JPH07175700A - データベース管理方式 - Google Patents

データベース管理方式

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JPH07175700A
JPH07175700A JP5320461A JP32046193A JPH07175700A JP H07175700 A JPH07175700 A JP H07175700A JP 5320461 A JP5320461 A JP 5320461A JP 32046193 A JP32046193 A JP 32046193A JP H07175700 A JPH07175700 A JP H07175700A
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JP
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page table
physical
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JP5320461A
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English (en)
Inventor
Fumihiko Kozakura
文彦 小櫻
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Fujitsu Ltd
Original Assignee
Fujitsu Ltd
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Publication date
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Priority to US08/355,530 priority patent/US5724581A/en
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Withdrawn legal-status Critical Current

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    • 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
    • G06F11/1446—Point-in-time backing up or restoration of persistent data
    • G06F11/1448—Management of the data involved in backup or backup restore
    • 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
    • G06F2201/80—Database-specific techniques
    • Y—GENERAL TAGGING OF NEW TECHNOLOGICAL DEVELOPMENTS; GENERAL TAGGING OF CROSS-SECTIONAL TECHNOLOGIES SPANNING OVER SEVERAL SECTIONS OF THE IPC; TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
    • Y10—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC
    • Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
    • Y10S707/00—Data processing: database and file management or data structures
    • Y10S707/99931—Database or file accessing
    • Y10S707/99938—Concurrency, e.g. lock management in shared database
    • Y—GENERAL TAGGING OF NEW TECHNOLOGICAL DEVELOPMENTS; GENERAL TAGGING OF CROSS-SECTIONAL TECHNOLOGIES SPANNING OVER SEVERAL SECTIONS OF THE IPC; TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
    • Y10—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC
    • Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
    • Y10S707/00—Data processing: database and file management or data structures
    • Y10S707/99951—File or database maintenance
    • Y10S707/99952—Coherency, e.g. same view to multiple users
    • Y10S707/99953—Recoverability

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【目的】 トランザクション実行中におけるチェックポ
イントの取得及び該障害復旧処理を高速に行えるように
する。 【構成】 データベースの各論理ページに対応する物理
ページをシャドウページ方式により管理するページテー
ブルを構成するカレント版論理ページブロック３０４
と、該ブロック内のページテーブルを管理する管理ブロ
ック３０２を設ける。そして、チェックポイント時に
は、管理ブロック３０２についてはシャドウページを削
除した内容を２次記憶４０上の論理ページ管理ブロック
４０２内にバックアップし、論理ページブロック３０４
についてはそのままの内容を２次記憶４０上の論理ペー
ジブロック４０４内にバックアップする。また、トラン
ザクション完了時にログを２次記憶４０上のシステムロ
グファイル４１２に記録する。そして、システム障害発
生時には、該ブロック４０２，４０４及びファイル４１
２の内容に基づき、データベースを障害発生前の状態に
復旧させる。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、データベースを管理す
るデータベース管理方式に係り、特にチェックポイント
（Checkpoint) の取得及びそれを利用して該データベー
スの障害復旧を行うデータベース管理方式に関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、情報化の重要性が認識されるにつ
れ、データベースの重要性が増してきている。特に、最
近、他メーカの機種同士を組み合わせてローカル・エリ
ア・ネットワーク（ＬＡＮ）やワイド・エリア・ネット
ワーク（ＷＡＮ）等のコンピュータネットワークを構成
する、いわゆるオープンシステムの構築が盛んになって
いるが、このオープンシステムにおいても、データベー
スが必須要素となっている。
【０００３】データベースシステムにおいては、信頼性
が重んじられ、このため電源断等のシステム障害（Syst
em Failure) やトランザクション障害(Transaction Fia
lure) などの種々の障害が発生しても、データベースの
論理的一貫性を保つことが要求される。
【０００４】このような、データベースシステムの信頼
性制御方式として、シャドウページ方式が知られてい
る。これは、トランザクションがデータベースを更新す
る際、更新結果を更新前の情報の格納場所とは異なる新
しい場所に格納する方式である。
【０００５】データベースは、その論理的構成において
複数の固定長のページ（論理ページ）から構築されてお
り、各論理ページのデータは実際には物理的な記憶媒体
上の該論理ページと同一サイズの一般にブロックまたは
スロットと呼ばれる物理ページに格納される。このた
め、論理ページと物理ページの対応関係（マッピング情
報）を有するページテーブル（ページマッピングテーブ
ル）が設けられる。
【０００６】シャドウページ方式においては、上述した
ように、各トランザクションにおいてデータベースの更
新が行われる毎に、最新のデータが格納されているペー
ジ（カレントページ）と更新前のデータが格納されてい
るページ（シャドウページ）が生成される。このため、
上記ページテーブルもカレント版とバックアップ版の２
つが作成される。そして、これらについても、不揮発性
の２次記憶媒体上に格納される。通常、これらのページ
テーブルも、複数のブロックに分割されて、２次記憶上
に格納される。尚、このブロックは、主記憶と該２次記
憶との間のデータ転送単位である。
【０００７】図１７は、このような従来のシャドウペー
ジ方式を説明する模式図である。この図に示す例は、あ
るトランザクションが論理ページｎを更新する場合の例
である。このトランザクションの実行開始前の状態で
は、カレント版ページテーブルの論理ページｎのエント
リ位置のポインタＰc とバックアップ版ページテーブル
の論理ページｎのエントリ位置のポインタＰB は、共に
物理ページｉを指している（同図(a) 参照）。
【０００８】次に、上記トランザクションの実行が開始
され、論理ページｎの更新が開始されると、不図示のデ
ータ格納用２次記憶から論理ページｎに対応する新たな
物理ページとして未使用の物理ページｊが獲得され、こ
の物理ページｊに更新後の内容が書き込まれる。このた
め、カレント版ページテーブルにおいて論理ページｎに
対応するカレントページポインタＰC は物理ページｊを
指す値に変更される。また、このときバックアップペー
ジポインタＰB の指す物理ページｉはシャドウページと
なる（同図(b) 参照）。
【０００９】そして、このトランザクションが正常終了
し、物理ページｊに最新データが反映されると、バック
アップ版ページテーブルの論理ページｎに対応するバッ
クアップページポインタＰB に上記カレントページポイ
ンタＰC の値がコピーされ、両ポインタＰB ，ＰC は共
に物理ページｊを指すようになる。これにより、上記シ
ャドウページすなわち物理ページｉは削除される。
【００１０】このように、シャドウページ方式において
は、ページテーブルをカレント版とバックアップ版の２
つ持ち、トランザクションによって論理ページｎが更新
されている間、更新前の内容がシャドウページ（物理ペ
ージｉ）によって保存される。また、このシャドウペー
ジを指すポインタもバックアップ版ページテーブルに保
持されているため、トランザクション障害が発生して
も、バックアップ版ページテーブルの内容をカレント版
ページテーブルにコピーすることによりシャドウページ
を最新の物理ページとして扱い、該トランザクションを
無効すとることができ、データベースの論理的一貫性を
保つことができる。
【００１１】しかしながら、トランザクション毎に２次
記憶上のページテーブルを更新するとオーバーヘッドが
大きくなってシステムの性能が低下するため、現在で
は、カレント版ページテーブルは主記憶上に置き、チェ
ックポイント時に２次記憶上に設けたバックアップ版ペ
ージテーブルにカレント版ページテーブルの内容を反映
させる手法が採用されている。尚、この場合、障害復旧
（recovery) のためにデータベースの更新履歴情報も２
次記憶上に作成した履歴ファイル（ログファイル）に取
得するようにしている。
【００１２】以前は、２次記憶上にデータベースのバッ
クアップ複写をとり、このバックアップ複写からログ
（上記データベース更新履歴情報に該当するもので、デ
ータベースに対しトランザクションにより加えられた操
作演算の履歴）を用いて再実行を行うのが、データベー
ス復旧の一般的な方法であった。しかしながら、バック
アップ複写をとる操作はアクセス速度の遅い２次記憶へ
のデータ書き込みを伴うものであるため時間がかかり、
上記ログ量も多くなるため再実行に要する時間も長くな
るという問題点があった。
【００１３】上記チェックポイント（checkpoint) は、
この復旧時間をなるべく短縮するために考え出された手
法である。トランザクションによる更新演算は、直接２
次記憶に対してではなく、主記憶内のバッファに対して
行われる。このため、該バッファ内の更新内容を２次記
憶上のデータベースに反映させる必要がある。チェック
ポイントは、主記憶内のバッファに格納されている論理
ページの内容と２次記憶内に格納されている論理ページ
の内容とを同一にする時点として定義されている。
【００１４】このチェックポイントは、一般にＤＢＭＳ
（データベース管理システム：DataBase Management Sy
stem) により、周期的または一定時刻にとられるように
なっている。チェックポイント時点では、不揮発性記憶
媒体である２次記憶に最新のデータベースの内容が記憶
されるので、復旧作業はチェックポイントを基準にして
行えばよく、障害復旧に要する時間が短縮される。
【００１５】
【発明が解決しようとする課題】上記チェックポイント
取得を行うデータベースシステムにおいて、障害復旧に
要する時間は、一般に最新のチェックポイントから障害
発生までに履歴ファイルに書き込まれたログの量に比例
する関係にある。
【００１６】ところが、従来のチェックポイント取得方
式では、一般にトランザクションがひとつも実行されて
いないときにチェックポイントを取得するようにしてい
た（トランザクション指向チェックポイント）。これ
は、トランザクションの実行中においては、一般にデー
タベースの論理一貫性は保たれていないので、トランザ
クション実行中にチェックポイントを取ると、復旧作業
は複雑なものとなるからである。尚、トランザクション
は実行状態であってもよいが、データベースの操作演算
が実行されていないときにチェックポイントを取る演算
指向チェックポイント取得方式もあるが、この場合には
現在実行中の演算の完了を待ち、新規の演算の実行は停
止される。そして、該現在実行中の演算が完了した時点
でトランザクションを待ち状態（wait状態）にしてチェ
ックポイントを取る（演算指向チェックポイント）。
【００１７】上記従来のトランザクション指向チェック
ポイントでは、トランザクションが１つも実行されてい
ないときにしか、チェックポイントを取ることができ
ず、チェックポイントの取得時間帯が限定されていた。
このため、チェックポイントの取得間隔が長くなって、
その間のログの量が多くなると、障害復旧に要する時間
が長くなるという問題があった。また、この場合、チェ
ックポイント取得のために実質的にデータベースシステ
ムの運用が一時的に停止した状態になるので、システム
の処理効率が低下するという問題もあった。
【００１８】また、上記従来の演算指向チェックポイン
トの場合でも、チェックポイント時には演算は実行中で
あってはならず、カレントページの更新は完了している
必要があった。そして、主記憶上のカレント版ページテ
ーブルの内容を２次記憶上のバックアップ版ページテー
ブルに反映させ、チェックポイント時に実行中であった
トランザクションについては、該チェックポイント以降
に取得されたログを用いて該トランザクションを有効化
するようにしていた。この場合、ページ数が多いと上記
カレント版ページテーブルのバックアップに時間がかか
るため、チェックポイント処理を高速化できないという
問題点があった。
【００１９】本発明の課題は、トランザクションが実行
中であっても、チェックポイントを高速処理できるよう
にすることである。また、該チェックポイントを利用す
ることによりシステム障害発生時の、復旧処理を高速に
行えるようにすることである。
【００２０】
【課題を解決するための手段】図１は、本発明の原理を
説明する図である。本発明は、データが論理的な領域で
ある複数の論理ページに分割されて格納されるデータペ
ージの管理方式を前提とする。
【００２１】そして、請求項１記載の発明は、以下の各
手段を有する。データベース記憶手段１は、２次記憶上
に設けられ、該データベースの実体のデータを該論理ペ
ージに１対１に対応す物理ページに分割して記憶する。
【００２２】カレント版ページテーブル２は、それらの
全てまたは大部分が主記憶上に設けられ、上記各論理ペ
ージについて、それらの最新の更新データが格納されて
いる最新物理ページと該更新前のデータが格納されてい
るシャドウ物理ページの上記データページ記憶手段内で
の位置情報を管理する。
【００２３】カレント版ページテーブル管理テーブル３
は、それらの全てまたは大部分が主記憶上に設けられ、
チェックポイント時にバックアップがとれらた該カレン
ト版ページテーブルをシャドウページテーブル、該チェ
ックポイント後に更新された該カレント版ページテーブ
ルを最新ページテーブルとして管理する。
【００２４】バックアップ版ページテーブル４は、２次
記憶上に設けられ、チェックポイント時点での上記カレ
ント版ページテーブル２の内容を記憶する。バックアッ
プ版ページテーブル管理テーブル５は、２次記憶上に設
けら、データベース復旧時に用いられる、上記各論理ペ
ージについて、それらの回復すべきデータが格納されて
いる前記２次記憶上の物理ページの位置情報が設定され
ているページテーブルの内容を記憶する。
【００２５】空き物理ページ管理手段６は、好ましくは
主記憶上に設けられ、該２次記憶上の未使用の物理ペー
ジを管理する。第１の更新手段７は、トランザクション
の実行によりある論理ページのデータ更新が行われる
際、まず、前記カレント版ページテーブル管理テーブル
３をアクセスし、該論理ページに対応する物理ページの
位置情報を有するページテーブルに対してシャドウペー
ジテーブルが存在しない場合には、該空き物理ページ管
理手段６の管理情報を参照して、現時点で未使用の物理
ページを獲得し、該物理ページにそれまでの最新ページ
テーブルの内容をコピーして、これを上記論理ページ用
の最新ページテーブルとして、またそれまでの最新ペー
ジテーブルをシャドウページテーブルとして前記カレン
ト版ページテーブル管理テーブル３に登録すると共に、
上記新たに獲得した物理ページを前記空き物理ページ管
理手段６に使用中として設定し、次に該カレント版ペー
ジテーブル管理テーブル３の管理情報に基づきカレント
版ページテーブル２内の上記論理ページに対応する物理
ページの位置情報を調べ、該位置情報により上記論理ペ
ージに対応するシャドウ物理ページが存在しない場合に
は、前記空き物理ページ管理手段６の管理情報を参照し
て、前記データベース記憶手段１から現時点で未使用の
物理ページを獲得し、該物理ページを上記論理ページの
最新物理ページとして上記カレント版ページテーブル２
に登録する。
【００２６】第２の更新手段８は、該第１の更新手段７
によって更新された後のカレント版ページテーブル２を
参照して、該カレント版ページテーブル２に登録されて
いる上記データ更新すべき論理ページに対応する最新物
理ページに該論理ページの更新後の内容を書き出し、そ
の後該カレント版ページテーブル２の上記論理ページに
対応するシャドウページを指す位置情報を上記最新物理
ページを指すように変更する。
【００２７】第３の更新手段９は、前記空き物理ページ
管理手段６に該シャドウページを未使用として設定す
る。チェックポイント処理手段１０は、前記主記憶上の
カレント版ページテーブル管理テーブル３の内容を現在
の最新ページテーブルのみを有効とするように変更し、
この変更後の内容を前記２次記憶上のバックアップ版ペ
ージテーブル管理テーブル５に反映させると共に、前記
主記憶上のカレント版ページテーブル２の内容を、前記
２次記憶上のバックアップ版ページテーブル４に反映さ
せる。
【００２８】また、例えば、請求項１４記載のように、
さらに、前記カレント版ページテーブル管理テーブル３
において削除したシャドウページテーブルを構成してい
た全ての物理ページについて、前記空きページ管理手段
６内において未使用として管理されるようにその管理情
報を変更させるようにしてもよい。
【００２９】上記第１の更新手段７、第２の更新手段
８、第３の更新手段９、及びチェックポイント処理手段
１０は、例えばホストコンピュータまたはクライアント
／サーバシステムにおけるサーバ上で稼働するＤＢＭＳ
（データベース管理システム）またはＴＰモニタ（Tran
saction Processing Monitor) などのミドルウェアによ
って実現される。
【００３０】前記カレント版ページテーブル管理テーブ
ル３は、例えば、請求項２記載のように、シャドウペー
ジテーブルを指す第１ポインタと、最新ページテーブル
を指す第２のポインタを備えるような構成にしてもよ
い。
【００３１】また、このような構成において、例えば、
請求項３記載のように、前記シャドウページテーブルと
前記最新ページテーブルは、複数の物理ページから成
り、前記第１のポインタと前記第２のポインタは当該物
理ページを指すような構成にしてもよい。
【００３２】また、該構成において、前記カレント版ペ
ージテーブル管理テーブル３は、前記第１のポインタと
前記第２のポインタを、それぞれ個別のテーブルにより
管理するような構成にしてもよい。
【００３３】また、前記カレント版ページテーブル２
は、例えば、請求項５記載のように、各論理ページにつ
いて、シャドウ物理ページを指す第１のポインタと最新
物理ページを指す第２のポインタを有するような構成に
してもよい。
【００３４】さらに、該構成において、前記カレント版
ページテーブル２は、前記第１のポインタと前記第２の
ポインタを、それぞれ個別のテーブルにより管理するよ
うな構成にしてもよい。
【００３５】また、さらには、請求項７記載のように、
前記カレント版ページテーブル２の各論理ページに対し
て、前記２次記憶上に予め２つの物理ページを割り付け
ておき、該２つの物理ページを２つのグループに分け、
前記カレント版ページテーブル管理テーブル３は、上記
カレント版ページテーブルの各論理ページに対応する２
つの物理ページのそれぞれに固定的に割り当てられた２
つのフラグを有し、該２つのフラグはそれぞれ対応する
物理ページが、現在、シャドウページテーブルまたは最
新ページテーブルのいずれに属するかを示す値に設定さ
れるような構成にしてもよい。
【００３６】さらに、例えば、請求項８記載のように、
前記バックアップ版ページテーブル管理テーブル５を、
前記２次記憶上に２つ用意し、前記チェックポイント処
理手段１０は、上記２つのページテーブル管理テーブル
に対して前記カレント版ページテーブル管理テーブル３
の内容を反映させるような構成にしてもよい。
【００３７】また、このような構成にした場合、例え
ば、請求項１０記載のように、前記２次記憶上に更新フ
ラグを設け、前記チェックポイント処理手段１０は、後
で書き込みを行うページテーブル管理テーブルに対して
前記反映処理を行っている間、前記更新フラグをセット
し、該反映処理終了後、前記更新フラグをリセットさせ
るような構成にしてもよい。
【００３８】また、請求項１０記載のように、前記バッ
クアップ版ページテーブル管理テーブル５を、前記２次
記憶上に２つ用意し、前記チェックポイント処理手段１
０は、前記カレント版ページテーブル管理テーブル３の
内容を反映させるバックアップ版ページテーブル管理テ
ーブル５としてそれら２つのページテーブル管理テーブ
ルを交互に使用するような構成にしてもよい。
【００３９】また、例えば、請求項１１記載のように、
前記バックアップ版ページテーブル４を、前記２次記憶
上に２つ用意し、前記チェックポイント処理手段１０
は、上記２つのページテーブルに対して前記カレント版
ページテーブル２の内容を反映させるような構成にして
もよい。
【００４０】また、この場合、例えば、請求項１２記載
のように、前記２次記憶上に更新フラグを設け、前記チ
ェックポイント処理手段１０は、後で書き込みを行うペ
ージテーブルに対して前記反映処理を行っている間、前
記更新フラグをセットし、該反映処理終了後、前記更新
フラグをリセットするような構成にしてもよい。
【００４１】さらに、例えば、請求項１３記載のよう
に、前記バックアップ版ページテーブルを、前記２次記
憶上に２つ用意し、前記チェックポイント処理手段１０
は、前記カレント版ページテーブル２の内容を反映させ
るバックアップ版ページテーブル４としてそれら２つの
ページテーブルを交互に使用するような構成にしてもよ
い。
【００４２】また、請求項１５記載の発明は、上述した
請求項１記載の発明が有するデータベース記憶手段１、
カレント版ページテーブル２、カレント版ページテーブ
ル管理テーブル３、バックアップ版ページテーブル４、
バックアップページテーブル管理テーブル５、及びチェ
ックポイント処理手段１０に加え、さらに以下の手段を
備える。
【００４３】ログファイル１１は、２次記憶上に設けら
れ、各トランザクションのログ情報が記録される。ログ
取得手段１２は、各トランザクションの完了時に、該ト
ランザクションのログ情報を該ログファイル１１に書き
込む。
【００４４】該ログ取得手段１２は、例えば、前記チェ
ックポイント処理手段１０と同様に、ホストコンピュー
タやサーバ上で実行されるＤＢＭＳやＴＰモニタ等によ
って実現される。
【００４５】このような構成において、前記ログファイ
ル１１に格納される各トランザクションのログ情報は、
例えば、請求項１６記載のように少なくとも、トランザ
クションの開始を示すフラグ、該トランザクションに一
意的に割り当てられる識別子、該トランザクションのデ
ータベース操作の履歴情報、及び該トランザクションの
終了を示すフラグを有するような構成にしてもよい。
【００４６】そして、前記トランザクションのデータベ
ース操作の履歴情報は、例えば請求項１５記載のよう
に、少なくともデータベース操作の種類を示す情報、該
データベース操作が行われた論理ページを示す情報、該
論理ページの更新前のデータが格納されている物理ペー
ジを示す情報、及び該論理ページの更新後のデータが格
納されている物理ページを示す情報から成る１組の情報
が、該トランザクションで実行された全てデータベース
の更新に係わる操作について時系列に記録された形式に
してもよい。
【００４７】また、さらに、請求項１８記載の発明は、
上記請求項１５記載の発明が有するデータベース記憶手
段１、カレント版ページテーブル２、カレント版ページ
テーブル管理テーブル３、バックアップ版ページテーブ
ル４、バックアップ版ページテーブル管理テーブル５、
チェックポイント処理手段１０、ログファイル１１、及
びログ取得手段１２に加え、さらに以下の各手段を有す
る。
【００４８】第１の制御手段２１は、システム障害が発
生したとき、前記２次記憶からバックアップ版ページテ
ーブル管理テーブル５を読み出し、該バックアップ版ペ
ージテーブル管理テーブル５の内容をカレント版ページ
テーブル管理テーブル３に反映させる。
【００４９】第２の制御手段２２は、該システム障害が
発生したとき、前記２次記憶からバックアップ版ページ
テーブル４を読み出し、該バックアップ版ページテーブ
ル４の内容を、対応する物理ページがシャドウ物理ペー
ジと最新物理の両方を指している論理ページの位置情報
については、これを該シャドウ物理ページのみを指すよ
うに変更し、この変更により得られたページテーブルの
内容を前記カレント版ページテーブル２に反映させる。
【００５０】第３の制御手段２３は、上記第１の制御手
段２１によって作成されたカレント版ページテーブル管
理テーブル３と、該第の２制御手段２２によって作成さ
れたカレント版ページテーブル２と、前記ログファイル
１１に格納されているログ情報とを基に、チェックポイ
ント時に実行中であり、かつ、上記システム障害発生前
に完了していたトランザクション及び該チェックポイン
ト以後に実行され、かつ、上記システム障害発生前に完
了していたトランザクションを再実行させて、それらの
トランザクションが完了した状態に前記データベース記
憶手段１内のデータベースを復旧させる。
【００５１】上記第１の制御手段２１、第２の制御手段
２２、及び第３の制御手段２３も、例えば前記ＤＢＭＳ
やＴＰモニタをホストコンピュータやサーバ上で稼働さ
せることにより実現される。
【００５２】
【作用】請求項１乃至１４記載の発明においては、デー
タベース記憶手段１上に構築されるデータベースにおい
て、最新のデータベースがカレント版ページテーブル管
理テーブル３とカレント版ページテーブル２とによって
管理される。
【００５３】カレント版ページテーブルは、シャドウペ
ージ方式によってデータベースを構築する全ての論理ペ
ージをシャドウページ方式により管理する。すなわち、
ある論理ページの更新処理中においては該論理ページの
シャドウページと最新物理ページの位置情報を管理し、
該最新物理ページへの上記論理ページの更新後の内容の
書き込みが終了すると、該シャドウページは上記最新物
理ページの位置情報を示すように変更される。
【００５４】尚、上記シャドウページと上記最新物理ペ
ージは、いずれもデータベース記憶手段１上に作成され
る。上記論理ページのデータ更新は、第２の更新手段８
がカレント版ページテーブル２を参照するこにより行わ
れる。すなわち、第２の更新手段８は、該カレント版ペ
ージテーブル２を参照して、上記論理ページに対応する
最新物理ページの位置情報を獲得し、該最新物理ページ
に該論理ページの更新後の内容を書き込む。また、第２
の更新手段８は、上記カレント版ページテーブル２の上
記論理ページに対応すシャドウページの位置情報が上記
最新物理ページを指すように変更する処理も行う。
【００５５】カレント版ページテーブル管理テーブル３
は、カレント版ページテーブル２をシャドウページ方式
により管理する。すなわち、カレント版ページテーブル
２は、データベース上の各論理ページについて、それに
対応するシャドウページと最新物理ページの位置情報を
きおするページテーブルとして、シャドウのページテー
ブルと最新のページテーブルの２つを、あるチェックポ
イントとそれぞれに続くチェックポイントの期間中併せ
持つ。そして、この期間中、カレント版ページテーブル
管理テーブル３は、上記２つのページテーブルを管理す
る。
【００５６】カレント版ページテーブル２におけるシャ
ドウページテーブルの削除はチェックポイント処理手段
１０によってなされる。すなわち、チェックポイント処
理手段１０は、自らがチェックポイント処理を行う際、
カレント版ページテーブル管理テーブル３の管理情報の
内容を変更し、該管理情報がカレント版ページテーブル
２内の最新ページテーブルのみを指すようにして、シャ
ドウページテーブルを削除させる。
【００５７】一方、上記シャドウページテーブルの作成
は、第１の更新手段７によってなされる。すなわち、第
１の更新手段７は、トランザクションの実行によりある
論理ページのデータ更新が行われる際、まず、前記カレ
ント版ページテーブル管理テーブル３をアクセスし、該
論理ページに対応する物理ページの位置情報を有するペ
ージテーブルに対してシャドウページテーブルが存在し
ない場合には、該空き物理ページ管理手段６の管理情報
を参照して、現時点で未使用の物理ページを獲得し、該
物理ページにそれまでの最新ページテーブルの内容をコ
ピーして、これを、上記論理ページ用の最新ページテー
ブルとして、またそれまでの最新ページテーブルをシャ
ドウページテーブルとして前記カレント版ページテーブ
ル管理テーブル３に登録する。
【００５８】また、カレント版ページテーブル２におけ
る各論理ページに対応するシャドウ物理ページの生成も
第１の更新手段７によってなされる。すなわち、該第１
の更新手段７は、上記処理に続いて、上記新たに獲得し
た物理ページを前記空き物理ページ管理手段６に使用中
として設定した後、該カレント版ページテーブル管理テ
ーブル３の管理情報に基づきカレント版ページテーブル
２内の上記論理ページに対応する物理ページの位置情報
を調べ、該位置情報により上記論理ページに対応するシ
ャドウ物理ページが存在しない場合には、前記空き物理
ページ管理手段６の管理情報を参照して、前記データベ
ース記憶手段１から現時点で未使用の物理ページを獲得
し、該物理ページを上記論理ページの最新物理ページと
して上記カレント版ページテーブル２に登録する。
【００５９】このとき、第１の更新手段７は、それまで
最新物理ページ用の位置情報と共に、旧最新物理ページ
を指していたシャドウ物理ページ用の位置情報について
は変更しない。これにより、該シャドウ物理ページ用の
位置情報は、シャドウ物理ページを指すようになる。す
なわち、該旧物理ページがシャドウ物理ページとなる。
【００６０】また、チェックポイントの取得は、チェッ
クポイント処理手段１０によってなされる。すなわち、
チェックポイント処理手段１０は、上述したようにカレ
ント版ページテーブル管理テーブル３の内容を変更した
後、この変更後の内容を前記２次記憶上のバックアップ
版ページテーブル管理テーブル５に反映させると共に、
前記主記憶上のカレント版ページテーブル２の内容を、
前記２次記憶上のバックアップ版ページテーブル４に反
映させる。
【００６１】すなわち、このチェックポイント処理にお
いては、カレント版ページテーブル管理テーブル３の位
置情報のみを変更し、カレント版ページテーブル２の位
置情報は変更しない。そして、これにより、カレント版
ページテーブル管理テーブル３はカレント版ページテー
ブル２内の最新ページテーブルのみへの位置情報を有す
る。一方、カレント版ページテーブル２は、前回のチェ
ックポイント以後にデータの更新がなされた論理ページ
についてはシャドウ物理ページと最新物理ページの両方
への位置情報を有する。そして、この両テーブル２，３
の内容がそれぞれ２次記憶上のバックアップ版テーブル
４，５へ反映される。
【００６２】このように、本発明においては、チェック
ポイント時においてシャドウページの削除は行わないの
で、その時点でのカレント版ページテーブル２の内容を
２次記憶上のバックアップ版ページテーブル４にバック
アップする。
【００６３】したがって、チェックポイントの取得時
に、実行中のトランザクションがあってもよい。換言す
るならば、トランザクション実行中においてチェックポ
イントの取得が可能である。また、位置情報の変更は、
カレント版ページテーブル２に比べてその情報量が格段
に少ないカレント版ページテーブル管理テーブル３に対
して行えばよいので、チェックポイント処理を高速に行
うことができる。
【００６４】また、カレント版ページテーブル管理テー
ブル３とカレント版ページテーブル２を請求項７記載の
ような構成とした場合、カレント版ページテーブル管理
テーブルのシャドウページテーブルと最新ページテーブ
ルを示す位置情報のビット量を各論理ページに対して１
ビット構成にすることも可能であり、チェックポイント
処理を著しく高速化できる。
【００６５】次に、請求項１５乃至１７記載の発明にお
いては、上記作用に加え、ログ取得手段１２が、各トラ
ンザクションの完了時に該トランザクションのログ情報
を２次記憶上に作成されたログファイル１１に記録す
る。
【００６６】これにより、後述するように、チェックポ
イント時に実行中であったトランザクションをシステム
障害発生時に再実行させることが可能になる。さらに、
請求項１８記載の発明においては、上述した全ての作用
に加え、システム障害発生時に以下のような作用を行
う。
【００６７】すなわち、システム障害が発生すると、第
１の制御手段２１は、システム障害が発生したとき、前
記２次記憶からバックアップ版ページテーブル管理テー
ブル５を読み出し、該バックアップ版ページテーブル管
理テーブル５の内容をカレント版ページテーブル管理テ
ーブル３に反映させる。
【００６８】続いて、第２の制御手段２２は、前記２次
記憶からバックアップ版ページテーブル４を読み出し、
該バックアップ版ページテーブル４の内容を対応する物
理ページがシャドウ物理ページと最新物理の両方を指し
ている論理ページの位置情報については、これを該シャ
ドウ物理ページのみを指すように変更し、この変更によ
り得られたページテーブルの内容を前記カレント版ペー
ジテーブル２に反映させる。
【００６９】さらに、続いて、第３の制御手段２３は、
上記第１の制御手段２１によって作成されたカレント版
ページテーブル管理テーブル３と、該第２の制御手段２
２によって作成されたカレント版ページテーブル２と、
前記ログファイル１１に格納されているログ情報とを基
に、チェックポイント時に実行中であり、かつ、上記シ
ステム障害発生前に完了していたトランザクション及び
該チェックポイント以後に実行され、かつ、上記システ
ム障害発生前に完了していたトランザクションを再実行
させて、それらのトランザクションが完了した状態にデ
ータベース記憶手段１内のデータベースを復旧させる。
【００７０】このように、この発明においては、バック
アップ版ページテーブル４において、ある論理ページに
対応する物理ページの位置情報としてシャドウ物理ペー
ジと最新物理ページの両方が存在する場合、該位置情報
をシャドウ物理ページの方に統一させる。このような論
理ページは、今までの説明から明らかなように、チェッ
クポイントに実行中であったトランザクションによって
該チェックポイント時までに更新が行われた論理ページ
である。したがって、上記処理によて、データベースの
状態は、いったん上記のようなトランザクションが実行
されなかった時点に戻る。そして、次に、該トランザク
ションの内、上記システム障害発生時以前に完了してい
たトランザクションについては、ログファイル１１内に
記録されていた該トランザクションのログ情報を基に、
再実行（redo) が行われ、該トランザクションの実行結
果が反映されたデータベースが復旧される。また、該ト
ランザクション以後に実行され該システム障害発生時以
前に完了していたトランザクションについて、ログファ
イル１１内に記録されたそられのログ情報を基に実行さ
れるので、データベースはシステム障害発生以前の状態
に回復させられる。また、上述したように、チェックポ
イントは、トランザクション実行中においても取得でき
るので、チェックポイント間隔を適切に設定することに
より、上記データベースの回復処理に使用されるログ量
を低減でき、該回復処理を高速に行うことが可能にな
る。
【００７１】
【実施例】以下、図面を参照しながら本発明の実施例を
説明する。図２は、本発明の一実施例のデータベースシ
ステムのハードウェア構成図である。
【００７２】同図において、ＣＰＵ／メモリ３０は、例
えばマイクロプロセッサ等から成る不図示のＣＰＵ（中
央演算処理装置）と該ＣＰＵと不図示のローカルバスに
より接続された主記憶等を含むアクセス速度が高速なＲ
ＡＭ（ランダム・アクセス・メモリ）等から成るメモリ
３０ａ等が実装されたＣＰＵボードである。
【００７３】このＣＰＵ／メモリ３０は、システムバス
等を介して磁気ディスクや光磁気ディスク等の大容量の
ＤＡＳＤ（直接アクセス記憶装置）から成る２次記憶４
０に接続されている。
【００７４】ＣＰＵは、メモリ３０ａの主記憶空間上に
ロードされたＤＢＭＳ（データベース管理システム）等
の実行により、本システムにおけるデータベースの運用
・管理を行う。
【００７５】また、メモリ３０ａには、カレント版の論
理ページ管理ブロック３０２、カレント版の論理ページ
ブロック３０４、物理ページ３０６、物理ページ空き管
理マップ３０８及びトランザクションログ格納域３１０
が設けられている。
【００７６】ここで、図３を参照しながら、カレント版
論理ページ管理ブロック３０２、カレント版論理ページ
ブロック３０４、及び物理ページの内部形式並びにその
機能について説明する。
【００７７】カレント版論理ページブロック（カレント
版ページテーブル）３０４は、データベースの論理空間
内での論理ページと２次記憶４０上に構築されるデータ
ベースの物理空間内での物理ページとの対応関係の最新
情報をポインタにより記憶しているページテーブルであ
り、メモリ３０ａ上において複数のページフレーム（ブ
ロック）３０４１から構築される。各ページフレーム３
０４１は、複数の論理ページについて、それら各論理ペ
ージに対応する新・旧２つの物理ページへのポインタを
備えている。旧ポインタは、当該論理ページに対応する
データ更新が正常に終了した最新の物理ページ（スロッ
ト）を指すポインタである。また、新ポインタは当該論
理ページが現在データ更新中であれば、その論理ページ
に対して新しく割り当てられた現在データ更新作業中の
物理ページを指し、一方当該論理ページが現在データ更
新中でなければ、その論理ページの最新のデータが格納
されている物理ページを指す。したがって、当該論理ペ
ージが現在データ更新中のときには、旧ポインタはシャ
ドウページを指すことになる。そして、該データ更新が
正常終了した時点で、新・旧のポインタは共に同一の最
新物理ページを指すように設定される。このポインタ
は、例えば２バイト長である。
【００７８】尚、各ページフレーム３０４１は、２次記
憶４０とのブロック転送単位に等しいデータ長に設定さ
れている。次に、カレント版論理ページ管理ブロック３
０２（カレント版ページテーブル管理テーブル）の構成
を図４(a) に示す。
【００７９】同図に示すように、このブロック３０２
は、本データベースにおける全ての論理ページ（０〜ｎ
ｉ−１；ｎ，ｉは任意の自然数）について、上述した論
理ページブロック３０４内の対応するページフレーム３
０４１への新・旧２つのポインタを有している。
【００８０】これは、本実施例の特徴であるが、ある論
理ページに対してデータ更新要求が発生すると、その都
度、その論理ページに対応する物理ページへのポインタ
情報が格納される新たなページフレーム３０４１が論理
ページブロック３０４上に確保される。そして、この新
ページフレーム３０４１を指すアドレス情報が新ページ
テーブルポインタにセットされる。この新ページテーブ
ルポインタの旧ページテーブルポインタへの反映は、後
述するようにチェックポイント時になされる。したがっ
て、連続する２つのチェックポイント間において、デー
タの更新があった論理ページ（実際には、同一のページ
フレーム３０４１に新・旧ポインタが格納されている他
の論理ページについてデータ更新があった場合において
も）の場合、論理ページ管理ブロック３０２内の当該新
・旧２つのページテーブルポインタは異なったものとな
る。そして、チェックポイント時においてこれら２つの
ポインタは一致させられる。これらのポインタは、例え
ば４バイト長である。
【００８１】次に、カレント版物理ページ空き管理マッ
プ３０８の構成を図５に示す。このマップ３０８は、２
次記憶４０上に配置された全ての物理ページについて、
現在、データ格納域として使用されているか否かの状況
を示す新・旧２つのフラグを有している。これらのフラ
グには、“空き”または“使用中”のいずれかを示す値
が設定される。すなわち、有効データが格納されていれ
ば“使用中”のフラグが未使用または無効データが格納
されていれば“空き”のフラグがセットされる。新フラ
グは、物理ページの最新の使用状況が反映されたものと
なっており、１つのトランザクションが終了するときに
新フラグの内容が旧フラグに反映される。すなわち、あ
るトランザクションが終了した時点で、新・旧２つのフ
ラグの内容は一致する。また、あるトランザクション実
行時において、ある論理ページに対応するデータ更新を
行う際、新たな物理ページを獲得する必要があるが、こ
れは新フラグを参照して行う。すなわち、新フラグと旧
フラグが共に“空き”に設定されている物理ページの中
から新たな物理ページを獲得する。すなわち、新フラグ
と旧フラグが共に“使用中”になっている場合、旧フラ
グはシャドウページを指すフラグとして機能する。
【００８２】次に、トランザクションログ格納域３１０
の構成を図６に示す。この領域３１０には、各トランザ
クションで行われたデータベース更新操作に係わる情報
であるページ更新テーブル・ジャーナル３１０１が時系
列順に格納される。ページ更新テーブル・ジャーナル３
１０１は、同図に示すように「操作種別」、「論理ペー
ジ」、「旧物理ページ」、及び「新物理ページ」等の情
報を有する。上記各情報は以下に示すような意味を持っ
ている。
【００８３】操作種別 ；トランザクションにおい
て、ある論理ページに対してなされた「更新」、「作
成」、「削除」等の各種データベース操作を示す。
【００８４】論理ページ ；上記各種操作が行われた論
理ページを示す。 旧物理ページ；更新前の古いイメージが格納されている
物理ページを示す。 新物理ページ；更新後の新しいイメージが格納されてい
る物理ページを示す。
【００８５】尚、１トランザクション内での上記ページ
更新テーブル・ジャーナル３１０１の履歴であるトラン
ザクションログはトランザクション中に主記憶上に存在
していればよく、主記憶の節約のために、通常は２次記
憶４０上に格納するようにしてもよい。
【００８６】また物理ページ格納域（データベースバッ
ファ）３０６は、各種データベース操作において、２次
記憶４０から読み出される該操作対象の物理ページがロ
ードされる領域であり、この領域３０６においてデータ
の更新処理がなされる。この領域３０６には、予め定め
れらた所定量の物理ページを格納可能である。そして、
例えばＬＲＵ（Least Recentry Used)等のアルゴリズム
を用いて、２次記憶４０との間でページイン／ページア
ウト等が行われる。
【００８７】ところで、メモリ３０ａの記憶容量には限
りがあるため、システムによってはカレント版ページ管
理ブロック３０２、カレント版論理ページブロック３０
４、及び物理ページの一部を２次記憶４０との間でスワ
ップイン／スワップアウトする必要がある。
【００８８】２次記憶４０上には、上記図２に示すよう
に一般にスロットと呼ばれる固定長のブロックである物
理ページ４０６１が複数配置された物理ページブロック
（データベース記憶手段）４０６が設けられる。この物
理ページブロック４０６には、データベースの実データ
が格納される。
【００８９】また、２次記憶４０上には、論理ページ管
理ブロックと論理ページブロックの格納域がカレント版
とバックアップ版の２つ用意されている。これらは、同
図において論理ページ管理ブロック（バックアップ版ペ
ージテーブル管理テーブル）４０２、論理ページブロッ
ク（バックアップ版ページテーブル）４０４として示さ
れている。
【００９０】カレント版論理ページ管理ブロック３０４
は、そのデータサイズは小さいので、処理の高速化のた
めに主記憶上に常駐させておく。そして、通常の処理中
には２次記憶４０上に書き出す必要はない。しかしなが
ら、チェックポイント取得の際、カレント版論理ページ
管理ブロック３０４の内容をバックアップ版論理ページ
管理ブロック４０２Ｂにコピーする必要がある。このと
き、直接バックアップ版論理ページ管理ブロック４０２
Ｂに書き込まず、まずカレント版論理ページ管理ブロッ
ク４０２Ｃの方に書き込む。そして、この書き込みが終
了した後に、バックアップ版論理ページ管理ブロック４
０２Ｂの方にも書き込みを行う。これは、チェックポイ
ント作業中に電源断によるシステム障害が発生した場
合、メモリ３０ａ上のカレント版論理ページ管理ブロッ
ク３０４の内容が消失し、また２次記憶４０上のバック
アップ版論理ページ管理ブロック４０２Ｂの内容が不完
全なものとなってしまうことを防止するためである。
【００９１】また、同様の理由により、２次記憶４０上
においては論理ページブロック４０４についても、バッ
クアップ版とカレント版の両方を持つ。そして、チェッ
クポイント時において、メモリ３０ａ上にあるカレント
版論理ページブロック３０４の内容がバックアップ版論
理ページブロック４０４にコピーされる。尚、カレント
版論理ページブロック３０４のデータサイズが大きく、
その全てをメモリ３０ａ上にロードすることができない
場合には、２次記憶４０上のカレント版論理ページブロ
ック４０４をそのスワッピング（Swapping) 領域として
利用するようにしてもよい。
【００９２】また、２次記憶４０上には、障害復旧用の
ためのシステムログ情報が格納されるシステムログファ
イル４１２が作成される。このファイル４１２の内容を
図７に示す。
【００９３】同図には、ある１つのトランザクションに
ついてのログ情報の形式が示されている。該ログ情報に
おいて、まず、トランザクションのログの開始を示すフ
ラグとトランザクションの識別子から成る情報４１２２
が格納される。次に、上述したメモリ３０ａ上のトラン
ザクションログ格納域３１０に書き込まれる前述したト
ランザクションログ（図６参照）と同一の内容の情報
（トランザクションログ）４１２４が格納される。そし
て、最後に、トランザクションが正常終了したことを示
すトランザクションログ終了フラグ４１２６が格納され
る。システムログファイル４１２内においては、このよ
うな３種類の情報４１２２，４１２４，４１２６が、シ
ステム内で正常に実行終了した全てのトランザクション
個々について、システムログファイル４１２内にその完
了順に格納されていく。
【００９４】次に、上記構成のシステム動作を説明す
る。まず、図８のフローチャートを参照しながら、シス
テム全体での処理について説明する。
【００９５】前回のシステム終了時にチェックポイント
の取得が行われており、このチェックポイントが取られ
た状態（Ｓ１）から、システムが立ち上がる（Ｓ２）。
そして、ユーザが端末装置等から回線を介してログ・イ
ンを行うことにより、該ユーザはセッションを開始でき
るようになる（Ｓ２）。尚、本システムにおいては、複
数のユーザが同時にセッションを開設可能である。
【００９６】そして、該セッションの開設を行ったユー
ザから、トランザクションの実行要求が送られてくる毎
に、ＤＢＭＳは該トランザクションによって要求される
ページ操作処理をデータベースに施す（Ｓ４〜Ｓ５）。
【００９７】該ページ操作処理Ｓ４中において、システ
ム障害が発生する場合がある。このため、ＤＢＭＳは、
該システム障害の発生の有無に応じてトランザクション
をコミットするかまたはアボウトするかを判定する（Ｓ
６）。
【００９８】そして、該システム障害が起こらず、該ト
ランザクションで実行中のプロセスからコミット命令が
発行されたとき、ＤＢＭＳは該トランザクションをコミ
ット終了させるべきであると判別し（Ｓ６，ＹＥＳ）、
トランザクションコミット終了処理を行う（Ｓ６）。
【００９９】このコミット終了処理Ｓ６においては、以
下のような処理を行う。 物理ページ格納域３０６に格納されているまだ２次
記憶４０上の物理ページブロック４０６に書き出されて
いない更新された物理ページを、該物理ページ４０６に
書き出す。尚、この書き込みは、後述するように物理ペ
ージ格納域３０６があふれたりした場合や、チェックポ
イント時等に行うようにしてもよい。これにより、トラ
ンザクションのコミット処理の応答性が高まる。
【０１００】該トランザクション内で更新した論理ペー
ジについて、メモリ３０ａのカレント版論理ページブロ
ック３０４内の対応する旧ポインタを新ポインタの内容
に合わせる。すなわち、旧ポインタをシャドウページか
ら最新データの格納された新物理ページを指すように変
更する。また、これにより旧ポインタの指していたシャ
ドウページが未使用となるように、物理ページ空き管理
マップ３０８を書き換える。 上記ページ操作処理Ｓ５中にトランザクションログ
格納域３１０上に書き出されていた当該トランザクショ
ンログ４１２４を、２次記憶４０上のシステムログファ
イル４１２に出力する。このとき、図７に示すように上
記トランザクションログ４１２４の前後に、それぞれ、
トランザクションログ開始フラグ・トランザクション識
別子４１２２とトランザクションログ終了フラグ４１２
６を書き込む（システムログ出力）。そして、このシス
テムログのシステムログファイル４１２への書き込みが
終了した時点が、該トランザクションのコミットポイン
トとなる。
【０１０１】，の順に処理をした場合、トランザク
ションをコミットしていない状態で、未使用になるペー
ジがでてくるので、コミットする前に他のトランザクシ
ョンに使用される可能性がでてくる。この場合、順序と
して，の順で実行される必要がある。
【０１０２】一方、ＤＢＭＳは上記ページ操作処理Ｓ５
の実行中においてシステム障害が発生したときは、上記
トランザクションをアボウト処理すべきと判別して（Ｓ
６，ＮＯ）、トランザクションアボウト終了処理Ｓ８を
行う。
【０１０３】このアボウト終了処理Ｓ８においては、上
記ページ操作処理Ｓ５でデータの更新がなされた論理ペ
ージについて、メモリ３０ａ上のカレント版論理ページ
ブロック３０４内の対応する新ポインタの内容を旧ポイ
ンタに合わせる。これにより、ページ操作は無効とな
り、シャドウページが再び最新の物理ページとなる。ま
た、新ポインタが指していた物理ページが“未使用”と
なるように物理ページ空き管理マップ３０８を書き換え
る。
【０１０４】そして、上記ステップＳ７またはＳ８の処
理終了後、上記ステップＳ４〜Ｓ８の処理を続行すべき
か否かをユーザからログ・オフのコマンドが入力された
か否かにより判別し（Ｓ９）、該コマンドが入力されて
いなければ、再びステップＳ４に戻って、次のトランザ
クションの入力待ちとなる。
【０１０５】他方、ユーザからログ・オフのコマンドが
入力されると、該ユーザに対してセッションを終了させ
る所定の処理を行う（Ｓ１０）。そして、システム管理
者により、システムを終了させる所定の操作が行われる
ことにより、システムは止められる。なお、このとき、
システムを停止する前にチェックポイントの取得を行う
（Ｓ１１）。
【０１０６】次に、上記ページ操作処理Ｓ５の詳細を説
明する。この処理Ｓ５の主なものとしては、ページ参照
処理とページ更新処理がある。まず、図９のフローチャ
ートを参照しながらページ参照処理の動作を説明する。
【０１０７】アプリケーション・プログラムからある論
理ページのデータ参照要求があった場合、ＤＢＭＳは、
まず、メモリ３０ａ上のカレント版論理ページ管理ブロ
ック３０２の該論理ページに対応する新ページテーブル
ポインタを参照する（Ｓ２１）。
【０１０８】そして、次に、まず、カレント版論理ペー
ジブロック３０４内の該新ページテーブルポインタの指
すページフレーム３０４１を参照する（Ｓ２２）。この
ページフレーム３０４１内での上記指定論理ページに対
応する新ポインタから該論理ページに対応する物理ペー
ジを求める（Ｓ２３）。
【０１０９】さらに、続いて、２次記憶４０の物理ペー
ジブロック４０６から該物理ページを読み込み、これを
メモリ３０ａ上の物理ページ格納域３０６へロードす
る。そして、この物理ページを上記アプリケーション・
プログラムへ返す（Ｓ２４）。
【０１１０】このページ参照処理においては、指定され
た論理ページの内容の参照が行われるのであり、該論理
ページに対応する物理ページのデータ内容は変更されな
いのでカレント版論理ページ管理ブロック３０２とカレ
ント版論理ページブロック３０４のいずれにおいてもそ
の内容（全ての新・旧ポインタの値）は変化しない。
【０１１１】続いて、図１０のフローチャートを参照し
ながら、ある論理ページのデータ更新を行うページ更新
処理の動作を詳細に説明する。この処理において、ま
ず、カレント版論理ページ管理ブロック３０２の指定論
理ページに対応する新・旧２つのページテーブルポイン
タを比較・参照し（Ｓ３１）、それら２つのポインタが
同一か否か判別する（Ｓ３２）。
【０１１２】そして、両ポインタが一致していれば（Ｓ
３２，ＹＥＳ）、物理ページ空き管理マップ３０８を参
照し、“未使用”の物理ページの中から新たな物理ペー
ジを確保する。そして、この物理ページにカレント版論
理ページ管理ブロック３０２の新ポインタの指すカレン
ト版論理ページブロック３０４内のブロック（ページフ
レーム３０４１）を登録（コピー）する（Ｓ３３）。
【０１１３】後述するように、カレント版論理ページ管
理ブロック３０２の全ての新・旧ポインタはチェックポ
イント取得時に同一の値にセットされる（新ポインタの
内容が旧ポインタにコピーされる）。したがって、上記
ステップＳ３２において、上記両ポインタが一致してい
るということは、チェックポイント後に、まだその論理
ページ（正確には、対応する物理ページへの新・旧ポイ
ンタが同一のページフレーム３０４１に格納されている
論理ページ群内の全ての論理ページ）がまだ一度も更新
されていないことを意味する。本実施例においては、こ
のような場合、すなわちチェックポイント後の最初のペ
ージ更新要求発生をトリガとして、該指定論理ページに
対応する物理ページを管理する新・旧ポインタが設定さ
れる新たなページフレーム３０４１を作成する。そし
て、この時点で従来の当該ページフレーム３０４１はシ
ャドウページとして管理される。
【０１１４】そして、この新たなページフレーム３０４
１の該指定論理ページに対応する新・旧ポインタを比較
・参照する（Ｓ３４）。一方、上記ステップＳ３２で上
記新・旧ページテーブルポインタの２つの値が一致しな
ければ（Ｓ３２，ＮＯ）、該新ページテーブルポインタ
の指すカレント版論理ページブロック３０４のページフ
レーム３０４１について、上記ステップＳ３４の処理を
行う。
【０１１５】上記の説明から明らかなように、上記カレ
ント版論理ページ管理ブロック３０２内において、上記
新・旧２つのページテーブルポインタが一致していない
ということは、チェックポイント後に既に上記指定論理
ページ（正確には上記論理ページ群に属する少なくとも
１つの論理ページ）に対してデータの更新が行われたこ
とを意味する。したがって、この場合、上記指定論理ペ
ージに対応する新たなページフレーム３０４１（３０４
１ ＮＥＷ）に対するシャドウページの役割を持つ旧ペ
ージフレーム３０４１（３０４１ ＯＬＤ）が既に存在
している。このため、この場合には、上記ステップＳ３
３のシャドウページ作成処理は既に行われた後なので、
直ちにステップＳ３４の処理に移行する。
【０１１６】上記ステップＳ３４に続き、最新のページ
フレーム３０４１ ＮＥＷ内の上記指定論理ページに対
応する新・旧２つのポインタが一致するか否か判別する
（Ｓ３５）。
【０１１７】この判別は、以下の様な意味を持ってい
る。すなわち、上述したように、上記ステップＳ３３に
おいて作成される最新のページフレーム３０４１ ＮＥ
Ｗの最初の内容はシャドウページである旧ページフレー
ム３０４１ ＯＬＤの内容と全く同一である（コピーで
ある）。したがって、本トランザクションにおいて上記
指定論理ページがまだ一度も更新されていない場合に
は、最新ページフレーム３０４１ ＮＥＷ内におけるそ
の論理ページに対応する新・旧ポインタは一致したまま
となっている。本実施例においては、ページテーブルす
なわちカレント版論理ページブロック３０４内の各ペー
ジフレーム３０４１についてもシャドウページ方式によ
り管理する。このため、上記ステップＳ３５において、
上記指定論理ページに対応する物理ページを指す新・旧
２つのポインタが一致していれば、該旧ポインタの指す
物理ページ（旧物理ページ）をシャドウページとするた
めに物理ページ空き管理マップ３０８を参照して２次記
憶４０上の物理ページブロック４０６から“未使用”の
物理ページ（新物理ページ）を確保して、この新物理ペ
ージのアドレス情報を最新ページフレーム３０４１ Ｎ
ＥＷ内の当該新ポインタにセットする。また、このと
き、前述した図 に示す形式のトランザクションログ情
報を作成し、メモリ３０ａ上のトランザクションログ格
納域３１０に書き込む（Ｓ３６）。
【０１１８】上記ステップＳ３５またはＳ３６の終了
後、当該新ページフレーム３０４１ ＮＥＷ内の当該新ポ
インタを参照し、該新ポインタの指す２次記憶４０の物
理ページブロック４０６上の物理ページ（最新物理ペー
ジ）を求める（Ｓ３７）。
【０１１９】そして、メモリ３０ａ上の物理ページ格納
域３０６に２次記憶４０上の上記最新物理ページを該物
理ページに更新後の内容を書き込む。また、物理ページ
格納域３０６内があふれてしまったり、それに格納され
ている更新物理ページの量がある程度にまでたまった時
は、更新物理ページを２次記憶４０上の物理ページブロ
ック４０６に書き出す（Ｓ３８）。
【０１２０】図１１は、上記図１０のフローチャートに
示すページ更新処理を説明する模式図である。同図は、
論理ページｎのデータ更新が行われる場合の例を示して
いる。
【０１２１】チェックポイント状態においては、カレン
ト版論理ページ管理ブロック３０２内の論理ページｎ用
の新・旧ポインタが格納されたページフレーム３０４１
Ｐ n を指す新・旧のページテーブルポインタ３０２
Ｐn は共に同一であり、該ページフレーム３０４１ Ｐ
n すなわち物理ページｉを指している。また、該ページ
フレーム３０４１ Ｐn において、論理ページｎ用の新
・旧ポインタは共に物理ページｍを指している（同図
(a) ，(b) 参照）。
【０１２２】そして、その後該論理ページｎがあるトラ
ンザクションによって更新されると、論理ページｎ用の
新・旧ポインタを記憶する新たなページフレーム３０４
１ Ｐn （３０４１ Ｐ n ＵＰＤＡＴＥ）が未使用であ
った物理ページｊに登録される。そして、この物理ペー
ジｊが上記ポインタ３０２ Ｐn の新ポインタの方に設
定される。旧ポインタの方は変更されない（同図(d) ，
(e) 参照）。これにより、物理ページｉはシャドウペー
ジテーブルとなる。すなわち、物理ページｉに登録され
た論理ページｎ用の旧ページテーブルはシャドウページ
テーブル３０４１ Ｐ n ＳＨＡＤＯＷとなる。そし
て、これ以降は、上記ポインタ３０２ Ｐn の新ポインタ
とリンクがとられた物理ページｊに登録されたページフ
レーム３０４１ Ｐ n ＣＵＲＲＥＮＴが、論理ページ
ｎ用のページフレーム３０４１として機能する。
【０１２３】上記カレントのページフレーム３０４１
Ｐ n ＣＵＲＲＥＮＴにおいて、論理ページｎ用の旧ポ
インタは、該論理ページがあるトランザクションにより
最初に更新された後は、同図において破線で示すように
更新前の物理ページｍを指している。しかし、それ以後
複数のトランザクションにより更新される毎に、それま
で新ポインタの指していた物理ページが今度はシャドウ
ページとして管理されるようになるため、例えば同図
(e) ，(f) に示すように、複数のトランザクションによ
り論理ページｎが更新されると論理ページｎのシャドウ
ページ、最新物理ページのそれぞれを指すカレントペー
ジフレーム３０４１ Ｐ n ＣＵＲＲＥＮＴの新・旧ポ
インタは、それぞれ物理ページｎ，ｐを指すようにな
る。
【０１２４】このように、本実施例の特徴は、実際のデ
ータが格納される物理ページのみならず、それらの物理
ページと当該論理ページとのマッピング情報を有するペ
ージテーブルである論理ページブロック３０４もシャド
ウページ方式により管理するところにある。このため
に、該論理ページ管理ブロック３０４を管理する上位要
素として論理ページ管理ブロック３０２を設けている。
そして、論理ページのアクセスは、まず、この論理ペー
ジ管理ブロック３０２に対して行われる。
【０１２５】尚、特にフローチャートは示していない
が、論理ページの新規作成や、論理ページの削除が行わ
れた場合にも、上記更新の場合と同様な操作がメモリ３
０ａ上のカレント版論理ページ管理ブロック３０２、カ
レント版論理ページブロック３０４、及び物理ページ格
納域３０６上等で行われ、それらのトランザクションロ
グ情報がトランザクション格納域３１０に書き込まれ
る。
【０１２６】次に、本実施例におけるチェックポイント
時のデータベースに係わる動作を図１２のフローチャー
トを参照しながら説明する。このチェックポイント処理
は、トランザクション実行中でかつある論理ページを更
新中であるときにも実行可能である。すなわち、システ
ム運用中において、随時、いつでもチェックポイントを
取ることが可能である。
【０１２７】この処理において、まず、メモリ３０ａ上
にあるカレント版論理ページブロック３０４の内容を前
述したような方法により、２次記憶４０上のバックアッ
プ版論理ページブロック４０４Ｂにコピーする（Ｓ４
１）。
【０１２８】次に、メモリ３０ａ上のカレント版論理ペ
ージ管理ブロック３０２の全ての旧ポインタの内容を新
ポインタの内容に一致させる処理を行い、該処理が全て
終了したならば、前述した方法により、このカレント版
論理ページ管理ブロック３０２の内容を２次記憶４０上
のバックアップ版論理ページ管理ブロック４０２Ｂに反
映させる処理を行う。すなわち、この処理中に、システ
ム障害が発生しても障害復旧が可能となるように、ま
ず、カレント版の論理ページ管理ブロック４０２Ｃの方
にコピーした後、次にバックアップ版論理ページ管理ブ
ロック４０２Ｂにコピーする（Ｓ４２）。
【０１２９】尚、上記ステップＳ４１及びＳ４２の処理
において、２次記憶４０上の論理ページ管理ブロック４
０２及び論理ページ管理ブロック４０４に対するカレン
ト版の内容のコピーは、更新のあったブロック（ページ
フレーム）についてのみ行うようにしてない。この場
合、各ブロック毎にチェックポイント後に更新が行われ
たか否かを示す更新フラグを設けるようにすればよい。
これにより、更新量を削減でき、チェックポイントの処
理時間を短縮できる。
【０１３０】上述したように、上記のチェックポイント
処理は、任意のトランザクションが実行中においても行
われる。したがって、チェックポイント時にまだコミッ
トがなされていないトランザクションがあった場合、該
トランザクションによって更新されている論理ページに
ついては、カレント版論理ページブロック３０４内の該
論理ページに対応する物理ページを指す当該新・旧ポイ
ンタは互いに別の物理ページを指している。すなわち、
前記図１１(e) ，(f) に示すように旧ポインタはシャド
ウページ、新ポインタは最新物理ページを指している。
【０１３１】すなわち、チェックポイント時点において
は、例えば、図１３に示すように複数のトランザクショ
ンＴＲ1 ，ＴＲ2 ，ＴＲ3 ，ＴＲ4 が、まだ実行中の場
合がある。尚、同図においてｔは時間軸を示し、該時間
軸ｔに対し垂直な破線で表現された横線５００１がチェ
ックポイントを示している。
【０１３２】本実施例においては、チェックポイント５
００１の時点で既に完了しているトランザクションＴＲ
10，ＴＲ11等のトランザクションについては、従来と同
様にそのページ更新操作は有効とされる。したがって、
これらについては、次のチェックポイントまでにシステ
ム障害が発生しても何らの復旧作業も行う必要はない。
したがって、これらのトランザクションについては、シ
ステムログファイル４１２内に記録されたトランザクシ
ョンログ情報は不要となる。また、これは本実施例の特
徴であるが、次のチェックポイントまでの間にシステム
障害が発生した場合であっても、該システム障害発生前
に完了していたチェックポイント５００１時点で実行中
であったトランザクションＴＲ1 〜ＴＲ4 については、
システムログファイル４１２内に記録されたトランザク
ションログ情報を基に再実行を行い、その全ての処理を
有効にさせる。
【０１３３】これは、図１４のフローチャートに示すリ
カバリ処理により実現される。次に、図１４のフローチ
ャートを参照して、システム障害が発生した時にデータ
ベースを回復させるために行われる上記リカバリ処理の
動作を説明する。
【０１３４】この処理において、まず、２次記憶４０上
の予め定められた位置に設けられたフラグを参照して、
リカバリ用の論理ページ管理ブロック４０２として、バ
ックアップ版４０２Ｂまたはカレント版４０２Ｃのいず
れを使用すべきかを判断する。上記フラグは、チェック
ポイント時にメモリ３０ａ上のカレント版論理ページ管
理ブロック３０２の内容を上記バックアップ版論理ペー
ジ管理ブロック４０２に書き込みを行っている間立てら
れる。そして、その書き込み終了後、該フラグをリセッ
トする。
【０１３５】上述したように、カレント版論理ページ管
理ブロック３０２のコピーは、カレント版４０２Ｃ，バ
ックアップ版４０２Ｂの順に行われる。したがって、該
フラグが立っていなければ、バックアップ版論理ページ
管理ブロック４０２Ｂへの書き込みは正常終了している
ので、この管理ブロック４０２Ｂの方を選択する。一
方、該フラグが立っていれば、該バックアップ版４０２
Ｂへの書き出し中にシステムダウンが発生し、該バック
アップ版４０２Ｂの内容は破壊されている可能性がある
ので、カレント版論理ページ管理ブロック４０２Ｃの方
を選択する。そして、選択した論理ページ管理ブロック
の内容をメモリ３０ａ上のカレント版論理ページ管理ブ
ロック３０４にコピーする（Ｓ５１）。
【０１３６】これにより、メモリ３０ａ上のカレント版
論理ページ管理ブロック３０４の内容はチェックポイン
ト時の状態に戻る。次に、２次記憶４０上のバックアッ
プ版論理ページブロック４０４Ｂの内容全体を、メモリ
３０ａ上のカレント版論理ページブロック３０４にコピ
ーし、該ブロック３０４の状態もチェックポイント時点
に戻す。これにより、メモリ３０ａ上のカレント版論理
ページ管理ブロック３０２とカレント版論理ページブロ
ック３０４の双方がチェックポイント時点の状態に戻
り、両ブロック３０２，３０４間に正しくリンクが取ら
れる。続いて、該カレント版論理ページブロック３０４
内の全てのページマッピングテーブル３０４１について
新・旧のポインタが同一の物理ページを指しているか調
べ、違っていれば新ポインタの内容を旧ポインタの内容
に合わせる（以上、Ｓ５２）。
【０１３７】尚、このチェックポイント時に、メモリ３
０ａの物理ページ格納域３０６内に、まだ２次記憶４０
上に書き出されていない更新物理ページが残っていない
か調べ、あればそれらを物理ページブロック４０６に書
き出すようにしてもよい。
【０１３８】これにより、図１３に示すトランザクショ
ンＴＲ1 ，ＴＲ2 ，ＴＲ3 ，ＴＲ4のようにチェックポ
イント５００１の時点で実行中であったトランザクショ
ンは実行がなかったものとみなされる。このため、デー
タベースは、同図において、実線５００３の前に完了し
たトランザクションまでの結果を反映したものとされ
る。また、上記チェックポイント処理により、同図の実
線５００３より以前に完了しているトランザクションの
ログは不要となるので、システムログファイル４１２内
のそれらのログについては上記チェックポイント処理時
に無効化してもよい。
【０１３９】次に、２次記憶４０上のシステムログファ
イル４１２に格納されているトランザクションログの情
報を基に、同図の実線５００３以降に実行されたトラン
ザクションの内、システム障害発生以前に完了していた
全てのトランザクションについては再実行（redo）を行
い、これらのトランザクションによるデータベース操作
を有効なものとする（Ｓ５３）。
【０１４０】ここで、上記リカバリ処理によるデータベ
ースの復旧動作を、図１５を参照しながらより詳細に説
明する。同図において、破線６０１はチェックポイン
ト、破線６０５はシステム障害発生時点を示す。また、
ＴＲ11〜ＴＲ14、ＴＲ21〜ＴＲ24、ＴＲ31〜ＴＲ34、及
びＴＲ41はトランザクションを示している。同図に示す
これらのトランザクションは、そのリカバリ操作の処理
内容により、次の５つのタイプＩ〜Ｖに分類される。 １）タイプＩのトランザクション トランザクションＴＲ11，ＴＲ31のように、チェックポ
イント６０１以前に完了していたトランザクション。
尚、トランザクションの完了は、システムログファイル
４１２内に当該トランザクションログ終了フラグが取得
されているか否かにより判断する。 ２）タイプIIのトランザクション トランザクションＴＲ21，ＴＲ32のように、チェックポ
イント６０１時点で実行状態にあり、かつシステム障害
発生時点６０５前に完了していたトランザクション。 ３）タイプIII のトランザクション トランザクションＴＲ12，ＴＲ13，ＴＲ22，ＴＲ23，Ｔ
Ｒ33のように、チェックポイント６０１以後に実行さ
れ、かつシステム障害発生時点６０５前に完了していた
トランザクション。 ４）タイプIVのトランザクション トランザクションＴＲ14，ＴＲ24，ＴＲ34のように、チ
ェックポイント６０１以後に実行され、かつシステム障
害発生時点６０５で実行状態にあったトランザクショ
ン。 ５）タイプＶのトランザクション トランザクションＴＲ41のようにチェックポイント６０
１時点で実行状態にあり、かつシステム障害発生時点６
０５でも実行状態にあったトランザクション。
【０１４１】次に、上記５つのタイプＩ〜Ｖのトランザ
クションの個々に対する障害復旧処理につてい述べる。 タイプＩのトランザクション（ＴＲ11，ＴＲ31）に
よる処理は有効であり、チェックポイント６０１時に、
その処理結果は２次記憶４０上のデータベースに反映さ
れている。したがって、何らの処理も行う必要はない。 タイプIIのトランザクション（ＴＲ21）について
は、前記図１４のフローチャートのステップＳ５１及び
ステップＳ５２の処理により、一度不実行（undo)の状
態（図１５の実線６０３の時点）に戻す。次に、システ
ムログファイル４１２から該トランザクションのトラン
ザクションログ情報４１２４を読み出し、それを基に再
実行（redo) を行う。これにより、タイプIIのトランザ
クションによる処理が有効となり、その結果がデータベ
ースに反映される。
【０１４２】尚、当該トランザクション情報４１２４の
検索は、システムログファイル４１２内から該当するト
ランザクションログ開始フラグ・トランザクション識別
子４１２２を見つけ出すことによって行う。 タイプIII のトランザクション（ＴＲ12，ＴＲ13，
ＴＲ22，ＴＲ23，ＴＲ33）については、一度不実行（un
do) の状態に戻す（これは、上記ステップＳ５１及びＳ
５２の処理により、データベースの状態が図１５の実線
６０２の時点まで戻ることに対応している）。次に、シ
ステムログファイル４１２から当該トランザクションロ
グ情報を読み出して、これを基に再実行を行う。これに
より、これらのトランザクションの処理は有効化され
る。 タイプIVのトランザクション（ＴＲ14，ＴＲ23，Ｔ
Ｒ34）のトランザクションとタイプＶのトランザクショ
ン（ＴＲ41）は実行中にシステム障害が発生したので、
コミット処理は行われておらず、その処理結果は２次記
憶４０上のデータベースに反映されていない。したがっ
て、何らの処理も行わない。尚、これらのトランザクシ
ョンについては、システムログファイル４１２内にトラ
ンザクションログ終了フラグ４１２６が取得されていな
いので、該フラグ４１２６の有無により実行中にシステ
ム障害が発生したか否かを判断できる。
【０１４３】このように、本実施例においては、論理ペ
ージを物理ページに変換する機構であるページテーブル
である論理ページブロック３０４についても、論理ペー
ジ管理ブロック３０２を用いてシャドウページ方式によ
り管理するので、複数のトランザクションが実行中であ
るときにもチェックポイントを取得することができる。
また、この場合、旧ポインタを新ポインタに合わせる操
作は、ポインタ総数が論理ページブロック３０４（従来
のページテーブルに対応）に比べて著しく小さい論理ペ
ージ管理ブロック３０２に対してのみ行えばよいので、
チェックポイント処理を高速に行うことができる。
【０１４４】そして、システム障害発生時には、２次記
憶４０上にバックアップされていた論理ぺージブロック
４０４内の新・旧ポインタを操作して、上記チェックポ
イント時において実行中であったトランザクションによ
ってデータ更新操作がなされていた物理ページを無効と
し、該ブロック４０４内の旧ポインタが指す物理ページ
（シャドウページ）を一時的に最新物理ページとする。
そして、システムログファイル４１２内に取得されてい
た該トランザクションのトランザクションログ情報４１
２４を用いて該一時的な最新物理ページに対し該トラン
ザクションの全てのデータベース操作を再実行させ、該
トランザクションを完了させる。したがって、本実施例
のチェックポイント取得方式によれば、複数のトランザ
クションが実行中のときでもチェックポイントを取得で
き、かつシステム障害が発生してもそれらのトランザク
ションが該障害発生時に既に完了していれば、それらの
トランザクションを有効なものとすることができる。こ
のため、システム障害発生時でのチェックポイント時か
らのログ量を少なくすることが可能となり、データベー
スの復旧処理時間を短くすることができる。
【０１４５】次に、論理ページ管理ブロック（３０２，
４０２）と論理ページブロック（３０４，４０４）の他
の構成例を図１６に示す。この例では、まず、論理ペー
ジブロック（３０４，４０４）の各論理ページに対し
て、予め固定的に２つの物理ページ（ページフレーム３
０４１）を割り付けておく、そして、これらの物理ペー
ジ３０４１を各エントリ毎にグループ０、グループ１の
２つのグループに分けておく。すなわち、この場合、論
理ページブロック３０４は連続する物理ページ領域上に
配置される。このとき、論理ページ管理ブロック３０２
の新・旧ポインタは、対応するエントリのグループ０ま
たはグループ１の物理ページのいずれかを指すようにす
る。このため、この新・旧ポインタは１ビットで実現で
きる。尚、この場合、新・旧ポインタはフラグとして機
能する。
【０１４６】このような構成とした場合、シャドウペー
ジの取得／解放が１ビット操作で済むため、チェックポ
イント時及びチェックポイント後のページフレーム３０
４１におけるシャドウページの取得／解放を高速に行
え、チェックポイントの処理時間を短縮化できるという
利点がある。
【０１４７】また、論理ページ管理ブロック３０２と論
理ページブロック３０４の構成としては、上記以外に
も、論理ページと物理ページとの対応情報を記憶するデ
ィレクトリの形式をとってもよい。また、新ポインタと
旧ポインタをそれぞれ別々のページテーブルで管理する
ようにしてもよい。
【０１４８】尚、上記実施例では、２次記憶４０上にお
いて、論理ページ管理ブロック４０２と論理ページブロ
ック４０４を二重化するようにしているが、特に二重化
しなくてもよい。また、２つのブロックを共にバックア
ップ用に共用するのではなく、バックアップ版として使
用するブロックを交互に使い分けるようにしてもよい。
また、２次記憶４０として、フラッシュメモリやＲＡＭ
ディスク等のような不揮発性の半導体メモリを用いるよ
うにしてもよい。この場合、磁気ディスクや光磁気ディ
スクよりもアクセス速度が高速になるので、例えばクラ
イアント／サーバシステムなどで複数のクライアントを
サポートするＯＬＴＰ（オンライン・トランザクション
処理；Online Transaction processing)の多いデータベ
ースに好適である。
【０１４９】
【発明の効果】以上、説明したように、請求項１乃至１
４記載の発明によれば、トランザクション実行中におい
てもチェックポイントを取得でき、しかも該処理を高速
に行うことができる。
【０１５０】また、請求項１５乃至１７記載の発明によ
れば、該チェックポイント時に実行中で、かつ、システ
ム障害発生以前に完了していたトランザクション及び該
チェックポイント以後に実行され、かつ、該システム障
害発生時点前に完了していたトランザクションを、該シ
ステム障害発生後に再実行させるために必要なログ情報
が得られる。
【０１５１】さらに、請求項１８記載の発明によれば、
システム障害が発生した場合、該システム障害発生前の
状態にデータベースを復旧させる処理を高速に行うこと
ができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の原理説明図である。
【図２】本発明の一実施例のシステム構成を示すブロッ
ク図である。
【図３】論理ページ管理ブロック、論理ページブロッ
ク、及び物理ページブロックの構成並びにそれらのリン
ク関係を説明する図である。
【図４】論理ページ管理ブロックと論理ページブロック
の具体的な構成例を説明する図である。
【図５】物理ページ空き管理マップの構成を説明する図
である。
【図６】トランザクションログの内容を説明する図であ
る。
【図７】システムログファイル内に記録されるログの形
式を説明する図である。
【図８】システム全体の動作を説明するフローチャート
である。
【図９】ページ参照処理を説明するフローチャートであ
る。
【図１０】ページ更新処理を説明するフローチャートで
ある。
【図１１】ページ更新処理を説明する模式図である。
【図１２】チェックポイント処理を説明するフローチャ
ートである。
【図１３】チェックポイント処理を説明する図である。
【図１４】リカバリ処理を説明するフローチャートであ
る。
【図１５】リカバリ処理を詳細に説明する図である。
【図１６】論理ページ管理ブロックと論理ページブロッ
クの他の構成例を説明する図である。
【図１７】従来のシャドウページ方式を説明する図であ
る。
【符号の説明】
１ データベース記憶手段 ２ カレント版ページテーブル ３ カレント版ページテーブル管理テーブル ４ バックアップ版ページテーブル ５ バックアップ版ページテーブル管理テーブル ６ 空き物理ページ管理手段 ７ 第１の更新手段 ８ 第２の更新手段 ９ 第３の更新手段 １０ チェックポイント処理手段 １１ ログファイル １２ ログ取得手段 ２１ 第１の制御手段 ２２ 第２の制御手段 ２３ 第３の制御手段

Claims (18)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 データが論理的な領域である複数の論理
    ページに分割されて格納されるデータベースの管理方式
    において、 該データベースの実体のデータを該論理ページに１対１
    に対応する物理ページに分割して記憶する２次記憶上の
    データベース記憶手段（１）と、 上記各論理ページについて、それらの最新の更新データ
    が格納されている最新物理ページと該更新前のデータが
    格納されているシャドウ物理ページの上記データベース
    記憶手段内での位置情報を管理するカレント版ページテ
    ーブル（２）と、 チェックポイント時にバックアップがとられた該カレン
    ト版ページテーブルをシャドウページテーブル、該チェ
    ックポイント後に更新された該カレント版ページテーブ
    ルを最新ページテーブルとして管理するカレント版ペー
    ジテーブル管理テーブル（３）と、 チェックポイント時点での上記カレント版ページテーブ
    ル（２）の内容を記憶する２次記憶上のバックアップ版
    ページテーブル（４）と、 データベース復旧時に用いられる、上記各論理ページに
    ついて、それらの回復すべきデータが格納されている前
    記２次記憶上の物理ページの位置情報が設定されている
    ページテーブルの内容を記憶する２次記憶上のバックア
    ップ版ページテーブル管理テーブル（５）と、 該２次記憶上の未使用の物理ページを管理する空き物理
    ページ管理手段（６）と、 トランザクションの実行によりある論理ページのデータ
    更新が行われる際、まず、前記カレント版ページテーブ
    ル管理テーブル（３）をアクセスし、該論理ページに対
    応する物理ページの位置情報を有するページテーブルを
    に対してシャドウページテーブルが存在しない場合に
    は、該空き物理ページ管理手段（６）の管理情報を参照
    して、現時点で未使用の物理ページを獲得し、該物理ペ
    ージにそれまでの最新ページテーブルの内容をコピーし
    て、これを上記論理ページ用の最新ページテーブルとし
    て、またそれまでの最新ページテーブルをシャドウペー
    ジテーブルとして前記カレント版ページテーブル管理テ
    ーブル（３）に登録すると共に、上記新たに獲得した物
    理ページを前記空き物理ページ管理手段（６）に使用中
    として設定し、次に該カレント版ページテーブル管理テ
    ーブル（３）の管理情報に基づきカレント版ページテー
    ブル（２）内の上記論理ページに対応する物理ページの
    位置情報を調べ、該位置情報により上記論理ページに対
    応するシャドウ物理ページが存在しない場合には、前記
    空き物理ページ管理手段（６）の管理情報を参照して、
    前記データベース記憶手段（１）から現時点で未使用の
    物理ページを獲得し、該物理ページを上記論理ページの
    最新物理ページとして上記カレント版ページテーブル
    （２）に登録する第１の更新手段（７）と、 該第１の更新手段（７）によって更新された後のカレン
    ト版ページテーブル（２）を参照して、該カレント版ペ
    ージテーブル（２）に登録されている上記データ更新す
    べき論理ページに対応する最新物理ページに該論理ペー
    ジの更新後の内容を書き出し、その後該カレント版ペー
    ジテーブル（２）の上記論理ページに対応するシャドウ
    ページを指す位置情報を上記最新物理ページを指すよう
    に変更する第２の更新手段（８）と、 前記空き物理ページ管理手段（６）に該シャドウページ
    を未使用として設定する第３の更新手段（９）と、 前記主記憶上のカレント版ページテーブル管理テーブル
    （３）の内容を現在の最新ページテーブルのみを有効と
    するように変更し、この変更後の内容を前記２次記憶上
    のバックアップ版ページテーブル管理テーブル（５）に
    反映させると共に、前記主記憶上のカレント版ページテ
    ーブル（２）の内容を、前記２次記憶上のバックアップ
    版ページテーブル（４）に反映させるチェックポイント
    処理手段（１０）と、 を有することを特徴とするデータベース管理方式。
  2. 【請求項２】 前記カレント版ページテーブル管理テー
    ブル（３）は、 シャドウページテーブルを指す第１のポインタと、 最新ページテーブルを指す第２のポインタを、 備えることを特徴とする請求項１記載のデータベース管
    理方式。
  3. 【請求項３】 前記シャドウページテーブルと前記最新
    ページテーブルは、複数の物理ページから成り、前記第
    １のポインタと前記第２のポインタは当該物理ページを
    指すことを特徴とする請求項２記載のデータベース管理
    方式。
  4. 【請求項４】 前記カレント版ページテーブル管理テー
    ブル（３）は、前記第１のポインタと前記第２のポイン
    タを、それぞれ個別のテーブルにより管理することを特
    徴とする請求項３記載のデータベース管理方式。
  5. 【請求項５】 前記カレント版ページテーブル（２）
    は、各論理ページについて、シャドウ物理ページを指す
    第１のポインタと最新物理ページを指す第２のポインタ
    を有することを特徴とする請求項１記載のデータベース
    管理方式。
  6. 【請求項６】 前記カレント版ページテーブル（２）
    は、前記第１のポインタと前記第２のポインタを、それ
    ぞれ個別のテーブルにより管理することを特徴とする請
    求項５記載のデータベース管理方式。
  7. 【請求項７】 前記カレント版ページテーブル（２）の
    各論理ページに対して、前記２次記憶上に予め２つの物
    理ページを割り付けておき、該２つの物理ページを２つ
    のグループに分け、 前記カレント版ページテーブル管理テーブル（３）は、
    上記カレント版ページテーブルの各論理ページに対応す
    る２つの物理ページのそれぞれに固定的に割り当てられ
    た２つのフラグを有し、該２つのフラグはそれぞれ対応
    する物理ページが、現在、シャドウページテーブルまた
    は最新ページテーブルのいずれに属するかを示す値に設
    定される、 ことを特徴とする請求項１記載のデータベース管理方
    式。
  8. 【請求項８】 前記バックアップ版ページテーブル管理
    テーブル（５）は、前記２次記憶上に２つ用意され、 前記チェックポイント処理手段（１０）は、上記２つの
    ページテーブル管理テーブルに対して前記カレント版ペ
    ージテーブル管理テーブル（３）の内容を反映させる、 ことを特徴とする請求項１記載のデータベース管理方
    式。
  9. 【請求項９】 前記２次記憶上に更新フラグを設け、 前記チェックポイント処理手段（１０）は、後で書き込
    みを行うページテーブル管理テーブルに対して前記反映
    処理を行っている間、前記更新フラグをセットし、該反
    映処理終了後、前記更新フラグをリセットさせる、 ことを特徴とする請求項８記載のデータベース管理方
    式。
  10. 【請求項１０】 前記バックアップ版ページテーブル管
    理テーブル（５）は、前記２次記憶上に２つ用意され、 前記チェックポイント処理手段（１０）は、前記カレン
    ト版ページテーブル管理テーブル（３）の内容を反映さ
    せるバックアップ版ページテーブル管理テーブル（５）
    としてそれら２つのページテーブル管理テーブルを交互
    に使用する、 ことを特徴とする請求項１記載のデータベース管理方
    式。
  11. 【請求項１１】 前記バックアップ版ページテーブル
    （４）は、前記２次記憶上に２つ用意され、 前記チェックポイント処理手段（１０）は、上記２つの
    ページテーブルに対して前記カレント版ページテーブル
    （２）の内容を反映させる、 ことを特徴とする請求項１記載のデータベース管理方
    式。
  12. 【請求項１２】 前記２次記憶上に更新フラグを設け、 前記チェックポイント処理手段（１０）は、後で書き込
    みを行うページテーブルに対して前記反映処理を行って
    いる間前記更新フラグをセットし、該反映処理終了後、
    前記更新フラグをリセットさせる、 ことを特徴とする請求項１１記載のデータベース管理方
    式。
  13. 【請求項１３】 前記バックアップ版ページテーブル管
    理テーブル（５）は、 前記２次記憶上に２つ用意され、 前記チェックポイント処理手段（１０）は、前記カレン
    ト版ページテーブル（２）の内容を反映させるバックア
    ップ版ページテーブル管理テーブル（５）としてそれら
    ２つのページテーブルを交互に使用する、 ことを特徴とする請求項１記載のデータベース管理方
    式。
  14. 【請求項１４】 前記チェックポイント処理手段（１
    ０）は、前記カレント版ページテーブル管理テーブル
    （３）において削除したシャドウページテーブルを構成
    していた全ての物理ページについて、前記空き物理ペー
    ジ管理手段（６）内において未使用として管理されるよ
    うにその管理情報を変更させる、 ことを特徴とする請求項１記載のデータベース管理方
    式。
  15. 【請求項１５】 各トランザクションのログ情報が記録
    される２次記憶上のログファイル（１１）と、 各トランザクションの完了時に、該トランザクションの
    ログ情報を該ログファイル（１１）に書き込むログ取得
    手段（１２）を、 さらに有することを特徴とする請求項１，２，３，４，
    ５，６，７，８，９，１０，１１，１２，１３または１
    ４記載のデータベース管理方式。
  16. 【請求項１６】 前記ログファイル（１１）に格納され
    る各トランザクションのログ情報は、少なくともトラン
    ザクションの開始を示すフラグ、該トランザクションに
    一意的に割り当てられる識別子、該トランザクションの
    データベース操作の履歴情報、及び該トランザクション
    の終了を示すフラグを有する、 ことを特徴とする請求項１５記載のデータベース管理方
    式。
  17. 【請求項１７】 前記トランザクションのデータベース
    操作の履歴情報は、少なくともデータベース操作の種類
    を示す情報、該データベース操作が行われた論理ページ
    を示す情報、該論理ページの更新前のデータが格納され
    ている物理ページを示す情報、及び該論理ページの更新
    後のデータが格納されている物理ページを示す情報から
    成る１組の情報が、該トランザクションで実行された全
    てのデータベースの更新に係わる操作について時系列に
    記録されたものである、 ことを特徴とする請求項１６記載のデータベース管理方
    式。
  18. 【請求項１８】 システム障害が発生たとき、前記２次
    記憶からバックアップ版ページテーブル管理テーブル
    （５）を読み出し、該バックアップ版ページテーブル管
    理テーブル（５）の内容をカレント版ページテーブル管
    理テーブル（３）に反映させる第１の制御手段（２１）
    と、 該システム障害が発生したとき、前記２次記憶からバッ
    クアップ版ページテーブル（４）を読み出し、該バック
    アップ版ページテーブル（４）の内容を、対応する物理
    ページがシャドウ物理ページと最新物理の両方を指して
    いる論理ページの位置情報については、これを該シャド
    ウ物理ページのみを指すように変更し、この変更により
    得られたページテーブルの内容を前記カレント版ページ
    テーブル（２）に反映させる第２の制御手段（２２）
    と、 上記第１の制御手段（２１）によって作成されたカレン
    ト版ページテーブル管理テーブル（３）と、該第２の制
    御手段（２２）によって作成されたカレント版ページテ
    ーブル（２）と、前記ログファイル（１１）に格納され
    ているログ情報とを基に、チェックポイント時に実行中
    でありかつ上記システム障害発生前に完了していたトラ
    ンザクション及び該チェックポイント以後に実行され、
    かつ、上記システム障害発生前に完了していたトランザ
    クションを再実行させて、それらのトランザクションが
    完了した状態に前記データベース記憶手段（１）内のデ
    ータベースを復旧させる第３の制御手段（２３）と、 をさらに有することを特徴とする請求項１５，１６また
    は１７記載のデータベース管理方式。
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