JPH0560617B2 - - Google Patents

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JPH0560617B2
JPH0560617B2 JP62150368A JP15036887A JPH0560617B2 JP H0560617 B2 JPH0560617 B2 JP H0560617B2 JP 62150368 A JP62150368 A JP 62150368A JP 15036887 A JP15036887 A JP 15036887A JP H0560617 B2 JPH0560617 B2 JP H0560617B2
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JP
Japan
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recovery
transaction
resource
log
data
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JP62150368A
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Mikaeru Kapuruka Kenesu
An Reida Horii
Hooru Sutoritsukurando Jimii
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International Business Machines Corp
Original Assignee
International Business Machines Corp
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Publication date
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Publication of JPH0560617B2 publication Critical patent/JPH0560617B2/ja
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    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
    • G06F16/20—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor of structured data, e.g. relational data
    • G06F16/23—Updating
    • G06F16/2379—Updates performed during online database operations; commit processing
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
    • G06F16/20—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor of structured data, e.g. relational data
    • G06F16/23—Updating
    • G06F16/2358—Change logging, detection, and notification
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
    • G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
    • G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
    • G06F11/1402—Saving, restoring, recovering or retrying
    • G06F11/1471—Saving, restoring, recovering or retrying involving logging of persistent data for recovery
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F2201/00—Indexing scheme relating to error detection, to error correction, and to monitoring
    • G06F2201/87—Monitoring of transactions

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  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Theoretical Computer Science (AREA)
  • Databases & Information Systems (AREA)
  • Data Mining & Analysis (AREA)
  • Physics & Mathematics (AREA)
  • General Engineering & Computer Science (AREA)
  • General Physics & Mathematics (AREA)
  • Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)

Description

【発明の詳細な説明】
Ａ 産業上の利用分野 本発明は、同時に実行される複数の障害独立性
のある（failure−independent）処理が共通のロ
グを共用するトランザクシヨン向けシステム
（trausaction−oriented system）において、ア
クセスされ処理されなければならないログ・デー
タの量を減少するもしくは効率的に管理する方法
に関する。 Ｂ 従来技術 アジソン−ウエスレイ出版株式会社刊C.J.デー
ト著「データ・ベース・システム入門」第１巻、
第４版（著作権1986）第18章（C.J.Date、“An
Introduction to Data Base Systems”、Vol.1、
4th Edition、Addison−Wesley Publis hing
CO.、Copyright1986、Chい18）に述べられてい
るように、「トランザクシヨン」とはすべての中
間点で必ずしも整合性が保持される必要のない、
回復可能な資源の整合状態を他の整合状態に変更
する一連の動作を指す作業の論理単位である。こ
の説明では、データ・ベースは回復可能な資源の
代表的例である。 トランザクシヨン処理を支援するシステムは、
トランザクシヨンがデータ・ベースに対してある
更新を実行し、トランザクシヨンが正常の終了に
達する前に障害が生じたときには、この更新を無
効にする（元の状態に戻す）ことを保証する。従
つて、そのトランザクシヨンはその全体が実行し
直されるか、全体が取消される。トランザクシヨ
ンはアプリケーシヨンが指定する動作シーケンス
の実行であるから、これは特定のBEGIN（開始）
トランザクシヨン動作で開始し、COMMIT（確
約）動作もしくはABORDT（打切り）動作で終
る。COMMIT及びABORT動作は処理の単位性
（atomicity）を与える手掛りとなる。 COMMIT動作はいくつかの属性を有する。先
ずこれはトランザクシヨン成功裡に終了したこと
を示す。第２に、そのデータ・ベースが整合状態
にあることを示す。最後にCOMMIT動作はその
作業単位によつてなされたすべての更新が現在コ
ミツトできること即ち永続的なものとして確約で
きることを示す。これに対してABORT動作はト
ランザクシヨンが不成功に終つたことを示す。即
ち、ABORTは障害が生じたこと、データ・ベー
スが不整合状態にあること、及びこのトランザク
シヨンによつてなされたすべての更新を復元（ロ
ールバツク）する、即ち、無効にする必要がある
ことを示す。 トランザクシヨンは、記憶プログラム制御型シ
ステムで実行され、このようなシステムの論理的
及び物理的付帯物は資源と呼ばれている。又この
ようなシステムは「処理」モードか、障害発生の
場合には「回復」モードで動作するものと考える
ことができる。資源へのアクセス及び資源の操作
の制御はオペレーテイング・システム（OS）ソ
フトウエアによつて実行される。これ等は資源マ
ネジヤ（資源管理プログラム）と呼ばれる。同じ
ようにトランザクシヨン向け処理動作及びトラン
ザクシヨン向け回復動作は「トランザクシヨン処
理」及び「回復マネジヤ」と呼ばれるOSソフト
ウエアによつて管理される。 アジソン−ウエスレイ出版株式会社列ダイテル
著「オペレーテイング・システム入門」改訂第１
版（著作権1984）第103−108頁（Deitel、“An
Introduction to Operating Systems、”Revised
Ist Edition Addison−Wesley Publishing Co.，
Copyright 1984、pp.103−108）に指摘されてい
るように、資源マネジヤはモニタとして考えるこ
ともできる。モニタは特定の共用資源もしくは共
用資源群の割当てを遂行するのに必要なデータと
手順の両方を含む同時実行機構である。即ち、モ
ニタはいくつかの処理間でデータの安全な効率的
な共用を可能にする機構である。 トランザクシヨン向けデータ・ベース・システ
ムでは、データ・ベースに対するすべての変更は
中断時の回復を支援するログ（経過記録）に書込
まれる。各トランザクシヨンはBEGIN、
COMMIT、ABORT、もしくはENDの基本動作
を使用して、各トランザクシヨンを
COMPLETION（完了）、UNDO（無効）もしく
はREDO（再実行）に分ける。 チエツクポイント・レコードはそのチエツクポ
イントの時点で生きているすべてのトランザクシ
ヨン及び各トランザクシヨンの最新のログ・レコ
ードのログ・アドレスを含むリストである。その
レコードがREDOに使用されるトランザクシヨン
は、最後のチエツクポイントと障害の発生時点間
で終了（コミツト）されたトランザクシヨンであ
る。これに対し、そのレコードがUNDOに使用
されるトランザクシヨンは障害の発生時点で終了
していないトランザクシヨンである。従つて
REDOはトランザクシヨンを最新のCOMMIT点
に戻すこと及び変更をログに書込むことを必要と
するが、UNDOはドランザクシヨンをBEGIN点
に戻す必要がある。 トランザクシヨンは作業の単位だけでなく、回
復の単域（UP）をも定義することを理解された
い。システムにとつては再開始動作即ち回復時に
どのトランザクシヨンがUNDOで、どのトラン
ザクシヨンがREDOであるかを知る必要である。
予定の時間に取つたスナツプシヨツトもしくはチ
エツクポイント・レコードはチエツクポイントの
時点で進行中であつたすべてのトランザクシヨン
を確実にリストする。従つて障害が発生した時点
に依存して、システムはログを逆方向にたどつて
作業することによつてUNDOリスト及びREDO
リストを構成でき、それUNDOリスト中のトラ
ンザクシヨンを無効にし、又再び順方向に作業を
行つてREDOリスト中のトランザクシヨンを再実
行する。すべてのこのような回復活動が完了した
時にのみ、システムは新しい作業を受入れる状態
にある。厳密には、UNDO及びREDOのリスト
を確定するために処理しなければならないのはチ
エツクポイント及び相継ぐログ活動である。 従来、いくつかの文献が障害に耐性があるトラ
ンザクシヨン向けデータ・ベース・システムを説
明している。これ等の文献には次のものがある。 (1) 米国特許第4507751号 (2) 米国特許第4498145号 (3) 米国特許第4159517号 上記文献によつて代表される現在のロギング技
術は、トランザクシヨン向けシステムによつて発
生されるすべてのログ・データをDASD又はテー
プ装置に単一のデータ流（ストリーム）として書
込んでいる。上述した文献は夫々(1)レコードの更
新前にログに書込む(2)ログへのバツフア・ダンピ
ング及び(3)多重行の更新を保証するためのハード
及びソフト・ログへの同時書込みを説明してい
る。 従来技術は又システムの障害回復に必要な情報
の型と資源の障害回復に含まれる情報とを区別し
ている。システムの回復はシステムの資源を整合
性（一貫性）のある前の状態にもたらすが、他方
資源の回復は資源のイメージが改変された後に資
源の整合性あるイメージを再構成することを含
む。 従来技術はある用語を同義語として使用する。
例えば資源もしくはシステムの「制御」及び「情
報状態」はその「イメージ」とも呼ばれる。トラ
ンザクシヨン処理では、イメージはしばしば、ト
ランザクシヨンを記憶したデータ・セツトを指
す。 Ｃ 発明が解決しようとする問題点 本発明の目的はトランザクシヨン向けシステム
において、ログに基づく回復を効率的に管理する
方法を与えることにある。 本発明に従えば、上述の回復を効率的に行うア
クセス及び処理しなければないログ・データの量
を減少する方法が与えられる。 Ｄ 問題点を解決するための手段 本発明の方法は、第１のログ流（ストリーム）
からタグにつき（区分し及び分類した）レコード
を回復流（ストリーム）に書込み、回復単位が終
了した時に上記第１のログ流から上記タグつきレ
コードを捨て、第１のログ流の再使用を可能にす
る。具体的に説明すると、本発明の方法は(a)ロ
グ・データを回復単位（UR）で区分してログ・
データをトランザクシヨン回復流（TRS）中に
記録し、(b)ログ・データをその機能（BEGIN、
COMMIT、ABORT、END、REDO、UNDO）
によつて類別し、(c)回復単位の状態変化
（COMMIT／ABORT）に応答して、TRS上の
UR区分からログ・データの部分集合（REDO／
UNDO）資源回復流（RRS）にマツピングし、
(a)回復単位の状態の終了変化（END）時にRRS
を使用して、Ｕに関連するすべてのログ・データ
をTRSから消去する。 本発明の方法は２つのデータ構造を発生して回
復を支援する。これ等はTRS及びRRSである。
TRSはチエツクポイント及びステータス変化情
報とともに障害後のトランザクシヨン管理環境を
回復するのに使用される。TRSは回復単位
（UR）の状態を決定するためのデータ、即ち、
URのABORTを保証するデータ及びURの
COMMITを保証するデータを含む。URのため
にログされたすべてのデータはTRSの一部とし
て含められる。 RRSは資源を順方向に回復するために使用さ
れる。このことはある予定の時点で生じた資源の
有効コピーから出発して資源の有効イメージを再
生成することを意味する。UR COMMITもしく
はABORTに基ずいて、順方向資源回復に必要な
レコードはTRSから予定の１つもしくはそれ以
上のRRSにコピーされる。 TRSは高度にダイナミツクなログ・データ構
造であり、障害の発生時にアクテイブであつた
URによつて生じた資源の不整合を解決するもの
である。TRSはアクテイブなURに関連していた
ログ・データのための記憶場所である。アクテイ
ブなURとはBEGINとENDの区切り間で実行中
のトランザクシヨンのことである。 各トランザクシヨンはBEGIN、COMMIT、
ABORT（REDO、UNDO）もしくはEND基本動
作を使用して、トランザクシヨンを区切る。
REDOはトランザクシヨンが最新のCOMMIT点
に戻ることを保証し、UNDOはトランザクシヨ
ンがBEGIN点に戻ることを保証する。 上述のように、RRSは資源のイメージ・コピ
ーから順方向回復するのに必要なデータを含む。
本発明の方法は任意の数のRRSを生成する。従
つて、トランザクシヨン向けデータ・ベース・シ
ステムを利用する各アプリケーシヨン・ソフトウ
エアは資源名を指定できる。又各ログ書込み要求
は特定のレコードが属する資源を指定できる。ロ
グ要込み要求は所与のレコードがTRSからRRS
にコピーされる条件を指定するレコード型の意味
を選択することを含む。トランザクシヨンの
REDOを保証するのに必要とされるレコードは、
一度関連URがCOMMIT確保状態に入つた時に、
RRSにコピーするだけでよい。トランザクシヨ
ンのUNDOを保証するのに必要なレコードは、
一度関連URがABORT確保状態に入つた時に、
RRSにコピーするだけでよい。 上述のことから、本発明の方法を使用し、
RRS中にデータの整合イメージだけを保持する
ことによつて、RRS情報のためのメモリの減少
が達成されることが明らかであろう。それはUR
状態レコード及びコミツトされないデータ・レコ
ードを（RRSの）保管データ中に含める必要が
ないからである。又関係のないレコードの除去に
よつて資源回復中のＩ／Ｏが減少する。最後にデ
ータ・イメージをコピーする前にUR状態を確立
する必要がないので回復処理が減少する。 Ｅ 実施例 第２図を参照するに、チエツクポイント及びシ
ステム障害に関連するトランザクシヨンの基本動
作間の発生の時間関係が示されている。障害の発
生時に、従つて再始動時には、回復マネジヤ
（RM）は再始動フアイルもしくは等価フアイル
から最新のチエツクポイント・レコードのアドレ
スを求め、システム・ログの中からチエツクポイ
ント・レコードを見つけ出し、ログを通してその
チエツクポイントから終り迄順方向に探索を進め
る。この処理の結果、回復マネジヤは無効
（UNDO）にする必要があるトランザクシヨン及
び再実行（REDO）をする必要があるトランザク
シヨンの両方を決定して、資源を整合状態に復元
することができる。 各トランザクシヨンは５つのクラスのうちの１
つに分類できる。型Ｔ１のトランザクシヨンはチ
エツクポイントの時刻をTc前に完了する。トラ
ンザクシヨンＴ２は時刻Tc前に始まつて時刻Tc
の後に、ただしシステム障害の時刻Tf前に完了
する。トランザクシヨンＴ３は同じように時刻
Tc前に開始するが時刻Tf以前には完了しない。
トランザクシヨンＴ４は時刻Tc以後に開始する
が、時刻Tf以前に完了する。最後に、トランザ
クシヨンＴ５は時刻Tc後に開始するが、時刻Tf
迄には完了していない。従つて、トランザクシヨ
ンＴ２及びＴ４はREDOを生じ、他方トランザク
シヨンＴ３及びＴ５はUNDOを生ずる。 回復マネジヤ（RM）は２つのリストを生成す
る。UNDOリストは最初、チエツクポイント・
レコード中にリストされたすべてのトランザクシ
ヨンを含むが、REDOリストは最初空である。回
復マネジヤはチエツクポイント・レコードから始
まつて、ログを通して順方向に探索する。もし回
復マネジヤが所与のトランザクシヨンのための
BEGINトランザクシヨン・レコードを見出すと、
このトランザクシヨンをUNDOリストに加える。
同じように、回復マネジヤが所与のトランザクシ
ヨンのためのCOMMITトランザクシヨン・レコ
ードを見出すと、このトランザクシヨンを
UNDOリストからREDOリストに移す。 回復マネジヤはログを再び逆方向にたどり（作
業して）UNDOリスト中のトランザクシヨンを
無効にする。回復マネジヤは再び順方向にたどつ
て、REDOリスト中のトランザクシヨンを再実行
する。 上述の説明はREDO／UNDOとして選択され
るレコード型を特徴付ける基本的考えを与える。
回復単位（UR）並びに回復単位を区切る基本動
作を示す第３図及び第４図を参照されたい。 以下の本発明の説明で、第１図、第６図、第１
表乃至第６表は本発明の方法の概念に関し、第７
図乃至第１８図は例示的な実施例に関する。 従来技術ではログは単一の流れであり、その上
にシステムの再始動に必要とされるデータ及び媒
体（資源）回復に必要なデータが記録されたもの
である。本発明においては、単に直列化した事象
の記録を使用するのでなく、再使用可能なトラン
ザクシヨン回復流及び複数の資源回復流のデータ
構造体を使用する。 第１図を参照すると、本発明に従うトランザク
シヨン回復流（TRS）とUR基本動作（BEGIN、
COMMIT／ABORT、END）によつてトリガさ
れる複数のRRS間の関係が示されている。１度
トランザクシヨンが整合性の遷移点（atomic
point）に到達して、その変更が例えばデータ・
ベースのような外部資源に加えられると、このト
ランザクシヨンに関するすべてのレコードによつ
て占有されていたTRS中の空間は再使用可能に
なる。資源（媒体）回復に必要なデータはRRS
に保持される。関連ログ・マネジヤ（ロガーと呼
ばれる）にはRRS／資源名のマツピングが与え
られる（第１表参照）。資源名はログWRITEコ
ール（呼出し）で指定される。資源回復に必要と
されるデータの量は通常量が多い。その理由は、
回復に必要データには、修正可能な資源になされ
たすべての永続性のある変更の歴史が含まれてい
るからである。 再び第１図を参照するに、TRSから適切な
RRSへのデータの移動及びTRS内の空間の再利
用はロガーによつて指定されるUR制御トリガに
よつて制御されることが明らかである。これ等の
トリガは次の通りである。 (1) BEGIN／END UR：このトリガは資源に対
するアプリケーシヨン・プログラムの更新の集
合として、回復単位の区切りを指定する。 (2) COMMIT UR：このトリガは遷移点に到達
したことを示す決定点を与える。変更は障害間
で資源になされる。 (3) ABORT UR：このトリガは部分的変更が修
正可能な資源になされた場合にプログラムの更
新が元に戻されることを示す決定点を与える。 本発明の方法の利点はログ上のスペースを再使
用すること、そしてシステムの再開時に媒体回復
レコードを読取る必要がないことにある。 ここで第６図を参照すると、TRS内のログ・
レコードのフオーマツトが示されている。URID
フイールドは所与のログ・レコードが所属する
UR区分を定義する。型フイールドは回復期間に
おける関連データの役割（機能）を示す。型は２
つの類に分類される。これ等はUR制御及び資源
回復である。UR制御レコードはURの状態の変
化を示す。この状態変化は機能コールによつてロ
グ・マネジヤに伝えられる。これ等の機能コール
はBEGIN UR、COMMIT UR、ABORT UR
及びEND URである。各事象がUR制御ログ・レ
コードを創生する。UR制御レコードが支持可能
な型はBEGIN、COMMIT、ABORT及びEND
である。資源回復レコードは資源の変更を記録す
る。資源回復レコードが支持する型はUNDO及
びREDOである。REDOレコードは資源の変更を
繰返すのに必要な情報を含む。 資源名は資源回復レコードのみに存在するフイ
ールドである。このフイールドは修正される資源
を識別する。資源名は第１表のRRSマツピング
表にも示されている。最後に、データ・フイール
ドはアプリケーシヨンから渡される資源固有もし
くは制御固有の情報である。ログ・マネジヤはこ
のデータのフオーマツトもしくは内容には反応し
ない。
【表】 ここで第１表を参照すると、RRSマツピング
表が示される。資源のための回復データはこの表
によつて指定されるRRSにコピーされる。RRS
は１以上の資源のためのデータを含むことができ
る。即ち１：ｎのマツピングが行われることに注
意されたい。 ここで第２表乃至第５表を参照すると、UR制
御機能の疑似コードの輪郭が示されている。この
疑似コード表現は制御及びデータ・フローの設計
に代表的に使用される形式のものである。このよ
うな使用法はアジソン−ウエスレイ出版株式会社
システム・プログラム・シリーズ、リンガー等著
「構造化プログラミング：理論と実際」第４−５
章、著作権1979年、ISBNO−201−14461−１
（Linger et al、“Structured Programming：
Theory and Pratice”、The System
Programming Series、Addison−Wesley
Publishing Co.、Copyright 1979、ISBNO−201
−14461−１、Chapter4−５）に例示されてい
る。
【表】
【表】
【表】
【表】
【表】 第２表参照するに、疑似コードはUR区分のた
めのIDを割当て、TRS上にログ・レコードを生
成する。URの期間のある時刻、COMMITであ
るかABORTであるかの判断がなされる。もし
COMMITと判断された場合は、第３表に示した
ロガーのCOMMIT UR手順が呼出される。
COMMIT点に到達する前に、いくつかの関与手
順がレコードをTRSに与えていることに注意さ
れたい。これらのレコードはトランザクシヨン・
マネジヤもしくはデータ・ベース・マネジヤ（存
在する場合には）によつてREDO／UDOの名前
がつけられ、情報の一部としてロガー供給され
る。基本動作（手順）、その制御レコードの表示
及び応答を次の第６表に示す。
【表】 ABORT手順はCOMMIT手順と対称をなすこ
とがわかる。第６図は第２表乃至第５表に示され
た手順を説明している。しかしながら、第７表の
書込みUR手順は形式BEGIN…WRITE、
WRITE、…COMMIT／ABORT ENDのよう
にトランザクシヨン流中に何回が埋込まれる。書
込みUR手順はUNDO／REDO型のレコードが
RRSマツピング表に見出される資源名を含むな
らば、このレコードをTRS上に置く。
【表】 ここでいくつかの註解を行う。先ず、用語１：
ｎマツピングとはｎ個のRRS間に分散されるｍ
個の資源の各々について定義されるUR区分を指
す。ｍ＞ｎなる場合には、少なくとも２つの資源
のレコード／回復データを含む少なくとも１つの
RRSが存在する（表１参照）。これはジリチエリ
（Dirichlet）の「鳩小屋の原理」（Pigeonhole
Principle）の一例である。他の註解は疑似コー
ドの手順に関するものである。多くの疑似コード
手順はDOブロツクを含む。これ等はDOループ
と同一でない。DOブロツクは１回通して実行さ
れるだけである。従つて、第１図で、その目的は
回復単位を確立することにある。その手順へのコ
ール（呼出し）は外部的に駆動されるがログ・マ
ネジヤによつて応答される。これによつてTRS
中にレコードが置かれる。 次に第７図を参照すると、２つのUR、即ち
UR１及びUR２が示されている。これ等のURは
資源Ａ、Ｂ及びＣを変更するものである。この例
でUR１はそのデータをCOMMIT（確定）し、
UR２はそのデータ活動をABORT（打切り）しつ
つある。重要なことは、COMMIT／ABORTの
判断ブロツク・マネジヤの外部で行われることで
ある。例示の活動は(1)TRSからRRSへデータを
移動すること(2)のその後END基本動作に基づい
てTRSから移動したデータを削除することを含
む。 第７図で、UR１及びUR２は対応するBEGIN
指令によつて創生され、TRS上に置かれたもの
である。ここでREDO／UNDOのようなレコー
ドの指定はトランザクシヨン・マネジヤもしくは
データ・ベース・マネジヤによつてなされ、ロ
グ・マネジヤによつてはなされないことを強調し
ておきたい。第７図中のレコードは左側に番号順
に示されている。例えば、レコード１−１０のよ
うにUR１及びUR２のTRSは記録され、レコー
ド１１はUR２のABORTを示し、UR２の
UNDOレコード６，８及び１０をTRSから適切
なRRSへコピーする動作をトリガする。ここで、
レコード６（資源Ａ）はRRS１上に置かれ、レ
コード８（資源Ｂ）及び１０（資源Ｃ）はRRS
２上に置かれる。第８図に示されているこの位置
づけは第１表に示したRRSマツピング表による。
UNDOレコードが逆順にRRS２上に置かれるこ
とは興味がある。これによつてRRS中のログデ
ータを最初から順次読み出すことで資源の順方向
への回復が可能となる。この点に関してABORT
（ロールバツクの一形式）はバツクアウトの目的
を有することを想起されたい。トランザクシヨン
管理がデータ・ベースのコピーの動作を支援する
ならば、UNDOレコードはただRRS上にあるだ
けでよいことに注意されたい。 資源回復にはTRSレコード・シーケンス中に
存在するデータの一部だけが必要である。
ABORTの場合は、３つのUNDO UR２レコー
ドだけがTRS上の７つのUR２レコードからRS
１及び２にコピーされる。 次に第９図及び第１０図を参照すると、本発明
によつてTRS上にレコード１３として記録され
たUR１ COMMIT指令に要求される応答が示
されている。COMMITはUR１ REDOレコー
ド４，１２の夫々RRS１及び２へのコピー動作
をトリガする。決定点の各トランザクシヨンは
COMMITもしくはABORTのいずれかで駆動さ
れるので、TRS上のレコードの半分だけがRRS
にコピーされる。もしCOMMITによつて駆動さ
れる時は、REDO型レコードだけがRRSにコピ
ーされ、ABORTならばUNDO型レコードが
RRSにコピーされる。 第１１図に示したように、END UR１指令が
受取られると、これによつてTRSからUR１を除
去するためのレコード削除処理がトリガされる。
第１２図に示したようにRRSの内容はそのまま
保持される。END指令の実行によつて、第１３
図に示したようにTRSからUR１のすべての傷跡
が除去される。UR２のEND指令の実行も同様に
第１５図及び第１７図に示したようにTRSから
対応するレコード除去する。RRSレコード・シ
ーケンスは第１４、第１６及び第１８図に示した
ようにそのまま残される。 Ｆ 発明の効果 本発明に従い、トランザクシヨン向けシステム
中のログをベースとする回復を効果的に管理する
方法が与えられる。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明に従うロギング方法の高レベル
制御の流れ図である。第２図は従来方法に従う、
チエツクポイント及びシステム障害点に対するト
ランザクシヨンの発生を示した図である。第３図
及び第４図は回復単位及びこれを区切る基本動作
を示した図である。第５は順方向資源回復過程を
概略的に示した図である。第６図は本発明に従
う、トランザクシヨン回復流内のログ・レコード
のフオーマツトを示した図である。第７図、第８
図、第９図、第１０図、第１１図、第１２図、第
１３図、第１４図、第１５図、第１６図、第１７
図及び第１８図はCOMMIT／ABORTへの応答
及びTRSからの回復単位のレコードの除去を示
した本発明に従うTRS及びRRSの構造化過程を
示す図である。

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １ (a) ログ・データを回復単位（UR）で区分
    して、トランザクシヨン回復流（TRS）中に
    記録することと、 (b) ログ・データをその機能（BEGIN、
    COMMIT、ABORT、END、REDO、
    UNDO）によつて類別することと、 (c) 回復単位の状態変化（COMMIT／
    ABORT）に応答して、上記トランザクシヨン
    回復流上の所定の回復単位区分のログ・データ
    の部分集合（型REDOもしくはUNDOのもの）
    を資源回復流上にマツピングすることと、 (d) URの状態変化の終了時（UR ENDを受け取
    つた時点）に、上記資源回復流を使用して、上
    記所定の回復単位区分に関連するすべてのロ
    グ・データを上記トランザクシヨン回復流から
    消去することと、 を含む、ログ・データを管理する方法。
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