JP2744247B2 - データ保全処理方式 - Google Patents
データ保全処理方式Info
- Publication number
- JP2744247B2 JP2744247B2 JP63096156A JP9615688A JP2744247B2 JP 2744247 B2 JP2744247 B2 JP 2744247B2 JP 63096156 A JP63096156 A JP 63096156A JP 9615688 A JP9615688 A JP 9615688A JP 2744247 B2 JP2744247 B2 JP 2744247B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- restoration
- update
- area
- processing unit
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Lifetime
Links
Landscapes
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 〔概要〕 データ処理システムにおいて，データ更新中にシステ
ム・ダウンが発生した場合に，不確定となった更新デー
タを正しく復元できるようにしたデータ保全処理方式に
関し， データ保全のための入出力回数を削減し，処理効率を
向上させると共に，データを復元するための復元データ
の保存領域を削減することを目的とし， データ更新要求に対し，更新するデータに格納先ブロ
ック位置情報を付加し，その前後にブロックチェックパ
ターンを付加して，復元データを組み立てる復元データ
作成処理部と，復元データを所定の不揮発性記憶装置の
領域に出力する復元データ出力処理部と，更新するデー
タを指定された格納先ブロック位置に出力する更新デー
タ出力処理部と，システム障害が発生した場合に，復元
データを読み出し，ブロックチェックパターンにより復
元データの正否を判別し，復元データが正しい場合に，
その復元データに含まれる更新データを，目的とするデ
ータ領域の格納先ブロック位置に出力するデータ復元処
理部とを備えるように構成する。
ム・ダウンが発生した場合に，不確定となった更新デー
タを正しく復元できるようにしたデータ保全処理方式に
関し， データ保全のための入出力回数を削減し，処理効率を
向上させると共に，データを復元するための復元データ
の保存領域を削減することを目的とし， データ更新要求に対し，更新するデータに格納先ブロ
ック位置情報を付加し，その前後にブロックチェックパ
ターンを付加して，復元データを組み立てる復元データ
作成処理部と，復元データを所定の不揮発性記憶装置の
領域に出力する復元データ出力処理部と，更新するデー
タを指定された格納先ブロック位置に出力する更新デー
タ出力処理部と，システム障害が発生した場合に，復元
データを読み出し，ブロックチェックパターンにより復
元データの正否を判別し，復元データが正しい場合に，
その復元データに含まれる更新データを，目的とするデ
ータ領域の格納先ブロック位置に出力するデータ復元処
理部とを備えるように構成する。
本発明は，データ処理システムにおいて，データ更新
中にシステム・ダウンが発生した場合に，不確定となっ
た更新データを正しく復元できるようにしたデータ保全
処理方式に関する。
中にシステム・ダウンが発生した場合に，不確定となっ
た更新データを正しく復元できるようにしたデータ保全
処理方式に関する。
第４図は従来方式の例を示す。
例えば，磁気ディスク装置などの外部記憶装置に，デ
ータを出力（WRITE）しているときに，本体系の障害に
より，システム・ダウンが発生すると，システムリセッ
ト信号の発生などにより,WRITE中のデータが不確定にな
るので，データ破壊が発生する。これに対処するため，
従来，ジャーナル取得方式またはデータ領域二重化方式
なとが用いられている。
ータを出力（WRITE）しているときに，本体系の障害に
より，システム・ダウンが発生すると，システムリセッ
ト信号の発生などにより,WRITE中のデータが不確定にな
るので，データ破壊が発生する。これに対処するため，
従来，ジャーナル取得方式またはデータ領域二重化方式
なとが用いられている。
ジャーナル取得方式では，第４図（イ）に示すよう
に，外部記憶装置18上にジャーナル（更新履歴情報）を
格納するジャーナル域50と，データを更新中であるか否
かの情報を管理する管理表51と，更新対象となるデータ
の格納領域であるデータ領域20とを用意し，データ更新
要求に対して，以下の処理〜を実行する。
に，外部記憶装置18上にジャーナル（更新履歴情報）を
格納するジャーナル域50と，データを更新中であるか否
かの情報を管理する管理表51と，更新対象となるデータ
の格納領域であるデータ領域20とを用意し，データ更新
要求に対して，以下の処理〜を実行する。
まず，更新データをジャーナル域50にWRITEする。
管理表51のフラグを更新中にする。
データ領域20に対し，更新データをWRITEする。
管理表52のフラグを更新後にする。
以上の処理により，システム・ダウンが発生した場合
には，その後のシステム立ち上がり時に，管理表51のフ
ラグにより，データ更新中であるかを判別し，更新中で
あれば，ジャーナル域50の更新履歴情報に基づいて，デ
ータ領域20の内容を復元する。更新後であれば，データ
の復元は不要である。
には，その後のシステム立ち上がり時に，管理表51のフ
ラグにより，データ更新中であるかを判別し，更新中で
あれば，ジャーナル域50の更新履歴情報に基づいて，デ
ータ領域20の内容を復元する。更新後であれば，データ
の復元は不要である。
データ領域二重化方式では，第４図（ロ）に示すよう
に,X面およびＹ面の同じ大きさを持つ２つのデータ領域
20X,20Yを用意し，それぞれに同じ更新データを書き込
む。すなわち，次のような処理〜を実行する。
に,X面およびＹ面の同じ大きさを持つ２つのデータ領域
20X,20Yを用意し，それぞれに同じ更新データを書き込
む。すなわち，次のような処理〜を実行する。
まず,X面の更新フラグ52Xを更新中とする。
Ｘ面のデータ領域20Xに更新データをWRITEする。
Ｘ面の更新フラグ52Xを更新後とする。
次に,Y面の更新フラグ52Yを更新中とする。
Ｙ面のデータ領域20Yに更新データをWRITEする。
Ｙ面の更新フラグ52Yを更新後とする。
システム・ダウン発生時には，更新していない方の面
を正常面として扱い，他方が更新中であれば，その更新
中の面に正常面からデータを複写する。
を正常面として扱い，他方が更新中であれば，その更新
中の面に正常面からデータを複写する。
従来のジャーナル取得方式では，ジャーナルを取得し
保存するための入出力（I/O）と，更新状態の表示のた
めのI/Oとが別に必要になるので，第４図（イ）に示す
ように,1つのデータ更新要求に対し，最低でも４回のI/
Oが必要になり，時間がかかるという問題がある。
保存するための入出力（I/O）と，更新状態の表示のた
めのI/Oとが別に必要になるので，第４図（イ）に示す
ように,1つのデータ更新要求に対し，最低でも４回のI/
Oが必要になり，時間がかかるという問題がある。
データ領域二重化方式の場合，本体系障害に限らず，
記憶媒体の障害などに対しても，簡単に対処することが
できるという利点があるが，第４図（ロ）に示すよう
に，最低でも６回のI/Oが必要になり，またデータ領域
のファイル資源量も２倍必要になるという問題がある。
記憶媒体の障害などに対しても，簡単に対処することが
できるという利点があるが，第４図（ロ）に示すよう
に，最低でも６回のI/Oが必要になり，またデータ領域
のファイル資源量も２倍必要になるという問題がある。
本発明は上記問題点の解決を図り，データ保全のため
の入出力回数を削減し，処理効率を向上させると共に，
データを復元するための復元データの保存領域を削減す
ることを目的としている。
の入出力回数を削減し，処理効率を向上させると共に，
データを復元するための復元データの保存領域を削減す
ることを目的としている。
第１図は本発明の原理ブロック図である。
第１図において,10はCPUおよびメモリなどからなる処
理装置,11はデータの更新を要求するデータ更新要求部,
12は復元のためのデータを作成する復元データ作成処理
部,13は復元データを出力する復元データ出力処理部,14
は更新データを出力する更新データ出力処理部,15はシ
ステム・ダウン後のシステム立ち上がり時にデータを復
元するデータ復元処理部,16は復元データの正否を判別
する復元データチェック処理部,17は復元データに基づ
き更新データを出力する障害時更新データ出力処理部,1
8はDASDなどの外部記憶装置,19は復元データを保存する
復元データ格納域,20は目的とするデータの入出力対象
となるデータ領域を表す。
理装置,11はデータの更新を要求するデータ更新要求部,
12は復元のためのデータを作成する復元データ作成処理
部,13は復元データを出力する復元データ出力処理部,14
は更新データを出力する更新データ出力処理部,15はシ
ステム・ダウン後のシステム立ち上がり時にデータを復
元するデータ復元処理部,16は復元データの正否を判別
する復元データチェック処理部,17は復元データに基づ
き更新データを出力する障害時更新データ出力処理部,1
8はDASDなどの外部記憶装置,19は復元データを保存する
復元データ格納域,20は目的とするデータの入出力対象
となるデータ領域を表す。
復元データ作成処理部12は，データ更新要求部11から
のデータ領域20に対するデータ更新要求に対し，少なく
とも更新するデータに格納先ブロック位置情報を付加
し，その前後に同じ内容を持つブロックチェックパター
ンを付加して，復元データを組み立て処理を行うもので
ある。
のデータ領域20に対するデータ更新要求に対し，少なく
とも更新するデータに格納先ブロック位置情報を付加
し，その前後に同じ内容を持つブロックチェックパター
ンを付加して，復元データを組み立て処理を行うもので
ある。
復元データ出力処理部13は，復元データ作成処理部12
が組み立てた復元データを，所定の復元データ格納域19
に出力する。
が組み立てた復元データを，所定の復元データ格納域19
に出力する。
更新データ出力処理部14は，データ更新要求部11から
要求された更新データを，データ領域20における指定さ
れた格納先ブロック位置に出力する処理を行うものであ
る。
要求された更新データを，データ領域20における指定さ
れた格納先ブロック位置に出力する処理を行うものであ
る。
データ復元処理部15は，システム障害が発生した場合
に，復元データチェック処理部16によって，復元データ
格納域19から復元データを読み出し，そのブロックチェ
ックパターンにより復元データの正否を判別する。そし
て，復元データが正しい場合には，障害時更新データ出
力処理部17によって，その復元データに含まれる更新デ
ータを，目的とするデータ領域20の格納先ブロック位置
に出力する処理を行う。
に，復元データチェック処理部16によって，復元データ
格納域19から復元データを読み出し，そのブロックチェ
ックパターンにより復元データの正否を判別する。そし
て，復元データが正しい場合には，障害時更新データ出
力処理部17によって，その復元データに含まれる更新デ
ータを，目的とするデータ領域20の格納先ブロック位置
に出力する処理を行う。
データ保全を考える場合，どの時点でシステム・ダウ
ンが生じても，データが矛盾のない状態に復元される必
要がある。本発明によれば，システム障害発生後のシス
テム立ち上がり時に，復元データのチェックが行われ，
その内容が正しければ，データ領域20における該当ブロ
ックの内容が正しいか否かにかかわらず，復元データか
ら抽出された最新の更新データがデータ領域20に出力さ
れる。従って，データ領域20の更新中に，システム・ダ
ウンが発生しても，状態の復元が可能である。
ンが生じても，データが矛盾のない状態に復元される必
要がある。本発明によれば，システム障害発生後のシス
テム立ち上がり時に，復元データのチェックが行われ，
その内容が正しければ，データ領域20における該当ブロ
ックの内容が正しいか否かにかかわらず，復元データか
ら抽出された最新の更新データがデータ領域20に出力さ
れる。従って，データ領域20の更新中に，システム・ダ
ウンが発生しても，状態の復元が可能である。
一方，復元データ格納域19の更新中にシステム・ダウ
ンが発生した場合，復元データ格納域19の内容は不確定
となるが，前後のブロックチェックパターンが同じであ
るかどうかによって，復元データが正しいか否かを検出
できる。復元データが正しくない場合には，データ領域
20をそのままにしておいてよく，データの破壊は生じな
い。
ンが発生した場合，復元データ格納域19の内容は不確定
となるが，前後のブロックチェックパターンが同じであ
るかどうかによって，復元データが正しいか否かを検出
できる。復元データが正しくない場合には，データ領域
20をそのままにしておいてよく，データの破壊は生じな
い。
第２図は本発明の一実施例に係る復元データの構成
例，第３図は本発明の一実施例を示す。
例，第３図は本発明の一実施例を示す。
第１図に示す復元データ作成処理部12は，第２図に示
すような復元データを作成する。
すような復元データを作成する。
更新データ32の前に，それをWRITEするデータ領域の
格納先ブロック番号31を付加し，その前後をブロックチ
ェックパターン（BCP）30,33で挟む。もちろん，これに
限らず必要に応じて他の情報を，復元データ内に組み込
むようにしてもよい。前後のブロックチェックパターン
30,33は同じ内容を持つ文字列である。時刻情報や更新
の回数を示す通番を，ブロックチェックパターン内に含
ませるようにしてもよい。
格納先ブロック番号31を付加し，その前後をブロックチ
ェックパターン（BCP）30,33で挟む。もちろん，これに
限らず必要に応じて他の情報を，復元データ内に組み込
むようにしてもよい。前後のブロックチェックパターン
30,33は同じ内容を持つ文字列である。時刻情報や更新
の回数を示す通番を，ブロックチェックパターン内に含
ませるようにしてもよい。
更新データ32の大きさが，データ領域におけるブロッ
ク・サイズに等しい場合には，復元データの大きさは，
そのブロック・サイズより，やや大きいものとなる。処
理の簡単化のため，復元データの大きさがデータ領域に
おけるブロック・サイズに等しい大きさになるように，
予め更新データ32の大きさを調節してもよい。
ク・サイズに等しい場合には，復元データの大きさは，
そのブロック・サイズより，やや大きいものとなる。処
理の簡単化のため，復元データの大きさがデータ領域に
おけるブロック・サイズに等しい大きさになるように，
予め更新データ32の大きさを調節してもよい。
第３図は本発明の一実施例を示しており，図中の40は
ジョブ,41はチェック・ポイント処理部,42はチェック・
ポイント・ファイルである。
ジョブ,41はチェック・ポイント処理部,42はチェック・
ポイント・ファイルである。
ジョブ42が，障害に対するリカバリの単位で，チェッ
ク・ボイント・マクロを発行すると，チェック・ポイン
ト処理部41が起動され，チェック・ポイント処理部41
は，チェック・ポイント情報を収集して，それをチェッ
ク・ポイント・ファイル42の更新データとする。
ク・ボイント・マクロを発行すると，チェック・ポイン
ト処理部41が起動され，チェック・ポイント処理部41
は，チェック・ポイント情報を収集して，それをチェッ
ク・ポイント・ファイル42の更新データとする。
そして，チェック・ポイント処理部41は，処理によ
り，更新データをもとに，第２図に示すような復元デー
タを組み立てる。処理により，その復元データを，所
定の領域に設けられた復元データ格納域19にWRITEす
る。次に，処理により，チェック・ポイント情報であ
る更新データを，チェック・ポイント・ファイル42にWR
ITEする。
り，更新データをもとに，第２図に示すような復元デー
タを組み立てる。処理により，その復元データを，所
定の領域に設けられた復元データ格納域19にWRITEす
る。次に，処理により，チェック・ポイント情報であ
る更新データを，チェック・ポイント・ファイル42にWR
ITEする。
システム・ダウン後のIPL時には，データ復元処理部1
5により，第３図に示す処理〜を実行する。処理
では，復元データ格納域19から復元データをREADする。
READした復元データの前後のブロックチェックパターン
が等しいかどうかを，処理により調べ，等しくなけれ
ば処理を終了する。等しい場合には，処理によって，
復元データから更新データを抽出する。そして，その更
新データを，復元データ中にあるブロック番号に従っ
て，チェック・ポイント・ファイル42にWRITEする。
5により，第３図に示す処理〜を実行する。処理
では，復元データ格納域19から復元データをREADする。
READした復元データの前後のブロックチェックパターン
が等しいかどうかを，処理により調べ，等しくなけれ
ば処理を終了する。等しい場合には，処理によって，
復元データから更新データを抽出する。そして，その更
新データを，復元データ中にあるブロック番号に従っ
て，チェック・ポイント・ファイル42にWRITEする。
以上説明したように，本発明によれば，データ保全の
ための復元データの取得を,1回のI/Oで行い，データ更
新要求に対し,2回のI/Oで処理することができるように
なる。復元データの格納域は，更新データよりやや大き
な領域で済むので，全体的なファイルエリアの削減も可
能になる。また,I/O回数が少なくなることにともない，
入出力障害に遭遇する確率が低くなるので，信頼性が高
まる。
ための復元データの取得を,1回のI/Oで行い，データ更
新要求に対し,2回のI/Oで処理することができるように
なる。復元データの格納域は，更新データよりやや大き
な領域で済むので，全体的なファイルエリアの削減も可
能になる。また,I/O回数が少なくなることにともない，
入出力障害に遭遇する確率が低くなるので，信頼性が高
まる。
第１図は本発明の原理ブロック図， 第２図は本発明の一実施例に係る復元データの構成例， 第３図は本発明の一実施例， 第４図は従来方式の例を示す。 図中,10は処理装置,11はデータ更新要求部,12は復元デ
ータ作成処理部,13は復元データ出力処理部,14は更新デ
ータ出力処理部,15はデータ復元処理部,16は復元データ
チェック処理部,17は障害時更新データ出力処理部,18は
外部記憶装置,19は復元データ格納域,20はデータ領域を
表す。
ータ作成処理部,13は復元データ出力処理部,14は更新デ
ータ出力処理部,15はデータ復元処理部,16は復元データ
チェック処理部,17は障害時更新データ出力処理部,18は
外部記憶装置,19は復元データ格納域,20はデータ領域を
表す。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 Ｃ．Ｊ．Ｄａｔｅ著，藤原訳，「デー タベース・システム概論」，丸善，昭和 59年
Claims (1)
- 【請求項１】ブロック化されたデータ領域を持つ不揮発
性記憶装置に対する出力データの保全処理方式であっ
て， 前記データ領域に対するデータ更新要求に対し，少なく
とも更新するデータに格納先ブロック位置情報を付加
し，その前後に同じ内容を持つブロックチェックパター
ンを付加して，復元データを組み立てる復元データ作成
処理部（12）と， 組み立てられた復元データを，所定の不揮発性記憶装置
の領域に出力する復元データ出力処理部（13）と， 更新するデータを指定された格納先ブロック位置に出力
する更新データ出力処理部（14）と， システム障害が発生した場合に，前記不揮発性記憶装置
の領域に出力された復元データを読み出し，ブロックチ
ェックパターンにより復元データの正否を判別し，復元
データが正しい場合に，その復元データに含まれる更新
データを，目的とするデータ領域の格納先ブロック位置
に出力するデータ復元処理部（15）とを備えたことを特
徴とするデータ保全処理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63096156A JP2744247B2 (ja) | 1988-04-19 | 1988-04-19 | データ保全処理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63096156A JP2744247B2 (ja) | 1988-04-19 | 1988-04-19 | データ保全処理方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH01266639A JPH01266639A (ja) | 1989-10-24 |
| JP2744247B2 true JP2744247B2 (ja) | 1998-04-28 |
Family
ID=14157496
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63096156A Expired - Lifetime JP2744247B2 (ja) | 1988-04-19 | 1988-04-19 | データ保全処理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2744247B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH0433030A (ja) * | 1990-05-24 | 1992-02-04 | Fujitsu Ltd | データ記憶方式 |
-
1988
- 1988-04-19 JP JP63096156A patent/JP2744247B2/ja not_active Expired - Lifetime
Non-Patent Citations (1)
| Title |
|---|
| Ｃ．Ｊ．Ｄａｔｅ著，藤原訳，「データベース・システム概論」，丸善，昭和５９年 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH01266639A (ja) | 1989-10-24 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JP3737741B2 (ja) | バックアップ・コピーの作成方法および装置 | |
| RU2146399C1 (ru) | Способ записи данных в энергонезависимое запоминающее устройство, способ использования устройства на интегральных схемах, устройство на интегральных схемах | |
| US5150473A (en) | Data storage format for addressable or sequential memory media | |
| US7587397B2 (en) | Distributed transaction processing control | |
| JP3682256B2 (ja) | ディスクアレイ装置及び同装置におけるパリティ処理方法 | |
| US7222143B2 (en) | Safely restoring previously un-backed up data during system restore of a failing system | |
| CN111258666B (zh) | 计算机文件的读取方法、装置、计算机系统及存储介质 | |
| CN115098299A (zh) | 一种虚拟机的备份方法、容灾方法、装置及设备 | |
| JP2000305857A (ja) | 回復自在の基本データ基本状態を備えたデータ媒体及びその形成方法 | |
| JPS5913783B2 (ja) | ２重化フアイル方式 | |
| JP2744247B2 (ja) | データ保全処理方式 | |
| US6907506B2 (en) | Security device for a mass storage | |
| CN106997305B (zh) | 一种事务处理方法与装置 | |
| JP2000076110A (ja) | 分散ファイルシステムにおける回復処理システム | |
| KR950011056B1 (ko) | 트랜잭션 처리시스템의 로그/회복관리방법 | |
| JP2972439B2 (ja) | ポータブル端末のバックアップ方式 | |
| JPH0594356A (ja) | メモリ上テーブルデータ障害時復旧方式 | |
| JPS58200358A (ja) | デイスクベ−スのフアイル再処理回復方法 | |
| JP2806779B2 (ja) | ジャーナルブロック復旧方式およびジャーナルブロック復旧方法 | |
| JPS62233860A (ja) | デ−タベ−スのロ−ルバツク方式 | |
| JP2946465B2 (ja) | 障害復旧処理方法 | |
| JPH0210457B2 (ja) | ||
| US20040078646A1 (en) | Recovery processing of a faulty block in a memory unit | |
| JPH04152488A (ja) | Ｉｃカード | |
| JP5137555B2 (ja) | 文書配信システム、文書配信装置、文書配信制御方法、文書配信制御プログラム及び記録媒体 |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20080206 Year of fee payment: 10 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090206 Year of fee payment: 11 |
|
| EXPY | Cancellation because of completion of term | ||
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090206 Year of fee payment: 11 |