JP2001511552A - データ・ベースに関する方法 - Google Patents

データ・ベースに関する方法

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JP2001511552A
JP2001511552A JP2000504497A JP2000504497A JP2001511552A JP 2001511552 A JP2001511552 A JP 2001511552A JP 2000504497 A JP2000504497 A JP 2000504497A JP 2000504497 A JP2000504497 A JP 2000504497A JP 2001511552 A JP2001511552 A JP 2001511552A
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ラルソン、ラルス、ヨアキム
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テレフオンアクチーボラゲツト エル エム エリクソン（パブル）
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Abstract

(57)【要約】 本発明はデータベースに属する方法であって、そのデータベース内での変更に関連するログ情報を信頼性高く収集することを提供することを意図している。いわゆるファジーチェックポイントが生理的ログと組み合わせて使用されており、ログ情報が実時間で収集できるようにすることを意図している。データベースに属するデータ情報は予め定められたデータ構造に基づいてより小さな部分に分割され、ここでそれぞれの部分は相互にそのデータベースに属する同一ページまたは別々のページに分散される。ファジーチェックポイントに対して要求される論理的ＵＮＤＯ情報が、１つの部分（１）内で変更が生じた際に１つのページ上に更なる部分（１’）を生成することを通して実現され、ここで旧データ情報は新データ情報で置き換えられる。この更なる部分（１’）は構造的に変更された部分（１）の複製である。この変更された部分（１）は新たなデータ情報（Ａ’）を含み、更なる部分（１’）は旧データ情報（Ａ）を含む。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】 （発明の分野） 本発明はデータベースに属する方法に関し、データベース変更に関連してログ
情報を高い信頼性で収集することを意図している。
【０００２】 この方法は固定チェックポイントで通常生じるアイドリング時間を短縮できる
ようにすることを目的としてファジー・チェックポイントを用いており、これら
のファジー・チェックポイントはログ情報が実時間で収集出来るようにすること
を意図して生理的ログと組み合わされている。
【０００３】 データベースに属するデータ情報は、予め定められたデータ構造に基づいて小
部分に分割されており、ここでそれぞれの部分は共通ページ上にまたはそのデー
タベースに属する個別のページ上に分散されている。
【０００４】 本発明の方法は、位置および複製に依存しないログが必要な分散型データベー
スに関するアプリケーションに特に適用できる。
【０００５】 （発明の背景） ２つの基本データベース構造を、いくつかの関連する属性と共に導入として説
明する、すなわちディスク・メモリ・データベースと一次メモリ・データベース
である。ディスク・メモリ・データベースにおいて情報の一部、最も最近使用さ
れた情報は一次メモリ内に存在している一方、残りはディスク・メモリ内に存在
している。この場合、もしも望む情報が既に一次メモリの中に格納されていない
時には、それをディスク・メモリから取り出して一次メモリの中に入れなければ
ならない。ディスク・メモリから取られた新たな情報は一次メモリ内に存在する
情報に上書きされる、そしてもしもこの上書きされた情報が後の段階で使用され
る場合、前記情報をディスク・メモリから再収集する必要がある。メモリ内容は
複数ページに分割され、それらのページは互いに独立して取り扱われる。例えば
、新たな情報を１つのページの中に取り込むことができる一方で、その他のペー
ジは影響されずに残る。
【０００６】 ディスク・メモリ・データベースの場合、一次メモリ内のデータ構造は通常デ
ィスク・メモリ内の構造の１：１写像である。
【０００７】 ディスク・メモリ・データベースの一次メモリのメモリ内容は、一度にディス
ク・メモリ１ページに更新されるので、異なるページの間のリンクはクラッシュ
後にシステムを再起動した場合に整合が取れなくなる。従って整合チェックポイ
ントをディスク・メモリ・データベースに関連して実現するのはしばしば困難で
ある。
【０００８】 整合チェックポイントを一次メモリ・データベース内で実現するのはより簡単
である。例えば、この整合性はデータベースの２つの複製をディスク・メモリ内
に持つことで容易に実現できる。すなわち、最新または現行バージョンのデータ
ベースの複製と旧バージョンの複製とである。これはデータベースの全てが一次
メモリ内に瞬時に見つけられ、与えられたチェックポイントに基づいて全てのペ
ージ間に整合性が成り立つことが知られている異なるバージョンのデータベース
を容易にディスク・メモリ内に格納出来るからである。
【０００９】 データベース内の１つのオブジェクトに属するいくつかの属性は一次メモリに
基づくものであろうが、一方で同一オブジェクト内のその他の属性はディスク・
メモリに基づくものである。ディスク・メモリ・データベースと一次メモリ・デ
ータベースの間の混合として構成されたテーブルもまた見られる。
【００１０】 １つのデータベースは複数のデータテーブルを含み、それらは異なる方式でフ
ォーマットされている。１つのテーブルは多数の欄で構成され、ここで各々の欄
はある種の情報を含んでいる。各々の欄には特定の属性が割り当てられていて、
前記欄内の情報はこの属性に基づいてフォーマットされている。
【００１１】 属性の例は、格納されている情報が符号付きまたは符号無し整数、浮動小数点
数、十進数、日時、テキスト等々としてフォーマットされていることである。
【００１２】 属性で決定されるその他の因子は： ・属性が固定属性である時、すなわち内容が固定メモリサイズを占める時； ・属性が可変属性である時、すなわちその属性のサイズが変更出来ること；ま
たは ・属性がダイナミック属性である時、すなわちその属性が存在するかまたは存
在しないか、例えば選択可能かまたはオプション的な属性である時、を含む。
【００１３】 ダイナミック属性は可変であっても固定であっても構わない。
【００１４】 テーブル内の１つのオブジェクトはそのテーブル内の１つの列または行に対応
し、そのテーブル内に存在する複数の属性（欄）を含む。１つのオブジェクトは
従って前述の複数の異なる属性を混合したものを含むことが出来る。
【００１５】 １つのグループの個人に関連する個人情報リストのテーブルはこれに関する１
つの例である。異なる属性としては、洗礼名、名字、住所、郵便番号、電話番号
、誕生日およびその他のオプション的なコメントなどが含まれるはずである。
【００１６】 誕生日は固定属性（それが予め定められたフォーマット上に入力されると）で
あるが、名前、住所および電話番号は可変属性ででありまた、コメントはダイナ
ミック可変属性である。
【００１７】 従って１つのオブジェクトは個人とその人に関する情報である。
【００１８】 この例に関するテーブルを格納できるようにするには多くの方法が存在する。
テーブルをメモリ内で連続した順番で固定メモリ空間に格納することができる。
これは大容量のメモリ空間を必要とし、おそらくその大部分は空であるが、それ
は可変並びにダイナミック属性用の空間に備えることが出来るようにするためで
ある。従って可変属性は割り当てられたメモリ空間サイズのために制限された範
囲内でのみ可変である。
【００１９】 これに代わって、各々のオブジェクトに１つのヘッダを与えて、可変属性のサ
イズとまたダイナミック属性が存在するか否か、また存在する場合その様な属性
のサイズを開示することも可能である。従って、オブジェクトを生成する際にそ
れぞれの属性で必要とされるメモリ空間が割り当てられ、それらの属性が組み合
わされて１つのオブジェクトを形成する。このヘッダはそれぞれの属性のサイズ
を開示しており、これによってそのオブジェクト内の情報が正しく解釈されるこ
とになる。このヘッダはまたインデックスを含み、これはそれぞれの属性を指し
示すポインタを含む。
【００２０】 実際にテーブルをメモリの中に格納する際に、メモリが全てのテーブルを格納
するための連続したメモリ空間を有することはまれであって、それはメモリはし
ばしば大なり小なりフラグメントに分断されているためである。多くの場合、テ
ーブルは１ページ上に収まるには大きすぎる。従って１つのテーブル内の種々の
オブジェクトは１ページ上に分散され、また１つのテーブルはその様ないくつか
のページに分割されている。
【００２１】 １つのフラグメントはテーブルの一部であっていくつかの異なるページを含む
。分散型データベースでは、１つのテーブルを分散型データベース内のいくつか
のプロセッサ・ノードに分散することが出来る。従ってフラグメントはノード内
に見られるテーブルの一部である。フラグメントはまたそのテーブルの同一部分
の全ての複製を含む。従って、フラグメントは１つのノード内に格納されている
テーブルの一部の一次複製と、別のノード内に格納されている同一テーブルの同
一部分の二次複製を含むことが可能である。同一または異なるテーブルの異なる
フラグメントのいくつかの異なる複製が１つのノード内に格納される場合がある
。
【００２２】 大きなオブジェクトの場合、種々のオブジェクトに分割してこれらの分割オブ
ジェクトを１ページの異なる場所に格納したり、またはそのオブジェクトを異な
るページ間に分割する必要を認めることはあり得ない話ではない。例えば、大き
なオブジェクトとは１つまたは複数の属性が数千文字を含むテキスト・ファイル
を含むようなものもその１つである。
【００２３】 大きなオブジェクトの場合、ディスク・メモリ・データベースに関連して、テ
ーブルおよびテーブル内のオブジェクトに対して、例えばＢツリーの様なツリー
構造を構築する高度データベース構造を使用することが知られている。
【００２４】 １つのオブジェクトは次に異なる部分に分割され、これらの部分はツリー構造
に基づいて利用可能なメモリ空間内に格納される。それぞれのオブジェクトに対
するヘッダは、Ｂツリー内部を指し示すポインタを含み、これによりオブジェク
トの異なる部分が検索されるようにしている。これらの部分は全属性を構成する
必要はなく、オブジェクトは単一の連続した文字列として処理することが可能で
、利用できるメモリ空間に基づいて任意の希望する方法で分割出来る。
【００２５】 この処理手順は通常、オブジェクトが１ページ全体をカバーするには大きく、
変更がディスク・メモリに直接書き込まれる場合に適用される。情報がディスク
・メモリの中に直接書き込まれない場合、何らかの型式のログが要求される。こ
の様にオブジェクトが非常に大きな場合、非常に複雑なログファイルが要求され
る。
【００２６】 フラグメントに変更が行われる場合、例えばオブジェクトを追加したり削除す
る場合またはオブジェクト内の属性を変更、更新する場合、その変更がディスク
・メモリ・データベースまたは一次メモリ・データベースに関するかには無関係
に、遅かれ早かれその変更を永続的な方法で格納する必要がある。
【００２７】 長く永続的とは、例えばシステムの一部またはシステム全体がたとえクラッシ
ュした場合でもその情報が格納されて残っていることを意味する。しかしながら
、長く永続的な格納はディスク・メモリの中に格納する場合は一次メモリの中で
は実現出来ない。ディスク・メモリに書き込んだり読み出したりするには時間が
掛かり、これはある時点でのみ実施される。ディスク・メモリは一次メモリに基
づいて一度に１つのページ全体毎に更新される。
【００２８】 プロセッサがクラッシュすると、全ての付託されているトランザクションは実
行し、全ての付託されていないトランザクションは廃棄する必要がある。この事
象を取り扱うために２つの型式の情報が格納される。
【００２９】 ＲＥＤＯ情報は一次メモリ内で実行が完了していて未だディスク・メモリ内に
は格納されていない付託済みの変更を可能とするために用いられて、プロセッサ
がクラッシュした際に失われてしまう情報の復元に関して再実行する。
【００３０】 ＵＮＤＯ情報は未だ付託されていないが既にディスク・メモリ内に書き込まれ
ているものの変更を取り消すために用いられて、プロセッサがクラッシュした際
に失われてしまう情報の復元に関して行われる。
【００３１】 この情報はログ情報として格納され、通常いわゆるフラグメントログの中に格
納され、此処にはフラグメントに影響を与える全ての変更がログの中に格納され
る。ログ情報は多くの異なる方法で収集および格納する事ができる。
【００３２】 生理的ログは実行された全ての変更を格納している。ログはビットレベルで作
用し、変更前と変更後の情報を格納する。物理的ログは分断されたファイルまた
は分断されたメモリ空間のフラグメント解消さえも、それが真の情報の変更でな
くて単なるメモリ空間の再配置であっても全ての変更を記録する。理解されるで
あろうが、その様なログはメモリ空間およびプロセッサ時間の両方に関して非常
に容量を必要とする。
【００３３】 生理的ログはメモリ空間の一部でのデータ変更のみを格納し、メモリ空間の再
配置は格納しない。関連する部分の内部アドレス、例えば前記関連部分のページ
インデックスの様なインデックスがログの中に格納され、また前記部分内で実施
された変更が格納される。
【００３４】 論理的ログはオブジェクト内の属性の変更のみを格納する。
【００３５】 例えば、鍵"Kalle"を有するオブジェクトと値"12"を有する属性とが変更され て、属性が"14"になったた場合、"Kalle"と属性"12"はＵＮＤＯログに格納され 、"Kalle"と属性"14"はＲＥＤＯログに格納され、単に設定される。
【００３６】 これは属性の値がＵＮＤＯログを通して"12"にリセットされ、ＲＥＤＯログを
通して"14"にセットされることを可能としている。この情報はメモリ内の特定の
位置に格納されている鍵"Kalle"を具備したオブジェクトには連結されておらず 、鍵"Kalle"を有するオブジェクトはそのログを使用して必要な訂正が実行され る時に検索される。
【００３７】 １つのオブジェクトがいくつかの異なるページに分割されている際には、ペー
ジ間で整合性が成り立つように、全てのページを同時にディスク・メモリの中に
ダウンロードする必要がある。従って、チェックポイント、凍結時間ポイントが
ディスク・メモリへのダウンロード開始時に生成され、フラグメント内の全ての
ページがディスク・メモリ内に書き込まれる。
【００３８】 ２つの型式の整合性チェックポイントが存在し、すなわち動作整合性チェック
ポイントとトランザクション整合性チェックポイントである。
【００３９】 トランザクション整合性チェックポイントでは、ディスク・メモリ内にダウン
ロードされるフラグメント内のオブジェクトに影響する全てのトランザクション
が停止され、全ての実行中のトランザクションが完了する。次にディスク・メモ
リ内への書き込みの実際の処理手順が実施され、これは大きなフラグメントの場
合数分を要する。これは停止されたトランザクションに対する対応する待ち時間
を意味する。
【００４０】 対応する動作整合性チェックポイントが同様の方法で実行されるが、違いは停
止が実行中の動作、トランザクションの一部を終了させるための待ち時間の間、
トランザクションの途中で許される点である。従って、動作整合性チェックポイ
ントに関連する待ち時間は、トランザクション整合性チェックポイントに含まれ
る待ち時間よりも短い。
【００４１】 いわゆるファジーチェックポイントをローカル生理的ログと組み合わせて使用
することが知られている。
【００４２】 ローカル生理的ログは、フラグメントに属する全てのページをディスク・メモ
リ内に書き込む際にファジーチェックポイントの使用を可能とし、これはディス
ク・メモリ内に書き込まれるオブジェクトに影響を与える動作に関連する待ち時
間を無くす。
【００４３】 また、一次メモリ・データベースに関連してオブジェクトが変更された際にオ
ブジェクトの新たな複製を生成することが知られており、ここでその新たな複製
は変更後のオブジェクトを、旧複製は変更前のオブジェクト、またはその逆の形
で２つの複製の間のリンクと共に含む。
【００４４】 ２つの複製は旧および新情報の両方を含むので、この場合論理ＵＮＤＯ情報は
不用であり、単に論理ＲＥＤＯログのみが必要である。これをディスク・メモリ
・データベースで使用することは困難であるが、それは新複製が旧複製とは異な
るページ上に生成される可能性が有るためである、とは言っても一次メモリ・デ
ータベース内では可能であるのは、これらのデータベースがしばしばトランザク
ション整合性チェックポイントを使用しており、これはほとんどディスク・メモ
リ・データベース内には見られないからである。
【００４５】 ロケーションと複製に影響されないログという用語について説明する。これは
フラグメントのクラッシュに関連してまたは全システムの全体的なクラッシュに
関連して失われた情報を再生する際に使用することの出来るログを意味しており
、此処で前記情報のこの再生は全てのプロセッサ及び関連するメモリ（ロケーシ
ョンに関係なく）に対して、ログ（複製に関係なく）の任意の複製、例えば一次
または二次複製の始まりの点から実行することが可能である。
【００４６】 下記の発刊物はログ情報および異なるデータ構造の取り扱いを記述している。
これらの発刊物は既知の技術の一部を教えるものと考えることが出来る。
【００４７】 「エアリーズ（ARIES）：書き込み先行ロギングを使用した細粒ロッキング並 びに部分ロールバックを支援するトランザクション復元法（A Transaction Reco
very Method Supporting Fine Granularity Locking and Partial Rollback Usi
ng Write-Ahead Logging）」シー・モハン（C.Mohan）、ドン・ハデール（Don H
aderle）、ブルース・リンゼイ（Bruce Lindsay）、ハミッド・ピラヘッシュ（H
amid Pirahesh）、ベーター・シュバルツ（Peter SChwarz）、データベース・シ
ステムに関するＡＣＭ会報、１９９２年３月巻７、第１、９４ページ。
【００４８】 「ダリ主メモリ格納マネージャのアーキテクチャ（The Architecture of the
Dali Main-Memory Storage Manager）」、ピー・ボハノン（P. Bohannon）、デ ー・リューウェン（D. Liuwen）、アール・ラストジ（R. Rastogi）、エス・シ ェサドリ（S. Shesadri）、エイ・シルバーシャッツ（A. Silberschatz）、エス
・スダーシャン（S. Sudarshan）、ルーセント・テクノロジー（http://www.bel
l-labs.com/project/dali/papers.html）からの覚え書き。
【００４９】 「トランザクション処理：概念並びに技術（Transaction Processing: Concep
ts and Techniques）」ジェー・グレイ（J. Gray）、エイ・ロイター（A. Reute
r）、モルガン・カウフマン（Morgan Kaufma）、１９９３年。
【００５０】 「半構造データに対するローレル問い合わせ言語（The Lorel Query Language
for Semistructured Data）」エス・アビテボウル（S. Abiteboul）、デー・ク
アス（D. Quass）、ジェー・マックヒュー（J. McHugh）、ジェー・ウィンダム （J. Windom）、ジェー・ウィーナー（J. Wiener）、コンピュータサイエンス学
部技術報告、スタンフォード大学。
【００５１】 「主メモリデータベース・システム：概要（Main Memory Database System: A
n Overview）」エイチ・ガルシア・モリナ（H. Garcia-Molina）、ケイ・サーレ
ム（K. Salem）、知識およびデータベース・エンジニアリングに関するＩＥＥＥ
会報、１９９４年１２月、巻４、第６。
【００５２】 「INFORMIX−オンライン・ダイナミック・サーバー、データベース・サーバー
」インフォミックス・ソフトウェア社、１９９４年１２月。
【００５３】 「並列データベース・システムに於ける復元（Recovery in Parallel Databas
e Systems）」エス・オー・ハバショフ（S-O. Hvasshovd）ビューイング、ISBN
3-528-05411-5。
【００５４】 「スターブルストのメモリ残留格納要素の評価（An Evaluation of Starburst
's Memory Resident Storage Component）」ティー・ジェー・レ−マン（T.J. L
ehman）、イー・ジェー・シェキタ（E.J. Shekita）、エル・エフ・カブレラ（L
-F.Cabrera）、知識およびデータベース・エンジニアリングに関するＩＥＥＥ会
報、１９９２年１２月、巻４、第６。
【００５５】 「高度に利用可能なデータベース管理システムに於ける、ソフトウェア・フォ
ールト・トレラントに対するシステム支援（System Support for Software Faul
t Tolerance in Highly Available Database Management System）」エム・ピー
・サリバン（M.P. Sullivan）、博士論文。
【００５６】 （発明の要約） （技術的問題） 上述の現在の技術の立場を考えると、単純な変数及びダイナミック属性を処理
することは可能でありまた従来知られている事例で必要とされるよりログ情報が
更に少ない、信頼性の高いデータベースを提供するログ情報を処理するための方
法を提供するに当たって技術的な問題が存在することが分かるであろう。
【００５７】 位置および複製に依存しないログを提供する際の別の技術的な問題が存在し、
これは従って特に分散型データベースに適した方法であって、ここでは１つまた
は複数のプロセッサノードのクラッシュ、または全システムが全体的にクラッシ
ュした際に失われてしまったテーブルの一部またはテーブル全体を再生するため
にログが使用でき、またテーブルの一部またはテーブルの全体が元のノードとは
全く異なるプロセッサノード内で再生できるものである。
【００５８】 別の技術的な問題は、必要なログ情報を収集することが可能であり、一次メモ
リ内でのデータベース変更が実時間でディスク・メモリ内に保存できる方法を提
供することである。
【００５９】 別の技術的な問題は、ディスク・メモリ・データベースと一次メモリ・データ
ベースの両方と共に働く方法を提供することである。
【００６０】 更に別の技術的な問題は、生理的ログと組み合わされたファジー・チェックポ
イントを取り扱い、必要とされるログ情報の量を既知の技術に比較して著しく削
減することが可能な方法を提供することである。
【００６１】 別の技術的な問題は、あるログ情報を検索する際にキャッシュ・ミスの数を既
知の技術に比較して著しく削減できる方法を提供することである。
【００６２】 更に別の技術的な問題は、データベースの異なる部分に対して異なるローカル
ログ情報を使用して、ローカルに独立でアプリケーションに依存しないログを提
供出来るようにすることである。
【００６３】 （解決策） 上述の技術的な問題の１つまたはいくつかを解決できるようにすることを意図
し、また導入部で定めた方法を開始点として、本発明に基づき１つの生理的ＵＮ
ＤＯログと１つのＲＥＤＯログを単独に管理することが提案されており、ファジ
ーチェックポイントで要求されそれに対して従来的なログが生成される事のない
論理的ＵＮＤＯ情報が、旧データ情報が新データ情報で置き換えられる、部分的
な変更が生じる際に１つのページ上に更なる部分を生成することで得られ、前記
更なる部分は構造的に変更部分の複製であり、この変更部分および更なる部分は
互いにリンクされている。
【００６４】 論理的ＵＮＤＯ情報は、新たなデータ情報を含む変更部分と旧データ情報を含
む更なる部分とに基づいて実現される。
【００６５】 必要なログを実時間で維持する可能性は、ファジーチェックポイントと生理的
ログとの間の共同作用を通して提供される。生理的ログがＵＮＤＯログの場合、
この共同作用または共同操作はＵＮＤＯログの中に１つのページ上で、ローカル
チェックポイントを設定してからそのページが対応するディスク・メモリの中に
書き込まれる時点までにローカルに生じた全ての事象を保存する中に存在する。
これに代わって、生理的ログが生理的ＲＥＤＯログの場合、この共同操作はＲＥ
ＤＯログの中に１つのページ上で、前記ページを対応するディスク・メモリの中
に書き込んでからそこにローカルチェックポイントが設定される時点までにロー
カルに生じた全ての事象を保存する中に存在する。
【００６６】 生理的ＲＥＤＯログの場合、このログは純粋に一次メモリ・データベースと共
に単純に機能するが、一方で生理的ＵＮＤＯログは一次データベースとディスク
・メモリ・データベースの両方に関連して、従ってまた一次メモリとディスク・
メモリ・データベースを組み合わせたデータベースに関連して機能することに注
意されたい。
【００６７】 一次メモリ・データベースとディスク・メモリ・データベースの両方でまた一
次メモリとディスク・メモリ・データベースを組み合わせたデータベースの中で
効果的に使用できる方法を提供する発明により、本発明に基づき生理的ログが生
理的ＵＮＤＯログで有ることが提案されている。以下の説明は従って生理的ＵＮ
ＤＯログに関するものである。
【００６８】 メモリ空間を節約し不要な情報を不必要に格納しないようにするために、更な
る複製、またはコピーが変更を引き起こしたトランザクションが完了または委託
された後、またはその様な完了に関連して削除される。
【００６９】 この更なる複製の生成に関連して、この効果に対する情報が生理的ログの中に
格納される。更なる複製が削除されてその変更がディスク・メモリの中に書き込
まれる際に、更なる複製が削除された効果に対する情報が生理的ログの中に格納
される。
【００７０】 変更のロギングがディスク・メモリの中に未だ書き込まれていない場合、この
更なる複製が削除された効果に関する情報を挿入する代わりに、前記更なる複製
の生成に関する情報が生理的ログから削除される。これはログのサイズを同じだ
け増やす代わりに削減し、これによって更に必要なログ情報の量を削減する。
【００７１】 論理的ログの１つを置き換える情報の収集を簡略化することを意図して、また
希望する情報を可能な限り少ないメモリアクセスで見つける能力の強化を意図し
て、すなわち情報のキャッシュメモリへの収集を出来るだけ少なくすることを意
図し、本発明に基づいて任意の更なる複製を格納するために使用される特別ペー
ジが提案されている。
【００７２】 データベースにおいて、特に分散型データベースにおいて、複数の異なるロー
カルチェックポイントがデータベースの異なる領域、例えば異なるテーブルまた
は異なるフラグメントに対して生成されている。これらの異なるチェックポイン
トはデータベースのそれぞれの領域内でローカルに制御されている。
【００７３】 場所と複製に独立なログは下記の方法で得られる。グローバルチェックポイン
トは連続的かつ周期的に生成される。簡単に言うと、これは定期的に更新される
カウンタの助けで実現される。各々のトランザクションにはこの対象とするトラ
ンザクションが委託された時点でグローバルチェックポイントの値が与えられる
。
【００７４】 グローバルシステムチェックポイントはそのログ情報がディスク・メモリ内に
格納された時点であり、このログ情報は共通グローバルチェックポイントを有す
る全てのトランザクション並びに先行のグローバルチェックポイントに属する全
てのトランザクションの委託に関連する。
【００７５】 データベースに属する１つまたはいくつかのプロセッサノードのクラッシュ、
または全データベースの総合的クラッシュにより失われたフラグメントのような
損失領域は、対象領域に関して見つけられたローカルログ情報に基づいて、最も
最新で生成されたグローバルシステムチェックポイントに続き、また最新に生成
されたローカルチェックポイントの前に再生される。
【００７６】 この処理手順は動作整合性チェックポイントを実時間で提供し、これは続いて
その他のページへのリンクの生成を可能とし、これらのリンクはデータベース内
の変更の事象に際しても信頼性を有する。
【００７７】 これは複雑なデータ構造の使用を可能とし、ここでは可変そして／またはダイ
ナミック属性を有するオブジェクトが、簡単で時間およびメモリ空間を効率的に
使用する方法で実行ならびに取り扱うことが出来る。
【００７８】 本発明はまたＢツリーの形式でデータ構造を使用することを可能とし、ここで
は前記部分がＢツリーに属する葉ノードで構成される。
【００７９】 別の使用可能なデータ構造は構成要素が数学的関数、例えばハッシュ関数に基
づいて構築される構造に従って配置されるものであり、ここでは前記部分は前記
構成要素で構成されている。
【００８０】 （特長） 発明による方法により一次的にもたらされる特長は、オブジェクトを格納する
際に高度データ構造が使用されていたとしても、必要なログ情報が効果的な方法
で容易に利用できるようになることである。更に、このログは１つの生理的ＵＮ
ＤＯログと唯１つの論理的ＲＥＤＯログを含むが、これはＵＮＤＯ情報が変更さ
れた部分の複製を生成する際に得られ、ここでその複製はオリジナルと組み合わ
されて必要なＵＮＤＯ情報を含むからである。更なる複製を使用する際に必要と
される情報の量は、論理ＵＮＤＯログで必要とされる情報量よりも少ない。
【００８１】 本発明はまた一次メモリ・データベースとディスク・メモリ・データベースの
両方に対して動作整合性チェックポイントを提供しており、これはページ間の参
照が信頼性の高いことを意味し、これは続いてディスク・メモリ・データベース
の場合でもオブジェクトのデータ構造のフレキシブルな取り扱いを可能とする。
【００８２】 本発明の方法の一次的な特徴は添付の特許請求項１に記述されている。
【００８３】 本発明を更に容易に理解され、また更に別の特徴が明らかとなるように、本発
明を例に基づき添付図を参照して更に詳細に説明する。
【００８４】 （好ましい実施例の詳細な説明） 当業分野において多くの異なる種類のログ情報が知られている。
【００８５】 分散型データベースに関連して場所と複製に依存しないログに対する強い需要
があるため、本発明は論理的ログを使用することに基づいている。
【００８６】 論理的ログは整合性チェックポイントを必要とし、これは例えばディスク・メ
モリに基づくデータベースに関連して実現するのは困難である。選択されたチェ
ックポイントは動作整合チェックポイントであり、それはこれがトランザクショ
ンチェックポイントで必要とされるものより必要とする待ち時間が短いからであ
る。
【００８７】 信頼性の高いログを実時間で維持することが望ましく、待ち時間が許容出来な
いことを意味している。従ってファジーチェックポイントが使用される。
【００８８】 生理的ログと組み合わされて、ファジーチェックポイントは動作整合チェック
ポイントを提供し、続いて異なるページ間で使用される参照を可能とする。これ
はオブジェクト内で変更された属性の複製を使用することを可能とし、ここで複
製を任意のいかなるページ内に設置することが可能で、これらの複製は例えば論
理的ＵＮＤＯ情報と置き換えることが可能である。
【００８９】 これはまた、異なるオブジェクト構造およびインデックス構造の両方のクラッ
シュに続く、再生処理手順のなかでこのログを使用出来るようにする。
【００９０】 本発明は主に３つの既知の処理手順の組み合わせに基づいている、ここで： ・サイズに関係なくオブジェクトは、そのオブジェクトをより小さな部分に分
割することを可能とする構造の中に格納される； ・ファジーチェックポイントと生理的ログが、一次メモリに関連してディスク
・メモリを更新する際に使用される； ・一部の新たな複製である更なる部分が、対象としている部分に変更が生じた
際に生成され、ここで前記更なる部分は例えば前記変更前の情報を含み、またオ
リジナル部分は前記変更に続く情報を含む； ここでオリジナル部分は、例えばツリー構造の葉ノードまたは数学的関数、例え
ばハッシュ関数を通して配置された構成要素で構成されている。
【００９１】 従って論理的ＵＮＤＯログは削除できるが、それは前記更なる部分で置き換え
られるからである。
【００９２】 ファジーチェックポイントが使用される場合、物理的または生理的ログが論理
的ＵＮＤＯ情報およびＲＥＤＯ情報と同様に整合性チェックポイントを生成する
ために必要とされる。
【００９３】 図１はＢツリーの部分を図示し、ここで葉ノード１は変更されるデータ情報を
含む。この場合、必要なＵＮＤＯ情報は更なる部分１‘を部分１を変更する際に
生成することで実行され、ここで旧データ情報Ａは新データ情報Ａ’で置き換え
られる。この更なる部分１‘は構造的に変更された部分１の複製である。変更さ
れた部分１及び更なる部分１’は何らかの方法で相互にリンク２されている。
【００９４】 図示されている例において、変更された部分１は新たなデータ情報Ａ‘を含み
、更なる部分１’は旧データ情報Ａを含む。
【００９５】 必要な論理的ＲＥＤＯ情報は従来からの論理的ＲＥＤＯログの中に格納されて
いる。
【００９６】 図２は図１に基づくツリー構造の部分を示し、ここでそれぞれの部分はデータ
ベース内の異なるページｐ１，ｐ２，．．．，ｐｎ上に分散されている。本発明
はまた任意の更なる複製１‘を格納するための特別ページｐｎを提案している。
【００９７】 この特長は以下の通りである： ・このページへのアクセスはより迅速に行えるが、それはページｐｎが繰り返
し使用されるからである； ・データベースの関連する部分がディスク・メモリに基づくデータベースであ
っても、一次メモリに基づくページが使用されており、これはディスク・メモリ
に基づくページの場合に要求されるよりも少ない生理的ＵＮＤＯ情報を要求する
。
【００９８】 ファジーチェックポイントはＵＮＤＯログで構成されている生理的ログと協調
する。
【００９９】 図３はこの生理的ログが、一次メモリ内で常に行われているデータ情報のこれ
らの変更に関連してディスク・メモリの更新とどの様にして協調するかを図示す
る。これらの更新は特定の時点ｔ１，ｔ２，ｔ３，．．．で実施され、ここで更
新はそれぞれの時点で開始される。
【０１００】 この更新は複数の異なるページ、例えば１つのテーブルに属する全てのページ
または１つのフラグメントに属する全てのページに影響する事が可能である。こ
れらのページはディスク・メモリの中に一度に１つづつ順番に書き込まれる。こ
れは全ての影響されたページをディスク・メモリの中に書き込むにはある量の時
間、ｔ１−ｔ１’がかかる。ローカルチェックポイントＬＣが各々の更新に関連
して設定される。
【０１０１】 図３に示されるように、更新が開始された時ｔにローカルチェックポイントＬ
Ｃがセットされる。一次メモリ・データベース内でローカルチェックポイントＬ
Ｃがセットされてから、そのページが対応するディスク・メモリの中に書き込ま
れるまでの間にページ上で生じた全てが生理的ＵＮＤＯログの中にセーブされる
。これは時点ｔとｔ’の間の何処かで行われる。
【０１０２】 ディスク・メモリ・データベース内で全ての変更は連続的に生理的ログの中に
書き込まれる。従ってディスク・メモリ・データベースは一次メモリ・データベ
ースよりもかなり多くのログ情報を必要とする。
【０１０３】 データベースが一次メモリ・データベースまたはディスク・メモリ・データベ
ースに関係なく、格納されている全ログ情報は論理的ＲＥＤＯログ、生理的ＵＮ
ＤＯログ及び、更なる部分１’を通して得られる必要な論理的ＵＮＤＯ情報から
構成されている。
【０１０４】 このログ情報は従来必要なログ情報を維持するために要求されていたものより
もかなり少ない。
【０１０５】 論理的ＵＮＤＯ情報は委託の後はもはや要求されない。これは更なる部分１’
が変更を引き起こしたトランザクションが完了または委託された後、またはそれ
に関連して、削除されることを可能とする。これは従って使用されるメモリ空間
の更なる削減を実現する。
【０１０６】 図４は更なる部分１’の生成について示しており、この効果に対する情報３Ｂ
１が生理的ログ３の中に格納される。変更のロギングがトランザクションが委託
される前にディスク・メモリの中に書き込まれる際に、更なる部分１’が削除さ
れたことを表す情報３Ｂ２もまた生理的ログ３の中に格納される。
【０１０７】 これとは反対に、変更のロギングが未だディスク・メモリの中に書き込まれて
いない場合、前記更なる部分１’が削除された効果に対して更なる情報３Ｂ２を
追加する代わりに、更なる部分１’が生成されたことを示す情報３Ｂ１が生理的
ログ３から削除されることを提案している。
【０１０８】 これは生理的ログ３用のメモリ空間を更に節約する。
【０１０９】 上述の方法を使用することで、異なるデータベース領域、例えばテーブルまた
はフラグメントに対して多数の異なるローカルチェックポイントが提供される。
図５はそれぞれの領域がどの様にして異なるローカルチェックポイントＬＣ１，
ＬＣ２，ＬＣ３，．．．，ＬＣｎを有するかを図示しており、ここで異なるチェ
ックポイントはそれぞれの領域内でローカルに制御されている。
【０１１０】 位置および複製に依存しないログは下記の方法で得られる。グローバルチェッ
クポイントＧＣが連続的かつ周期的に生成されるＧＣ１，ＧＣ２，ＧＣ３，．．
．簡単に言うと、これは定期的に計数するカウンタで実現される。各々のトラン
ザクションには関連するトランザクションが委託された時点でのグローバルチェ
ックポイントに対する値が割り当てられる。
【０１１１】 グローバルシステムチェックポイントＧＳＣ１，ＧＳＣ２，ＧＳＣ３，．．．
は特定のログ情報がディスク・メモリ内に格納される時点であり、このログ情報
は共通グローバルチェックポイントＧＣを有する全てのトランザクション、およ
び委託された先行のグローバルチェックポイントに属する全てのトランザクショ
ンに関連している。
【０１１２】 データベースに属する１つまたは複数のプロセスノードのクラッシュまたは全
データベースの総合的なクラッシュに関連して失われたフラグメントの様な損失
領域の再生成は、最新に生成されたグローバルシステムチェックポイントＧＳＣ
の後で最新に生成されたローカルチェックポイントＬＣの前の領域で見出される
ローカルログ情報に基づいて再生する事により実現される。
【０１１３】 続いてこのログ情報はグローバルに使用することが可能であり、例えばローカ
ルに喪失された領域、例えばデータベースに属する１つまたは複数のプロセッサ
ノードがクラッシュした際に失われるフラグメントを再生する際に、この領域に
対して最新のグローバルシステムチェックポイントＧＣＳが生成された後で最新
のローカルチェックポイントＬＣが生成される前のこの領域に対して見出される
ローカルログ情報に基づいてローカル領域を再生することにより使用できる。
【０１１４】 使用されるデータ構造は好適にＢツリーであり、ここで前記部分はこのＢツリ
ーに属する葉ノードで構成されているか、または数学的関数、例えばハッシュ関
数に基づく構成要素を配置して構築される構造で構成されており、ここで前記部
分はまた構成要素または前記構成要素の部分を含む。
【０１１５】 本発明はまた、本明細書と同日で出願された、スウェーデン特許出願９７ ０
２７６０−１「データベース内の構成要素を格納するための方法」、及び９７
０２７６１−９「データベースの構造」を、一次メモリ・データベースおよびデ
ィスク・メモリ・データベースの両方で使用することを可能としている。これら
の明細書はまた本明細書の一部を形成するものと考慮される。
【０１１６】 異なるページ間の信頼性の高いリンクと高度データ構造、例えばＢツリー構造
の組み合わせは、例えば可変およびダイナミック属性を容易にかつフレキシブル
な方法で取り扱えるようにする。先に述べた組み合わせはまた固定属性をそれら
のサイズに関係なく分割出来るようにする。
【０１１７】 ツリー構造内の属性の分割はまた結果的に葉ノードを適合された小ささとし、
これによって変更に関連して複製される必要のある部分がその対応する葉ノード
の様に等しく小さくなる。
【０１１８】 属性には図６に基づく構造を割り当てることが出来る。従ってオブジェクトヘ
ッダーはＢツリー内のルートノードＡ１を構成する情報を含む。このルートノー
ドＡ１は中間ノードＢ１，Ｂ２、または直接葉ノードＣ１を指し示す。中間ノー
ドＢ１，Ｂ２は続いて更なる中間ノードＢ３または葉ノードＣ２，Ｃ３，Ｃ４，
Ｃ５，Ｃ６を指し示す。
【０１１９】 葉ノードＣ１，Ｃ２，Ｃ３，Ｃ４，Ｃ５，Ｃ６はまた属性を受け入れるために
十分大きく出来る。これは可変属性を容易に取り扱えるようにする、すなわちテ
ーブル内でオブジェクト毎にサイズが変化する属性である。葉ノードＣ１，Ｃ２
，Ｃ３，Ｃ４，Ｃ５，Ｃ６はまた利用可能なメモリ空間内に配置されるように十
分大きく出来る。これはフレキシブルで効果的なメモリの取り扱いを提供する。
【０１２０】 図７はダイナミック属性の取り扱いを図示する。オブジェクトヘッダＤ１は異
なるダイナミック属性をカバーするレジスタＤ２に対するＤ１２を指し示す。レ
ジスタＤ２内の異なる位置Ｄ２１，Ｄ２２，．．．，Ｄ２ｎは更に既存のダイナ
ミック属性Ｄ３を指し示す。特定のオブジェクトに関して属性が見つけられない
場合、ヘッダＤ１は対応するポインタＤ１２を含まない。
【０１２１】 ダイナミック属性Ｄ３は続いて可変属性を含み、これは図６に基づくツリー構
造に分割できる。
【０１２２】 この説明は可変およびダイナミック属性の構造の更に詳細な説明を負担させる
ことはしない。読者は論文「テレコム・アプリケーションに対する並列データサ
ーバの設計並びにモデリング（Design and Modeling of a Parallel Data Serve
r for Telecom Applications）」エリクソン・ユトベクリングス・ＡＢ、ミカエ
ル・ロンシュトローム、１９９７年をこの情報に関して参照されたい。
【０１２３】 本発明は先に説明し図示された例として示す実施例に制限されるものではなく
、添付の特許請求の範囲に図示されている発明の概念の範囲内で修正および変更
が可能であることが理解されるであろう。
【図面の簡単な説明】
【図１】 Ｂツリーの部分とこのツリーの一部の複製を図式的に示す。
【図２】 図１に基づくツリーを複数の異なるページに分割した状態を図式的に示す。
【図３】 生理的ログで操作する２つの異なる方法を図示する。
【図４】 生理的ログの一部の簡略化された図である。
【図５】 異なるローカルチェックポイントとグローバルチェックポイントとの間の相互
作用を図示することを意図している。
【図６】 異なる属性の取り扱いに関連して、１つのオブジェクトまたはオブジェクトの
一部に対する代替構造を図式的に示す。
【図７】 ダイナミック属性の取り扱いに関連して、１つのオブジェクトまたはオブジェ
クトの一部に対する別の代替構造を図式的に示す。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＣＹ， ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，Ｉ Ｔ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ， ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，ＫＥ，Ｌ Ｓ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＺ，ＵＧ，ＺＷ)，ＥＡ(ＡＭ，ＡＺ ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ，ＴＪ，ＴＭ)，ＡＬ ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ，ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ， ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，Ｅ Ｅ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＥ，ＧＨ，ＧＭ，ＧＷ，ＨＲ ，ＨＵ，ＩＤ，ＩＬ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ， ＫＲ，ＫＺ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，Ｌ Ｖ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ， ＳＫ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＵＡ，ＵＧ，Ｕ Ｚ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＷ (72)発明者 ヤコブソン、デビッド スウェーデン国 ダンデリド、スランバル スベーゲン １ Ｆターム(参考） 5B075 NR20 5B082 BA09 DD04 GB06

Claims (10)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 データベース内の変更に関連してログ情報の収集を信頼性高
    く提供するためのデータベースに関する方法であって、ここでファジーチェック
    ポイントが整合性チェックポイントの場合に通常生じる待ち時間を削減するため
    に使用され、ここで前記ファジーチェックポイントがログ情報を実時間で収集で
    きるようにすることを意図して生理的ログと組み合わされており、ここで前記デ
    ータベースに属するデータ情報が予め定められたデータ構造に基づいてより小さ
    な部分に分割され、そしてここでそれぞれの部分が前記データベースに属する相
    互に共通な、または異なるページに分散されている前記方法であって、前記ファ
    ジーチェックポイントで必要とされる論理的ＵＮＤＯ情報が、前記部分の１つが
    変更された際に前記ページの１つの更なる部分を生成することで実現され、ここ
    で旧データ情報が新データ情報で置き換えられ；前記更なる部分が構造的に前記
    変更された部分の複製であり；前記変更された部分と前記更なる部分が互いに好
    適にリンクされており；前記変更された部分が前記新たなデータ情報を含み；前
    記更なる部分が前記旧データを含む、またはその逆であることを特徴とする前記
    方法。
  2. 【請求項２】 請求項１記載の方法であって、前記ファジーチェックポイン
    トと前記生理的ログがＵＮＤＯログを含む前記生理的ログに基づいて協調し；１
    つのページ上で、ローカルチェックポイントが設定された後前記ページが対応す
    るディスク・メモリ内に書き込まれるまでにローカルに実行された全てが前記Ｕ
    ＮＤＯログ内にセーブされるか、または前記生理的ログは生理的ＲＥＤＯログを
    含み、前記ページを対応するディスク・メモリの中に書き込まれた後、ローカル
    チェックポイントが設定されるまでに１つのページ上でローカルに実行された全
    てが前記ＲＥＤＯログ内にセーブされることを特徴とする前記方法。
  3. 【請求項３】 請求項２記載の方法であって、前記更なる複製が前記変更を
    引き起こしたトランザクションの完了または委託の後、またはそれに関連して削
    除されることを特徴とする前記方法。
  4. 【請求項４】 請求項３記載の方法において、前記更なる複製が生成された
    ことを開示する情報が前記生理的ログの中に格納され、前記更なる複製が削除さ
    れる前記方法であって、前記変更に関する生理的ログが前記ディスク・メモリの
    中に書き込まれた際に、前記更なる複製が削除されたことを開示する情報が前記
    生理的ログの中に格納され；そして前記変更に対する生理的ログが前記ディスク
    ・メモリの中に未だ書き込まれていないときに、前記更なる複製の生成を開示す
    る前記情報が前記生理的ログから削除されることを特徴とする前記方法。
  5. 【請求項５】 請求項４記載の方法であって、前記生理的ログが生理的ＵＮ
    ＤＯログであることを特徴とする前記方法。
  6. 【請求項６】 請求項１記載の方法であって、任意の更なる複製を格納する
    ために特別ページが使用されることを特徴とする前記方法。
  7. 【請求項７】 請求項６記載の方法であって、前記特別ページが一次メモリ
    に基づくページで構成されていることを特徴とする前記方法。
  8. 【請求項８】 請求項１記載の方法において、データベースの異なる領域、
    例えばテーブルまたはフラグメントに対して異なるローカルチェックポイントが
    生成され、異なるチェックポイントがデータベースの前記領域内でローカルに制
    御される前記方法であって、位置と複製に依存しないログが特定の時点でグロー
    バルチェックポイントを生成することで得られ；グローバルシステムチェックポ
    イントが前記グローバルチェックポイントに基づいて生成され；前記データベー
    スに属する１つまたは複数の処理ノードのクラッシュに関連して失われた、例え
    ばフラグメントの様な領域が、最新のグローバルシステムチェックポイントが生
    成された後で、最新のローカルチェックポイントが生成される前までの前記領域
    に関連して存在するローカルログ情報に基づいて前記領域を再生することで再生
    されることを特徴とする前記方法。
  9. 【請求項９】 請求項１記載の方法であって、前記データ構造がＢツリーで
    構成され；前記部分が前記Ｂツリーに属する葉ノードで構成されていることを特
    徴とする前記方法。
  10. 【請求項１０】 請求項１記載の方法であって、前記データ構造が数学的関
    数、例えばハッシュ関数に基づいた構造に基づいて配置された構成要素で構成さ
    れ；前記部分が前記構成要素または前記構成要素の部分で構成されていることを
    特徴とする前記方法。
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