JPS62245347A - データベースシステムおよびその処理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、データベースシステムにおけるトランザクシ
ョンのデータベース更新方式に係り、特にデータベース
の更新および参照の高速化ならびに障害発生時のデータ
ベース回復の高速化に好適なデータベースキャッシング
方式に関するものである。

〔従来の技術〕

従来より、電源断等のシステム障害や、プログラム誤り
等によるトランザクション障害が発生してもデータベー
スの論理的一貫性を保つため、トランザクションによる
データベース更新実行に先立ってその更新内容を履歴情
報として磁気テープ等の不揮発性媒体に記録することが
広く行われている（Ｃ，Ｊ、ディト著：データベースシ
ステムの紹介１９８３（Ｃ，Ｊ、Ｄａｔｅ：Ａｎ　Ｉｎ
ｔｒｏｄｕｃｔｉｏｎ　ｔｏ　ＤａｔａｂａｓａＳｙｓ
ｔｅｍｓ、Ｖｏｌ、　ＩＩ　Ａｄｄｉｓｏｎ　Ｖｅｓｌ
ｅｙ））。

この方式によれば、データベース更新履歴情報を逐次解
析することにより、システム障害発生時に実行未完了ト
ランザクションのデータベース更新結果は、無効とし、
実行完了トランザクションの更新結果は全てデータベー
スに反映させることができる。またトランザクション障
害時には、そのデータベース更新結果を全て無効にする
ことができる。

いま、ひとつの公知例として、トランザクションが実行
中にデータベース更新を行う際、更新前の情報を保存す
るため自情報の格納個所とは異なる新しい個所に更新結
果を書き出す方式がある（Ｒ，Ａ、ローリ−著：物理的
完全に長セグメントされたデータベースＡＣＭ、ＴＯＤ
Ｓ　１９７７（Ｒ，Ａ、Ｌｏｒｉｅ　：Ｐｈｙｓｉｃａ
ｌ　Ｉｎｔｅｇｒｉｔｙ　ｉｎ　ａ　Ｌａｇｒｅ　Ｓａ
ｇｍｅｎｔｅｄＤａｔａｂａｓｅ、ＡＣＭ　ＴＯＤＳ、
Ｖｏｌ、２．＆１（１９７７）、ｐｐ、９ｌ−１０４）
。

この方式では、トランザクション実行完了までにその全
てのデータベース更新内容を新たな格納個所に書き出し
、トランザクション実行完了時点で更新前情報を無効、
更新後情報を有効とする。

したがって、システム／トランザクション障害が発生し
てもデータベースの論理的一貫性を保つことができ、デ
ータベース更新履歴情報の取得は不要である。

〔発明が解決しようとする問題点〕

上述した前者の従来の方式では、上記データベース更新
履歴情報解析に基づくデータベースの回復処理が、障害
回復を遅れさせる一因となっている。解析するデータベ
ース更新履歴情報の量を減らすためにはチェックポイン
ト・ダンプ（定期的にデータベース更新結果を書き出す
こと）を取得することが有効だが、この場合、取得時に
システムの処理能力が甚だ低下するという問題がある。

また、この方式では、トランザクション実行完了時点で
、未だデータベースに反映されていないその更新結果は
全て履歴情報として一括取得する必要があるが、このシ
ーケンシャル書き出し処理がシステム処理能力のボルト
ネックとなる恐れがある。

上述した後者の従来の方式では、データベースの情報格
納個所が時間とともに変化するので、一般に情報の論理
的参照順序と物理的格納順序とは一致し難いという問題
がある。したがって、シーケンシャルに情報を参照する
トランザクションなどの実行効率が甚だ低下する恐れが
ある。また、この方式では、トランザクション実行完了
までに、その全てのデータベース更新結果を書き出さな
ければならないが、通常データベースは単位容量あたり
の価格は低いかわりに、ランダム・アクセス時間が比較
的長大な不揮発性媒体に蓄積されるので、この更新処理
がシステム処理能力のボルトネックとなる可能性もある
。

本発明の目的は、このような従来の問題を解決し、シス
テム／トランザクション障害が発生しても実行完了トラ
ンザクションのデータベース更新結果を保証することが
必要なデータベースシステムにおいて、データベース更
新１参照処理の高速化、ならびにシステム１トランザモ 生時のデータベース回復処理の高速化を図れるデータベ
ースキャッシング方式を提供することにある。

〔問題点を解決するための手段〕

上記問題点を解決するため、本発明では、複数の大量の
データを蓄積するデータベース蓄積媒体上に構成される
データベースと、上記データベース蓄積媒体よりランダ
ム・アクセス時間が短い不揮発性の中間記憶媒体と、該
中間記憶媒体上に設けられ上記データベースの一部を一
時的に記憶するためのキャッシュと、障害時に保証すべ
きデータベース情報の格納個所を示すページマツプと、
トランザクションにより更新中のデータベース情報の格
納個所を示すカレントマツプと、上記データベース蓄積
媒体上でのデータベース情報の格納個所を示すストレー
ジマツプと、上記キャッシュ内の領域が使用中か否かを
示すキャッシュ使用マツプとを備え、上記トランザクシ
ョンの実行により上記データベース情報を更新するとき
、上記実行完了以前に全ての更新後情報を上記キャッシ
ュに格納すること、また、該格納の際、上記ページマツ
プで示される格納個所以外の個所を上記キャッシュ使用
マツプにより見出し該キャッシュ使用マツプ内に格納す
ること、また、該格納の際見出した格納個所を上記カレ
ントマツプに登録すること、またトランザクション実行
完了時点で上記カレントマツプの示す格納個所を上記ペ
ージマツプにコピーすることにより更新後情報を有効化
すること、また上記キャッシュが満杯になったときは該
キャッシュ内の有効な更新後情報を上記ストレージマツ
プの示す格納個所すなわち当該情報が元から蓄積されて
いたデータベース蓄積媒体上の格納個所に書き出し、該
格納個所を上記ページマツプにコピーすること、またシ
ステム障害時には上記ページマツプを該記憶された不揮
発性媒体よりメモリに読み込み、上記データベース情報
と該格納個所の関係を修復することにより上記データベ
ースをアクセスすることに特徴がある。

〔作用〕

トランザクション実行完了までにデータベース更新結果
を全て中間記憶上のキャッシュに書き出す、このとき、
更新前情報はデータベースに格納されている場合もあり
、またキャッシュ内に格納されている場合もあるが、い
ずれの場合もキャッシュ内の新たな個所に更新後情報を
格納し、更新前情報を保存する。トランザクション実行
完了時点で、そのデータベース更新後情報を有効とし、
更新前情報を無効とする。ここで、キャッシュが満杯に
なると、あふれた情報をデータベースに書む込むが、こ
のときは当情報が元格納されていた個所に重ね書きする
。ただし、データベースに書き込む情報には、現在実行
中のトランザクションによる更新結果は含めない、この
ような処理をランダム・アクセス時間の短い不揮発性媒
体をデータベースのキャッシュとして用いて行うので、
データベースへのシーケンシャルな参照や更新は高速に
実行できる。

〔実施例〕

以下、本発明の一実施例を、図面により詳細に説明する
。

本実施例では、データベース蓄積媒体に比して容量は小
さくてよいが、ランダム・アクセス時間の短い不揮発性
媒体をデータベースのキャッシュすなわち中間記憶媒体
として用いる０例えば、データベース蓄積媒体に磁気デ
ィスク、中間記憶媒体に半導体記憶装置を使用する。こ
のとき中間記憶へのランダム・アクセス時間はほぼ無視
できる。

以下、後述の第１図〜第６図により本実施例のシステム
構成について説明する。

第１図は本発明の一実施例を示すデータベースシステム
の全体構成図であり、磁気ディスク等の大容量で不揮発
性の媒体（以下、データベース蓄積媒体という）１０上
に蓄積されたデータベースと、これよりランダム・アク
セス時間が短く不揮発性の半導体記憶装置等の中間記憶
２ｏとが。

ＣＰＵ／メモリ（１）（以下、単にメモリ１という）に
接続されている。中間記憶２０の構成を第２図に示す、
中間記憶２０は、第２図に示すように、キャッシュ領域
３０．システム履歴領域４０、制御情報領域５０の３つ
から構成される。

システム履歴領域４０には、後述するプロセス完了ジャ
ーナルやトランザクション完了ジャーナルなど、データ
ベース更新以外の履歴情報が取得される。制御情報領域
５０には、後述するページマツプやキャッシュ使用マツ
プ、ストレージマツプなど、データベースの参照、更新
、回復に必要な制御テーブルが格納される。なお、キャ
ッシュ領域（以下、単にキャッシュという）３０はスロ
ットとよばれる固定長のレコードに分割されている。

トランザクションが参照／更新するデータベースの空間
はページとよばれる固定区画に分割されているが、スロ
ットはページを格納するためのものであり、両者のサイ
ズは一致する（例えば、４にバイト）、各スロットは１
回の入出力動作で参照／更新ができる。後述のように５
キヤツシユはデータベース内の情報を一時的に記録する
ためのものである。

第３図は本実施例によるページマツプ３であり、各ペー
ジに対して、障害時に保証すべき論理的一貫性のあるペ
ージ内容の格納位置を示す。ａ＋　はページｉ（１≦ｉ
≦ｎ）が格納されるスロット・アドレスである（図中６
０で示す）、ページマツプ３は中間記憶２０およびメモ
リ１内に置かれる。

第４図は本実施例によるカレントマツプ４であり、現在
トランザクションが更新中のページ内容が格納される。

ｂｔはページｉ（１≦ｉ≦ｎ）が格納されるスロットア
ドレスである（図中７０で示す）。カレントマツプ４は
メモリ１内に置かれる。

第５図は本実施例によるストレージマツプ５であり、各
ページに対して、それがデータベース蓄積媒体１０上で
格納される位置を示す。Ｃ，はページｉ（１≦ｉ≦ｎ）
が格納されるスロット・アドレスである（図中８０で示
す）。スロットアドレスＣＩはａｔやｂｌと異なり、時
間とともに内容が変わることはない。ストレージマツプ
５はメモリ１内および中間記憶２０に置かれる（中間記
憶２０の代わりに、データベース蓄積媒体１０上に置い
てもよい）。

第６図は本実施例によるキャッシュ使用マツプ６であり
、キャッシュ３０内の各スロットが使用中か未使用中か
を示すビットマツプである。キャッシュ使用マツプ６は
メモリ１内および中間記憶２０に置かれる。ただし、後
述のように、メモリ１内のキャッシュ使用マツプ６の内
容と中間記憶２０上のキャッシュ使用マツプ６の内容と
は少し異なる。これは、後者がページマツプ３で示され
るスロットのみ使用中とするのに対し、前者はこれに加
えてカレントマツプ４で示されるスロットをも使用中と
するためである。

次にシステム動作について説明する。システム動作を通
常時動作、システム障害時動作、トランザクション障害
時動作に分けて述べる。

（ｉ）通常時動作 第７図は、本実施例によるシステムの通常時動作の概略
フローチャートである。トランザクションの実行開始か
ら終了までの本発明にかかわる処理はステップ７０１〜
ステツプ７０６の順序で行われる。ステップ７０７は適
宜実行される。以下、第７図に従って通常時動作を詳細
に説明する。

（ａ）実行中のページｉ読み込み（ステップ７０１）　
：カレントマツプ４の当該ページのエントリｂ１７０を
サーチするａ　ｂｔ＝ｎｕｌｌの場合、ページマツプ３
上の当該ページのエントリ８１６０の示すスロットアド
レスを求め、ページを読み込む。これは当該ページを当
トランザクションにおいて初めて読み込む場合である。

ただし、ｂ　ｔ　＝　ａ　ｔとする。ｂ１≠ｎｕｌｌの
場合、当該ページは既に当トランザクションにおいて、
１回以上読み込まれたはずであり、ｂｉの示すスロット
アドレスからページｉを読み込む。後述のように、この
場合一般にｂｉとａｌとは一致しない。

（ｂ）実行中のページｉ書き出しくステップ７０２）　
：ｂｓとａｌが一致するかどうか調べる。ｂ１＝ａｌの
ときは、ページｉを当トランザクションにおいて初めて
書き出す場合である。このとき、メモリ１内のキャッシ
ュ使用マツプ６で未使用スロットをみつけ、そのスロッ
トアドレスをｂｔにセットし、さらにそのスロットにペ
ージｉを書き出す、この結果、ｂ１≠ａ＋となる。新し
く使用中となったスロットの該当ビットをメモリ１内の
キャッシュ使用マツプ６でオンとする。

また、新しく使用中となったスロットをＬＲＵ（Ｌｅａ
ｓｔ　ＲｅｃｅｎｔｒｙＵｓｅｄ）チェインの末尾に公
知の方法で９．録する。なお、未使用スロット数が一定
の閾値以下になると、後述ステップ７０７の処理を実行
する。ｂ１≠ａｉの場合、ページｉは当トランザクショ
ンにおいて既に１回以上書き出されている。したがって
、ｂ童の示すスロットにページｉを書き出す。

（ｃ）コミット命令発行時の更新ページ書き出しくステ
ップ７０３）： 上記ステップ７０２は、メモリ１内のページ格納領域が
溢れた場合などに実行される処理である。本ステップは
、トランザクションで実行中のプログラムから処理完了
をあられすコミット命令が発行されたとき、当トランザ
クションで更新した全てのページをキャッシュ３０に書
き出す処理である。内容は、上記ステップ７０２の処理
を各ページについて実行することに他ならない。なお、
本ステップの処理実行中にシステム障害やトランザクシ
ョン障害（入出力エラー等）が生じたとき、当トランザ
クションは実行未完了とみなし、データベース更新結果
は保証しない。

（ｄ）プロセス完了ジャーナル取得（ステップ７０４）
：上記ステップ７０３の処理が終了すると、トランザク
ションのプロセスが完了した旨を告げるプロセス完了ジ
ャーナルを中間記憶２０のシステム履歴領域４ｏに取得
する。すなわち、当トランザクションの更新した全ての
ページについて、そのページ番号とカレントマツプ４上
の対応するスロットのアドレスを記憶し、さらにトラン
ザクション番号を記録する。未処理が完了した時点で、
当トランザクションは実行完了とみなし、以後そのデー
タベース更新結果は保証される。− （ｅ）中間記憶２０上のページマツプ３とキャッシュ使
用マツプ６の更新（ステップ７０５）：上記ステップ７
０４の処理が終了すると、当トランザクションの更新ペ
ージの全てについて、カレントマツプ４の内容をメモリ
１内のページマツプ３にコピーする。すなわち、ａｔ：
ｌ）＋（ｉは当トランザクションの更新ページ）、コピ
ー後のページマツプ３を中間記憶２０に書き出し、これ
を更新する。さらにｂ　１＝ｎｕｌｌ（ｉは当トランザ
クションの更新ページ）とし、カレントマツプ４のコピ
ー済エントリを無効とする。

また、メモリ１内のキャッシュ使用マツプ６を中間記憶
２０に書き出し、これを更新する。

ただし、ここで、メモリ１内のキャッシュ使用マツプ６
には予め次の変更を加えておく、すなわち、上記のメモ
リ内ページマツプ変更に先立ち、当トランザクションの
更新ページの全てについて、変更以前のページマツプ３
で示されるスロットがキャッシュ内に存在するとき、メ
モリ１内のキャッシュ使用マツプ６上の該当ビットをオ
フとする。

本ステップの処理により、当トランザクションの更新結
果は有効となる。なお、本処理実行中にシステム障害な
いし、トランザクション障害（入出力エラー等）が生じ
ても、後述のように、プロセス完了ジャーナルを用いて
ページマツプ３やキャッシュ使用マツプ６の修復が行わ
れる。

（ｆ）トランザクション完了ジャーナル取得（ステップ
７０６）： 上記ステップ７０５の処理が終了すると、当トランザク
ションの全ての処理が完了した旨を告げるトランザクシ
ョン完了ジャーナルを中間記憶２０のシステム履歴領域
４０に取得する。

具体的には、トランザクション番号を記録する。

（ｇ）データベースへのステージング（ステップ７０７
）： キャッシュ３０内のＬＲＵチェインの先頭からスロット
を選び、ストレージマツプ５よりそこに格納されている
ページｉのデータベース上の格納位置ｃ　ｉ　８０を求
め、Ｃ８に書き出してデータベース上の当該ページを更
新する。キャッシュ使用マツプ６上の該当ビットをオフ
とし、ページマツプ３をａ　ｔ　＝　ＣＩとする。ただ
し、このとき１選ばれるスロットは、ページマツプ登録
済なもの、すなわち、有効なものでなければならない。

キャッシュ３０内の未使用スロット数が閾値に達するま
で、上記処理を繰り返す。最後に中間記憶２０上のペー
ジマツプ３とキャッシュ使用マツプ６を更新する。

（…）システム障害時動作 電源断等のシステム障害が発生したときのデータベース
回復動作を下記（ａ）、　（ｂ）に述べる。これらの処
理実行後、システムはメモリ１内のページマツプ３に基
づいて必要なページを読み込み、通常処理を開始する。

（ａ）マツプ類の読み込み： ページマップ３．キャッシュ使用マツプ６゜ストレージ
マツプ５を中間記憶２０からメモリ１に読み込む。

（ｂ）システム履歴の解析： プロセス完了ジャーナルを取得済でかつ、トランザクシ
ョン完了ジャーナルを未取得のトランザクションがあっ
たとき、当トランザクションによる更新を反映したペー
ジマツプ３がキャッシュ使用マツプ６が未だ中間記憶２
０に書かれない間にシステム障害が発生したことになる
。

したがって、プロセス完了ジャーナル内の更新ページ番
号とスロットアドレスより、ページマツプ３とキャッシ
ュ使用マツプ６を修正し、これを中間記憶２０に書き出
す。具体的には、当トランザクションの更新ページの全
てについて。

下記処理を行う。まず、修正前のページマツプ３で示さ
れるスロットがキャッシュ３０内にあるとき、キャッシ
ュ使用マツプ６の該当ビットをオフとする０次にプロセ
ス完了ジャーナル内のスロット・アドレスでページマツ
プ３の該当エントリを書き換え、これを修正する。さら
に、キャッシュ使用マツプ６上でこのスロットの該当ビ
ットをオンとする。

ただし１本項（ｂ）の処理が発生する確率は低い。

（ｍ）トランザクション障害時動作 トランザクション障害としては、プロセス完了ジャーナ
ル取得以前にプログラムエラー等により発生する障害と
、プロセス完了ジャーナル取得以後ページマツプやキャ
ッシュ使用マツプ書き出し中に入出力エラー等により発
生する障害とがある。

後者の発生確率は低いが、その場合の処理は前述のシス
テム障害時動作の（ｂ）に準じて行う、ここでは前者の
場合の回復処理について述べる。

（ａ）メモリ内マツプ類の修正： 当トランザクションの更新ページについカレントマツプ
４のエンドリドページマツプ３のエントリを比べる。ｂ
　Ｉｆ−ａ　ｉの場合、ｂ、に対応するスロットの該当
ビットをメモリ１内キヤツシユ使用マツプ６上でオフと
する。さらに全てのページｉについてＩ）ｔ＝ｎｕｌＬ
とする（ｉは当トランザクションの更新ページ番号）。

中間記憶２０上のマツプ類は変更不要である。

（ｂ）メモリ１上のページ内痔の修正：相異なるトラン
ザクションでメモリ１内ページの引きつぎを行わず、新
トランザクションが、その使用ページを中間記憶２０ま
たはデータベース蓄積媒体１０からページマツプ３にし
たがって常に新しく読み込んでくると、本処理は不要で
ある。メモリ１内ページの引きつぎを行うときは障害ト
ランザクションによる更新前の情報をメモリ１内に記憶
しておき、それを用いてページ内容を障害トランザクシ
ョンの実行開始時点まで戻す。さらに、ｂ　ｓ　＝ａ　
ｔとする（ｉは障害トランザクションの更新ページ番号
）。

以上述べたシステム構成と動作により１本実施例によれ
ば、システム／トランヅクション障害が発生しても保証
すべきページ内容は常に第３図のページマツプで示され
るスロットに格納されている。ページマツプは中間記憶
に記録されているので、システム障害が生じてもこれを
メモリに読み込むことにより、データベース更新履歴情
報を解析することなく、データベースの論理的一貫性を
高速に回復できる。なお、たまたまページマツプを中間
記憶に出力中にシステム障害が発生しても。

第２図の中間記憶内のシステム履歴領域に記録されたプ
ロセス完了ジャーナルを用いて、ページマツプを修復で
きる。

また、データベース内のあるページのデータベース蓄積
媒体上における格納スロットは第５図のストレージマツ
プで与えられ、これはシステムの処理を通じて変化しな
い。したがって、データベース更新履歴を用いず、高速
にデータベースの回復を実行するために格納スロットを
動的に変更する方式に比べ、データベース内ページをシ
ーケンシャルに処理するトランザクションの実行速度が
向上する。

下記に本実施例による効果の一例を示す。

（ｉ）前提条件 （ａ）データベース、データベース更新履歴情報は次の
ような磁気ディスクに蓄積される。

−トラックあたり容量：４０にバイト 申シリンダあたり容量：　６００にバイト傘平均回転待
時間＝８．３ミリ秒 寝情報転送速度：３Ｍバイト／秒 ψ最小シーク時１！ｌ：５ミリ秒 ＊平均シーク時間：１６ミリ秒 なお、性能算定にあたりこの磁気ディスクの入出力がボ
トルネックになるとする。さらに、磁気ディスクの有効
利用率を５０％とする。

（ｂ）データベース更新履歴情報取得時、チェックポイ
ント取得間隔は１０００ジヤーナル・レコードとする。

したがって、システム障害発生時の平均解析ジャーナル
・レコード数は５００件であるが、往復２度読むので計
１０００件となる。なお、ジャーナル・レコード長は１
６にバイトとする。

（Ｃ）データベースのページ長は４にバイトとし、デー
タベースをシーケンシャルにアクセスするトランザクシ
ョンの処理ページ数は１００．０００件とする。

（ｄ）データベースの総容量は５００Ｍバイト程度とし
、ページマツプのサイズは５Ｍバイトとする。ページマ
ツプが記録される中間記憶は、アクセス時間：０．情報
転送速度＝６Ｍバイト／秒、有効利用率８０％の半導体
記憶装置とする。

（ｉｔ）データベース回復時間短縮効果本実施例によら
ず、データベース更新履歴情報を解析するときのデータ
ベース回復時間は、（８，３＋１６／３＋５／（６００
／１６））ｘ　１０００ｘ　１１０．５＝２８秒 である。

本実施例によるときのデータベース回復時間は、ページ
・マツプの読み込み時間で評価できるので、（５／６）
ＸＩｌｏ、８ ５１秒 である。

（ｍ）シーケンシャル処理時間短縮効果本実施例によら
ず、情報格納位置が変化するためランダムアクセスを余
儀なくされるときのトランザクション実行時間は、 （１６＋８．３＋４／３）　　Ｘ１００，０ＯＯＸ　１
１０．５＝５１２６秒 である。

本実施例により、シーケンシャル・アクセスを行うとき
のトランザクション実行時間は。

（８，３＋４／３＋５／（６００／４））　Ｘ１００．
（１００ＸＩ１０．５＝１９３４秒 である。

〔発明の効果〕 以上説明したように、本発明によれば、データベースシ
ステムにおいて、トランザクションのデータベース更新
履歴情報の取得ならびにその解析を行うことなく、シス
テム障害ないしトランザクション障害発生時のデータベ
ースの回復を高速に実行できる。また、この目的のため
に、データベース蓄積媒体上の情報格納位置を動的に変
更する必要はなく、これを固定しておけるので、データ
ベース情報のシーケンシャルな参照／更新処理の効率が
向上する。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示すデータベースシステム
の全体構成図、第２図は第１図における中間記憶の構成
図、第３図は本実施例によるページマツプのテーブル構
成図、第４図は本実施例によるカレントマツプのテーブ
ル構成図、第５図は本実施例によるストレージマツプの
テーブル構成図、第６図は本実施例によるキャッシュ使
用マツプのテーブル構成図、第７図は本実施例によるデ
ータベースシステムの通常時動作の概略フローチヤード
である。 １０・・・データベース蓄積媒体、２０・・・中間記憶
、３０・・・キャッシュ領域、４０・・・システム履歴
領域。 ５０・・・制御情報領域、６０・・・ページｉの保証す
べきスロットのアドレス、７０・・・ページｉの参照／
更新中のスロットのアドレス、８０・・・ページｉのデ
ータベース蓄積媒体上のスロットのアドレス。 パフ。 遁　１　口 第２　因 　３Ｚ 第４　図 第　５　図 第　乙　図

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １、複数の大量のデータを蓄積するデータベース蓄積媒
   体上に構成されるデータベースと、上記データベース蓄
   積媒体よりランダム・アクセス時間が短い不揮発性の中
   間記憶媒体と、該中間記憶媒体上に設けられ上記データ
   ベースの一部を一時的に記憶するためのキャッシュと、
   障害時に保証すべきデータベース情報の格納個所を示す
   ページマップと、トランザクションにより更新中のデー
   タベース情報の格納個所を示すカレントマップと、上記
   データベース蓄積媒体上でのデータベース情報の格納個
   所を示すストレージマップと、上記キャッシュ内の領域
   が使用中か否かを示すキャッシュ使用マップとを備え、
   上記トランザクションの実行により上記データベース情
   報を更新するとき、上記実行完了以前に全ての更新後情
   報を上記キャッシュに格納し、該格納の際、上記ページ
   マップで示される格納個所以外の個所を上記キャッシュ
   使用マップにより見出し該キャッシュ使用マップ内に格
   納し、該格納の際見出した格納個所を上記カレントマッ
   プに登録し、トランザクション実行完了時点で上記カレ
   ントマップの示す格納個所を上記ページマップにコピー
   することにより更新後情報を有効化し、上記キャッシュ
   が満杯になつたときは該キャッシュ内の有効な更新後情
   報を上記ストレージマップの示す格納個所すなわち当該
   情報が元から蓄積されていたデータベース蓄積媒体上の
   格納個所に書き出し、該格納個所を上記ページマップに
   コピーし、またシステム障害時には上記ページマップを
   該記憶された不揮発性媒体よりメモリに読み込み、上記
   データベース情報と該格納個所の関係を修復することに
   より上記データベースをアクセスすることを特徴とする
   データベースキヤッシング方式。