を期待することができ
る。
ータベース管理システムのバッファのトランザクション
によって局所的に変更される。変更されたデータはデー
タベース管理システムによる高速アクセスのため共用記
憶にキャッシュされ、データは共用記憶を通してそれを
ステージングすることによってのみ永続性記憶域に戻さ
れる。従って、データは共用記憶において変更されない
ので、共用記憶管理ロジックにおけるトランザクション
及びロギング処理の大きな簡素化を期待することができ
る。
【００２５】共用記憶の障害の場合、回復の境界を定め
ることによって、障害発生のときに記憶内にあるデータ
を効果的且つ急速に回復するよう挑戦した。共用記憶の
管理ロジックはトランザクションに役立たないので、そ
れは現在共用記憶に対する回復境界の保持に対して意味
を持たない。
ることによって、障害発生のときに記憶内にあるデータ
を効果的且つ急速に回復するよう挑戦した。共用記憶の
管理ロジックはトランザクションに役立たないので、そ
れは現在共用記憶に対する回復境界の保持に対して意味
を持たない。
【００２６】
【発明が解決しようとする課題】先行技術において、媒
体障害からのデータの回復はデータベース及びトランザ
クション・ログのイメージの複写（又はダンプ）を使用
することによって実行することができる。障害が発生し
たときに、イメージの複写が交換する媒体に挿入され、
ログ記録が供給される。しかし、この処理は、データベ
ースのイメージ複写が数日／数週間古いかもしれず、ロ
グ走査の量が数日／数週間分あるかもしれないので、非
常に時間がかかるという欠点を有する。
体障害からのデータの回復はデータベース及びトランザ
クション・ログのイメージの複写（又はダンプ）を使用
することによって実行することができる。障害が発生し
たときに、イメージの複写が交換する媒体に挿入され、
ログ記録が供給される。しかし、この処理は、データベ
ースのイメージ複写が数日／数週間古いかもしれず、ロ
グ走査の量が数日／数週間分あるかもしれないので、非
常に時間がかかるという欠点を有する。
【００２７】従って、本発明の目的は、共用記憶と、永
続性データ記憶域と、永続性記憶域及び共用記憶に接続
され、トランス−システム・データ・キャッシュのため
に共用記憶を使用する先書込みロギング・タイプの複数
の独立して実行すトランザクション指向データベースシ
ステムとを含む複数コンピュータ・データ共用システム
における共用記憶の障害から効率良くデータを回復する
方法を開発することである。
続性データ記憶域と、永続性記憶域及び共用記憶に接続
され、トランス−システム・データ・キャッシュのため
に共用記憶を使用する先書込みロギング・タイプの複数
の独立して実行すトランザクション指向データベースシ
ステムとを含む複数コンピュータ・データ共用システム
における共用記憶の障害から効率良くデータを回復する
方法を開発することである。
【００２８】本発明の関連する目的は、共用記憶のデー
タの回復の境界を定めるため個々のデータベース管理シ
ステムのトランザクション・ログ・データを使用する方
法を提供することである。
タの回復の境界を定めるため個々のデータベース管理シ
ステムのトランザクション・ログ・データを使用する方
法を提供することである。
【００２９】
【課題を解決するための手段】本発明は以下の如く構成
してその目的を達成した。すなわち、各データベース・
システムは共用記憶のデータ構造に含まれていないデー
タベース・システムにおけるデータ構造に対する最早期
の変更を記録するログ記録のログ順序位置にほぼ等しい
システム順序値を確かめ、
してその目的を達成した。すなわち、各データベース・
システムは共用記憶のデータ構造に含まれていないデー
タベース・システムにおけるデータ構造に対する最早期
の変更を記録するログ記録のログ順序位置にほぼ等しい
システム順序値を確かめ、
【００３０】各データベース・システムにおいて、該デ
ータベース・システムにおいて変更された各データ構造
に対し、該データ構造に対する変更を記録したログ記録
のログ順序位置に大体等しい順序値を供給し、
ータベース・システムにおいて変更された各データ構造
に対し、該データ構造に対する変更を記録したログ記録
のログ順序位置に大体等しい順序値を供給し、
【００３１】共用記憶の各データ構造につき、データベ
ース・システムにより供給された順序値に基づき、永続
性記憶域からデータ構造が得られた後に発生したデータ
構造の最早期の変更のログ記録のログ順序位置に対応す
る構造順序値を確かめ、
ース・システムにより供給された順序値に基づき、永続
性記憶域からデータ構造が得られた後に発生したデータ
構造の最早期の変更のログ記録のログ順序位置に対応す
る構造順序値を確かめ、
【００３２】システム及びデータ構造順序値から最早期
のシステム及び構造順序値に対応する共用記憶に対する
回復境界を確かめることを特徴とする。
のシステム及び構造順序値に対応する共用記憶に対する
回復境界を確かめることを特徴とする。
【００３３】更に、本発明は、共用高速電子記憶（Ｓ
Ｓ）と、低速直接アクセス・データ記憶機能又は直接ア
クセス記憶機能（ＤＡＳ）と、前記共用電子記憶及び直
接アクセス記憶機能に接続された複数のコンピュータ実
施データベース・システムと、直接アクセス記憶機能に
記憶されたデータ構造を含むデータベースとを含む複数
コンピュータ・データ共用システムにおいて；
Ｓ）と、低速直接アクセス・データ記憶機能又は直接ア
クセス記憶機能（ＤＡＳ）と、前記共用電子記憶及び直
接アクセス記憶機能に接続された複数のコンピュータ実
施データベース・システムと、直接アクセス記憶機能に
記憶されたデータ構造を含むデータベースとを含む複数
コンピュータ・データ共用システムにおいて；
【００３４】各データベース・システムは、前記直接ア
クセス記憶機能からデータ構造を入手し、即時アクセス
のためデータ構造を局所に記憶し、前記局所に記憶した
データ構造を変更し、データ構造を前記共用電子記憶に
記憶し、前記共用電子記憶から移動するようにしたトラ
ンザクション基本知能を含む前記共用電子記憶の障害か
らデータベースを回復する方法であって；各ログ記録が
それぞれの順序の場所を表示する個有の順序値を含む１
列のログ記録を含むトランザクション・ログを各データ
ベース・システムのために保持し、
クセス記憶機能からデータ構造を入手し、即時アクセス
のためデータ構造を局所に記憶し、前記局所に記憶した
データ構造を変更し、データ構造を前記共用電子記憶に
記憶し、前記共用電子記憶から移動するようにしたトラ
ンザクション基本知能を含む前記共用電子記憶の障害か
らデータベースを回復する方法であって；各ログ記録が
それぞれの順序の場所を表示する個有の順序値を含む１
列のログ記録を含むトランザクション・ログを各データ
ベース・システムのために保持し、
【００３５】各データベース・システムにおいて、デー
タベース・システムによって行われた最早期の変更のロ
グ記録の順序値に大体等しいシステム順序値を前記共用
電子記憶に記憶された如何なるバージョンのデータ構造
にも含まれていない局所記憶データ構造に保持し、
タベース・システムによって行われた最早期の変更のロ
グ記録の順序値に大体等しいシステム順序値を前記共用
電子記憶に記憶された如何なるバージョンのデータ構造
にも含まれていない局所記憶データ構造に保持し、
【００３６】各データ構造を変更し前記共用電子記憶に
記憶するため、前記直接アクセス記憶機能からデータ構
造を入手した後、前記データ構造に対しデータベース・
システムによって行われた最早期の変更のログ記録に対
応する構造順序値を保持し、
記憶するため、前記直接アクセス記憶機能からデータ構
造を入手した後、前記データ構造に対しデータベース・
システムによって行われた最早期の変更のログ記録に対
応する構造順序値を保持し、
【００３７】順序値がデータベース・システムにおいて
又は前記共用電子記憶内に局所的に記憶された如何なる
データ構造に対しても行われる最早期の変更のログ記録
に対応するようなシステム順序値及び構造順序値をとる
ことによって回復順序値を周期的に判別する各工程を含
み、
又は前記共用電子記憶内に局所的に記憶された如何なる
データ構造に対しても行われる最早期の変更のログ記録
に対応するようなシステム順序値及び構造順序値をとる
ことによって回復順序値を周期的に判別する各工程を含
み、
【００３８】前記共用電子記憶の障害発生の場合：トラ
ンザクション・ログのすべてを組合せ、組合わされたロ
グから前記直接アクセス記憶機能のため対応するログ記
録が回復順序値の後に続く順序値と共に存在する該直接
アクセス記憶機能のデータベース構造を識別し、
ンザクション・ログのすべてを組合せ、組合わされたロ
グから前記直接アクセス記憶機能のため対応するログ記
録が回復順序値の後に続く順序値と共に存在する該直接
アクセス記憶機能のデータベース構造を識別し、
【００３９】回復順序値に後続する順序値を伴うログ記
録に存在する変更を前記識別されたデータ構造に供給す
る各工程を含むことを特徴とする。
録に存在する変更を前記識別されたデータ構造に供給す
る各工程を含むことを特徴とする。
【００４０】
【実施例】以下、添付図に基づき本発明の実施例を詳細
に説明する。図１は本発明を実施する複数システム環境
を例示した説明図である。図１の複数システム環境下に
おいて、複数のプロセッサ１０，１２，１３の各プロセ
ッサはそれぞれ互いに独立してデータベース管理システ
ムを実行する。希望する単位の記憶及び転送に対応する
データ構造から成るデータベースは、例えば、直接アク
セス記憶装置（ＤＡＳＤ）１４，１５から成る永続性記
憶域に記憶される。
に説明する。図１は本発明を実施する複数システム環境
を例示した説明図である。図１の複数システム環境下に
おいて、複数のプロセッサ１０，１２，１３の各プロセ
ッサはそれぞれ互いに独立してデータベース管理システ
ムを実行する。希望する単位の記憶及び転送に対応する
データ構造から成るデータベースは、例えば、直接アク
セス記憶装置（ＤＡＳＤ）１４，１５から成る永続性記
憶域に記憶される。
【００４１】以下、直接アクセス記憶装置は直接アクセ
ス記憶機能（ＤＡＳ）と称し、記憶及び転送の単位は頁
とみなされる。共用電子記憶（ＳＳ）１６は管理ロジッ
ク１７によって管理される共用電子メモリーを含む。図
１において、共用電子記憶１６は電子メモリーから成
る。共用電子記憶１６は、又不揮発性電子記憶域でよ
い。
ス記憶機能（ＤＡＳ）と称し、記憶及び転送の単位は頁
とみなされる。共用電子記憶（ＳＳ）１６は管理ロジッ
ク１７によって管理される共用電子メモリーを含む。図
１において、共用電子記憶１６は電子メモリーから成
る。共用電子記憶１６は、又不揮発性電子記憶域でよ
い。
【００４２】データベース管理システムの各々は共用電
子記憶１６に対する、及び直接アクセス記憶機能（ＤＡ
Ｓ）の各構成成分に対する独立の接続を有する。
子記憶１６に対する、及び直接アクセス記憶機能（ＤＡ
Ｓ）の各構成成分に対する独立の接続を有する。
【００４３】独立に実行するデータベース管理システム
（ＤＢＭＳ）の各々は先書込みロギングタイプのトラン
ザクション指向システムであることが望ましい。各デー
タベース管理システムの場合に対する先書込みロギング
・プロトコルは永続性記憶域ログ１８，１９，２０のそ
れぞれ１つに支援される。又、永続性記憶域ロギング資
源２２がデータベース管理システムに対して用意され、
共用電子記憶チェックポイントを記録する。
（ＤＢＭＳ）の各々は先書込みロギングタイプのトラン
ザクション指向システムであることが望ましい。各デー
タベース管理システムの場合に対する先書込みロギング
・プロトコルは永続性記憶域ログ１８，１９，２０のそ
れぞれ１つに支援される。又、永続性記憶域ロギング資
源２２がデータベース管理システムに対して用意され、
共用電子記憶チェックポイントを記録する。
【００４４】各プロセッサ１０，１２，１３はクロック
又は刻時成分を含む。図１の複数システム環境は、シス
テム・クロック同期機能２４を含み、各プロセッサ・ク
ロックがタイムスタンプの連続単調に増加する順次を与
えることができる。かかるシステム・クロック同期機能
はＩＢＭ ＥＳ／９００コンピュータに対して使用可能
であり、ＩＢＭシスプレックス・タイマ（ＳＹＳＰＬＥ
Ｘ ＴＩＭＥＲ）９０３７と呼ばれる。
又は刻時成分を含む。図１の複数システム環境は、シス
テム・クロック同期機能２４を含み、各プロセッサ・ク
ロックがタイムスタンプの連続単調に増加する順次を与
えることができる。かかるシステム・クロック同期機能
はＩＢＭ ＥＳ／９００コンピュータに対して使用可能
であり、ＩＢＭシスプレックス・タイマ（ＳＹＳＰＬＥ
Ｘ ＴＩＭＥＲ）９０３７と呼ばれる。
【００４５】故に、共用電子記憶１６の障害発生後のデ
ータ回復中、全トランザクション・ログ１８，１９，２
０の共用体のログ記録はデータベース管理システムのす
べてに亘り、時間順序となる。この点につき、トランザ
クション・ログ１８，１９，２０の各々のトランザクシ
ョン・ログ記録はタイムスタンプの形式のログ順序番号
（ＬＳＮ）である順序の索引単位を有し、経過時間によ
って割出される順序に並べられる。
ータ回復中、全トランザクション・ログ１８，１９，２
０の共用体のログ記録はデータベース管理システムのす
べてに亘り、時間順序となる。この点につき、トランザ
クション・ログ１８，１９，２０の各々のトランザクシ
ョン・ログ記録はタイムスタンプの形式のログ順序番号
（ＬＳＮ）である順序の索引単位を有し、経過時間によ
って割出される順序に並べられる。
【００４６】図１に例示する複数システム環境下におい
て、共用電子記憶１６に対する読出及び書込Ｉ／０時間
は低速直接アクセス・データ記憶機能装置１４，１５の
それらより等級は良い。低速直接アクセス・データ記憶
機能装置がディスクであると仮定すると、データベース
管理システムのいずれでも、ディスクから独自に制御す
る局所バッファに頁を読出し、該頁を変更し、それを共
用電子記憶１６に書込むことができる。
て、共用電子記憶１６に対する読出及び書込Ｉ／０時間
は低速直接アクセス・データ記憶機能装置１４，１５の
それらより等級は良い。低速直接アクセス・データ記憶
機能装置がディスクであると仮定すると、データベース
管理システムのいずれでも、ディスクから独自に制御す
る局所バッファに頁を読出し、該頁を変更し、それを共
用電子記憶１６に書込むことができる。
【００４７】その書込みはディスク１５，１６の１つに
対する書込みより相当短い時間で達成することができる
ので、変更された頁は共用電子記憶に書込まれる。他の
如何なるシステムでも共用電子記憶１６から最新バージ
ョンのこれら頁を読出すことができるので、共用電子記
憶１６は複数システム環境において変更した頁に対し有
効な一致性を与えることができる。共用電子記憶１６は
キャッシュを通す記憶ではなく、キャッシュに入る記憶
であることが好ましい。それに関し、キャッシュに入る
記憶の更新された頁は共用電子記憶１６に書込まれたと
きは直接アクセス記憶機能には書込まれない。
対する書込みより相当短い時間で達成することができる
ので、変更された頁は共用電子記憶に書込まれる。他の
如何なるシステムでも共用電子記憶１６から最新バージ
ョンのこれら頁を読出すことができるので、共用電子記
憶１６は複数システム環境において変更した頁に対し有
効な一致性を与えることができる。共用電子記憶１６は
キャッシュを通す記憶ではなく、キャッシュに入る記憶
であることが好ましい。それに関し、キャッシュに入る
記憶の更新された頁は共用電子記憶１６に書込まれたと
きは直接アクセス記憶機能には書込まれない。
【００４８】故に、頁の最も最新のバージョンは、キャ
ッシュ・ヒットがある場合に共用電子記憶１６に存在す
る。直接アクセス記憶機能の成分は共用電子記憶１６に
接続されない。データベース・システムの１以上のロジ
ックは共用電子記憶１６の変更した頁を直接アクセス記
憶機能に複写する責任を有する成分を含む。事実、本発
明は、頁がデータベース管理システムにより直接アクセ
ス記憶機能から得られ、変更されると、それは共用電子
記憶１６を通してステージされることにより直接アクセ
ス記憶機能に戻されることができるのみであるというこ
とを意図する。
ッシュ・ヒットがある場合に共用電子記憶１６に存在す
る。直接アクセス記憶機能の成分は共用電子記憶１６に
接続されない。データベース・システムの１以上のロジ
ックは共用電子記憶１６の変更した頁を直接アクセス記
憶機能に複写する責任を有する成分を含む。事実、本発
明は、頁がデータベース管理システムにより直接アクセ
ス記憶機能から得られ、変更されると、それは共用電子
記憶１６を通してステージされることにより直接アクセ
ス記憶機能に戻されることができるのみであるというこ
とを意図する。
【００４９】共用電子記憶１６に対する管理ポリシーは
新たな頁のための場所を作るため、記憶内容を継続的に
監視して古い頁を直接アクセス記憶機能に返送すること
を要求する。これを“キャストアウト”（Castout)と称
する。直接アクセス記憶機能は共用電子記憶１６に接続
されないため、頁をキャストアウトする制御機構はデー
タベース管理システムに存在する。
新たな頁のための場所を作るため、記憶内容を継続的に
監視して古い頁を直接アクセス記憶機能に返送すること
を要求する。これを“キャストアウト”（Castout)と称
する。直接アクセス記憶機能は共用電子記憶１６に接続
されないため、頁をキャストアウトする制御機構はデー
タベース管理システムに存在する。
【００５０】とかくするうちに、頁が直接アクセス記憶
機能からデータベース管理システムを通して導入される
と、ある時間共用電子記憶１６に滞在することができ
る。頁は直接アクセス記憶機能にキャストアウトされる
前に同じデータベース管理システムか又は異なるデータ
ベース管理システムによって数回変更することができ
る。前述の特許出願第６２７，３１５号は共用電子記憶
１６からデータをキャストアウトするための非ブロッキ
ング直列化方法を開示している。
機能からデータベース管理システムを通して導入される
と、ある時間共用電子記憶１６に滞在することができ
る。頁は直接アクセス記憶機能にキャストアウトされる
前に同じデータベース管理システムか又は異なるデータ
ベース管理システムによって数回変更することができ
る。前述の特許出願第６２７，３１５号は共用電子記憶
１６からデータをキャストアウトするための非ブロッキ
ング直列化方法を開示している。
【００５１】前述及び後述の説明において、データベー
ス・システムの転送及び記憶の単位は頁である。事実、
本発明は、図１の環境はその転送及び記憶の単位に対し
如何なる適当なデータ構造を使用することもできる。
ス・システムの転送及び記憶の単位は頁である。事実、
本発明は、図１の環境はその転送及び記憶の単位に対し
如何なる適当なデータ構造を使用することもできる。
【００５２】図２は本発明を理解するに必要なある構造
的特徴を詳細に例示する図である。特に、共用電子記憶
１６は頁を共用する共用キャツシュ３０を形成するアド
レス可能な電子メモリー資源を有する。参照番号３１に
よりかかる頁の１つを表示する。管理ロジック１７は複
数の項目又は挿入項目を有する登録簿３２を保持する。
かかる挿入項目の１つは参照番号３４で例示する。挿入
項目３４は共用記憶３０に対するデータ記憶の管理が要
求される制御情報を含む複数フィールド制御データ構造
である。
的特徴を詳細に例示する図である。特に、共用電子記憶
１６は頁を共用する共用キャツシュ３０を形成するアド
レス可能な電子メモリー資源を有する。参照番号３１に
よりかかる頁の１つを表示する。管理ロジック１７は複
数の項目又は挿入項目を有する登録簿３２を保持する。
かかる挿入項目の１つは参照番号３４で例示する。挿入
項目３４は共用記憶３０に対するデータ記憶の管理が要
求される制御情報を含む複数フィールド制御データ構造
である。
【００５３】本発明において、登録簿３２の挿入項目に
対する索引は共用キャッシュ３０に現在又は過去に記憶
されたかもしれないそれぞれの頁を個有的に識別する頁
名によって行われる。挿入項目３４に対する頁名フィー
ルドは参照番号３５によって示される。挿入項目３４の
他のフィールドは頁３１を記憶する共用キャッシュ・ア
ドレス場所を指示する頁アドレス３６用フィールドと、
変更ビット（ＣＢ）フィールド３７と、キャストアウト
・ロック（ＣＯＬ）フィールド３８と、タイムスタンプ
（ＴＳ）フィールド３９とを含む。
対する索引は共用キャッシュ３０に現在又は過去に記憶
されたかもしれないそれぞれの頁を個有的に識別する頁
名によって行われる。挿入項目３４に対する頁名フィー
ルドは参照番号３５によって示される。挿入項目３４の
他のフィールドは頁３１を記憶する共用キャッシュ・ア
ドレス場所を指示する頁アドレス３６用フィールドと、
変更ビット（ＣＢ）フィールド３７と、キャストアウト
・ロック（ＣＯＬ）フィールド３８と、タイムスタンプ
（ＴＳ）フィールド３９とを含む。
【００５４】図２に例示するように、プロセッサ１０，
１２の独立に実行するシステムの各々は、それぞれのデ
ータベース・システムの制御の下にデータベースのデー
タを記憶するため、それぞれ局所バッファ１０１，１２
０を含む。図に示してはいないが、データベース・シス
テムは分散ロック管理プロトコルによって頁に対する更
新を順序化するということができる。頁に対する更新を
行う場合、データベース・システムは更新に対するログ
記録を書込む。
１２の独立に実行するシステムの各々は、それぞれのデ
ータベース・システムの制御の下にデータベースのデー
タを記憶するため、それぞれ局所バッファ１０１，１２
０を含む。図に示してはいないが、データベース・シス
テムは分散ロック管理プロトコルによって頁に対する更
新を順序化するということができる。頁に対する更新を
行う場合、データベース・システムは更新に対するログ
記録を書込む。
【００５５】ログ記録は、プロセッサ・クロックによっ
て供給されたタイムスタンプをそれらに供給することに
よりログ順序番号（ＬＳＮ）が与えられる。この点に関
し、プロセッサ１０のデータベース管理システムに対す
るトランザクション・ログをより詳細に例示する。ログ
１８のログ記録の順序は、タイムスタンプＳｉが供給さ
れたEND CHECKPOINT記録から開始する部分を含む。後
続するものはタイムスタンプｉ＋１を支持する記録から
開始する１列のトランザクション記録である。BEGIN
CHECKPOINT記録はタイムスタンプｊを持つ。
て供給されたタイムスタンプをそれらに供給することに
よりログ順序番号（ＬＳＮ）が与えられる。この点に関
し、プロセッサ１０のデータベース管理システムに対す
るトランザクション・ログをより詳細に例示する。ログ
１８のログ記録の順序は、タイムスタンプＳｉが供給さ
れたEND CHECKPOINT記録から開始する部分を含む。後
続するものはタイムスタンプｉ＋１を支持する記録から
開始する１列のトランザクション記録である。BEGIN
CHECKPOINT記録はタイムスタンプｊを持つ。
【００５６】共用電子記憶１６の管理ロジック１７は共
用キャッシュ３０に対する頁の記憶及び読出しが本質的
に要求される。頁は共用キャッシュ３０において変更さ
れないが、図に示すデータ共用構造のＤＭＢＳによる有
効なアクセスのためにそこに記憶される。
用キャッシュ３０に対する頁の記憶及び読出しが本質的
に要求される。頁は共用キャッシュ３０において変更さ
れないが、図に示すデータ共用構造のＤＭＢＳによる有
効なアクセスのためにそこに記憶される。
【００５７】本発明 本発明において、共用電子記憶１６の障害によって影響
を受けたデータベースはすべて、データベースの直接ア
クセス記憶機能バージョンを使用することにより、及び
データベースを使用するすべてのデータベース管理シス
テムのトランザクション・ログの共用体のログ記録の組
合せ順序を直接アクセス記憶機能バージョンに供給する
ことによって記録することができる。回復に対する基本
的方法として、データベースの直接アクセス記憶機能バ
ージョンを使用することにより、その回復時間は、例え
ば、データベースの前にダンプした複写の使用に基づく
回復時間と比較して相当削減される。
を受けたデータベースはすべて、データベースの直接ア
クセス記憶機能バージョンを使用することにより、及び
データベースを使用するすべてのデータベース管理シス
テムのトランザクション・ログの共用体のログ記録の組
合せ順序を直接アクセス記憶機能バージョンに供給する
ことによって記録することができる。回復に対する基本
的方法として、データベースの直接アクセス記憶機能バ
ージョンを使用することにより、その回復時間は、例え
ば、データベースの前にダンプした複写の使用に基づく
回復時間と比較して相当削減される。
【００５８】これは、ログ記録の数が相当少なくなった
が故にログ・データに対する読出Ｉ／０の数を減少し、
ログ記録を供給する頁数が少なくなったが故に頁に対す
る読出及び書込Ｉ／０の数を削減するからである。その
上、走査されるログ・データは典型的に活動状態のトラ
ンザクション・ログに見出される。これらログは直接ア
クセス記憶機能装置の１つに存在させることが期待され
る（ログの保管と対比する。ログはテープに記憶させる
ことができる）。
が故にログ・データに対する読出Ｉ／０の数を減少し、
ログ記録を供給する頁数が少なくなったが故に頁に対す
る読出及び書込Ｉ／０の数を削減するからである。その
上、走査されるログ・データは典型的に活動状態のトラ
ンザクション・ログに見出される。これらログは直接ア
クセス記憶機能装置の１つに存在させることが期待され
る（ログの保管と対比する。ログはテープに記憶させる
ことができる）。
【００５９】次に、ここに例示する環境下において、発
明動作の理解のため、それをテーブル１−６及び図３−
８を参照して説明する。以下の説明において、データベ
ース管理システムは個別のシステムであるとみなされ、
それぞれプロセッサ１０，１２，…１３において実行す
るよう、Ｓ１，Ｓ２，…ＳＮで表示される。
明動作の理解のため、それをテーブル１−６及び図３−
８を参照して説明する。以下の説明において、データベ
ース管理システムは個別のシステムであるとみなされ、
それぞれプロセッサ１０，１２，…１３において実行す
るよう、Ｓ１，Ｓ２，…ＳＮで表示される。
【００６０】図３におけるプロセッサ１０のシステムＳ
１はそのバッファ１０１において局所的に記憶される頁
をリストする構造４０を保有する。構造４０は、その１
つが参照番号４０ａで示されるような複数の挿入項目を
含む。それら各挿入項目としては、局所バッファの頁を
指名する頁名フィールド４１と、頁の開始アドレスに対
するポインタを含む頁アドレス・フィールド４２と、変
更ビット（ＣＢ）フィールド４３と、タイムスタンプ
（ｔ0 ）フィールド４４とを含む。
１はそのバッファ１０１において局所的に記憶される頁
をリストする構造４０を保有する。構造４０は、その１
つが参照番号４０ａで示されるような複数の挿入項目を
含む。それら各挿入項目としては、局所バッファの頁を
指名する頁名フィールド４１と、頁の開始アドレスに対
するポインタを含む頁アドレス・フィールド４２と、変
更ビット（ＣＢ）フィールド４３と、タイムスタンプ
（ｔ0 ）フィールド４４とを含む。
【００６１】構造４０は、共用電子記憶１６に対し、ま
だ外部化されていないバージョンに変更されたＳ１の局
所バッファに頁がリストされている“ダーティ頁”(dir
ty page)リストの形で存在する。各ダーティ頁に対する
タイムスタンプ・フィールド４４は、頁の状態が“クリ
ーン”(Clean）から“ダーティ”に変化したとき、シス
テムＳ１において作られた頁に対する最初の変更のため
のトランザクション・ログ記録のタイムスタンプに対応
するタイムスタンプ値ｔ0 を含む。
だ外部化されていないバージョンに変更されたＳ１の局
所バッファに頁がリストされている“ダーティ頁”(dir
ty page)リストの形で存在する。各ダーティ頁に対する
タイムスタンプ・フィールド４４は、頁の状態が“クリ
ーン”(Clean）から“ダーティ”に変化したとき、シス
テムＳ１において作られた頁に対する最初の変更のため
のトランザクション・ログ記録のタイムスタンプに対応
するタイムスタンプ値ｔ0 を含む。
【００６２】頁の状態は、バッファの頁が直接アクセス
記憶機能か又は共用電子記憶１６と同一である限り、デ
ータベース管理システムにより“クリーン”であるとみ
なされる。従って、タイムスタンプ４４の値は、共用電
子記憶が頁を持たなかったときには頁に対する変更のト
ランザクション・ログ記録は共用電子記憶又は直接アク
セス記憶機能から最後に入手されるので、その前に頁に
対する変更のトランザクション・ログ記録がないトラン
ザクション・ログ順序の値を表示する。
記憶機能か又は共用電子記憶１６と同一である限り、デ
ータベース管理システムにより“クリーン”であるとみ
なされる。従って、タイムスタンプ４４の値は、共用電
子記憶が頁を持たなかったときには頁に対する変更のト
ランザクション・ログ記録は共用電子記憶又は直接アク
セス記憶機能から最後に入手されるので、その前に頁に
対する変更のトランザクション・ログ記録がないトラン
ザクション・ログ順序の値を表示する。
【００６３】データベース管理システムＳ１はダーティ
頁リストのタイムスタンプ・フィールドからシステム・
タイムスタンプ（system-timestamp）を計算する。この
処理はテーブル１の“システム・タイムスタンプ”に例
示され、データベース管理システム・チェックポイント
のような循環する事象に応答してトリガされる。処理が
そのようにトリガされ、データベース管理システム・チ
ェックポイント中、ダーティ頁リスト４０がダーティ頁
リストの最小タイムスタンプにセットされるものと仮定
する。
頁リストのタイムスタンプ・フィールドからシステム・
タイムスタンプ（system-timestamp）を計算する。この
処理はテーブル１の“システム・タイムスタンプ”に例
示され、データベース管理システム・チェックポイント
のような循環する事象に応答してトリガされる。処理が
そのようにトリガされ、データベース管理システム・チ
ェックポイント中、ダーティ頁リスト４０がダーティ頁
リストの最小タイムスタンプにセットされるものと仮定
する。
【００６４】従って、システム・タイムスタンプの値は
共用電子記憶１６にまだ外部化されていないそのバッフ
ァのすべての更新に対するデータベース管理システムの
トランザクション・ログにおけるログ記録の最早期発生
タイムスタンプである。新たなシステム・タイムスタン
プ値を計算するとき、現行値は新たな値と置換えられる
まで有効である。
共用電子記憶１６にまだ外部化されていないそのバッフ
ァのすべての更新に対するデータベース管理システムの
トランザクション・ログにおけるログ記録の最早期発生
タイムスタンプである。新たなシステム・タイムスタン
プ値を計算するとき、現行値は新たな値と置換えられる
まで有効である。
【００６５】テーブル１（及びテーブル２−６）は多数
のコンピュータ言語の１つのソース・コードに対し公知
の技術を使用する削減可能な擬似コードのリスティング
である。かかるソース・コードはディジタル・コンピュ
ータで実行可能である。
のコンピュータ言語の１つのソース・コードに対し公知
の技術を使用する削減可能な擬似コードのリスティング
である。かかるソース・コードはディジタル・コンピュ
ータで実行可能である。
【００６６】テーブル１はシステム・タイムスタンプの
計算の好ましい実施例を例示する。テーブル１の処理
は、ステップ１０１において、それがトリガされる前に
トランザクション・ログに書込まれた最後のBEGIN-CHEC
KPOINTログ記録タイムスタンプに対して行われる初期化
である。ステップ１０２〜１０５は本質的にシステムＳ
１に対するシステム・タイムスタンプ値としてステップ
１０７において割当てられたBEGIN-CHECKPOINTタイムス
タンプとダーティ頁リストのタイムスタンプとを含むグ
ループから最小値を選択する。処理手順は、計算された
値が周期的に前方に移動することを保証する各チェック
ポイントを通し、データベース管理システムにおいて実
行される。
計算の好ましい実施例を例示する。テーブル１の処理
は、ステップ１０１において、それがトリガされる前に
トランザクション・ログに書込まれた最後のBEGIN-CHEC
KPOINTログ記録タイムスタンプに対して行われる初期化
である。ステップ１０２〜１０５は本質的にシステムＳ
１に対するシステム・タイムスタンプ値としてステップ
１０７において割当てられたBEGIN-CHECKPOINTタイムス
タンプとダーティ頁リストのタイムスタンプとを含むグ
ループから最小値を選択する。処理手順は、計算された
値が周期的に前方に移動することを保証する各チェック
ポイントを通し、データベース管理システムにおいて実
行される。
【００６７】図３はシステム・タイムスタンプのリスト
４５を例示する。リストの各番号はそれぞれのデータベ
ース管理システムのシステム・タイムスタンプ値に対応
し、テーブル１に例示するように、データベース管理シ
ステムの各チェックポイントにおけるそれに対応するデ
ータベース管理システムによって更新される。
４５を例示する。リストの各番号はそれぞれのデータベ
ース管理システムのシステム・タイムスタンプ値に対応
し、テーブル１に例示するように、データベース管理シ
ステムの各チェックポイントにおけるそれに対応するデ
ータベース管理システムによって更新される。
【００６８】テーブル２において、擬似コードは頁に対
するタイムスタンプ値をセットするため、及び特定の頁
に対するダーティ頁リスト項目のタイムスタンプ・フィ
ールドｔ0 への挿入項目に対する最初のタイムスタンプ
値を選択するために供給される。テーブル２は、データ
ベース管理システムがその局所実行トランザクションの
１つに対応し、データベース管理システムにおいて、局
所的に変更されるべき頁Ｐを読出すということを想定す
る。
するタイムスタンプ値をセットするため、及び特定の頁
に対するダーティ頁リスト項目のタイムスタンプ・フィ
ールドｔ0 への挿入項目に対する最初のタイムスタンプ
値を選択するために供給される。テーブル２は、データ
ベース管理システムがその局所実行トランザクションの
１つに対応し、データベース管理システムにおいて、局
所的に変更されるべき頁Ｐを読出すということを想定す
る。
【００６９】ステップ２０１は、データベース管理シス
テムにおいて行われる他の更新と共にその更新を順序化
するため、要求トランザクションによって、トランザク
ション・レベル・ロックを獲得することを保証する。ス
テップ２０３においては、データベース管理システムに
対するデータベース管理システムのアクセスを順序化す
るべき頁において、排他的システム間ロックが獲得され
る。ステップ２０３は、局所的に記憶された（緩衝され
た）頁が有効であることを保証する。
テムにおいて行われる他の更新と共にその更新を順序化
するため、要求トランザクションによって、トランザク
ション・レベル・ロックを獲得することを保証する。ス
テップ２０３においては、データベース管理システムに
対するデータベース管理システムのアクセスを順序化す
るべき頁において、排他的システム間ロックが獲得され
る。ステップ２０３は、局所的に記憶された（緩衝され
た）頁が有効であることを保証する。
【００７０】複数システム・データ共用環境下におい
て、局所的にキャッシュされた頁の複写は、それが他の
システムによって行われた最新の更新を含まない場合、
“無効”とすることができる。該頁の最新の複写を取出
すことによって、該頁の局所複写は“有効”とされる。
先行技術においては、システムが頁を更新したとき、他
のシステムで局所的にキャッシュされた複写を無効にす
るべきシステムのために数個の機構が用いられる。
て、局所的にキャッシュされた頁の複写は、それが他の
システムによって行われた最新の更新を含まない場合、
“無効”とすることができる。該頁の最新の複写を取出
すことによって、該頁の局所複写は“有効”とされる。
先行技術においては、システムが頁を更新したとき、他
のシステムで局所的にキャッシュされた複写を無効にす
るべきシステムのために数個の機構が用いられる。
【００７１】例えば、カールほかに対して１９８４年１
０月３０日に発行された米国特許第４，４８０，３０４
号“複数プロセッサ、多重プログラミング、共用データ
環境におけるシステム、サブシステム、及び通信障害に
対するロック保存用方法及び手段”を参照するとよい。
トランザクションによる頁の変更に続き、変更の活動記
録は、ステップ２０４において、ログ記録のタイムスタ
ンプと共にログに記録される。それに関連して、頁に対
する最新の更新を記述するログ記録のタイムスタンプに
対応する頁タイムスタンプが変更される。
０月３０日に発行された米国特許第４，４８０，３０４
号“複数プロセッサ、多重プログラミング、共用データ
環境におけるシステム、サブシステム、及び通信障害に
対するロック保存用方法及び手段”を参照するとよい。
トランザクションによる頁の変更に続き、変更の活動記
録は、ステップ２０４において、ログ記録のタイムスタ
ンプと共にログに記録される。それに関連して、頁に対
する最新の更新を記述するログ記録のタイムスタンプに
対応する頁タイムスタンプが変更される。
【００７２】このタイムスタンプは前述の米国特許出願
第４０６，１８６号に記載の回復実行のために必要であ
る。ステップ２０５において、頁Ｐがクリーンであった
場合、そのＣＢフィールドはリセットされる。この事例
においては、ＣＢフィールドはセットされ（頁Ｐを共用
電子記憶１６に対してクリーン状態からダーティ状態に
変更した）、変更操作に対する最初のログ記録のタイム
スタンプは該頁に対するｔ0 フィールドに挿入される。
第４０６，１８６号に記載の回復実行のために必要であ
る。ステップ２０５において、頁Ｐがクリーンであった
場合、そのＣＢフィールドはリセットされる。この事例
においては、ＣＢフィールドはセットされ（頁Ｐを共用
電子記憶１６に対してクリーン状態からダーティ状態に
変更した）、変更操作に対する最初のログ記録のタイム
スタンプは該頁に対するｔ0 フィールドに挿入される。
【００７３】他の場合、すなわち、頁がダーティであっ
た場合（ＣＢフィールドのセットにより示す）、ステッ
プ２０７において、その頁に対する早期のタイムスタン
プが既にセットされていたので、ダーティ頁リストの頁
項目に対する活動は取られない。頁タイムスタンプ値の
設定に続き、頁はシステム内ラッチの解放によって解放
される（ステップ２０８）。頁が共用電子記憶１６に対
して“クリーン”とされた後、ステップ２０９におい
て、システム間ロックが解放される。
た場合（ＣＢフィールドのセットにより示す）、ステッ
プ２０７において、その頁に対する早期のタイムスタン
プが既にセットされていたので、ダーティ頁リストの頁
項目に対する活動は取られない。頁タイムスタンプ値の
設定に続き、頁はシステム内ラッチの解放によって解放
される（ステップ２０８）。頁が共用電子記憶１６に対
して“クリーン”とされた後、ステップ２０９におい
て、システム間ロックが解放される。
【００７４】テーブル２のロジックは頁が共用電子記憶
１６に書込まれる前ではなく、頁が変更されたときに実
行される。テーブル３は変更した頁を共用電子記憶に書
込む処理手順及びそのダーティ頁リスト項目のタイムス
タンプ・フィールドの値を変更した頁と共に転送する処
理手順の例示的擬似コードの導入を含む。
１６に書込まれる前ではなく、頁が変更されたときに実
行される。テーブル３は変更した頁を共用電子記憶に書
込む処理手順及びそのダーティ頁リスト項目のタイムス
タンプ・フィールドの値を変更した頁と共に転送する処
理手順の例示的擬似コードの導入を含む。
【００７５】便宜上、テーブル３の処理手順は流れ図の
形式で図４にも例示する。テーブル３及び図４は局所バ
ッファから共用電子記憶１６に頁を書込む操作を実証す
る。これは“頁書込み”操作と称し、そのパラメータ・
リストは頁名（Ｐ）、頁のＣＢ（変更ビット）フィール
ド値、頁を位置付ける局所記憶のアドレス（バッファ・
アドレス）、及び頁のダーティ頁リスト項目のタイムス
タンプ・フィールドの値に対するタイムスタンプ・パラ
メータ（ＴＳ）のセット等を含む。
形式で図４にも例示する。テーブル３及び図４は局所バ
ッファから共用電子記憶１６に頁を書込む操作を実証す
る。これは“頁書込み”操作と称し、そのパラメータ・
リストは頁名（Ｐ）、頁のＣＢ（変更ビット）フィール
ド値、頁を位置付ける局所記憶のアドレス（バッファ・
アドレス）、及び頁のダーティ頁リスト項目のタイムス
タンプ・フィールドの値に対するタイムスタンプ・パラ
メータ（ＴＳ）のセット等を含む。
【００７６】頁書込処理を開始するため、要求データベ
ース管理システムはコマンド・パラメータを頁に対する
ダーティ頁リストに見い出された値にセットする。頁は
データベース管理システムにおいて変更されたものと仮
定すると、ＣＢ（変更ビット）パラメータがセットされ
（それは単一ビット値であると仮定する）、ｔ0 フィー
ルドの値はＴＳに対し複写される。これは図４のステッ
プ４６に当る。ステップ４７以後は共用電子記憶１６に
おいてテーブル３に対応し、共用電子記憶１６の管理ロ
ジックによって取られる活動を表わす。
ース管理システムはコマンド・パラメータを頁に対する
ダーティ頁リストに見い出された値にセットする。頁は
データベース管理システムにおいて変更されたものと仮
定すると、ＣＢ（変更ビット）パラメータがセットされ
（それは単一ビット値であると仮定する）、ｔ0 フィー
ルドの値はＴＳに対し複写される。これは図４のステッ
プ４６に当る。ステップ４７以後は共用電子記憶１６に
おいてテーブル３に対応し、共用電子記憶１６の管理ロ
ジックによって取られる活動を表わす。
【００７７】頁書込要求及び関連するパラメータ・リス
トをデータベース管理システムから受信すると、共用電
子記憶登録簿３２はＰパラメータ値によって識別された
頁に対応する挿入項目を取り出す。かかる挿入項目が存
在しない場合は、ステップ３０２〜３０７において、挿
入項目が初期化され、そのＣＢ値がセットされ、そのＴ
Ｓフィールドが対応する頁書込パラメータの値にセット
される。これは図４のサブシーケンス（副順次）４８に
例示する。登録簿の挿入項目の作成に続き、頁書込コマ
ンドを実行し、共用電子記憶１６に頁が書込まれる。
トをデータベース管理システムから受信すると、共用電
子記憶登録簿３２はＰパラメータ値によって識別された
頁に対応する挿入項目を取り出す。かかる挿入項目が存
在しない場合は、ステップ３０２〜３０７において、挿
入項目が初期化され、そのＣＢ値がセットされ、そのＴ
Ｓフィールドが対応する頁書込パラメータの値にセット
される。これは図４のサブシーケンス（副順次）４８に
例示する。登録簿の挿入項目の作成に続き、頁書込コマ
ンドを実行し、共用電子記憶１６に頁が書込まれる。
【００７８】頁書込要求を受けたときに、Ｐに対する登
録簿の挿入項目が存在するものと仮定すると、図４の決
定ステップ４７から肯定出口が取られ、頁Ｐに対する登
録簿の挿入項目が検査されて頁が既にダーティとしてマ
ークされていたか否かが判断される。それに関し、図４
の決定ステップ４９の結果はＣＢフィールドとＣＯＬフ
ィールドの組合せ関係によって異なる。
録簿の挿入項目が存在するものと仮定すると、図４の決
定ステップ４７から肯定出口が取られ、頁Ｐに対する登
録簿の挿入項目が検査されて頁が既にダーティとしてマ
ークされていたか否かが判断される。それに関し、図４
の決定ステップ４９の結果はＣＢフィールドとＣＯＬフ
ィールドの組合せ関係によって異なる。
【００７９】ＣＢフィールドがリセットされ、ＣＯＬフ
ィールドが０にセットされていると、挿入項目のＣＢ及
びＴＳフィールドは頁書込パラメータ・リストに渡され
た値に限定される。しかし、ＣＢフィールドがセットさ
れているか又はＣＯＬフィールドが０でない場合は、頁
はダーティと推定され、共用電子記憶登録簿の挿入項目
のＴＳフィールドは変更されない。テーブル３のステッ
プ３１８，３１９において、共用電子記憶登録簿の挿入
項目のＣＢフィールドはリセットされるが、ＣＯＬフィ
ールドが０でないという条件の場合、頁は再びダーティ
とマークされる。
ィールドが０にセットされていると、挿入項目のＣＢ及
びＴＳフィールドは頁書込パラメータ・リストに渡され
た値に限定される。しかし、ＣＢフィールドがセットさ
れているか又はＣＯＬフィールドが０でない場合は、頁
はダーティと推定され、共用電子記憶登録簿の挿入項目
のＴＳフィールドは変更されない。テーブル３のステッ
プ３１８，３１９において、共用電子記憶登録簿の挿入
項目のＣＢフィールドはリセットされるが、ＣＯＬフィ
ールドが０でないという条件の場合、頁は再びダーティ
とマークされる。
【００８０】このサブシーケンスの重要性はキャストア
ウト処理手順に関し、以下で説明する。頁書込処理手順
は、すべての場合、共用電子記憶１６の共用キャッシュ
に頁を書込み、発生データベース管理システムに対し応
答を戻して終了する。
ウト処理手順に関し、以下で説明する。頁書込処理手順
は、すべての場合、共用電子記憶１６の共用キャッシュ
に頁を書込み、発生データベース管理システムに対し応
答を戻して終了する。
【００８１】以上、挿入項目に対するタイムスタンプを
共用電子記憶登録簿３２に供給することに関し十分説明
したように、本発明はリスト４５に見い出されたシステ
ム・タイムスタンプのすべて、及び共用電子記憶登録簿
３２のＴＳフィールドの頁タイムスタンプのすべての最
小の共用体を取ることによって、共用電子記憶１６に対
する回復境界を設定するに十分であり、非常に簡単とな
る。しかし、頁が共用電子記憶１６から直接アクセス記
憶機能に戻されると、回復境界は前方に押出され、他の
場合、回復境界は超古となり、共用電子記憶１６の障害
からの回復には莫大な資源の追加時間が必要となる。
共用電子記憶登録簿３２に供給することに関し十分説明
したように、本発明はリスト４５に見い出されたシステ
ム・タイムスタンプのすべて、及び共用電子記憶登録簿
３２のＴＳフィールドの頁タイムスタンプのすべての最
小の共用体を取ることによって、共用電子記憶１６に対
する回復境界を設定するに十分であり、非常に簡単とな
る。しかし、頁が共用電子記憶１６から直接アクセス記
憶機能に戻されると、回復境界は前方に押出され、他の
場合、回復境界は超古となり、共用電子記憶１６の障害
からの回復には莫大な資源の追加時間が必要となる。
【００８２】頁が直接アクセス記憶機能にキャストアウ
トされると、直接アクセス記憶機能の頁バージョンは、
最新のキャストアウトを必要とした後に頁に対する変更
に反映するログ記録がその頁を回復するため単にその最
新状態に供給されるということで、十分最新である。す
なわち、その頁に対する回復境界はそれがキャストアウ
トされた後、それに対して変更が行われた限りにおいて
のみ拡張される。この認識に従い、共用電子記憶登録簿
の頁に対するタイムスタンプ・フィールドはキャストア
ウト処理に応答して“プッシュ”（更新）可能であると
いうことを発明者が認めた。
トされると、直接アクセス記憶機能の頁バージョンは、
最新のキャストアウトを必要とした後に頁に対する変更
に反映するログ記録がその頁を回復するため単にその最
新状態に供給されるということで、十分最新である。す
なわち、その頁に対する回復境界はそれがキャストアウ
トされた後、それに対して変更が行われた限りにおいて
のみ拡張される。この認識に従い、共用電子記憶登録簿
の頁に対するタイムスタンプ・フィールドはキャストア
ウト処理に応答して“プッシュ”（更新）可能であると
いうことを発明者が認めた。
【００８３】キャストアウト処理 図１に例示した環境下におけるキャストアウト処理は前
述で引用した米国特許出願第６２７，３１５号によって
理解することができる。便宜上、この処理は図５乃至図
７に従い簡単に説明する。
述で引用した米国特許出願第６２７，３１５号によって
理解することができる。便宜上、この処理は図５乃至図
７に従い簡単に説明する。
【００８４】共用電子記憶１６の任務は並行性及び可用
性を増加することであるから、その管理ロジックはキャ
ストアウトされた頁に対する読出及び書込アクセスを可
能にする。同時に、頁のキャストアウトはキャストアウ
ト処理を通して共用電子記憶１６に入力された頁のより
現行のバージョンを喪失させないということを保証す
る。その目的に対して２つのコマンド、すなわち“キャ
ストアウトに対する読出”、及び“キャストアウト・ロ
ックのロック解除”が利用される。
性を増加することであるから、その管理ロジックはキャ
ストアウトされた頁に対する読出及び書込アクセスを可
能にする。同時に、頁のキャストアウトはキャストアウ
ト処理を通して共用電子記憶１６に入力された頁のより
現行のバージョンを喪失させないということを保証す
る。その目的に対して２つのコマンド、すなわち“キャ
ストアウトに対する読出”、及び“キャストアウト・ロ
ックのロック解除”が利用される。
【００８５】キャストアウト処理はデータベース管理シ
ステムにより管理ロジック１７に発行された最初のコマ
ンド“キャストアウトに対する読出”を使用する。この
コマンドは頁Ｐに対して処理するキャストアウトを開始
する。このコマンドと共に管理ロジック１７に送られた
パラメータ・リストはデータベース管理システムの識
別、頁の識別、及び共用電子記憶１６から頁が転送され
るべきデータベース管理システムのバッファ・アドレス
を含む。
ステムにより管理ロジック１７に発行された最初のコマ
ンド“キャストアウトに対する読出”を使用する。この
コマンドは頁Ｐに対して処理するキャストアウトを開始
する。このコマンドと共に管理ロジック１７に送られた
パラメータ・リストはデータベース管理システムの識
別、頁の識別、及び共用電子記憶１６から頁が転送され
るべきデータベース管理システムのバッファ・アドレス
を含む。
【００８６】頁を受信すると、データベース管理システ
ムは頁を直接アクセス記憶機能に書込む。直接アクセス
記憶機能 Ｉ／０が終了した後、データベース管理シス
テムは“キャストアウト・ロックのロック解除”コマン
ドを発行する。キャストアウト・ロックのロック解除コ
マンドはデータベース管理システム及び頁を識別し、管
理ロジック１７に供給されて、直接アクセス記憶機能に
対する頁の書込みに成功したということを知らせる。
ムは頁を直接アクセス記憶機能に書込む。直接アクセス
記憶機能 Ｉ／０が終了した後、データベース管理シス
テムは“キャストアウト・ロックのロック解除”コマン
ドを発行する。キャストアウト・ロックのロック解除コ
マンドはデータベース管理システム及び頁を識別し、管
理ロジック１７に供給されて、直接アクセス記憶機能に
対する頁の書込みに成功したということを知らせる。
【００８７】“キャストアウトに対する読出”コマンド
の処理は図５に例示する。最初、管理ロジック１７は、
頁Ｐに対するデータベース管理システムＳ１からの“キ
ャストアウトに対する読出”コマンドの受信に応答して
そこから移動するであろう“待ち状態”５０にある。該
コマンドの受信に応答して管理ロジックは頁Ｐに対する
登録簿の挿入項目のＣＯＬフィールドをチェックする。
の処理は図５に例示する。最初、管理ロジック１７は、
頁Ｐに対するデータベース管理システムＳ１からの“キ
ャストアウトに対する読出”コマンドの受信に応答して
そこから移動するであろう“待ち状態”５０にある。該
コマンドの受信に応答して管理ロジックは頁Ｐに対する
登録簿の挿入項目のＣＯＬフィールドをチェックする。
【００８８】フィールドが空の場合（値０で示すのが好
ましい）、管理ロジック１７は決定ステップ５２から肯
定出口をとり、ステップ５３において頁Ｐに対する登録
簿の挿入項目のＣＢフィールドを０にセットし、ステッ
プ５４において、要求データベース管理システムの識別
（ＳＩ）を挿入項目のＣＯＬフィールドに入力する。次
に、管理ロジック１７は頁Ｐの複写を特定のデータベー
ス管理システム・バッファ・アドレスに戻し、（ステッ
プ５５）、待ち状態（ステップ５８）に進む。この点に
おいて、データベース管理システムＳ１はそのバッファ
に書かれた頁Ｐのバージョンを直接アクセス記憶機能に
書込むためのＩ／０処理を開始する。
ましい）、管理ロジック１７は決定ステップ５２から肯
定出口をとり、ステップ５３において頁Ｐに対する登録
簿の挿入項目のＣＢフィールドを０にセットし、ステッ
プ５４において、要求データベース管理システムの識別
（ＳＩ）を挿入項目のＣＯＬフィールドに入力する。次
に、管理ロジック１７は頁Ｐの複写を特定のデータベー
ス管理システム・バッファ・アドレスに戻し、（ステッ
プ５５）、待ち状態（ステップ５８）に進む。この点に
おいて、データベース管理システムＳ１はそのバッファ
に書かれた頁Ｐのバージョンを直接アクセス記憶機能に
書込むためのＩ／０処理を開始する。
【００８９】決定工程５２からの否定出口は他のシステ
ムがキャストアウト操作を導入する可能性を与え、その
場合、ＣＯＬフィールドは０ではなく、ステップ５２の
否定出口からステップ５６に進められる。この場合、管
理ロジック１７はステップ５２において与えられていた
コマンドを拒否し、待ち状態（ステップ５８）に戻る。
ムがキャストアウト操作を導入する可能性を与え、その
場合、ＣＯＬフィールドは０ではなく、ステップ５２の
否定出口からステップ５６に進められる。この場合、管
理ロジック１７はステップ５２において与えられていた
コマンドを拒否し、待ち状態（ステップ５８）に戻る。
【００９０】図６は“キャストアウト・ロックのロック
解除”コマンドを処理する管理ロジックを例示する。最
初、管理ロジック１７は待ち状態６０にある。ステップ
６１において、データベース管理システムからキャスト
アウト・ロックのロック解除コマンドを受信すると、ロ
ジックはキャストアウト・ロックコマンドに対する前の
読出しを受諾し、管理ロジックは頁ＰのＣＯＬフィール
ド項目とデータベース管理システムのＩＤ（ＳＩ）とを
比較する。両値が等しいと、要求システムはキャストア
ウトに対する読出コマンドに従いキャストアウト処理を
開始したシステムであるということを示す。
解除”コマンドを処理する管理ロジックを例示する。最
初、管理ロジック１７は待ち状態６０にある。ステップ
６１において、データベース管理システムからキャスト
アウト・ロックのロック解除コマンドを受信すると、ロ
ジックはキャストアウト・ロックコマンドに対する前の
読出しを受諾し、管理ロジックは頁ＰのＣＯＬフィール
ド項目とデータベース管理システムのＩＤ（ＳＩ）とを
比較する。両値が等しいと、要求システムはキャストア
ウトに対する読出コマンドに従いキャストアウト処理を
開始したシステムであるということを示す。
【００９１】両値が等しいと、決定ステップ６２から肯
定出口が取られ、ステップ６３においてＣＯＬフィール
ドが０にセットされ、ステップ６５において管理ロジッ
クは待ち状態に入る。ＣＯＬ値とシステムＩＤ値とが等
しくない場合、ソフトウェア誤りの可能性と判断し、決
定ステップ６２の否定出口からステップ６４のコマンド
拒否へ進み、再び待ち状態ステップ６５に進む。
定出口が取られ、ステップ６３においてＣＯＬフィール
ドが０にセットされ、ステップ６５において管理ロジッ
クは待ち状態に入る。ＣＯＬ値とシステムＩＤ値とが等
しくない場合、ソフトウェア誤りの可能性と判断し、決
定ステップ６２の否定出口からステップ６４のコマンド
拒否へ進み、再び待ち状態ステップ６５に進む。
【００９２】図７は図５及び図６に示すコマンドの使用
によって予めキャストアウトされた頁の削除のための処
理を示す。それに関し、“削除”は登録簿の挿入項目の
除去及び挿入項目によって指定されたキャッシュ・スペ
ースの割当てを意味する。必然的に、ダーティ頁に対す
る削除処理はキャストアウト・ロックに対する読出／キ
ャストアウト・ロックのロック解除シーケンスの終了、
及びそれに続くキャストアウト頁Ｐの削除によって行わ
れる。
によって予めキャストアウトされた頁の削除のための処
理を示す。それに関し、“削除”は登録簿の挿入項目の
除去及び挿入項目によって指定されたキャッシュ・スペ
ースの割当てを意味する。必然的に、ダーティ頁に対す
る削除処理はキャストアウト・ロックに対する読出／キ
ャストアウト・ロックのロック解除シーケンスの終了、
及びそれに続くキャストアウト頁Ｐの削除によって行わ
れる。
【００９３】図８はキャストアウト処理中に他のデータ
ベース管理システムによって更新された頁の削除処理に
対してキャストアウト処理を行う方法を例示する。
ベース管理システムによって更新された頁の削除処理に
対してキャストアウト処理を行う方法を例示する。
【００９４】図７において、登録簿の挿入項目が作成さ
れなければならず且つ解放（又はフリー）項目が使用可
能でないときには、削除処理は管理ロジック１７の内部
において呼出され、共用キャッシュ３０から頁Ｐを削除
する（ステップ６６）。削除処理はまず頁Ｐに対する登
録簿の挿入項目のＣＢフィールドを検査し（ステップ６
７）、次にＣＯＬフィールド項目を検査する（ステップ
６８）。
れなければならず且つ解放（又はフリー）項目が使用可
能でないときには、削除処理は管理ロジック１７の内部
において呼出され、共用キャッシュ３０から頁Ｐを削除
する（ステップ６６）。削除処理はまず頁Ｐに対する登
録簿の挿入項目のＣＢフィールドを検査し（ステップ６
７）、次にＣＯＬフィールド項目を検査する（ステップ
６８）。
【００９５】決定ステップ６７において、変更ビットが
セットされた場合、描写される推論は、共用キャッシュ
の頁Ｐのバージョンと直接アクセス記憶機能のバージョ
ンとは一致性がなく、削除の場合、キャストアウト処理
は直接アクセス記憶機能に対する共用キャッシュ・バー
ジョンの書込みを待たなければならないということであ
る。この場合、決定ステップ６７から否定出口が取ら
れ、削除のために他の頁が選ばれる。決定ステップ６８
において、キャストアウト処理は開始したが、まだ終了
していなかったという可能性についてチェックする。
セットされた場合、描写される推論は、共用キャッシュ
の頁Ｐのバージョンと直接アクセス記憶機能のバージョ
ンとは一致性がなく、削除の場合、キャストアウト処理
は直接アクセス記憶機能に対する共用キャッシュ・バー
ジョンの書込みを待たなければならないということであ
る。この場合、決定ステップ６７から否定出口が取ら
れ、削除のために他の頁が選ばれる。決定ステップ６８
において、キャストアウト処理は開始したが、まだ終了
していなかったという可能性についてチェックする。
【００９６】この場合、ＣＯＬフィールドは０でなく、
削除処理はステップ６８の否定出口から出て終了する。
決定ステップ６７及び６８の否定出口はステップ７０に
結合され、削除のために他の頁が選ばれる。両ステップ
６７，６８の各々からの出口が肯定出口であると仮定す
ると、共用キャッシュと直接アクセス記憶機能バージョ
ンとの間の一致性の条件とキャストアウト処理の完了と
は合致し、頁Ｐに対する登録簿の挿入項目はステップ６
９において登録簿３２から削除される。この時点におい
て、適当なキャッシュ管理ポリシーが呼出され、頁Ｐに
割当てられたキャッシュ空間をスチールする。
削除処理はステップ６８の否定出口から出て終了する。
決定ステップ６７及び６８の否定出口はステップ７０に
結合され、削除のために他の頁が選ばれる。両ステップ
６７，６８の各々からの出口が肯定出口であると仮定す
ると、共用キャッシュと直接アクセス記憶機能バージョ
ンとの間の一致性の条件とキャストアウト処理の完了と
は合致し、頁Ｐに対する登録簿の挿入項目はステップ６
９において登録簿３２から削除される。この時点におい
て、適当なキャッシュ管理ポリシーが呼出され、頁Ｐに
割当てられたキャッシュ空間をスチールする。
【００９７】テーブル４は頁に対する登録簿タイムスタ
ンプが如何に“プッシュ”（更新）されるかを例示す
る。ステップ４０１において、キャストアウトに対する
読出コマンドを発行するよう準備するデータベース管理
システムはパラメータｔ1 の値をリスト４５に保持され
ているシステム・タイムスタンプの最小値にセットす
る。この値は、共用電子記憶１６に対してまだ転送され
ていなかった局所で緩衝された頁に対して行われたすべ
ての更新は更新のすべてを捕獲するだけ十分に早く境界
を設定するタイムスタンプに含まれるということを保証
する。この値は、キャストアウト・ロックに対する読出
コマンドを発行するとき、及び直接アクセス記憶機能に
頁を書込む間、データベース管理システムにおいて維持
される。
ンプが如何に“プッシュ”（更新）されるかを例示す
る。ステップ４０１において、キャストアウトに対する
読出コマンドを発行するよう準備するデータベース管理
システムはパラメータｔ1 の値をリスト４５に保持され
ているシステム・タイムスタンプの最小値にセットす
る。この値は、共用電子記憶１６に対してまだ転送され
ていなかった局所で緩衝された頁に対して行われたすべ
ての更新は更新のすべてを捕獲するだけ十分に早く境界
を設定するタイムスタンプに含まれるということを保証
する。この値は、キャストアウト・ロックに対する読出
コマンドを発行するとき、及び直接アクセス記憶機能に
頁を書込む間、データベース管理システムにおいて維持
される。
【００９８】テーブルのステップ４０４において、パラ
メータｔ1 はキャストアウト・ロックのロック解除コマ
ンドと共に管理ロジックの１つに送られたパラメータ・
リストに含まれる。ＣＯＬのロック解除処理中、管理ロ
ジック１７は共用電子記憶登録簿３２の識別された頁に
対する挿入項目のために索引し、そのＣＯＬフィールド
を０にセットし、ＴＳに対する現行値がｔ1 よりも低い
場合タイムスタンプ・フィールドＴＳをｔ1 を通過した
値にセットする。他の場合、ＴＳに対する値は変更しな
い。これは図６のキャストアウト・ロック解除処理を示
すステップ６３ａに例示する。
メータｔ1 はキャストアウト・ロックのロック解除コマ
ンドと共に管理ロジックの１つに送られたパラメータ・
リストに含まれる。ＣＯＬのロック解除処理中、管理ロ
ジック１７は共用電子記憶登録簿３２の識別された頁に
対する挿入項目のために索引し、そのＣＯＬフィールド
を０にセットし、ＴＳに対する現行値がｔ1 よりも低い
場合タイムスタンプ・フィールドＴＳをｔ1 を通過した
値にセットする。他の場合、ＴＳに対する値は変更しな
い。これは図６のキャストアウト・ロック解除処理を示
すステップ６３ａに例示する。
【００９９】共用電子記憶１６の障害に対する回復境界
はテーブル５に記載されている処理手順に従って確めら
れる。テーブル５において、この値を計算する擬似コー
ド（“回復タイムスタンプ”と称する）は、この好まし
い実施例では、複数のデータベース管理システムのうち
の１データベース管理システムに割当てられた責任はリ
スト４５のシステム・タイムスタンプの最小値であるｔ
1 の値を計算することであるということを示す。
はテーブル５に記載されている処理手順に従って確めら
れる。テーブル５において、この値を計算する擬似コー
ド（“回復タイムスタンプ”と称する）は、この好まし
い実施例では、複数のデータベース管理システムのうち
の１データベース管理システムに割当てられた責任はリ
スト４５のシステム・タイムスタンプの最小値であるｔ
1 の値を計算することであるということを示す。
【０１００】管理ロジック１７はＣＢフィールドが０で
ないＣＯＬ値（すなわち、頁は変化する）にセットされ
るすべての挿入項目のＴＳフィールドの値を供給するよ
うその登録簿３２を走査する。又、管理ロジック１７は
その登録簿３２を走査して、ＣＢフィールドがセットさ
れている全挿入項目のＴＳフィールドに含まれている値
のセットの最小値を判別する。この値は管理ロジックの
パラメータｔ2 に割当てられる。２つの値ｔ1 及びｔ2
と共に、回復タイムスタンプは、ステップ５０３におい
て、２つの値の最小値を取ることによって確かめられ
る。
ないＣＯＬ値（すなわち、頁は変化する）にセットされ
るすべての挿入項目のＴＳフィールドの値を供給するよ
うその登録簿３２を走査する。又、管理ロジック１７は
その登録簿３２を走査して、ＣＢフィールドがセットさ
れている全挿入項目のＴＳフィールドに含まれている値
のセットの最小値を判別する。この値は管理ロジックの
パラメータｔ2 に割当てられる。２つの値ｔ1 及びｔ2
と共に、回復タイムスタンプは、ステップ５０３におい
て、２つの値の最小値を取ることによって確かめられ
る。
【０１０１】図８はテーブル５を実現するための好まし
い実施例を示す。図８において、ｔ1 及びｔ2 を判別す
るためのロジックはプロセッサ１０で実行するデータベ
ース管理システムに存在する。管理ロジック１７はその
登録簿３２の走査を処理し、ＴＳ値を適切に計算するた
め、それをデータベース管理システムに転送する。従っ
て、回復タイムスタンプ・パラメータ７９の現在値はデ
ータベース管理システムの制御下にあるとして図８に例
示する。
い実施例を示す。図８において、ｔ1 及びｔ2 を判別す
るためのロジックはプロセッサ１０で実行するデータベ
ース管理システムに存在する。管理ロジック１７はその
登録簿３２の走査を処理し、ＴＳ値を適切に計算するた
め、それをデータベース管理システムに転送する。従っ
て、回復タイムスタンプ・パラメータ７９の現在値はデ
ータベース管理システムの制御下にあるとして図８に例
示する。
【０１０２】この配置は、回復タイムスタンプを計算す
るため、データベース管理システムが管理ロジックに対
し登録簿読出コマンドを発行するということを意図する
ものである。それに応答して、管理ロジックは適当なＴ
Ｓ値をデータベース管理システムに転送する。このコマ
ンドは、管理ロジック１７が短い時間で共用電子記憶登
録簿３２全体を走査することができないかもしれないた
め、複数回呼出すことができる。
るため、データベース管理システムが管理ロジックに対
し登録簿読出コマンドを発行するということを意図する
ものである。それに応答して、管理ロジックは適当なＴ
Ｓ値をデータベース管理システムに転送する。このコマ
ンドは、管理ロジック１７が短い時間で共用電子記憶登
録簿３２全体を走査することができないかもしれないた
め、複数回呼出すことができる。
【０１０３】その場合、リスタート・トークン（ＴＫ
Ｎ）は走査を再開する場合、データベース管理システム
に戻される。それに関し、リスタート・トークンが０の
場合、管理ロジック１７は開始から変更ビットをセット
すると共に登録簿の挿入項目の読出を開始し、他の場
合、リスタート・トークン値から開始する。それは、そ
のサイズが登録簿読出コマンドのパラメータ・リストに
明示されているデータベース管理システムの制御の下
に、バッファに入るだけ多くのＴＳ値を該バッファに戻
す。
Ｎ）は走査を再開する場合、データベース管理システム
に戻される。それに関し、リスタート・トークンが０の
場合、管理ロジック１７は開始から変更ビットをセット
すると共に登録簿の挿入項目の読出を開始し、他の場
合、リスタート・トークン値から開始する。それは、そ
のサイズが登録簿読出コマンドのパラメータ・リストに
明示されているデータベース管理システムの制御の下
に、バッファに入るだけ多くのＴＳ値を該バッファに戻
す。
【０１０４】又、管理ロジックはｔ2 を計算し、１つの
値のみを戻すことが可能である。管理ロジックにより値
が戻されたとき、登録簿の走査が終了しなかった場合に
は、リスタート・トークンも戻され、他の場合、管理ロ
ジック１７からの戻りは登録簿の終りを表示する。ブロ
ック７９は、データベース管理システムが図１に示すチ
ェックポイント・ファイル２２の回復タイムスタンプを
記憶するということを意味する（図８）。
値のみを戻すことが可能である。管理ロジックにより値
が戻されたとき、登録簿の走査が終了しなかった場合に
は、リスタート・トークンも戻され、他の場合、管理ロ
ジック１７からの戻りは登録簿の終りを表示する。ブロ
ック７９は、データベース管理システムが図１に示すチ
ェックポイント・ファイル２２の回復タイムスタンプを
記憶するということを意味する（図８）。
【０１０５】テーブル６は共用電子記憶１６の障害から
のデータの回復を例示し、それは上記の参考特許出願第
４０６，１８６号に記載のもののような適当な回復ルー
チンが存在するものとみなす。それに関し、テーブル６
は共用電子記憶１６の障害のため、それからのデータ回
復を実行するに必要なデータ・セットを判別する擬似コ
ードを供給する。
のデータの回復を例示し、それは上記の参考特許出願第
４０６，１８６号に記載のもののような適当な回復ルー
チンが存在するものとみなす。それに関し、テーブル６
は共用電子記憶１６の障害のため、それからのデータ回
復を実行するに必要なデータ・セットを判別する擬似コ
ードを供給する。
【０１０６】テーブル６のステップ６０１において、デ
ータ・セットを共用するデータベース管理システムすべ
てのトランザクション・ログはタイムスタンプ順に組合
わされる。データ・セットは、例えば、組合わされたロ
グを走査することによって識別される。ログ記録が行わ
れたすべてのデータ・セットは、回復タイムスタンプか
ら開始して、“回復保留中”がマークされる（ステップ
６０２）。“回復保留中”はデータが選択不可能である
ことを示す。ステップ６０３において、ステップ６０２
で識別されたデータ・セットは組合わされたログ及び直
接アクセス記憶機能の複写を使用して回復される。
ータ・セットを共用するデータベース管理システムすべ
てのトランザクション・ログはタイムスタンプ順に組合
わされる。データ・セットは、例えば、組合わされたロ
グを走査することによって識別される。ログ記録が行わ
れたすべてのデータ・セットは、回復タイムスタンプか
ら開始して、“回復保留中”がマークされる（ステップ
６０２）。“回復保留中”はデータが選択不可能である
ことを示す。ステップ６０３において、ステップ６０２
で識別されたデータ・セットは組合わされたログ及び直
接アクセス記憶機能の複写を使用して回復される。
【０１０７】回復は、頁の直接アクセス記憶機能バージ
ョンのタイムスタンプがログ記録のそれより小さい場合
にのみ供給される組合わされたログからのログ記録と共
に、異なるデータ・セットに対して並行に行うことがで
きる。回復された頁は直接アクセス記憶機能に書き戻さ
れる。各データ・セットが回復すると、回復保留中の表
示が除去され、データ・セットが使用可能となる。
ョンのタイムスタンプがログ記録のそれより小さい場合
にのみ供給される組合わされたログからのログ記録と共
に、異なるデータ・セットに対して並行に行うことがで
きる。回復された頁は直接アクセス記憶機能に書き戻さ
れる。各データ・セットが回復すると、回復保留中の表
示が除去され、データ・セットが使用可能となる。
【０１０８】共用電子記憶１６の回復中、新トランザク
ションは“回復保留中”とマークされたデータベースを
割振るべき許可が否定された状態で動作を実行する。共
用電子記憶１６の障害を知ったときに現在実行している
トランザクションは２つのカテゴリに入る。第１の場
合、トランザクションは回復保留中データベースの全頁
を変更しなかったかもしれない。これらのトランザクシ
ョンに対してはアクセスできないため、共用電子記憶１
６に対するそれ以上の要求は否定される。
ションは“回復保留中”とマークされたデータベースを
割振るべき許可が否定された状態で動作を実行する。共
用電子記憶１６の障害を知ったときに現在実行している
トランザクションは２つのカテゴリに入る。第１の場
合、トランザクションは回復保留中データベースの全頁
を変更しなかったかもしれない。これらのトランザクシ
ョンに対してはアクセスできないため、共用電子記憶１
６に対するそれ以上の要求は否定される。
【０１０９】第２の場合、トランザクションは回復保留
中とマークされたデータ・セットの頁を変更したトラン
ザクションを含む。これらトランザクションは中止さ
れ、データベース管理システムはどのトランザクション
がその進行において変更されたか頁を説明するため、補
償ログ記録を書込む。
中とマークされたデータ・セットの頁を変更したトラン
ザクションを含む。これらトランザクションは中止さ
れ、データベース管理システムはどのトランザクション
がその進行において変更されたか頁を説明するため、補
償ログ記録を書込む。
【０１１０】全補償ログ記録のログ・ファイルに対する
書込みを許可するため、共用電子記憶１６の回復は、す
べての不完全なトランザクションがコミット又は中止さ
れた後においてのみ、開始される。最高タイミスタンプ
は、これらログ記録が書込まれたときに、これらログ記
録（記憶が失敗した後に書込まれる）は回復処理におい
て含まれるということを保証するために注釈される。
書込みを許可するため、共用電子記憶１６の回復は、す
べての不完全なトランザクションがコミット又は中止さ
れた後においてのみ、開始される。最高タイミスタンプ
は、これらログ記録が書込まれたときに、これらログ記
録（記憶が失敗した後に書込まれる）は回復処理におい
て含まれるということを保証するために注釈される。
【０１１１】直接アクセス記憶機能からの回復の利点 データの高い使用可能性は重要なユーザの要求である。
共用電子記憶１６が典型的に信頼性のある装置であった
としても、共用電子記憶１６が故障したときにはデータ
の回復を行わなければならない。ユーザは高度に使用可
能なデータのために、変更したデータの複写を選択する
かもしれない。しかし、これは他の共用電子記憶１６の
余分なコストと他の書込みのメインライン・オーバーヘ
ッドとを必要とする。
共用電子記憶１６が典型的に信頼性のある装置であった
としても、共用電子記憶１６が故障したときにはデータ
の回復を行わなければならない。ユーザは高度に使用可
能なデータのために、変更したデータの複写を選択する
かもしれない。しかし、これは他の共用電子記憶１６の
余分なコストと他の書込みのメインライン・オーバーヘ
ッドとを必要とする。
【０１１２】本発明による直接アクセス記憶機能からの
データ回復のアプローチはそれらの余分な準備を必要と
しない。又、共用記憶の両複写が失敗しても、本発明は
直接アクセス記憶機能からのデータ回復が可能である。
その上、複写選択の場合、共用記憶が信頼性のある装置
であるという事実に鑑み、ユーザは極端に稀な状況にお
ける使用可能性を、複写から生ずる余分なメインライン
・コストのため、断念することを選択するかもしれな
い。
データ回復のアプローチはそれらの余分な準備を必要と
しない。又、共用記憶の両複写が失敗しても、本発明は
直接アクセス記憶機能からのデータ回復が可能である。
その上、複写選択の場合、共用記憶が信頼性のある装置
であるという事実に鑑み、ユーザは極端に稀な状況にお
ける使用可能性を、複写から生ずる余分なメインライン
・コストのため、断念することを選択するかもしれな
い。
【０１１３】直接アクセス記憶機能からの回復はデータ
ベースのイメージ複写からの回復より更に効果的であ
る。それは、データの直接アクセス記憶機能バージョン
はイメージ複写のそれよりも現行的であるから、下記の
ような利点を含む。すなわち、回復保留中とマークされ
たデータ・セットのサブセットのみを回復する必要があ
るのみである。そのサブセットは、故障したときに共用
電子記憶１６にあった変更頁のみから成る。これは直接
アクセス記憶機能とのＩ／０活動を減少するものであ
る。
ベースのイメージ複写からの回復より更に効果的であ
る。それは、データの直接アクセス記憶機能バージョン
はイメージ複写のそれよりも現行的であるから、下記の
ような利点を含む。すなわち、回復保留中とマークされ
たデータ・セットのサブセットのみを回復する必要があ
るのみである。そのサブセットは、故障したときに共用
電子記憶１６にあった変更頁のみから成る。これは直接
アクセス記憶機能とのＩ／０活動を減少するものであ
る。
【０１１４】回復のために走査するべきログの量はイメ
ージ複写から回復するためのそれより相当少い。キャス
トアウト処理の発生頻度に妥当性があれば、保存ログは
必要としない。ログの組合せはイメージ複写からの回復
と比較してログ・データの量が相当少い。
ージ複写から回復するためのそれより相当少い。キャス
トアウト処理の発生頻度に妥当性があれば、保存ログは
必要としない。ログの組合せはイメージ複写からの回復
と比較してログ・データの量が相当少い。
【０１１５】以上、本発明の好ましい実施例を説明した
が、本発明はそれに限定するものではなく、本発明の理
念及び範囲内で多くの変化、変更が可能であることは明
らかである。
が、本発明はそれに限定するものではなく、本発明の理
念及び範囲内で多くの変化、変更が可能であることは明
らかである。
【０１１６】
【発明の効果】本発明は、以上説明したように構成した
ことにより、障害発生時におけるデータ回復の境界を限
定してＩ／０活動を減少し、更にイメージの複写を必要
としない等により、共用記憶の障害から効率よくデータ
を回復することができるため、余分なコストを必要とせ
ず、迅速なデータ回復が可能となった。
ことにより、障害発生時におけるデータ回復の境界を限
定してＩ／０活動を減少し、更にイメージの複写を必要
としない等により、共用記憶の障害から効率よくデータ
を回復することができるため、余分なコストを必要とせ
ず、迅速なデータ回復が可能となった。
【０１１７】テーブル１ データ共用複合体の各データベース管理システムのメン
バーに対するシステム・タイムスタンプを計算するため
の擬似コード。 １０１ 新システム・タイムスタンプ（new-system-tim
estamp）を開始チェックポイント（begin-checkpoint）
ログ記録のデータベース管理システム・タイムスタンプ
に初期化する。 ／＝ 開始チェックポイント・ログ記録は ＝／ ／＝ この処理がトリガされる前に ＝／ ／＝ 書込まれた。 ＝／
バーに対するシステム・タイムスタンプを計算するため
の擬似コード。 １０１ 新システム・タイムスタンプ（new-system-tim
estamp）を開始チェックポイント（begin-checkpoint）
ログ記録のデータベース管理システム・タイムスタンプ
に初期化する。 ／＝ 開始チェックポイント・ログ記録は ＝／ ／＝ この処理がトリガされる前に ＝／ ／＝ 書込まれた。 ＝／
【０１１８】１０２ バッファ・プールで各ダーティ頁
を循環する ／＝ データベース管理システムはまだ外部化 ＝／ ／＝ されていないダーティ頁のリストを ＝／ ／＝ 共用電子記憶に保持する。 ＝／ １０３ ダーティ頁のタイムスタンプが新システム・タ
イムスタンプより小さい場合、 ／＝ 各ダーティ頁に対し、そのタイムスタンプは ＝／ ／＝ 頁の状態をクリーンからダーティに ＝／ ／＝ 変化させる最初の更新ログ記録 ＝／ ／＝ のタイムスタンプである。 ＝／
を循環する ／＝ データベース管理システムはまだ外部化 ＝／ ／＝ されていないダーティ頁のリストを ＝／ ／＝ 共用電子記憶に保持する。 ＝／ １０３ ダーティ頁のタイムスタンプが新システム・タ
イムスタンプより小さい場合、 ／＝ 各ダーティ頁に対し、そのタイムスタンプは ＝／ ／＝ 頁の状態をクリーンからダーティに ＝／ ／＝ 変化させる最初の更新ログ記録 ＝／ ／＝ のタイムスタンプである。 ＝／
【０１１９】１０４ 新システム・タイムスタンプ＝ダ
ーティ（ＤＩＲＴＹ）頁タイムスタンプ。 ／＝ このＤＩＲＴＹ頁に対する ＝／ ／＝ ログの変更をカバーするため ＝／ ／＝ システム・タイムスタンプを更新する必要がある。 ＝／ １０５ ＥＬＳＥ。 ／＝ なにもしない。 ＝／ １０６ ＥＮＤ。 １０７ システム・タイムスタンプ＝新システム・タイ
ムスタンプ。 ／＝ 現在、現行システム・タイムスタンプ ＝／ ／＝ は新システム・タイムスタンプに ＝／ ／＝ 直ちに移動した。 ＝／
ーティ（ＤＩＲＴＹ）頁タイムスタンプ。 ／＝ このＤＩＲＴＹ頁に対する ＝／ ／＝ ログの変更をカバーするため ＝／ ／＝ システム・タイムスタンプを更新する必要がある。 ＝／ １０５ ＥＬＳＥ。 ／＝ なにもしない。 ＝／ １０６ ＥＮＤ。 １０７ システム・タイムスタンプ＝新システム・タイ
ムスタンプ。 ／＝ 現在、現行システム・タイムスタンプ ＝／ ／＝ は新システム・タイムスタンプに ＝／ ／＝ 直ちに移動した。 ＝／
【０１２０】テーブル２ 頁更新操作中、頁タイムスタンプ値をデータベース管理
システム・メインラインにセットするための擬似コー
ド。 ２０１ 頁Ｐに対する更新がデータベース管理システム
内で順序的に実行されることを保証するため、システム
内頁ラッチを獲得する。 ２０２ 頁Ｐを変更するため、１つのデータベース管理
システムのみが実行可能であることを保証するために、
システム内頁ロックを排他的モードで獲得する。 ２０３ 現在バッファ付頁Ｐは、有効頁であることを保
証又は緩衝する。 ／＝ 有効でない場合、頁Ｐを共用電子記憶から更生する ＝／ ／＝ 共用電子記憶にない場合、それを低速直接アクセス・＝／ ／＝ データ記憶機能から更生する ＝／
システム・メインラインにセットするための擬似コー
ド。 ２０１ 頁Ｐに対する更新がデータベース管理システム
内で順序的に実行されることを保証するため、システム
内頁ラッチを獲得する。 ２０２ 頁Ｐを変更するため、１つのデータベース管理
システムのみが実行可能であることを保証するために、
システム内頁ロックを排他的モードで獲得する。 ２０３ 現在バッファ付頁Ｐは、有効頁であることを保
証又は緩衝する。 ／＝ 有効でない場合、頁Ｐを共用電子記憶から更生する ＝／ ／＝ 共用電子記憶にない場合、それを低速直接アクセス・＝／ ／＝ データ記憶機能から更生する ＝／
【０１２１】２０４ 頁及びログを更新する。回復に対
する頁の更新はログ記録のタイムスタンプを使用する。 ／＝ 各データベース管理システムのログ記録は ＝／ ／＝ 関連するタイムスタンプ値を有する。 ＝／ ２０５ 頁Ｐがクリーン（ＣＬＥＡＮ）状態であった場
合、 ／＝ ＰはＣＬＥＡＮの状態からＤＩＲＴＹの状態に ＝／ ／＝ 変換されるべき実行可能である。 ＝／ ２０６ 頁タイムスタンプ（ｔ0 ）＝この更新操作に対
するログ記録のタイムスタンプ。
する頁の更新はログ記録のタイムスタンプを使用する。 ／＝ 各データベース管理システムのログ記録は ＝／ ／＝ 関連するタイムスタンプ値を有する。 ＝／ ２０５ 頁Ｐがクリーン（ＣＬＥＡＮ）状態であった場
合、 ／＝ ＰはＣＬＥＡＮの状態からＤＩＲＴＹの状態に ＝／ ／＝ 変換されるべき実行可能である。 ＝／ ２０６ 頁タイムスタンプ（ｔ0 ）＝この更新操作に対
するログ記録のタイムスタンプ。
【０１２２】２０７ ＥＬＳＥ。 ／＝ タイムスタンプ値はこの頁のために既に ＝／ ／＝ セットされていたので何もしない。 ＝／ ２０８ システム内頁ラッチを解放する。 ２０９ 頁がクリーンになった後、システム間頁ロック
を解放する。
を解放する。
【０１２３】テーブル３ 共用電子記憶に対する頁書込み中、共用電子記憶にある
頁タイムスタンプを操作する擬似コード（Ｐ，ＣＢ＝
１，バッファ・アドレス，ＴＳ＝ｔ0 ）。 ３０１ 頁Ｐに対する共用電子記憶登録簿の挿入項目が
存在しない場合、 ／＝ 頁Ｐ登録簿の挿入項目は共用電子記憶から ＝／ ／＝ エイジアウトされた。 ＝／ ３０２ ＤＯ。
頁タイムスタンプを操作する擬似コード（Ｐ，ＣＢ＝
１，バッファ・アドレス，ＴＳ＝ｔ0 ）。 ３０１ 頁Ｐに対する共用電子記憶登録簿の挿入項目が
存在しない場合、 ／＝ 頁Ｐ登録簿の挿入項目は共用電子記憶から ＝／ ／＝ エイジアウトされた。 ＝／ ３０２ ＤＯ。
【０１２４】３０３ Ｐに対する登録簿の挿入項目
を割当て、初期化する。 ３０４ ＣＢ＝１をセットする。 ／＝ Ｐを共用電子記憶のダーティ頁とマークする。 ＝／ ３０５ ＴＳ＝ｔ0 をセットする。 ／＝ パスする頁タイムスタンプを受諾する。 ＝／ ３０６ 書込コマンドが与えられたデータを受諾す
る。 ３０７ ＥＮＤ。
を割当て、初期化する。 ３０４ ＣＢ＝１をセットする。 ／＝ Ｐを共用電子記憶のダーティ頁とマークする。 ＝／ ３０５ ＴＳ＝ｔ0 をセットする。 ／＝ パスする頁タイムスタンプを受諾する。 ＝／ ３０６ 書込コマンドが与えられたデータを受諾す
る。 ３０７ ＥＮＤ。
【０１２５】３０８ ＥＬＳＥ ３０９ Ｐに対する登録簿の挿入項目が存在し、そ
れが変更していない場合、 ／＝ すなわち、ＣＢ＝０ 及び ＣＯＬ＝０ ＝／ ３１０ ＤＯ ３１１ ＣＢ−１をセットする。 ／＝ Ｐをダーティ頁とマークする。 ＝／ ３１２ ＴＳ＝ｔ0 をセットする。 ／＝ パスした頁タイムスタンプを受諾する。 ＝／ ３１３ 書込コマンドが与えられたデータを
受諾する。 ３１４ ＥＮＤ
れが変更していない場合、 ／＝ すなわち、ＣＢ＝０ 及び ＣＯＬ＝０ ＝／ ３１０ ＤＯ ３１１ ＣＢ−１をセットする。 ／＝ Ｐをダーティ頁とマークする。 ＝／ ３１２ ＴＳ＝ｔ0 をセットする。 ／＝ パスした頁タイムスタンプを受諾する。 ＝／ ３１３ 書込コマンドが与えられたデータを
受諾する。 ３１４ ＥＮＤ
【０１２６】３１５ ＥＬＳＥ ３１６ ／＝ Ｐに対する登録簿の挿入項目が存在し、 ＝／ ／＝ それは既にダーティであった。 ＝／ ／＝ すなわち、ＣＢ＝１ 又は ＣＯＬ＝１ ＝／ ３１７ ＤＯ ／＝ ｔ0 がまだ共用電子記憶から低速直接アクセス・デー＝／ ／＝ タ記憶機能に外部化 ＝／ ／＝ される前に更新が行われたため、 ＝／ ／＝ ｔ0 を受諾することができない。非０の ＝／ ／＝ ＣＯＬフィールドは頁のキャストアウトが進行中 ＝／ ／＝ であり、未終了であることを意味する。 ＝／
【０１２７】３１８ ＣＢ＝０ の場合 ／＝ ＣＯＬは頁のキャストアウトが進行中であること ＝／ ／＝ を表示する非０でなければならない。 ＝／ ３１９ ＣＢ＝１ にセットする。 ／＝ 再び頁Ｐをダーティとマークする。 ＝／ ３２０ ＥＬＳＥ ３２１ 書込コマンドが与えられたデータを受諾す
る。 ３２２ ＥＮＤ
る。 ３２２ ＥＮＤ
【０１２８】テーブル４ 頁キャストアウト操作中、頁Ｐに対する共用電子記憶の
頁タイムスタンプを操作する擬似コード。 ４０１ データベース管理システムは ｔ1 ＝ＭＩＮを
セットする（データ共用複合体の全データベース管理シ
ステムに対するシステム・タイムスタンプ）。 ／＝ 各データベース管理システムに対し、システム・タイ＝／ ／＝ ムスタンプはテーブル１にあるように保持される。 ＝／ ／＝ システム間／内ロッキングは頁キャストアウト操 ＝／ ／＝ 作中捕獲されないので、ｔ1 は共用電子記憶に対しま＝／ ／＝ だ外部化されなかった全更新をカバーする ＝／ ／＝ ために使用される。 ＝／
頁タイムスタンプを操作する擬似コード。 ４０１ データベース管理システムは ｔ1 ＝ＭＩＮを
セットする（データ共用複合体の全データベース管理シ
ステムに対するシステム・タイムスタンプ）。 ／＝ 各データベース管理システムに対し、システム・タイ＝／ ／＝ ムスタンプはテーブル１にあるように保持される。 ＝／ ／＝ システム間／内ロッキングは頁キャストアウト操 ＝／ ／＝ 作中捕獲されないので、ｔ1 は共用電子記憶に対しま＝／ ／＝ だ外部化されなかった全更新をカバーする ＝／ ／＝ ために使用される。 ＝／
【０１２９】４０２ 頁Ｐに対する“キャストアウトの
ための読出”を実行するよう共用電子記憶に通知する。 ／＝ ＣＢ＝０ 及びＣＯＬ＝０をセットし、データを共用＝／ ／＝ 電子記憶からキャストアウト・バッファに転送する。＝／ ４０３ データベース管理システムは頁Ｐをキャストア
ウト・バッファからディスクに書込む。 ４０４ “キャストアウト・ロックのロック解除”を実
行し、ｔ1 を新頁タイムスタンプとしてパスするよう共
用電子記憶に通知する。 ／＝ ＣＯＬ＝０ をセットし、登録簿の挿入項目の ＝／ ／＝ 値がｔ1 より低い場合、ＴＳ＝ｔ1 をセットする ＝／
ための読出”を実行するよう共用電子記憶に通知する。 ／＝ ＣＢ＝０ 及びＣＯＬ＝０をセットし、データを共用＝／ ／＝ 電子記憶からキャストアウト・バッファに転送する。＝／ ４０３ データベース管理システムは頁Ｐをキャストア
ウト・バッファからディスクに書込む。 ４０４ “キャストアウト・ロックのロック解除”を実
行し、ｔ1 を新頁タイムスタンプとしてパスするよう共
用電子記憶に通知する。 ／＝ ＣＯＬ＝０ をセットし、登録簿の挿入項目の ＝／ ／＝ 値がｔ1 より低い場合、ＴＳ＝ｔ1 をセットする ＝／
【０１３０】テーブル５ 共用電子記憶の回復タイムスタンプを計算するための擬
似コード。 ５０１ データベース管理システムは ｔ1 ＝ＭＩＮを
セットする（データ共用複合体の全データベース管理シ
ステムに対するシステム・タイムスタンプ）。 ／＝ 各データベース管理システムに対するシステム・タ ＝／ ／＝ イムスタンプがテーブル１にあるように保持される。＝／
似コード。 ５０１ データベース管理システムは ｔ1 ＝ＭＩＮを
セットする（データ共用複合体の全データベース管理シ
ステムに対するシステム・タイムスタンプ）。 ／＝ 各データベース管理システムに対するシステム・タ ＝／ ／＝ イムスタンプがテーブル１にあるように保持される。＝／
【０１３１】５０２ データベース管理システムは共用
電子記憶の変更した頁すべてのうちの最小タイムスタン
プを取得し、このタイムスタンプをｔ2 に記憶するよう
に登録簿共用電子記憶読出コマンドを発行する。 ／＝ データベース管理システムはｔ2 の値を計算するため＝／ ／＝ このコマンドを１回以上発行するかもしれない。 ＝／ ５０３ 回復タイムスタンプ ＝ＭＩＮをセットする
（ｔ1 ，ｔ2 ）。
電子記憶の変更した頁すべてのうちの最小タイムスタン
プを取得し、このタイムスタンプをｔ2 に記憶するよう
に登録簿共用電子記憶読出コマンドを発行する。 ／＝ データベース管理システムはｔ2 の値を計算するため＝／ ／＝ このコマンドを１回以上発行するかもしれない。 ＝／ ５０３ 回復タイムスタンプ ＝ＭＩＮをセットする
（ｔ1 ，ｔ2 ）。
【０１３２】テーブル６ 共用電子記憶障害のため、データセットに対し論理回復
保留をセットするための擬似コード。 ６００ データセットを共用する全データベース管理シ
ステムのログを終了し組合わせるため共用記憶を使用す
るトランザクションを持つ。
保留をセットするための擬似コード。 ６００ データセットを共用する全データベース管理シ
ステムのログを終了し組合わせるため共用記憶を使用す
るトランザクションを持つ。
【０１３３】 ／＝ 組合せはタイムスタンプ順に行われる。 ＝／ ６０１ 回復タイムスタンプから開始して全共用ＤＥＭ
システムの組合せログ（Ｓ）を走査する。 ６０２ 共用記憶に対しデータベース・ロギング活動を
持ったデータセットに対し“回復保留”をセットする。 ／＝ 保留は、データセットが回復する ＝／ ／＝ まで使用不可能であること ＝／ ／＝ を意味する。 ＝／ ６０３ 各データセットを回復し、“回復保留”状態を
リセットする。
システムの組合せログ（Ｓ）を走査する。 ６０２ 共用記憶に対しデータベース・ロギング活動を
持ったデータセットに対し“回復保留”をセットする。 ／＝ 保留は、データセットが回復する ＝／ ／＝ まで使用不可能であること ＝／ ／＝ を意味する。 ＝／ ６０３ 各データセットを回復し、“回復保留”状態を
リセットする。
【図１】本発明を実施する複数システム環境を示す説明
図
図
【図２】本発明の実施に必要な図１の環境の構造的特徴
を詳細に示す説明図
を詳細に示す説明図
【図３】システム順序番号の累積を示す説明図
【図４】共用記憶がそこに記憶されたデータに対する構
造順序を維持する方法を例示した流れ図
造順序を維持する方法を例示した流れ図
【図５】キャストアウト操作中構造順序番号を共用記憶
にプッシュする方法を例示した流れ図
にプッシュする方法を例示した流れ図
【図６】キャストアウト操作中構造順序番号を共用記憶
にプッシュする方法を例示した流れ図
にプッシュする方法を例示した流れ図
【図７】キャストアウト操作中構造順序番号を共用記憶
にプッシュする方法を例示した流れ図
にプッシュする方法を例示した流れ図
【図８】システム及び構造順序番号からの共用記憶回復
順序番号の導出を例示した説明図
順序番号の導出を例示した説明図
１０，１２，１３ プロセッサ １４，１５ 直接アクセス記憶装置 １６ 共用電子記憶 １７ 管理ロジック １８，１９，２０ 永続性記憶域ログ ２２ 永続性記憶域ロギング資源 ２４ システム・クロック同期機能 ３０ 共用キャッシュ ３１ 頁 ３２ 登録簿 ３４ 挿入項目 ３５，４１ 頁名フィールド ３６，４２ 頁アドレス・フィールド ３７，４３ 変更ビット・フィールド ３８ キャストアウト・ロック・フィールド ３９，４４ タイムスタンプ・フィールド １０１，１２０ 局所バッファ ４０ 構造 ４０ａ 挿入項目
フロントページの続き (72)発明者 インダーパル・エス・ナラング アメリカ合衆国95070、カリフォルニア州、 サラトガ、セラ・オークス・コート、 13778番地 (72)発明者 ジェイムス・ズィー・テング アメリカ合衆国95120、カリフォルニア州、 サン・ジョーゼ、マッコール・ドライブ、 6964番地
Claims (6)
- 【請求項１】 共用電子記憶と、低速直接アクセス・デ
ータ記憶機能と、前記共用電子記憶及び低速直接アクセ
ス・データ記憶機能に接続され独立して実行する複数の
データベース・システムと、前記低速直接アクセス・デ
ータ記憶機能にデータを含むデータベースとを含み、各
前記データベース・システムは、更に、 前記低速直接アクセス・データ記憶機能からデータ構造
を取得し、前記データ構造を局所的に変更し、他のデー
タベース・システムによるアクセスのため前記データ構
造を前記共用電子記憶に挿入するトランザクション基本
手段と、 データ構造に対して行われる変更に対応する１列の記録
をログに入力するログおよびトランザクション手段と、 順序化することができる異なるデータベース・システム
からのログ記録とを含むようにした複数コンピュータ・
データ共用システムにおいて、 各データベース・システムにつき、前記共用電子記憶に
挿入された如何なるデータ構造にも含まれていないデー
タベース・システムにおけるデータ構造に対する最早期
の変更を記録するログ記録のログ順序位置に概略等しい
システム順序値を確かめ、 各データベース・システムにおいて、前記データベース
・システムにおいて変更された各データ構造に対し、前
記データ構造に対する最早期の変更を記録するログ記録
のログ順序位置に等しいか小さい値の順序値を供給し、 前記共用電子記憶の各データ構造につき、前記データベ
ース・システムにより供給された順序値に基づき、前記
データ構造が前記低速直接アクセス・データ記憶機能か
ら得られた後に発生した前記データ構造の最早期の変更
のログ記録のログ順序位置に対応する構造順序値を確か
め、 前記システム及びデータ構造の順序値から最早期のシス
テム及びデータ構造値に対応する回復境界を確かめる各
工程を含み、 共用電子記憶の障害からデータベースを回復する機械実
行可能なトランザクション・ログ境界の保持方法。 - 【請求項２】 共用高速電子記憶と、低速直接アクセス
・データ記憶機能と、前記共用電子記憶及び低速直接ア
クセス・データ記憶機能に接続された複数のコンピュー
タ実行データベース・システムと、前記低速直接アクセ
ス・データ記憶機能に記憶されたデータ構造を含むデー
タベースとを含み、更に各前記データベース・システム
は、 前記低速直接アクセス・データ記憶機能からデータ構造
を取得し、 既時アクセスのためデータ構造を局所的に記憶し、 前記局所的に記憶されたデータ構造を変更し、 前記共用電子記憶から及びに対しデータ構造を記憶し、
及び前記共用電子記憶からデータ構造を移動する各工程
を実行するトランザクション基本手段を含むようにした
複数コンピュータ・データ共用システムにおいて、 各データベース・システムにつき、各々が順次その場所
を示す個有の順序値を含む１列のログ記録を有するトラ
ンザクション・ログを保持し、 各データベース・システムにおいて、データベース・シ
ステムによって行われた最早期の変更のログ記録の順序
値に概略等しいシステム順序値を前記共用電子記憶に記
憶された如何なるデータ構造にも含まれていない局所的
に記憶されたデータ構造に保持し、 変更され前記共用電子記憶に記憶された各データ構造に
対し、前記データ構造が前記低速直接アクセス・データ
記憶機能から得られた後にデータベース・システムによ
って前記データ構造に対して行われた最早期の変更のロ
グ記録に対応する構造順序値を保持し、 データベース・システム又は前記共用電子記憶に局所的
に記憶されているデータ構造に対して行われた最早期の
変更のログ記録に対応する順序値を前記システム順序値
及び構造順序値から取ることにより回復順序値を周期的
に判別する各工程を含み、 前記共用電子記憶に障害発生の場合、 前記トランザクション・ログすべての共用体に対し、対
応するログ記録が回復順序値に続く順序値と共に存在す
る前記低速直接アクセス・データ記憶機能のデータ構造
を識別し、 前記回復順序値に続く順序値と共にログ記録の変更を前
記識別されたデータ構造に適用する各工程を含むことを
特徴とする共用電子記憶の障害からのデータベースの回
復方法。 - 【請求項３】 前記システム順序値を保持する工程は、 データベース・システムにおいて変更した各局所的に記
憶したデータ構造に対し、前記データ構造を局所的に記
憶した後前記データベースにおいて前記データ構造に対
して行われた最早期の変更に対応するログ記録の順序値
を前記データベース・システムにリストし、 前記データベース・システムのトランザクション・ログ
のログ記録の順序に従い最早期に発生した順序値を前記
リストした順序値から周期的に選択する各工程を含むこ
とを特徴とする請求項２記載の方法。 - 【請求項４】 前記システム順序値、前記構造順序値、
前記回復境界はログ記録タイムスタンプであることを特
徴とする請求項１記載の方法。 - 【請求項５】 前記システムは、更に単調に変化するタ
イムスタンプの順次を供給する手段を含み、前記トラン
ザクション・ログを保持する工程は順序値としてタイム
スタンプをログ記録に供給する工程を含むことを特徴と
する請求項２記載の方法。 - 【請求項６】 回復順序値に続く順序値と共に対応する
ログ記録を持たないデータ構造を前記低速直接アクセス
・データ記憶機能にアクセスすることを前記データベー
ス・システムに許可する工程を含むことを特徴とする請
求項２記載の方法。
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