JP2000339210A - データベース複写装置及びデータベース複写方法並びにデータベース複写プログラムを記録した記録媒体 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 データベース構造の如何にかかわらず、デー
タベースの複写を効率的に行えるようにして、汎用性を
高める。 【解決手段】 複写元データベース７０を所定領域に分
割し、各領域に含まれるレコード及び該レコード間の接
続関係を複写先データベース９０に複写すると共に、複
写元データベース７０から、異なった領域に夫々含まれ
るレコード間の接続関係を抽出する。そして、抽出され
た接続関係に基づいて、複写先データベース９０に複写
されたレコード間の接続関係を再現する。また、データ
ベース複写中に更新要求があった場合には、更新差分を
更新差分ファイル６４として保存しておき、複写先デー
タベース９０に対してレコード間の接続関係を再現する
際又は再現後に、その更新差分を反映する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、データベースの複
写技術に関し、特に、汎用性を高める技術に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年では、業務の国際化や２４時間サー
ビスにより、業務プログラムを実行するコンピュータシ
ステムを無停止で運用する必要性が高まっている。

【０００３】ところで、コンピュータシステムでは、ハ
ードウエア等の保守のために、システムを停止させる必
要がある。コンピュータシステムの無停止運用では、シ
ステムを停止できないため、保守を行うことができな
い。このため、コンピュータシステムを２セット用意
し、交互に運用を切り替えることにより、一方のシステ
ムを停止させて保守を行う運用形態が考えられる。

【０００４】しかしながら、保守作業には、ディスク装
置の保守も含まれるため、２つのコンピュータシステム
間で同一ディスク装置を共用することはできない。従っ
て、システム毎に別のディスク装置とする必要があり、
運用の切り替え時に、データベース（以下「ＤＢ」とい
う）の複写が必要となる。ＤＢの複写は、コンピュータ
システムの利用者に対するサービスが停止しない程度
に、充分速くなければならない。

【０００５】このような課題を解決するために、本出願
人は、更新系データベースの複写方式（特開平１０−２
０７７５４号公報参照）を提案した。この技術は、業務
プログラムが抽出済みデータに対してＤＢを更新した場
合にだけ、更新差分を取得，反映してＤＢの等価性を保
証するものである。そして、データ抽出時には、抽出対
象範囲を排他占有し、その範囲内のレコード及びレコー
ド間の接続関係（以下「セット関係」という）を一気に
抽出する。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、ＤＢ構
造によっては、セット関係がＤＢ全体に及ぶ可能性があ
り、次のような不具合が発生するおそれがある。即ち、
セット関係がＤＢ全体に及ぶ場合には、ＤＢ全体を排他
占有してデータを抽出することとなり、実質的にＤＢ更
新が不可能となってしまう。従って、従来技術では、Ｄ
Ｂの複写に関してＤＢ構造上の制約があり、汎用性が低
いものであった。

【０００７】そこで、本発明は以上のような従来の問題
点に鑑み、ＤＢ構造の如何にかかわらずＤＢ複写を効率
的に行えるようにし、汎用性を高めたデータベース複写
技術を提供することを目的とする。

【０００８】

【課題を解決するための手段】このため、請求項１記載
の発明は、複写元データベースを所定領域に分割し、各
領域に含まれるレコード及び該レコード間の接続関係を
複写先データベースに複写するデータ複写手段と、前記
複写元データベースから、異なった領域に夫々含まれる
レコード間の接続関係を抽出する接続関係抽出手段と、
該接続関係抽出手段により抽出された接続関係に基づい
て、前記データ複写手段により複写先データベースに複
写されたレコード間の接続関係を再現する接続関係再現
手段と、を含んでデータベース複写装置を構成したこと
を特徴とする。

【０００９】かかる構成によれば、データベースの複写
は、次のようにして行われる。 (1)複写元データベースが所定領域に分割され、各領域
に含まれるレコード及びレコード間の接続関係が複写先
データベースに複写される。

【００１０】(2)複写元データベースから、異なった領
域に夫々含まれるレコード間の接続関係が抽出される。 (3)抽出された接続関係に基づいて、複写先データベー
スに複写されたレコード間の接続関係が再現される。

【００１１】従って、レコード間の接続関係がデータベ
ース全体に及ぶ場合であっても、分割された領域単位で
のデータベース複写が行われ、その後、異なる領域に夫
々含まれるレコード間の接続関係が再現される。このた
め、従来技術のように、広範囲に亘るデータベースの排
他占有が不要となり、例えば、オンラインシステムの稼
動中にデータベース複写を行うことが可能となる。

【００１２】請求項２記載の発明は、前記データ複写手
段によりレコード及び該レコード間の接続関係が複写さ
れた複写元データベースの領域に対してデータベース更
新要求があったときに、該データベース更新要求による
更新差分を取得する更新差分取得手段と、該更新差分取
得手段により取得された更新差分に基づいて、前記デー
タ複写手段により複写先データベースに複写されたレコ
ード及び該レコード間の接続関係を更新するデータ更新
手段と、当該更新差分取得手段により取得された更新差
分に基づいて、前記接続関係抽出手段により抽出された
接続関係を更新する接続関係更新手段と、を含んだ構成
であることを特徴とする。

【００１３】かかる構成によれば、レコード及びレコー
ド間の接続関係が複写された複写元データベースの領域
に対してデータベース更新要求があったときには、デー
タベース更新要求による更新差分が取得される。即ち、
複写元データベースにおけるレコード等が複写済みであ
る領域に対して更新を行っても、その更新が複写先デー
タベースに反映されないことから、更新差分が取得され
るのである。そして、取得された更新差分に基づいて、
複写先データベースに複写されたレコード及びレコード
間の接続関係、並びに、異なる領域に夫々含まれるレコ
ード間の接続関係が更新される。その後、更新された異
なる領域に含まれるレコード間の接続関係に基づいて、
複写先データベースに複写されたレコード間の接続関係
が再現される。

【００１４】請求項３記載の発明は、前記データ複写手
段及び前記接続関係抽出手段による複写元データベース
に対する処理が完了したか否かを判定する処理完了判定
手段と、前記データ複写手段によりレコード及び該レコ
ード間の接続関係が複写された複写元データベースの領
域に対してデータベース更新要求があったときに、該デ
ータベース更新要求による更新差分を取得する更新差分
取得手段と、を備え、前記接続関係再現手段は、前記処
理完了判定手段により複写元データベースに対する処理
が完了したと判定されたときに、前記接続関係抽出手段
により抽出された接続関係及び前記更新差分取得手段に
より取得された更新差分に基づいて、前記データ複写手
段により複写先データベースに複写されたレコード間の
接続関係を再現及び更新する構成であることを特徴とす
る。

【００１５】かかる構成によれば、レコード及びレコー
ド間の接続関係が複写された複写元データベースの領域
に対してデータベース更新要求があったときには、デー
タベース更新要求による更新差分が取得される。そし
て、複写元データベースに対する処理が完了すると、接
続関係及び更新差分に基づいて、複写先データベースに
複写されたレコード間の接続関係が再現及び更新され
る。従って、請求項２記載の発明のような抽出された接
続関係の更新処理が不要となる。

【００１６】請求項４記載の発明は、前記接続関係抽出
手段により抽出された接続関係は、不揮発性記憶媒体上
に保持される構成であることを特徴とする。ここで、
「不揮発性記憶媒体」とは、例えば、ハードディスク装
置のように、電源が遮断されたときであってもその内容
が保持される記憶媒体をいう。

【００１７】かかる構成によれば、接続関係抽出手段に
より抽出された接続関係が大きくなっても、コンピュー
タシステムのメモリ消費が抑制される。また、データベ
ースの複写中にコンピュータシステムがダウンしても、
接続関係が保持されているので，再起動時にデータベー
スの回復が可能となる。

【００１８】請求項５記載の発明は、複写元データベー
スを所定領域に分割し、各領域に含まれるレコード及び
該レコード間の接続関係を複写先データベースに複写す
るデータ複写工程と、前記複写元データベースから、異
なった領域に夫々含まれるレコード間の接続関係を抽出
する接続関係抽出工程と、該接続関係抽出工程により抽
出された接続関係に基づいて、前記データ複写工程によ
り複写先データベースに複写されたレコード間の接続関
係を再現する接続関係再現工程と、を含んでデータベー
ス複写方法を構成したことを特徴とする。

【００１９】かかる構成によれば、データベースの複写
は、次のようにして行われる。 (1)複写元データベースが所定領域に分割され、各領域
に含まれるレコード及びレコード間の接続関係が複写先
データベースに複写される。

【００２０】(2)複写元データベースから、異なった領
域に夫々含まれるレコード間の接続関係が抽出される。 (3)抽出された接続関係に基づいて、複写先データベー
スに複写されたレコード間の接続関係が再現される。

【００２１】従って、レコード間の接続関係がデータベ
ース全体に及ぶ場合であっても、分割された領域単位で
のデータベース複写が行われ、その後、異なる領域に夫
々含まれるレコード間の接続関係が再現される。このた
め、従来技術のように、広範囲に亘るデータベースの排
他占有が不要となり、例えば、オンラインシステムの稼
動中にデータベース複写を行うことが可能となる。

【００２２】請求項６記載の発明は、複写元データベー
スを所定領域に分割し、各領域に含まれるレコード及び
該レコード間の接続関係を複写先データベースに複写す
るデータ複写機能と、前記複写元データベースから、異
なった領域に夫々含まれるレコード間の接続関係を抽出
する接続関係抽出機能と、該接続関係抽出機能により抽
出された接続関係に基づいて、前記データ複写機能によ
り複写先データベースに複写されたレコード間の接続関
係を再現する接続関係再現機能と、を実現するためのデ
ータベース複写プログラムを記録媒体に記録したことを
特徴とする。

【００２３】ここで、「記録媒体」とは、各種情報を確
実に記録でき、かつ、必要に応じて確実に取り出し可能
なものをいい、磁気テープ，磁気ディスク，磁気ドラ
ム，ＩＣカード，ＣＤ−ＲＯＭ等の可搬記録媒体が該当
する。

【００２４】かかる構成によれば、データ複写機能と、
接続関係抽出機能と、接続関係再現機能と、を実現する
ためのデータベース複写プログラムが記録媒体に記録さ
れる。従って、かかるプログラムを記録した記録媒体が
あれば、一般的なコンピュータシステムを利用して、本
発明に係るデータベース複写装置を容易に構築すること
が可能となる。

【００２５】

【発明の実施の形態】以下、添付された図面を参照して
本発明を詳述する。本発明を詳述する前に、従来技術の
問題点を再度説明する。

【００２６】図２０は、オンラインシステムの運用形態
の一例を示す。従来の運用例では、図２０（Ａ）に示す
ように、オンラインサービスの停止時間内（図では、２
２時〜翌日７時）に、保守等のシステム停止を前提とし
た作業が行われていた。しかし、２４時間サービス等に
よりオンラインシステムを無停止で運用するようになる
と、１つのコンピュータシステムでは、図２０（Ｂ）に
示すように、システム停止を前提とした作業ができなく
なってしまう。このため、図２０（Ｃ）に示すように、
２つのコンピュータシステムを用いて、システムを交互
に運用を切り替えることにより、システム停止を前提と
した作業が可能になる。

【００２７】２つのコンピュータシステムを交互に切り
替えるためには、前述したように、ＤＢの複写が必要と
なる。ＤＢの複写処理について、図２１を参照しつつ説
明すると、次のようになる。なお、ＤＢ複写は、システ
ム１のＤＢからシステム２のＤＢへ行うものとする。

【００２８】(1)システム切り替えに先立って、システ
ム１のＤＢからデータを抽出する。 (2)ＤＢ抽出と連動して、システム１に対するサービス
要求の更新差分の取得を開始する。

【００２９】(3)抽出したデータを、システム２のＤＢ
に複写する。 (4)システム１のサービスを停止する。この時点まで、
システム１ではサービスを行っており、更新差分が取得
される。

【００３０】(5)更新差分を反映して、システム１のＤ
Ｂとシステム２のＤＢとを等価にする。この場合、ＤＢ
抽出後の更新分を反映するだけであるので、処理は短時
間で終了し、オンラインシステムの停止は利用者に分か
らない程度になる。

【００３１】(6)システム１とシステム２とのＤＢが等
価状態になったので、システム２のＤＢを使用してサー
ビスを再開する。 以上説明した従来技術によるＤＢ複写では、データ抽出
範囲を排他占有し、その範囲内のデータ及びセット関係
を一気に抽出するため、セット関係がＤＢ全体に及ぶ場
合には、短時間でのＤＢ更新が不可能となってしまう。
即ち、図２２に示すような「ｎ：１型」のＤＢの場合で
あって、図２３に示すようなデータ格納構造である場合
には、異なった格納位置に跨ったセット関係があるた
め、ＤＢ全体を排他占有しなければならない。オンライ
ンシステム等におけるＤＢは、一般的に大規模であるた
め、ＤＢ全体を排他占有した場合には、短時間でのＤＢ
複写は到底望めないこととなる。従って、コンピュータ
システムを短時間で切り替えることは不可能となる。

【００３２】次に、このような従来技術の問題点を解決
するための方法について説明する。図１は、ＤＢ複写中
にＤＢ更新がない場合のＤＢ複写方法を示す。複写元Ｄ
Ｂが図１（Ａ）に示すようなデータ格納構造である場
合、複写元ＤＢから図１（Ｂ）に示すような抽出データ
を抽出する。抽出データは、夫々の格納位置毎に、レコ
ード，解決済みセット情報及び未解決セット情報を含ん
で構成される。レコードとは、複写元ＤＢに格納されて
いるデータ本体、即ち、図２２のようなデータ構造であ
れば、「野球部」，「一課」，「山田」というようなデ
ータそのものをいう。解決済みセット情報とは、異なっ
た格納位置間に跨ったセット関係があり得ないセット関
係を特定する情報をいう。未解決セット情報とは、異な
った格納位置間に跨ったセット関係があり得るセット関
係を特定する情報をいう。抽出データが抽出できたら、
未解決セット情報から、図１（Ｃ）に示すようなセット
表（詳細は後述する）を生成する。

【００３３】そして、レコードを複写先ＤＢに複写し、
図１（Ｄ）に示すように、解決済みセット情報に基づい
て複写されたレコード間のセット関係を再現する。その
後、セット表に基づいて未解決セット関係を再現する
と、複写先ＤＢ上に、図１（Ａ）と同一の論理構造を有
するＤＢ構造が再現される。

【００３４】また、ＤＢ複写中にＤＢ更新がある場合に
は、図２及び図３に示すようなＤＢ複写方法となる。複
写元ＤＢが図２（Ａ）に示すようなデータ格納構造であ
る場合、先の例と同様にして、複写元ＤＢから図３
（Ａ）に示すような抽出データを抽出する。ここで、複
写元ＤＢの格納位置１のデータを抽出後、格納位置２の
データ抽出前に、図２（Ｂ）に示すように、格納位置１
にレコード「ｂ13」が追加された場合を考える。この場
合には、図３（Ｂ）に示すような更新差分を取得する。
更新差分は、ＤＢ更新情報及び未解決セット情報を含ん
で構成される。また、未解決セット情報に基づいて、図
３（Ｃ）に示すようなセット表を生成する。

【００３５】そして、先の例と同様にして、レコードを
複写先ＤＢに複写し、図２（Ｃ）に示すように、解決済
みセット情報に基づいて複写されたレコード間のセット
関係を再現する。

【００３６】ところで、格納位置１にレコード「ｂ13」
の追加があったので、これを複写先ＤＢに反映しなけれ
ばならない。即ち、更新差分のＤＢ更新情報に基づいて
複写先ＤＢに対して更新を行うと、図２（Ｄ）のように
なる。また、ＤＢ更新によりセット表にも変更の必要性
が生じたので、更新差分の未解決セット情報に基づいて
セット表を更新すると、セット表は図３（Ｄ）のように
なる。その後、セット表に基づいて未解決セット関係を
再現すると、複写先ＤＢ上に、図２（Ａ）と同一の論理
構造を有するＤＢ構造が再現される。

【００３７】なお、本発明は、以上説明した２つの場合
だけではなく、図４〜図６に示すような場合にも適用が
可能である。夫々の場合を簡単に説明すると、次のよう
になる。

【００３８】図４は、ＤＢ更新としてデータ削除がある
場合を示す。即ち、図４（Ａ）に示すようなＤＢ格納構
造において、複写元ＤＢの格納位置１のデータを抽出
後、格納位置２のデータ抽出前に、図４（Ｂ）に示すよ
うに、格納位置１のレコード「ｂ12」が削除された場合
である。

【００３９】図５は、セット関係をポインタリストで管
理する構造のＤＢにおいて、ＤＢ更新としてデータ追加
がある場合を示す。即ち、図５（Ａ）に示すようなＤＢ
格納構造において、複写元ＤＢの格納位置１のデータを
抽出後、格納位置２のデータ抽出前に、図５（Ｂ）に示
すように、格納位置１にレコード「ｂ13」が追加された
場合である。

【００４０】図６は、セット関係をポインタリストで管
理する構造のＤＢにおいて、ＤＢ更新としてデータ削除
がある場合を示す。即ち、図６（Ａ）に示すようなＤＢ
格納構造において、複写元ＤＢの格納位置１のデータを
抽出後、格納位置２のデータ抽出前に、図６（Ｂ）に示
すように、格納位置１のレコード「ｂ12」が削除された
場合である。

【００４１】次に、以上説明した方法を実現するための
具体的な構成について説明する。図７は、本発明に係る
ＤＢ複写装置の全体構成を示す。ＤＢ複写装置は、少な
くとも、中央処理装置（ＣＰＵ）とメモリとを備えたコ
ンピュータ上に構築され、メモリにロードされたプログ
ラムに従ってソフトウエア的に動作する。

【００４２】ＤＢ複写装置１０は、図７に示すように、
ＤＢ抽出部２０と、差分取得部３０と、ＤＢ反映部４０
と、差分反映部５０と、不揮発性記憶媒体としてのハー
ドディスク装置等からなるファイル記憶部６０と、を含
んで構成される。

【００４３】ＤＢ抽出部２０は、図８に示すフローチャ
ートに従って、複写元ＤＢ７０から抽出データを抽出
し、抽出データを抽出データファイル６２としてファイ
ル記憶部６０に書き出す。なお、ＤＢ抽出部２０が、デ
ータ複写手段，データ複写工程，データ複写機能，接続
関係抽出手段，接続関係抽出工程及び接続関係抽出機能
の一部として作用する。

【００４４】ステップ１（図では「Ｓ１」と略記する。
以下同様）では、差分取得部３０により複写元ＤＢ７０
のデータ抽出対象範囲が占有排他獲得されているか否か
が判定される。そして、データ抽出対象範囲が占有排他
獲得されていると判定されれば、占有排他獲得が解除さ
れるまで待機する（Ｙｅｓ）。一方、データ抽出対象範
囲が独占排他獲得されていないと判定されれば、ステッ
プ２へと進む（Ｎｏ）。ここで、データ抽出対象範囲と
は、例えば、図２（Ａ）における矩形で表したＤＢの部
分的範囲のことをいう。また、複写元ＤＢ７０のデータ
抽出対象範囲が占有排他獲得されている間待機する理由
は、業務プログラム８０により複写元ＤＢ７０の更新が
行われているときにデータ抽出が行われないようにする
ことで、複写元ＤＢ７０及び複写先ＤＢ９０のデータ不
一致を防止するためである。

【００４５】ステップ２では、複写元ＤＢ７０のデータ
抽出対象範囲が占有排他獲得される。ステップ３では、
複写元ＤＢ７０からレコードが抽出される。

【００４６】ステップ４では、複写元ＤＢ７０から解決
済みセット情報が抽出される。ここで、ステップ３及び
ステップ４の処理が、データ複写手段，データ複写工程
及びデータ複写機能の一部に相当する。

【００４７】ステップ５では、複写元ＤＢ７０から未解
決セット情報が抽出される。ここで、解決済みセット関
係と未解決セット関係の区別は、例えば、ＤＢ構造定義
を解析することで判断することができる。なお、ステッ
プ５の処理が、接続関係抽出手段，接続関係抽出工程及
び接続関係抽出機能の一部に相当する。

【００４８】ステップ６では、複写元ＤＢ７０からデー
タを抽出した抽出済みデータ位置情報（具体的には、複
写元ＤＢ７０のデータ格納位置を特定するアドレス）
が、ファイル記憶部６０に書き出される。

【００４９】ステップ７では、複写元ＤＢ７０のデータ
抽出対象範囲の占有排他獲得が解除される。ステップ８
では、複写元ＤＢ７０から抽出したレコード，解決済み
セット情報及び未解決セット情報が、抽出データファイ
ル６２としてファイル記憶部６０に書き出される。

【００５０】ステップ９では、複写元ＤＢ７０から全デ
ータが抽出されたか否かが判定される。そして、全デー
タが抽出されたと判定されればＤＢ抽出部２０における
処理を終了し（Ｙｅｓ）、全データが抽出されていない
と判定されればステップ１へと戻る（Ｎｏ）。

【００５１】差分取得部３０は、業務プログラム８０か
らＤＢ更新要求があったときに起動される。そして、図
９に示すフローチャートに従って、データ更新対象範囲
が複写元ＤＢ７０から抽出済みのときに、その更新差分
を更新差分ファイル６４としてファイル記憶部６０に書
き出す。また、更新差分ファイル６４は、ＤＢ複写装置
１０の起動時に空に初期化される。なお、差分取得部３
０が、更新差分取得手段として作用する。

【００５２】ステップ１１では、ＤＢ抽出部２０により
複写元ＤＢ７０のデータ更新対象範囲が占有排他獲得さ
れているか否かが判定される。そして、データ更新対象
範囲が独占排他獲得されていると判定されれば、占有排
他獲得が解除されるまで待機する（Ｙｅｓ）。一方、デ
ータ更新対象範囲が占有排他獲得されていないと判定さ
れれば、ステップ１２へと進む（Ｎｏ）。ここで、複写
元ＤＢ７０のデータ更新対象範囲が占有排他獲得されて
いる間待機する理由は、先のＤＢ抽出部２０における待
機理由と同様である。

【００５３】ステップ１２では、複写元ＤＢ７０のデー
タ更新対象範囲が占有排他獲得される。ステップ１３で
は、業務プログラム８０からのＤＢ更新要求に基づい
て、複写元ＤＢ７０の更新が行われる。

【００５４】ステップ１４では、複写元ＤＢ７０のデー
タ更新対象範囲のデータが抽出済みであるか否かが判定
される。データが抽出済みであるか否かは、ファイル記
憶部６０に登録された抽出済みデータ位置情報を参照す
ることで判定することができる。そして、データ更新対
象範囲のデータが抽出済みであると判定されればステッ
プ１５へと進み（Ｙｅｓ）、データが抽出済みでないと
判定されればステップ１８へと進む（Ｎｏ）。

【００５５】ステップ１５では、更新差分ファイル６４
がファイル記憶部６０に書き出される。ステップ１６で
は、業務プログラム８０からのＤＢ更新要求によりセッ
ト関係が更新されたか否かが判定される。そして、セッ
ト関係が更新されたと判定されればステップ１７へと進
み（Ｙｅｓ）、セット情報が更新差分ファイル６４とし
てファイル記憶部６０に書き出される。一方、セット関
係が更新されていないと判定されればステップ１８へと
進む（Ｎｏ）。

【００５６】ここで、ステップ１４〜ステップ１７の処
理が、更新差分取得手段に相当する。ステップ１８で
は、複写元ＤＢ７０のデータ更新対象範囲の占有排他獲
得が解除される。

【００５７】ＤＢ反映部４０は、図１０に示すフローチ
ャートに従って、ファイル記憶部６０から抽出データフ
ァイル６２を読み込み、複写先ＤＢ９０に対してレコー
ド及び解決済みセット情報を複写すると共に、未解決セ
ット情報を「セット表」に登録する。ここで、セット表
は、図１１に示すように、複写元ＤＢのアドレス，複写
先ＤＢのアドレス及び未解決セット情報を含んで構成さ
れる。なお、ＤＢ反映部４０が、データ複写手段，デー
タ複写工程，データ複写機能，接続関係抽出手段，接続
関係抽出工程及び接続関係抽出機能の一部として作用す
る。

【００５８】ステップ２１では、ファイル記憶部６０の
抽出データファイル６２からエントリが１つ読み込まれ
る。ステップ２２では、読み込まれたデータの種別に応
じた分岐処理が行われる。即ち、データがレコードであ
ればステップ２３へと進み、レコードが複写先ＤＢ９０
に複写される。また、データが解決済みセット情報であ
ればステップ２４へと進み、解決済みセット情報に基づ
いて、複写先ＤＢ９０に複写されたレコードのセット関
係が再現される。さらに、データが未解決セット情報で
あればステップ２５へと進み、未解決セット情報がセッ
ト表に登録される。なお、未解決セット情報のセット表
への登録処理の詳細については後述する。

【００５９】ここで、ステップ２３及びステップ２４の
処理が、データ複写手段，データ複写工程及びデータ複
写機能の一部に相当する。また、ステップ２５の処理
が、接続関係抽出手段，接続関係抽出工程及び接続関係
抽出機能の一部に相当する。

【００６０】ステップ２６では、抽出データファイル６
２の全データの処理が終了したか否かが判定される。そ
して、全データの処理が終了したと判定されればＤＢ反
映部４０における処理を終了し（Ｙｅｓ）、全データの
処理が終了していないと判定されればステップ２１へと
戻り（Ｎｏ）、次のエントリの処理が行われる。

【００６１】ここで、ＤＢ反映部４０において、未解決
セット情報をセット表に登録する処理の詳細について説
明する。なお、以下の説明においては、図２及び図３の
例を前提とする。

【００６２】ＤＢ抽出部２０の機能により、複写元ＤＢ
７０から図１２に示すような抽出データが抽出される。
抽出データは、データ種別、並びに、レコード名及びレ
コードアドレス（データ種別がレコードの場合）、又
は、セット関係の起点及び終点アドレス（データ種別が
未解決セット情報の場合）を含んで構成される。また、
解決済みセット情報は、エントリの並びの順序によって
表現される。そして、セット表の生成は、図１３に示す
フローチャートに従って行われる。

【００６３】ステップ３１では、抽出データファイル６
２からエントリが１つ読み込まれる。ステップ３２で
は、データ種別に応じた分岐処理が行われる。即ち、デ
ータがレコードであればステップ３３へと進み、データ
が未解決セット情報であればステップ３７へと進む。

【００６４】データがレコードである場合の処理を行う
ステップ３３では、未解決セット関係があり得るレコー
ドであるか否かが判定される。そして、未解決セット関
係があり得ると判定されればステップ３４へと進み（Ｙ
ｅｓ）、未解決セット関係があり得ないと判定されれば
ステップ３１へと戻る（Ｎｏ）。

【００６５】ステップ３４では、複写元ＤＢ７０のレコ
ードアドレスをキーとしてセット表が検索され、セット
表にレコードアドレスが登録されているか否かが判定さ
れる。そして、セット表にレコードアドレスが登録され
ていると判定されればステップ３５へと進み（Ｙｅ
ｓ）、データ矛盾が発生していると判断して、例えば、
エラーメッセージ表示等のエラー処理が実行される。一
方、セット表にレコードアドレスが登録されていないと
判定されればステップ３６へと進み（Ｎｏ）、複写元Ｄ
Ｂ７０及び複写先ＤＢ９０のレコードアドレスが、セッ
ト表に登録される。

【００６６】データが未解決セット情報である場合の処
理を行うステップ３７では、セット関係の起点となるレ
コードアドレス（複写元ＤＢのアドレス）をキーとして
セット表が検索され、セット表にレコードアドレスが登
録されているか否かが判定される。そして、セット表に
レコードアドレスが登録されていると判定されればステ
ップ３８へと進み（Ｙｅｓ）、セット関係の終点となる
レコードアドレスがセット表に登録される。一方、セッ
ト表にレコードアドレスが登録されていないと判定され
ればステップ３９へと進み（Ｎｏ）、データ矛盾が発生
していると判断して、例えば、エラーメッセージ表示等
のエラー処理が実行される。

【００６７】ステップ４０では、全データの処理が終了
したか否かが判定される。そして、全データの処理が終
了したと判定されればセット表の生成処理を終了し（Ｙ
ｅｓ）、全データの処理が終了していないと判定されれ
ばステップ３１へと戻り（Ｎｏ）、次のエントリの処理
が行われる。

【００６８】以上説明したステップ３１〜ステップ４０
の処理によれば、図１４に示すように、未解決セット情
報がセット表に登録される。なお、図１４では、複写元
ＤＢ及び複写先ＤＢのレコードアドレスが同一形式で表
現されているが、実際には、レコードが論理複写される
ため同一アドレスとは限られない。

【００６９】差分反映部５０は、図１５に示すフローチ
ャートに従って、ファイル記憶部６０から更新差分ファ
イル６４を読み込み、複写先ＤＢ９０に対してデータ更
新を行うと共に、「セット表」に基づいて未解決セット
情報を再現する。なお、業務プログラム８０からＤＢ更
新要求がない場合には、空の更新差分ファイル６４に基
づくデータ更新が行われる。これにより、ＤＢ更新がな
い場合には、実質的にＤＢのデータ更新が行われないこ
ととなる。なお、差分反映部５０が、接続関係再現手
段，接続関係再現工程，接続関係再現機能，データ更新
手段，接続関係更新手段として作用する。

【００７０】ステップ４１では、更新差分ファイル６４
からエントリが１つ読み込まれる。ステップ４２では、
データ種別に応じた分岐処理が行われる。即ち、データ
がレコード更新情報であればステップ４３へと進み、複
写先ＤＢ９０に対してレコード更新が行われる。一方、
データが未解決セット情報であればステップ４４へと進
み、未解決セット情報に基づいてセット表が更新され
る。なお、セット表の更新処理の詳細については後述す
る。

【００７１】ここで、ステップ４３の処理が、データ更
新手段に相当する。また、ステップ４４の処理が、接続
関係更新手段に相当する。ステップ４５では、更新差分
ファイル６４の全データの処理が終了したか否かが判定
される。そして、全データの処理が終了したと判定され
ればステップ４６へと進み（Ｙｅｓ）、全データの処理
が終了していないと判定されればステップ４１へと戻り
（Ｎｏ）、次のエントリの処理が行われる。

【００７２】ステップ４６では、セット表から未解決セ
ット情報が１つ読み込まれる。ステップ４７では、読み
込まれた未解決セット情報に基づいて、複写先ＤＢ９０
に複写されたレコードのセット関係が再現される。な
お、レコードのセット関係の再現処理の詳細については
後述する。ここで、ステップ４７の処理が、接続関係再
現手段，接続関係再現工程及び接続関係再現機能に相当
する。

【００７３】ステップ４８では、全未解決セット情報の
処理が終了したか否かが判定される。そして、全未解決
セット情報の処理が終了したと判定されれば差分反映部
５０における処理を終了し（Ｙｅｓ）、全未解決セット
情報の処理が終了していないと判定されればステップ４
６へと戻り（Ｎｏ）、次の未解決セット情報の処理が行
われる。

【００７４】ここで、差分反映部５０において、セット
表を更新する処理の詳細について説明する。なお、以下
の説明においては、図２及び図３の例を前提とする。差
分取得部３０の機能により、図１６に示すような更新差
分が生成される。更新差分は、データ種別、並びに、レ
コード名及びレコードアドレス（データ種別がレコード
更新情報の場合）、又は、セット関係の起点及び終点ア
ドレス（データ種別が未解決セット情報の場合）を含ん
で構成される。そして、セット表の更新は、図１７に示
すフローチャートに従って行われる。

【００７５】ステップ５１では、更新差分ファイル６４
からエントリが１つ読み込まれる。ステップ５２では、
データ種別に応じた分岐処理が行われる。即ち、データ
がレコードであればステップ５３へと進み、データが未
解決セット情報であればステップ５７へと進む。

【００７６】データがレコードである場合の処理を行う
ステップ５３では、未解決セット関係があり得るレコー
ドであるか否かが判定される。そして、未解決セット関
係があり得ると判定されればステップ５４へと進み（Ｙ
ｅｓ）、未解決セット関係があり得ないと判定されれば
ステップ５１へと戻る（Ｎｏ）。

【００７７】ステップ５４では、複写元ＤＢ７０のレコ
ードアドレスをキーとしてセット表が検索され、セット
表にレコードアドレスが登録されているか否かが判定さ
れる。そして、セット表にレコードアドレスが登録され
ていると判定されればステップ５５へと進み（Ｙｅ
ｓ）、セット関係の終点となるレコードアドレスにより
未解決セット情報が更新される。一方、セット表にレコ
ードアドレスが登録されていないと判定されればステッ
プ５６へと進み（Ｎｏ）、複写元ＤＢ７０及び複写先Ｄ
Ｂ９０のレコードアドレスが、セット表に登録される。

【００７８】データが未解決セット情報である場合の処
理を行うステップ５７では、セット関係の起点となるレ
コードアドレスをキーとしてセット表が検索され、セッ
ト表にレコードアドレスが登録されているか否かが判定
される。そして、セット表にレコードアドレスが登録さ
れていると判定されればステップ５８へと進み（Ｙｅ
ｓ）、セット関係の終点となるレコードアドレスにより
未解決セット情報が更新される。一方、セット表にレコ
ードアドレスが登録されていないと判定されればステッ
プ５９へと進み（Ｎｏ）、未解決セット情報が無視され
る。

【００７９】ステップ６０では、全データの処理が終了
したか否かが判定される。そして、全データの処理が終
了したと判定されればセット表の更新処理を終了し（Ｙ
ｅｓ）、全データの処理が終了していないと判定されれ
ばステップ５１へと戻り（Ｎｏ）、次のエントリの処理
が行われる。

【００８０】以上説明したステップ５１〜ステップ６０
の処理によれば、セット表が図１８に示すように更新さ
れる。即ち、業務プログラム８０によるＤＢ更新内容
が、セット表に反映されることとなる。

【００８１】次に、差分反映部５０において、セット表
に基づくセット関係の再現処理の詳細について、図１９
のフローチャートを参照して説明する。なお、以下の説
明においては、図１８のセット表に基づいて、レコード
間のセット関係を再現するものとする。

【００８２】ステップ６１では、セット表からエントリ
が１つ読み込まれる。ステップ６２では、複写元ＤＢ７
０のレコードアドレスがセット関係の起点に位置付けら
れる。

【００８３】ステップ６３では、エントリの未解決セッ
ト情報が登録されているか否かが判定される。そして、
未解決セット情報が登録されていればステップ６４へと
進み（Ｙｅｓ）、未解決セット情報が登録されていなけ
ればステップ６１へと戻り、次のエントリの処理が行わ
れる。

【００８４】ステップ６４では、未解決セット情報に登
録されているレコードアドレスをキーとしてセット表が
検索され、このレコードアドレスが登録されている複写
元ＤＢ７０のエントリが読み込まれる。

【００８５】ステップ６５では、エントリの複写先ＤＢ
９０のレコードアドレスがセット関係の終点に位置付け
られる。ステップ６６では、位置付けられたセット関係
の起点と終点とが接続され、レコード間のセット関係が
再現される。

【００８６】ステップ６７では。セット表の全エントリ
の処理が終了したか否かが判定される。そして、全エン
トリの処理が終了したと判定されればセット関係の再現
処理を終了し（Ｙｅｓ）、全エントリの処理が終了して
いないと判定されればステップ６１へと戻る（Ｎｏ）。

【００８７】以上説明した構成のＤＢ複写装置によれ
ば、レコード間の接続関係がデータベース全体に及ぶ場
合であっても、分割された領域単位でのデータベース複
写が行われ、その後、異なる領域に夫々含まれるレコー
ド間の接続関係が再現される。このため、従来技術のよ
うに、広範囲に亘るデータベースの排他占有が不要とな
り、例えば、オンラインシステムの稼動中にデータベー
ス複写を行うことが可能となる。従って、データベース
構造の如何にかかわらずデータベース複写が効率的に行
われ、データベース複写の係る汎用性を高めることがで
きる。

【００８８】また、レコード及びレコード間の接続関係
が複写された複写元データベースの領域に対してデータ
ベース更新要求があったときには、データベース更新要
求による更新差分が取得される。そして、取得された更
新差分に基づいて、複写先データベースに複写されたレ
コード及びレコード間の接続関係、並びに、異なる領域
に夫々含まれるレコード間の接続関係が更新される。そ
の後、更新された異なる領域に含まれるレコード間の接
続関係に基づいて、複写先データベースに複写されたレ
コード間の接続関係が再現される。従って、データベー
ス複写中であっても、例えば、業務プログラムからのデ
ータベース更新要求を処理することが可能となり、種々
のオンラインシステムへ適用することができる。

【００８９】なお、本実施形態では、セット表をファイ
ル記憶部６０に登録したが、セット表をメモリ上に登録
する構成としてもよい。但し、セット表は、一般的に大
規模になること及びシステムダウン時のデータ保証を考
慮すると、本実施形態のように、不揮発性記憶媒体に登
録することが望ましい。

【００９０】また、本実施形態では、セット関係は、全
ての更新差分を反映した後に再現する構成を採用してい
るが、ＤＢ抽出完了後であれば任意の時点で行うことが
できる。例えば、処理完了判定手段としてＤＢ抽出が完
了した旨の情報を更新差分取得中に取得し、差分反映部
がこれを認識した時点で行う方法も考えられる。この場
合、ＤＢ抽出完了後のセット表の更新がなくなるため，
本実施形態よりも効率が良いという利点がある。

【００９１】このような機能を実現するプログラムを、
例えば、磁気テープ，磁気ディスク，磁気ドラム，ＩＣ
カード，ＣＤ−ＲＯＭ等の可搬記録媒体に記録しておけ
ば、本発明に係るＤＢ複写プログラムを市場に流通させ
ることができる。そして、かかる記録媒体を取得した者
は、一般的なコンピュータシステムを利用して、本発明
に係るＤＢ複写装置を容易に構築することができる。

【００９２】

【発明の効果】以上説明したように、請求項１又は請求
項５に記載の発明によれば、レコード間の接続関係がデ
ータベース全体に及ぶ場合であっても、分割された領域
単位でのデータベース複写が行われ、その後、異なる領
域に夫々含まれるレコード間の接続関係が再現される。
従って、データベース構造の如何にかかわらずデータベ
ース複写が効率的に行われ、データベース複写の係る汎
用性を高めることができる。

【００９３】請求項２記載の発明によれば、データベー
ス複写中にデータベース更新要求があっても、その内容
を複写先データベースに反映することができる。従っ
て、データベース複写中であっても、例えば、業務プロ
グラムからのデータベース更新要求を処理することが可
能となり、種々のオンラインシステムへ適用することが
できる。

【００９４】請求項３記載の発明によれば、複写元デー
タベースに対する処理が完了すると、接続関係及び更新
差分に基づいて、複写先データベースに複写されたレコ
ード間の接続関係が再現及び更新される。従って、請求
項２記載の発明のような抽出された接続関係の更新処理
が不要となり、データベース複写効率をさらに向上する
ことができる。

【００９５】請求項４記載の発明によれば、コンピュー
タシステムのメモリ消費が抑制されるので、コンピュー
タシステムのハードウエア上の要求を緩和することがで
きる。また、コンピュータシステムがダウンしても接続
関係が保持されるので、再起動時にデータベースを回復
することができる。

【００９６】請求項６記載の発明によれば、請求項１又
は請求項５に記載の発明の効果に加え、本発明に係るデ
ータベース複写プログラムを市場に流通させることがで
きる。そして、かかる記録媒体を取得した者は、一般的
なコンピュータシステムを利用して、本発明に係るデー
タベース複写装置を容易に構築することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】データベースの更新がない場合の本発明の原理
を示し、（Ａ）は複写元データベースのデータ格納構
造、（Ｂ）は複写元データベースから抽出した抽出デー
タ、（Ｃ）は抽出データに基づいて生成されたセット
表、（Ｄ）は複写先データベースに複写されたレコード
及び解決済みセット情報を夫々説明する図である。

【図２】データベースの更新がある場合の本発明の原理
を示し、（Ａ）は複写元データベースのデータ格納構
造、（Ｂ）はデータベースの更新内容、（Ｃ）は複写先
データベースに複写されたレコード及び解決済みセット
情報、（Ｄ）はデータベースの更新内容を反映した複写
先データベースを夫々説明する図である。

【図３】データベースの更新がある場合の本発明の原理
を示し、（Ａ）は複写元データベースから抽出した抽出
データ、（Ｂ）はデータベースの更新内容に応じて生成
された更新差分、（Ｃ）は抽出データに基づいて生成さ
れたセット表、（Ｄ）は更新差分により更新されたセッ
ト表を夫々説明する図である。

【図４】本発明が適用可能な他のデータ格納構造の一例
を示す図である。

【図５】本発明が適用可能な他のデータ格納構造の一例
を示す図である。

【図６】本発明が適用可能な他のデータ格納構造の一例
を示す図である。

【図７】本発明に係るデータベース複写装置の全体構成
図である。

【図８】ＤＢ抽出部における処理内容を示すフローチャ
ートである。

【図９】差分取得部における処理内容を示すフローチャ
ートである。

【図１０】ＤＢ反映部における処理内容を示すフローチ
ャートである。

【図１１】セット表の説明図である。

【図１２】抽出データの説明図である。

【図１３】セット表の生成処理内容を示すフローチャー
トである。

【図１４】セット表の生成処理によって生成されたセッ
ト表の具体例を示す図である。

【図１５】差分反映部における処理内容を示すフローチ
ャートである。

【図１６】差分取得部によって生成される更新差分の具
体例を示す図である。

【図１７】セット表の更新処理内容を示すフローチャー
トである。

【図１８】セット表の更新処理によって更新されたセッ
ト表の具体例を示す図である。

【図１９】セット関係の再現処理内容を示すフローチャ
ートである。

【図２０】従来技術の問題点を示し、（Ａ）はシステム
を停止して保守等を行う運用形態、（Ｂ）はシステムの
無停止運用形態、（Ｃ）は２つのシステムを交互に切り
替えて保守等を行う運用形態を夫々説明する図である。

【図２１】システムを切り替えるときのデータベース複
写処理の概要説明図である。

【図２２】従来技術ではデータベース複写が短時間でで
きない一例を示し、（Ａ）はｎ：１型のデータ構造、
（Ｂ）はｎ：１型のデータ構造の具体例を夫々説明する
図である。

【図２３】従来技術ではデータベース複写が短時間でで
きない一例を示し、（Ａ）は論理構造、（Ｂ）はデータ
格納構造を夫々説明する図である。

【符号の説明】

１０…データベース複写装置 ２０…ＤＢ抽出部 ３０…差分取得部 ４０…ＤＢ反映部 ５０…差分反映部 ６０…ファイル記憶部 ６４…更新差分ファイル ７０…複写元データベース ９０…複写先データベース

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 西野 晃英 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番 １号 富士通株式会社内 Ｆターム(参考） 5B075 KK04 MM02 MM11 MM23 MM62 NR02 NR20 5B082 DE07 GA04 GC05

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複写元データベースを所定領域に分割し、
   各領域に含まれるレコード及び該レコード間の接続関係
   を複写先データベースに複写するデータ複写手段と、 前記複写元データベースから、異なった領域に夫々含ま
   れるレコード間の接続関係を抽出する接続関係抽出手段
   と、 該接続関係抽出手段により抽出された接続関係に基づい
   て、前記データ複写手段により複写先データベースに複
   写されたレコード間の接続関係を再現する接続関係再現
   手段と、 を含んで構成されたことを特徴とするデータベース複写
   装置。
2. 【請求項２】前記データ複写手段によりレコード及び該
   レコード間の接続関係が複写された複写元データベース
   の領域に対してデータベース更新要求があったときに、
   該データベース更新要求による更新差分を取得する更新
   差分取得手段と、 該更新差分取得手段により取得された更新差分に基づい
   て、前記データ複写手段により複写先データベースに複
   写されたレコード及び該レコード間の接続関係を更新す
   るデータ更新手段と、 当該更新差分取得手段により取得された更新差分に基づ
   いて、前記接続関係抽出手段により抽出された接続関係
   を更新する接続関係更新手段と、 を含んだ構成である請求項１記載のデータベース複写装
   置。
3. 【請求項３】前記データ複写手段及び前記接続関係抽出
   手段による複写元データベースに対する処理が完了した
   か否かを判定する処理完了判定手段と、 前記データ複写手段によりレコード及び該レコード間の
   接続関係が複写された複写元データベースの領域に対し
   てデータベース更新要求があったときに、該データベー
   ス更新要求による更新差分を取得する更新差分取得手段
   と、 を備え、 前記接続関係再現手段は、前記処理完了判定手段により
   複写元データベースに対する処理が完了したと判定され
   たときに、前記接続関係抽出手段により抽出された接続
   関係及び前記更新差分取得手段により取得された更新差
   分に基づいて、前記データ複写手段により複写先データ
   ベースに複写されたレコード間の接続関係を再現及び更
   新する構成である請求項１記載のデータベース複写装
   置。
4. 【請求項４】前記接続関係抽出手段により抽出された接
   続関係は、不揮発性記憶媒体上に保持される構成である
   請求項１〜請求項３のいずれか１つに記載のデータベー
   ス複写装置。
5. 【請求項５】複写元データベースを所定領域に分割し、
   各領域に含まれるレコード及び該レコード間の接続関係
   を複写先データベースに複写するデータ複写工程と、 前記複写元データベースから、異なった領域に夫々含ま
   れるレコード間の接続関係を抽出する接続関係抽出工程
   と、 該接続関係抽出工程により抽出された接続関係に基づい
   て、前記データ複写工程により複写先データベースに複
   写されたレコード間の接続関係を再現する接続関係再現
   工程と、 を含んで構成されたことを特徴とするデータベース複写
   方法。
6. 【請求項６】複写元データベースを所定領域に分割し、
   各領域に含まれるレコード及び該レコード間の接続関係
   を複写先データベースに複写するデータ複写機能と、 前記複写元データベースから、異なった領域に夫々含ま
   れるレコード間の接続関係を抽出する接続関係抽出機能
   と、 該接続関係抽出機能により抽出された接続関係に基づい
   て、前記データ複写機能により複写先データベースに複
   写されたレコード間の接続関係を再現する接続関係再現
   機能と、 を実現するためのデータベース複写プログラムを記録し
   た記録媒体。