JP2002132554A - データベースアクセス方法 - Google Patents

データベースアクセス方法

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JP2002132554A JP2000332107A JP2000332107A JP2002132554A JP 2002132554 A JP2002132554 A JP 2002132554A JP 2000332107 A JP2000332107 A JP 2000332107A JP 2000332107 A JP2000332107 A JP 2000332107A JP 2002132554 A JP2002132554 A JP 2002132554A
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Abstract

(57)【要約】 【課題】トランザクション処理システムにおいて、同時
に複数のトランザクションを処理する際のホスト計算機
の負荷を低減する。 【解決手段】記憶装置サブシステム３は、データが二重
化して格納されるディスクユニット３１ａ、３１ｂを有
する。サーバ１は、リードアクセス時はディスクユニッ
ト３１ｂ、ライトアクセス時はディスクユニット３１ａ
にアクセスする。ライトアクセス時に未完了のリード処
理が存在するとき、サーバ１は、ディスクユニット３１
ａ、３１ｂの二重化の中止を指示してライト要求を発行
し、ライトデータをディスクユニット３１ａにのみ格納
する。サーバ１は、リード、ライト処理がそれぞれ完了
した時点で、記憶装置サブシステム３に対してディスク
ユニット３１ａ、３１ｂの二重化を再開させ、ディスク
ユニット３１ａに書き込まれたデータをディスクユニッ
ト３１ｂに反映させる。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、情報処理システム
などにおけるデータベースシステムの問い合わせ方法に
係り、特に、複数のトランザクション処理を高速化する
方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】銀行の勘定系処理、航空会社における航
空券予約処理など、同時に複数の処理要求を受け付ける
必要のある処理では、オンライントランザクションシス
テムが広く使われている。
【０００３】オンライントランザクションシステムで
は、ほぼ同時に複数の要求が発生したときでも、矛盾の
ないデータを返却することが要求される。例えば、ある
ユーザ（第１のユーザ）の要求により、データベースの
ある部分の読み出しが行われている途中で、別のユーザ
（第２のユーザ）が同じデータ部分への更新要求を行う
ことを考える。この場合、第１のユーザからの要求によ
り読み出すべきデータは、第２のユーザからの要求によ
り更新される以前のデータである。第２のユーザからの
要求によるデータ更新をそのまま実行させると、第１の
ユーザからの要求によりデータが読み出されるよりも前
にデータが書き換えられてしまう可能性がある。このた
め、システムは、第１のユーザの要求に応じてその要求
により読み出すべきデータをロックし、他のユーザによ
るデータ更新を第１のユーザからの要求によるデータの
読み出しが完了するまでは待たせる。
【０００４】各ユーザからの要求により実行されるそれ
ぞれの処理のことをトランザクションと呼ぶ。オンライ
ントランザクションシステムは、各トランザクションが
競合して矛盾したデータを読み出す、あるいは書き込む
ことが無いように制御する。上述した技術では、第１の
ユーザからの要求によるデータ読み出しが非常に時間の
かかる処理である場合、例えば、読み出すべきデータ量
が非常に大きい場合、第２のユーザからの要求によるデ
ータ書き込みは、第１のユーザからの要求によるデータ
読み出しが完了するまで待たされる。このため、第２の
ユーザからの要求は、その処理に非常に時間がかかって
しまう。
【０００５】このような問題を解決するために、一部の
データベース管理システム（以下、ＤＢＭＳと略す）で
は、マルチバージョニングと呼ばれる技術が用いられ
る。マルチバージョニングに関しては、例えばＯＲＡＣ
ＬＥ８アーキテクチャ(翔泳社)P.206-に解説されてい
る。この技術では、第１のユーザからの要求によるデー
タの読み出しが完了していなくても、第２のユーザから
の要求によるデータの書き込みが許可される。第２のユ
ーザからの要求によりデータが書き込まれた領域第１の
ユーザからの要求によるデータの読み出しが必要になっ
たときは、データベースのロールバックセグメントを用
いて第２のユーザからの要求によるデータの書き込みが
行われる前の時点のデータが復元され、第１のユーザに
渡される。このような処理により、お互いの処理が阻害
されることはなくなる。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】上記従来技術によれ
ば、マルチバージョニングによって、複数のトランザク
ションを同時に実行できるようになる。しかし、データ
の復元などは、すべてＤＢＭＳによって実施されるた
め、ホストコンピュータの負荷が大きく、結果として各
処理時間が長くなってしまう。ロールバックセグメント
は、それほど大きくとることはできず、大規模な更新処
理などには向かないといった問題がある。
【０００７】本発明の目的は、同一データ領域に対して
同時に複数の要求があった場合に、システムの負荷を増
大させずに効率的な処理を行うことのできる方法を提供
することにある。
【０００８】
【課題を解決するための手段】本発明における計算機シ
ステムは、その好ましい態様において、トランザクショ
ン処理が実行されるホスト計算機と、このホスト計算機
に接続され、トランザクション処理でアクセスされるデ
ータベースを格納した第１の記憶装置及びホスト計算機
からの要求に基づいて第１の記憶装置のアクセスを行う
記憶制御装置とを備える記憶装置サブシステムとを有し
て構成される。
【０００９】ホスト計算機は、データベースの更新ため
にディスクサブシステムへのライト要求を発行するに際
して、データベースからの未完了のリード処理が存在す
るか確認する。未完了の読み出し処理が存在する場合、
ホスト計算機は、発行したライト要求に応じて第１の記
憶装置にデータが書き込まれないようディスクサブシス
テムに指示し、ライト要求をディスクサブシステムに発
行する。
【００１０】ディスクサブシステムは、ライト要求に応
じてデータベースに書き込むべきデータを第１の記憶装
置とは異なる第２の記憶装置に格納して処理の完了をホ
スト計算機に報告する。
【００１１】ホスト計算機は、未完了のリード処理及び
ライト処理の完了後、第１の記憶装置へのデータの書き
込みが行われるように指示する。ディスクサブシステム
は、この指示に応じて、第２の記憶装置に書き込まれ、
第１の記憶装置に書き込まれていないデータを第２の記
憶装置から第１の記憶装置に書き込む。
【００１２】本発明の一つの態様において、第１の記憶
装置と第２の記憶装置とは、期多く制御装置により同じ
データが二重化して格納されるように制御されたディス
ク装置により構成される。ホスト計算機は、通常の状態
において、データベースからのデータの読み出しは第１
の記憶装置を指定して実施し、データベースへのデータ
の書き込みは、第２の記憶装置を指定して行う。第２の
記憶装置を指定して行われたデータの書き込みの結果
は、記憶制御装置により、第１の記憶装置にも反映され
る。
【００１３】ホスト計算機から第１の記憶装置にデータ
が書き込まれないよう指示された場合、記憶制御装置
は、第２の記憶装置を指定して行われたデータの書き込
みを第１の記憶装置に反映させることを一時的に中断す
る。第１の記憶装置へのデータの書き込みが行われるよ
う指示された場合、記憶制御装置は、第２の記憶装置か
ら差分のデータを第１の記憶装置に転送し、両者の内容
を一致させ、第２の記憶装置に対するデータの書き込み
を第１の記憶装置に反映させるよう制御する。
【００１４】本発明の他の態様において、第２の記憶装
置は、記憶制御装置が有するキャッシュメモリにより構
成される。ホスト計算機から第１の記憶装置にデータが
書き込まれないよう指示された場合、記憶制御装置は、
第１の記憶装置を指定したデータの書き込み要求に対し
て、データを第２の記憶装置に書き込んだ段階で処理の
完了を報告する。第１の記憶装置へのデータの書き込み
が行われるよう指示された場合、記憶制御装置は、第２
の記憶装置に保持され、第１の記憶装置に書き込まれて
いないデータを第１の記憶装置に書き込む。
【００１５】
【発明の実施の形態】−第１の実施形態− 図１は、本発明が適用された計算機システムの一実施形
態における構成例を示すブロック図である。
【００１６】本実施形態における計算機システムは、サ
ーバ１、複数のクライアント計算機２a、２ｂ、…２ｎ
（総称してクライアント２と呼ぶ）、及びサーバ１に接
続される記憶装置サブシステム３を含んで構成される。
【００１７】サーバ１は、記憶装置サブシステム３と接
続するためのＳＣＳＩインタフェース１３、クライアン
ト２と接続するためのネットワークインタフェース１
４、データベース管理システム１１、ボリュームマネー
ジャ１２を有する。サーバ１は、いわゆるパーソナルコ
ンピュータや、ワークステーションなどの計算機により
実現され、図示しないＣＰＵやメモリ、その他の周辺装
置を有する。データベース管理システム１１，及びボリ
ュームマネージャ１２は、メモリに格納され、ＣＰＵに
よって実行されることでその機能が実現されるプログラ
ムとして実装される。ボリュームマネージャ１２は、デ
ータベース管理システム１１の中に組み込まれたソフト
ウェアとして実現されても良い。
【００１８】クライアント２は、それぞれ、サーバ１と
接続するためのネットワークインタフェース２２ａ、２
２ｂ、２２ｃ、…２２ｎ(以後、総称してネットワーク
インタフェース２２と呼ぶ)、データベースクライアン
ト２１ａ、２１ｂ、…２１ｎ(以後、総称してデータベ
ースクライアント２と呼ぶ)を有する。クライアント２
は、サーバ同様パーソナルコンピュータなどの計算機に
より実現され、図示しないＣＰＵメモリなどを有する。
データベースクライアント２は、メモリに格納され、Ｃ
ＰＵによって実行されることでその機能が実現されるプ
ログラムとして実装される。
【００１９】データベース管理システム１１は、記憶装
置サブシステム３に格納されたデータのアクセスを実施
し、データベースクライアント２１は、データベース管
理システム１１に処理要求を出して必要なデータにアク
セスする。
【００２０】記憶装置サブシステム３は、ディスクユニ
ット３１ａ，３１ｂ、ディスクコントローラ３２、サー
バ１と接続するインタフェース３３を有している。一般
に、データベースでは、多数のディスクにデータが格納
されるが、本実施形態では、説明を簡単化するためにデ
ータベースのデータは、ディスクユニット３１ａ、３１
ｂの２つのディスクユニットに格納されているものとす
る。また、ディスクユニット３１ａ、３１ｂの容量は同
一であるとする。
【００２１】ディスクコントローラ３２は、プロセッサ
３２１、キャッシュメモリ３２２、制御メモリ３２３を
有して構成される。
【００２２】キャッシュメモリ３２２は、ホストとなる
計算機（ここではサーバ１）からのアクセス処理速度を
高めるため、頻繁に読み出されるデータを格納し、ある
いはホスト計算機からのライトデータを一時的に格納す
る。キャッシュメモリ３２２は、格納されたデータが停
電などの障害時に喪失されることを防ぐため、バッテリ
バックアップされるか、あるいはフラッシュメモリなど
の不揮発メモリにより構成されることが望ましい。
【００２３】プロセッサ３２１は、ホスト計算機からの
アクセス要求の処理と、キャッシュメモリ３２２の制御
を行う。これらの制御を行うプログラムは、制御メモリ
３２３に格納される。ディスクユニット３１ａ、３１ｂ
は、それぞれ、必ずしも１つの磁気ディスクドライブで
ある必要はなく、ディスクアレイのような、物理的に複
数のディスクドライブをまとめて１または複数のディス
クドライブに見せかけた論理ディスク装置であっても良
い。
【００２４】ディスクコントローラ３２は、ディスクユ
ニット３１ａ、３１ｂをサーバ１からそれぞれ独立した
１つのディスクユニットとしてアクセスできるよう制御
する。ただし、ディスクユニット３１ｂに対するサーバ
１からのアクセスは、リードのみが許可される。
【００２５】ディスクコントローラ３２は、２以上のデ
ィスクユニットの内容を同一の状態に維持するボリュー
ム二重化機能を有する。例えば、ディスクユニット３１
ａと３１ｂが二重化状態とされているときに、サーバ１
からディスクユニット３１ａへのデータのライト要求が
あると、ディスクコントローラ３２は、ディスクユニッ
ト３１ａにデータを書き込むとともに、同じデータをデ
ィスクユニット３１ｂにも書き込む。ボリューム二重化
機能の設定と解除は、サーバ１のボリュームマネージャ
１２が、ＳＣＳＩインタフェース１３を介して発行する
コマンドによって操作される。ディスクコントローラ３
２は、ボリュームマネージャ１２により二重化機能の解
除が指示されると、ディスクユニット３１ｂへのデータ
反映を中止する。これにより、ディスクユニット３１ｂ
には、二重化機能の解除が指示された時点のデータが保
持される。ディスクコントローラ３２は、二重化機能の
設定が指示されると、二重化機能が解除された後にディ
スクユニット３１ａに書き込まれた差分のデータをディ
スクユニット３１ｂにコピーし、ディスクユニット３１
ａとディスクユニット３２ｂの内容を同一にする。
【００２６】図２は、データベースのリードアクセス中
に、サーバがリードアクセスの対象とされているデータ
部分への更新要求を受けたときに実施されるデータベー
ス管理システム１１の処理を示すフローチャートであ
る。
【００２７】本実施形態において、データベース管理シ
ステム１１は、データベースクライアント２１からデー
タの検索などのためにリード要求を受けると、ディスク
ユニット３１ｂをアクセスして要求されたデータを取り
出す。
【００２８】データベースクライアント２１からデータ
の更新要求があった場合、データベース管理システム１
１は、ディスクユニット３１ｂへの実行中のリードアク
セスの有無を調べる（ステップ１１０１）。実行中のリ
ードアクセスが存在しない場合、データベース管理シス
テム１１は、二重化機能を利用してディスクユニット３
１ａ、３２ｂの双方に更新要求で指定されたデータを書
き込み、データの更新を実施する（ステップ１１０
２）。
【００２９】ステップ１１０１において、実行中のリー
ドアクセスが存在する場合、データベース管理システム
１１は、ボリュームマネージャ１２を用いて、ディスク
ユニット３１ａとディスクユニット３１ｂの二重化処理
を中断する（ステップ１１０３）。引き続きデータベー
ス管理システム１１は、更新要求の内容に従って、ディ
スクユニット３１ａのデータを更新する（ステップ１１
０４）。
【００３０】データを更新した後、データベース管理シ
ステム１１は、先に実行が開始されているリードアクセ
ス処理が終了しているかチェックし、リードアクセス処
理が終了していない場合、それが完了するまで待ちつづ
ける（ステップ１１０５）。リードアクセスが終了して
いる場合、データベース管理システム１１は、ボリュー
ムマネージャ１２により、ディスクユニット３１ａとデ
ィスクユニット３１ｂの二重化処理を再開させ、ディス
クユニット３１ａからディスクユニット３１ｂに差分デ
ータをコピーする（ステップ１１０６）。
【００３１】本実施形態によれば、データベース管理シ
ステム側の負荷が大きく増えることなくデータベースに
対する複数のアクセス要求を処理することが可能とな
る。
【００３２】−第２の実施形態− 図３は、本発明の第２の実施形態における計算機システ
ムの構成を示す簡略なブロック図である。本実施形態に
おける計算機システムは、ディスクコントローラ３２′
の機能が、第１の実施形態のディスクコントローラ３２
とは若干異なっている点を除くと、第１の実施形態の計
算機システムとほぼ同様に構成される。以下、主に、第
１の実施形態と相違する点について説明する。
【００３３】本実施形態において、ディスクコントロー
ラ３２′は、サーバ１からの「ライト一時禁止」の要求
があると、それ以後サーバ１から出されるライト要求に
対して、書き込みが要求されたデータを実際にディスク
ユニットに書き込まず、キャッシュメモリ３２２′に一
時的に格納して処理を完了させる機能を有する。
【００３４】キャッシュメモリ３２２′に格納されたデ
ータは、サーバ１から「ライト禁止解除」を示す要求が
出されたときに、キャッシュメモリ３２２′からディス
クユニット３１に書き込まれる。ディスクコントローラ
３２′は、サーバ１から「ライト禁止解除」を示す要求
を受けると、それ以降受け付けたライト要求に対して、
ディスクユニット３１ａへのデータの書き込みを実施す
る。
【００３５】図４は、制御メモリ３２３′に保持される
キャッシュメモリ管理テーブルの論理的な構成を示すテ
ーブル構成図である。
【００３６】キャッシュメモリ管理テーブル４００は、
キャッシュメモリ３２２′に一時的に書き込まれたデー
タを、後でディスクユニット３１ａに書き込むために必
要な情報として、シーケンス番号４０１、先頭ＬＢＡ４
０２、ブロック数４０３、先頭キャッシュアドレス４０
４、及び最終キャッシュアドレス４０５を保持する。
【００３７】シーケンス番号４０１は、サーバ１からの
ライト要求によるデータの書き込み順を示す通番であ
る。シーケンス番号４０１は、必ずしも連続した番号で
ある必要はなく、ディスクコントローラ３２′がデータ
の書き込み順を識別できる情報であればよい。例えば、
通番に代えてライト要求のあった時刻を用いることも可
能である。
【００３８】先頭ＬＢＡ４０２は、サーバ１からのライ
ト要求によりデータの書き込みが要求されたディスクユ
ニット３１ａの先頭ブロックのアドレス（ＬＢＡ：Logi
calBlock Address）、ブロック数４０３は、ライト要求
により書き込まれたデータの大きさ（ディスクユニット
３１ａ上でのブロックの数）を示す。
【００３９】先頭キャッシュアドレス４０４と最終キャ
ッシュアドレス４０５は、データが一時的に保持されて
いるキャッシュメモリ３２２′の領域の先頭のアドレス
と最終のアドレスをそれぞれ示している。
【００４０】ディスクコントローラ３２′は、「ライト
禁止解除」の指示を受け取ると、キャッシュメモリ管理
テーブル４００に保持されている情報に基づいて、シー
ケンス番号４０１の小さい順（ライト要求を受け付けた
順）にデータをディスクユニット３１ａに書き出してい
く。このように、シーケンス番号４０１の順に従ってデ
ータをディスクユニット３１ａに書き込んでいくこと
で、ライトデータの順序性を保証することができる。
【００４１】図５は、記憶装置サブシステム３′が「ラ
イト一時禁止」の状態にある場合に行われるライト要求
の処理の流れを示すフローチャートである。
【００４２】ディスクコントローラ３２′は、サーバ１
から「ライト一時禁止」の要求を受け付けた後に、サー
バ１からのライト要求を受けると、ライト要求に伴いサ
ーバ１から受け取ったライトデータをキャッシュメモリ
３２２′に格納する。この際、ディスクコントローラ３
２′は、キャッシュメモリ管理テーブル４００を参照し
て、キャッシュメモリ３２２′内のデータが格納されて
いない領域のキャッシュメモリアドレスを取得する。そ
して、取得したキャッシュメモリアドレスで指定される
領域をライトデータの格納のために割り当てる（ステッ
プ２００１）。
【００４３】次に、ディスクコントローラ３２′は、キ
ャッシュメモリ管理テーブル４００に、シーケンス番号
４０１、先頭ＬＢＡ４０２、ブロック数４０３、ライト
データが格納されたキャッシュメモリ上の先頭キャッシ
ュアドレス４０４、及び最終キャッシュアドレス４０５
を記録する。シーケンス番号は、キャッシュメモリ管理
テーブル４００に何もエントリが存在しないときには０
が割り当てられ、以後、１ずつ増加した値が割り当てら
れる。例えば、図４に示すように、４つのエントリが存
在しているときにライト要求を受け付けると、そのライ
ト要求には、シーケンス番号として５が割り当てられる
（ステップ２００２）。
【００４４】以上の処理の後、ディスクコントローラ３
２′は、サーバ１にライト処理の完了を通知する。先に
述べたように、この時点ではディスクユニット３１ａに
データは書き込まれずに処理が終了する（ステップ２０
０３）。
【００４５】図６は、記憶装置サブシステム３′がサー
バ１から「ライト禁止解除」の要求を受け付けたときに
実施される処理の流れを示すフローチャートである。
【００４６】ディスクコントローラ３２′は、サーバ１
から「ライト禁止解除」の要求をうけると、キャッシュ
メモリ管理テーブル４００内でシーケンス番号４０１の
最も小さいエントリを探す（ステップ２１０１）。ディ
スクコントローラ３２′は、続いて、ステップ２１０１
で探したエントリを参照し、先頭キャッシュアドレス４
０４、最終キャッシュアドレス４０５で特定されるキャ
ッシュメモリ３２２′の領域に格納されているデータ
を、先頭ＬＢＡ４０２、ブロック数４０３に従ってディ
スクユニット３１ａに書き出す（ステップ２１０２）。
【００４７】ステップ２１０１で探し出されたエントリ
は、ディスクユニット３１ａへの書き込みが完了した時
点で、キャッシュメモリ管理テーブル４００から削除さ
れる（ステップ２１０３）。次に、ディスクコントロー
ラ３２′は、キャッシュメモリ管理テーブル４００に未
処理のエントリが存在するか否か調べる。キャッシュメ
モリ管理テーブル４００にまだエントリが残っている場
合、ディスクコントローラ３２′は、ステップ２１０１
以降の処理を繰り返す。一方、すべてのエントリについ
て処理を終え、未処理のエントリが存在しないときは、
処理が終了する（ステップ２１０４）。
【００４８】図７は、本実施形態において、データベー
スのリードアクセス中に、サーバがリードアクセスの対
象とされているデータ部分への更新要求を受けたときに
実施されるデータベース管理システム１１の処理を示す
フローチャートである。図７において、図２に示した処
理と同じ処理については、図２と同じ参照番号が用いら
れている。
【００４９】データベース管理システム１１は、データ
ベースクライアント２１からデータの更新要求がある
と、実行中のリードアクセスの有無を調べる（ステップ
１１０１）。実行中のリードアクセスが存在しなけれ
ば、データベース管理システム１１は、書き込みが要求
されたデータをディスクユニット３１ａに書き込むため
に、記憶装置サブシステム３′にライト要求を発行する
（ステップ２２０１）。
【００５０】ステップ１１０１において、実行中のリー
ドアクセスが存在する場合、データベース管理システム
１１は、記憶装置サブシステム３′に対して、「ライト
一時禁止」の要求を出す（ステップ２２０２）。続い
て、データベース管理システム１１は、データベースク
ライアント２１からの更新要求に従ったデータのライト
要求を記憶装置サブシステム３′に対して発行する。こ
こで、ライト要求は、場合によっては複数回発行されて
もよい。このとき、ディスクサブシステム３側では、図
５に示したような処理が実施される。すなわち、データ
ベース管理システム１１からのライト要求に応じて、ラ
イトデータがキャッシュメモリ３２２′に格納された段
階で処理が完了し、ディスクユニット３１ａには、書き
込まれない（ステップ１１０４）。
【００５１】記憶装置サブシステムからライト完了の通
知を受けると、データベース管理システム１１は、先に
実行されていたリードアクセス処理が終了しているかチ
ェックする（ステップ１１０５）。データベース管理シ
ステム１１は、リードアクセス処理が終了してれば、記
憶装置サブシステム３′に対して「ライト禁止解除」を
指示し、処理を終了する(ステップ２２０３)。
【００５２】ステップ２２０３で発行された「ライト禁
止解除」の指示に応答して、記憶装置サブシステム３′
は、図６に示した処理を実施し、ステップ１１０４でキ
ャッシュメモリ３２２′に保持された書き込みデータを
ディスクユニット３１ａに書き込む。キャッシュメモリ
３２２′からディスクユニット３１ａへのデータの書き
込みが行われている最中に同じ領域にサーバ１からデー
タのリード要求が発生した場合、記憶装置サブシステム
３′のディスクコントローラ３２′は、図８に示す処理
を実施する。
【００５３】ディスクコントローラ３２′は、サーバ１
からのリード要求に応じて、制御メモリ３２３′のキャ
ッシュメモリ管理テーブル４００を参照し、要求された
データがキャッシュメモリ３２２′に保持されているか
チェックする(ステップ２３０１)。該当するデータがキ
ャッシュメモリ３２２′にある場合、ディスクコントロ
ーラ３２′は、そのデータをキャッシュメモリ３２２′
から取り出して、サーバ１に転送する（ステップ２３０
２）。ステップ２３０１において、該当するデータがキ
ャッシュメモリ３２２′にないと判断されたとき、ディ
スクコントローラ３２′は、ディスクユニット３１ａか
ら該当するデータを読み出して、サーバ１に渡す（ステ
ップ２３０３）。
【００５４】本実施形態によれば、第１の実施形態と異
なり、データベース管理システム１１は、データベース
のデータをアクセスする際には、常にディスクユニット
３１ａをアクセスすればよい。また、第１の実施形態で
は、データの更新処理が完了した後で行われるディスク
の同期化処理（ステップ１１０６）の最中は、その領域
に対するデータのリード要求を受け付けることができな
い。これに対して、本実施形態では、図８に示す処理を
実施することで、ライト禁止解除に伴う処理を実行中に
もデータベースのデータを参照することが可能となる。
【００５５】−第３の実施形態− 図９は、本発明の第３の実施形態における計算機システ
ムの構成を示す簡略なブロック図である。本実施形態に
おける計算機システムも、物理的には第１及び第２の実
施形態と同様に構成される。本実施形態では、以下に説
明するように、データベース管理システム１１′により
発行されるリード、ライトなどのＩ／Ｏコマンド、ディ
スクコントローラ３２″の機能が第１、第２の実施形態
と異なる。
【００５６】本実施形態のデータベース管理システム１
１′は、ディスクユニット３１ａにアクセスする場合、
リード／ライト要求として、通常のリード／ライトコマ
ンドを拡張したコマンドを発行する。通常のリード／ラ
イトコマンドでは、ディスクユニット３１ａの書き込み
位置をあらわすＬＢＡと書き込みブロック数が指定され
るが、本実施形態のリード／ライトコマンドでは、これ
らの情報に加え、トランザクションＩＤの指定が含まれ
る。トランザクションＩＤは、データベース管理システ
ム１１′で取り扱われる一連のトランザクションごとに
割り当てられる一意な識別番号である。同一のトランザ
クション中で発生したリード／ライトコマンドには同じ
トランザクションＩＤの指定が含まれる。
【００５７】トランザクションＩＤは、記憶装置サブシ
ステム３″内で、各Ｉ／Ｏがどのトランザクションに関
連したものかを識別するために用いられる。したがっ
て、トランザクションＩＤは、各々のトランザクション
を識別できれば内容はどのようなものであっても良い。
本実施形態では、トランザクションＩＤを非負の整数と
し、初期値を０、それ以降発生するトランザクションに
は１、２、３、・・・のように、連続する番号を割り当て
ていくものとする。トランザクションＩＤの値が大きい
ほど、そのトランザクションは時間的に後に実施された
ことになる。
【００５８】図１０は、本実施形態においてデータベー
ス管理システムにより実施されるデータの更新処理の流
れを示すフローチャートである。
【００５９】データベース管理システム１１′は、トラ
ンザクションＩＤを含むライト要求を記憶装置サブシス
テムに対して発行する。ライト要求は、トランザクショ
ンの種類によっては複数発行されることもある（ステッ
プ３００１）。ライト処理が完了すると、データベース
管理システム１１′は、完了したライト処理を実行した
トランザクションよりも前のトランザクションがすべて
完了しているか確認する（ステップ３００２）。以前の
トランザクションで未完了のものがある場合は、そのま
ま待機し、以前のトランザクションがすべて完了してい
たら記憶装置サブシステム３″に対してコミットを指示
する。通常の記憶装置サブシステムでは、コミット処理
を指示するコマンドはサポートされていない。このた
め、本実施形態では、例えば、ＳＣＳＩ（Small Comput
er System Interface）におけるMODE SENSEコマンドを
拡張したコマンドによりコミットの指示を行う（ステッ
プ３００３）。
【００６０】図１１は、本実施形態におけるキャッシュ
メモリ管理テーブルの論理的な構成を示すテーブル構成
図である。
【００６１】本実施形態のキャッシュメモリ管理テーブ
ル４００′は、トランザクションＩＤ４１０ごとに作成
され、管理される。各トランザクションに対応したキャ
ッシュメモリテーブル４００′のエントリには、シーケ
ンス番号４０１′、先頭ＬＢＡ４０２、ブロック数４０
３、キャッシュメモリ上の先頭キャッシュアドレス４０
４、及び最終キャッシュアドレス４０５が情報として記
録される。
【００６２】本実施形態では、シーケンス番号４０１′
は、トランザクションＩＤ４１０で管理されたそれぞれ
のキャッシュメモリ管理テーブルの中で一意な番号を持
つ。
【００６３】図１２は、サーバ１からのライト要求に応
じて記憶装置サブシステム３″により実施される処理の
フローチャートである。
【００６４】図１２に示す処理は、第２の実施形態にお
いて図５により説明した処理に対応する処理である。本
実施形態では、先に述べたように、トランザクションＩ
Ｄ４１０ごとにキャッシュメモリ管理テーブル４００′
が作成される。このため、図５に示す処理に対して、新
たに発生したトランザクションに対応する管理テーブル
の割り当てを行う処理が追加されている。
【００６５】記憶装置サブシステム３″のディスクコン
トローラ３２″は、サーバ１からライト要求があると、
ライト要求に含まれているトランザクションＩＤを参照
し、制御メモリ３２３″にそのトランザクションＩＤに
対応するキャッシュメモリ管理テーブルがあるかチェッ
クする（ステップ３１０１）。該当するキャッシュメモ
リ管理テーブルが存在しなければ、ディスクコントロー
ラ３２″は、新たにキャッシュメモリ管理テーブル作成
し、指定されたトランザクションＩＤのために割り当て
る（ステップ３１０２）。
【００６６】ステップ３１０１で該当するキャッシュメ
モリ管理テーブルが存在する場合、及び、ステップ３１
０２の後、ディスクコントローラ３２″は、第２の実施
形態において図５により説明した処理と同様に、ライト
データをキャッシュメモリ３２２″に書き込み（ステッ
プ２００１）、キャッシュメモリ管理テーブルにシーケ
ンス番号４０１′、先頭ＬＢＡ４０２、ブロック数４０
３、キャッシュメモリ上の先頭キャッシュアドレス４０
４、及び最終キャッシュアドレス４０５を記録し（ステ
ップ２００２）、サーバ１にライト完了を報告する（ス
テップ２００３）。
【００６７】図１３は、サーバ１からのリード要求に応
じて記憶装置サブシステム３″により実施される処理の
フローチャートである。
【００６８】本実施形態では、サーバ１により発行され
るリード要求にもトランザクションＩＤが含まれる。デ
ィスクコントローラ３２″は、サーバ１からリード要求
を受け取ると、キャッシュメモリ管理テーブル４００′
を参照して、リード要求で指定されたトランザクション
ＩＤよりも古いトランザクションＩＤに関するキャッシ
ュメモリ管理テーブルがあるかチェックする（ステップ
３２０１）。該当するキャッシュメモリ管理テーブルが
ない場合、ディスクコントローラ３２″は、ディスクユ
ニット３１ａから直接該当するデータを読み出してサー
バ１に渡して処理を終了する（ステップ３２０７）。
【００６９】該当するキャッシュメモリ管理テーブルが
あった場合、ディスクコントローラ３２″は、見つかっ
たキャッシュメモリ管理テーブルの中で、最も新しいト
ランザクションＩＤに関するキャッシュメモリ管理テー
ブルのエントリをサーチし（ステップ３２０２）、リー
ド要求で読み出しが指定されたデータを含む領域のデー
タがキャッシュメモリ３２２″にあるかチェックする
（ステップ３２０３）。
【００７０】該当する領域のデータがキャッシュメモリ
３２２″にあれば、ディスクコントローラ３２″は、キ
ャッシュメモリ管理テーブルに保持された情報に基づい
て該当するデータを取得し、そのデータをサーバ１に渡
して処理を終了する（ステップ３２０６）。
【００７１】一方、ステップ３２０３でサーチ対象とし
たキャッシュメモリ管理テーブルにより管理されるキャ
ッシュメモリ３２２″内のデータに該当するデータがな
かったときは、リード要求で指定されたトランザクショ
ンＩＤよりも古いトランザクションＩＤに関するすべて
のキャッシュメモリ管理テーブルについてサーチを行っ
たか判別する（ステップ３２０４）。サーチすべきキャ
ッシュメモリ管理テーブルがなければ、ステップ３２０
７でディスクユニット３１ａから該当するデータを読み
出してサーバ１に転送する。
【００７２】サーチを行っていないキャッシュメモリ管
理テーブルがあれば、次に新しいキャッシュメモリ管理
テーブルをサーチの対象として、ステップ３２０３以降
の処理を繰り返す（ステップ３２０５）。
【００７３】このように、トランザクションＩＤに基づ
いてリードデータの格納場所を判別し、そのデータをサ
ーバ１に転送することで、一貫性が維持されたデータを
サーバ１に渡すことができる。
【００７４】図１４は、サーバ１からコミット処理の要
求が発行されたときに記憶装置サブシステム３″により
実施される処理を示すフローチャートである。
【００７５】キャッシュメモリ３２２″に書き込まれた
データは、サーバ１からコミットの指示があるとディス
クユニット３１ａに書き出される。コミット指示の要求
には、リード／ライト要求と同様に、トランザクション
ＩＤが含まれる。ディスクコントローラ３２″は、コミ
ット処理の指示を受けると、キャッシュメモリ管理テー
ブル４００を検索し、指定されたトランザクションＩＤ
に関連するキャッシュメモリ管理テーブルを取得する
（ステップ３３０１）。
【００７６】次に、ディスクコントローラ３２″は、取
得したキャッシュメモリ管理テーブルの中で、シーケン
ス番号４０１′の最も小さいエントリを探す（ステップ
３３０２）。ディスクコントローラ３２″は、ステップ
３３０２で探したエントリを参照して、先頭キャッシュ
アドレス４０４、最終キャッシュアドレス４０５で特定
されるキャッシュメモリ３２２″の領域に保持されてい
るデータを、先頭ＬＢＡ４０２、ブロック数４０３に従
ってディスクユニット３１ａに書き出す（ステップ３３
０３）。
【００７７】ディスクユニット３１ａへの書き込みが完
了した時点で、ディスクコントローラ３２″は、当該エ
ントリをキャッシュメモリ管理テーブルから削除する
（ステップ３３０４）。続いて、ディスクコントローラ
３２″は、当該テーブルにまだエントリが残っているか
どうかチェックし（ステップ３３０５）、エントリが残
っている場合にはステップ３２０２以降の処理を繰り返
し、すべてのエントリについて処理を終了した後、当該
キャッシュメモリ管理テーブルを制御メモリ３２３″か
ら削除し、処理を終了する（ステップ３３０６）。
【００７８】先に説明した第１、及び第２の実施形態で
は、同時に実行されるトランザクションが増えると、対
応が難しくなる。例えば、第２の実施形態において、リ
ードＡ、ライトＡ、リードＢ、ライトＢの順でトランザ
クションが発生した場合、ライトＡによるライトデータ
は一旦キャッシュメモリ上に退避され、リードＡが完了
した時点でディスクユニットに書き出される。ライトＡ
によるライトデータをキャッシュメモリからディスクに
書き込んでいる最中にリードＢ、ライトＢのトランザク
ションが発行されると、ライトＢによって書き込みが指
示されたデータも一緒にディスクユニットに書き込まれ
てしまう。このためリードＢによって読み出されたデー
タの一貫性が維持されなくなってしまう可能性がある。
このような問題は、記憶装置サブシステムが、サーバか
ら要求されたコマンドがどのトランザクションに対応し
ているかを識別することができないために発生する。本
実施形態では、サーバからの要求がどのトランザクショ
ンに関連するものかを記憶装置サブシステム側で認識す
ることができ、このような問題を回避することが可能と
なる。
【００７９】
【発明の効果】本発明によれば、同時に複数のトランザ
クションを処理する際のホストコンピュータの負荷を低
減することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明が適用された計算機システムの一実施形
態における構成例を示すブロック図である。
【図２】データベースのリードアクセス中に、サーバが
リードアクセスの対象とされているデータ部分への更新
要求を受けたときに実施されるデータベース管理システ
ムの処理を示すフローチャートである。
【図３】本発明の第２の実施形態における計算機システ
ムの構成を示す簡略なブロック図である。
【図４】キャッシュメモリ管理テーブルの論理的な構成
の一例を示すテーブル構成図である。
【図５】記憶装置サブシステムが「ライト一時禁止」の
状態にある場合に行われるライト要求の処理の流れを示
すフローチャートである。
【図６】記憶装置サブシステムがサーバから「ライト禁
止解除」の要求を受け付けたときに実施される処理の流
れを示すフローチャートである。
【図７】データベースのリードアクセス中に、サーバが
リードアクセスの対象とされているデータ部分への更新
要求を受けたときに実施されるデータベース管理システ
ムの処理を示すフローチャートである。
【図８】記憶装置サブシステムがキャッシュメモリから
ディスクユニットにデータを転送中にサーバからのリー
ド要求を受け付けたときに実施される処理の流れを示す
フローチャートである。
【図９】本発明の第３の実施形態における計算機システ
ムの構成を示す簡略なブロック図である。
【図１０】第３の実施形態において、データベース管理
システムにより実施されるデータの更新処理の流れを示
すフローチャートである。
【図１１】キャッシュメモリ管理テーブルの論理的な構
成の一例を示すテーブル構成図である。
【図１２】サーバからのライト要求に応じて記憶装置サ
ブシステムにより実施される処理の流れを示すフローチ
ャートである。
【図１３】サーバからのリード要求に応じて記憶装置サ
ブシステムにより実施される処理の流れを示すフローチ
ャートである。
【図１４】サーバからコミット処理の要求が発行された
ときに記憶装置サブシステムにより実施される処理の流
れを示すフローチャートである。
【符号の説明】
１…サーバ ２…クライアント ３…記憶装置サブシステム １１…データベース管理システム １２…ボリュームマネージャ １３、３３…ＳＣＳＩインタフェース １４、２２…ネットワークインタフェース ２１…データベースクライアント ３１…ディスクユニット ３２…ディスクコントローラ ３２１…プロセッサ ３２２…キャッシュメモリ ３２３…制御メモリ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｇ０６Ｆ 3/06 ３０２ Ｇ０６Ｆ 3/06 ３０２Ｚ ３０４ ３０４Ｂ 12/16 ３１０ 12/16 ３１０Ｊ 15/00 ３１０ 15/00 ３１０Ｕ Ｆターム(参考） 5B018 GA04 HA02 HA03 HA04 HA05 MA12 QA15 5B065 BA01 CA07 CA14 CH01 CH13 EA12 EA35 5B082 DC08 DC09 DC12 DD08 DE05 FA16 GB02 5B085 AA01 BA07 BG07

Claims (11)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】トランザクション処理が実行されるホスト
    計算機と、前記トランザクション処理により前記ホスト
    計算機からアクセスされるデータベースを格納した第１
    の記憶装置及び前記ホスト計算機からの要求に基づいて
    前記第１の記憶装置のアクセスを行う記憶制御装置とを
    備える記憶装置サブシステムとを有する計算機システム
    におけるデータベースアクセス方法において、 前記トランザクション処理によりデータの更新要求が発
    生したときに、前記第１の記憶装置からの未完了のデー
    タのリード処理が存在するか判別し、 未完了のデータの読み出し処理が存在する場合に、前記
    更新要求に伴うライトデータを前記記憶装置サブシステ
    ムが有する第２の記憶装置に格納して前記更新要求に伴
    う前記記憶装置サブシステムへのライト処理を完了さ
    せ、 前記ライト処理、及び前記未完了のリード処理が終了し
    た後、前記第２の記憶装置に格納された前記ライトデー
    タを前記第１の記憶装置に転送することを特徴とするデ
    ータベースアクセス方法。
  2. 【請求項２】前記第１の記憶装置と前記第２の記憶装置
    とは、前記第２の記憶装置に対する書き込みが前記第１
    の記憶装置に反映される二重化された記憶装置であっ
    て、前記完了させるステップは、前記ホスト計算機から
    前記記憶装置サブシステムに前記第１の記憶装置と前記
    第２の記憶装置との間のデータの反映の中断を指示する
    ステップと、前記更新要求に関連するデータのライト要
    求を第２の記憶装置を対象として発行するステップとを
    含むことを特徴とする請求項１記載のデータベースアク
    セス方法。
  3. 【請求項３】前記転送するステップは、前記第１の記憶
    装置と前記第２の記憶装置との間のデータの反映を再開
    させるステップを含むことを特徴とする請求項２記載の
    データベースアクセス方法。
  4. 【請求項４】前記第２の記憶装置は、前記記憶装置サブ
    システムが有するキャッシュメモリであって、前記完了
    させるステップは、前記ホスト計算機から前記記憶装置
    サブシステムに、前記第１の記憶装置へのデータの書き
    込みの禁止を指示するステップと、前記ホスト計算機か
    ら前記記憶装置サブシステムに前記更新要求に関連する
    データのライト要求を発行するステップと、前記ライト
    要求に応じて前記データを前記第２の記憶装置に格納す
    るステップとを含むことを特徴とする請求項１記載のデ
    ータベースアクセス方法。
  5. 【請求項５】前記転送するステップは、前記ホスト計算
    機から前記記憶装置サブシステムに前記書き込みの禁止
    の解除を指示するステップと、前記第２の記憶装置に格
    納された前記データを前記第１の記憶装置に転送するス
    テップとを含むことを特徴とする請求項４記載のデータ
    ベースアクセス方法。
  6. 【請求項６】前記格納するステップは、前記データを格
    納した前記第２の記憶装置の記憶領域を特定するための
    情報と、前記データを書き込むべき前記第１の記憶装置
    の記憶領域を特定するための管理情報を記録するステッ
    プを含み、前記転送するステップは、前記管理情報を参
    照して行われることを特徴とする請求項５記載のデータ
    ベースアクセス方法。
  7. 【請求項７】前記管理情報は、前記ホスト計算機上で実
    行される前記トランザクションの単位ごとに記録され、
    前記転送するステップは、前記トランザクションの完了
    ごとに、そのトランザクション内で書き込まれたデータ
    を対象として行われることを特徴とする請求項６記載の
    データベースアクセス方法。
  8. 【請求項８】前記転送するステップは、前記記憶装置サ
    ブシステムにおいて前記ホスト計算機からのリード要求
    を受け付けるステップと、前記管理情報に基づいて、前
    記ホスト計算機に転送すべきデータが前記第１の記憶装
    置及び前記第２の記憶装置のいずれに保持されているか
    を判別するステップと、前記判別の結果に基づいて要求
    されたデータを前記ホスト計算機に転送するステップと
    を含むことを特徴とする請求項７記載のデータベースア
    クセス方法。
  9. 【請求項９】トランザクション処理が実行されるホスト
    計算機と、該ホスト計算機に接続され、トランザクショ
    ン処理でアクセスされるデータベースを格納した記憶装
    置サブシステムとを有する計算機システムにおいて、 前記記憶装置サブシステムは、前記データベースを二重
    化して格納する第１の記憶装置及び第２の記憶装置と、
    前記第１及び第２の記憶装置を制御し、前記第２の記憶
    装置に対するデータの書き込みを前記第１の記憶装置に
    反映し、前記第１の記憶装置と前記第２の記憶装置とを
    二重化する記憶制御装置とを備え、 前記ホスト計算機は、前記データベースからのデータの
    読み出しを前記第１の記憶装置を指定して行い、前記デ
    ータベースへのデータの書き込みを前記第２の記憶装置
    を指定して行う手段と、前記データベースへのデータの
    書き込み時に、未完了の前記データベースからの読み出
    し処理が存在するか判別し、未完了の読み出し処理が存
    在するときに前記記憶装置サブシステムへのライト要求
    に先立って前記第１の記憶装置へのデータの反映の中断
    を指示してライト要求を発行し、前記未完了の読み出し
    処理及び当該データの書き込み処理が終了した後に、中
    断したデータの反映の再開を指示する手段とを備えるこ
    とを特徴とする計算機システム。
  10. 【請求項１０】トランザクション処理が実行されるホス
    ト計算機と、該ホスト計算機に接続され、トランザクシ
    ョン処理でアクセスされるデータベースを格納した記憶
    装置サブシステムとを有する計算機システムにおいて、 前記記憶装置サブシステムは、前記データベースを格納
    した記憶装置と、前記記憶装置を制御し、キャッシュメ
    モリを有する記憶制御装置とを備え、 前記ホスト計算機は、前記データベースへのデータの書
    き込み時に、未完了の前記データベースからの読み出し
    処理が存在するか判別し、未完了の読み出し処理が存在
    するときに前記記憶装置サブシステムへのライト要求に
    先立って前記第１の記憶装置へのデータの書き込み禁止
    を指示してライト要求を発行し、前記未完了の読み出し
    処理及び当該データの書き込み処理が終了した後に、前
    記第１の記憶装置への書き込みの再開を指示する手段と
    を備え、 前記記憶制御装置は、前記禁止の指示に応答して、前記
    禁止の指示を受け付けた以降に受け付けたライト要求に
    伴うデータを前記キャッシュメモリに書き込んで前記ホ
    スト計算機に処理の完了を報告し、前記再開の指示に応
    答して、前記キャッシュメモリに書き込んだデータを前
    記記憶装置に転送することを特徴とする計算機システ
    ム。
  11. 【請求項１１】トランザクション処理が実行されるホス
    ト計算機と、該ホスト計算機に接続され、トランザクシ
    ョン処理でアクセスされるデータベースを格納した記憶
    装置サブシステムとを有する計算機システムにおいて、 前記記憶装置サブシステムは、前記データベースを格納
    した記憶装置と、前記記憶装置を制御し、キャッシュメ
    モリを有する記憶制御装置とを備え、 前記ホスト計算機は、前記データベースのアクセスに際
    して、アクセスが発生したトランザクションを識別する
    識別子を含むリード／ライト要求を発行する手段と、ト
    ランザクションの完了時に前記記憶装置サブシステムに
    コミットを指示する手段とを備え、 前記記憶制御装置は、前記ホスト計算機が発行したライ
    ト要求に応答して、該ライト要求に伴うデータを前記キ
    ャッシュメモリに書き込んで前記ホスト計算機に処理の
    完了を報告する手段と、前記コミットの指示に応答し
    て、完了したトランザクションにより発生したライト要
    求により前記キャッシュに書き込んだデータを前記記憶
    装置に転送する手段と、前記ホスト計算機が発行したリ
    ード要求に応答して、当該リード要求に含まれる前記識
    別子に基づき転送すべきデータが前記記憶装置及び前記
    キャッシュメモリのいずれに保持されているかを判別
    し、該判別の結果に従ってデータを前記ホスト計算機に
    転送する手段とを備えることを特徴とする計算機システ
    ム。
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