JP3197382B2 - データの増分タイム・ゼロ・バックアップ・コピーの方法及びシステム - Google Patents

データの増分タイム・ゼロ・バックアップ・コピーの方法及びシステム

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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は一般にアクセス中のデー
タ処理システムに関連した外部記憶装置内のデータセッ
トの連続使用可能性を維持する方法及びシステムに関す
る。詳しくは本発明はバックアップ・コピーに起因する
データ処理システム・アプリケーションの実行停止の期
間を劇的に短縮すると同時に外部記憶装置でレコードを
バックアップ・コピーすることに関する。更に詳しく言
えば、本発明はデータ処理システムでレコードを増分バ
ックアップ・コピーし、前記コピー中のデータ処理シス
テム・アプリケーションの実行の停止期間を更に短縮す
る方法及びシステムに関する。
【０００２】
【従来の技術】最新のデータ処理システムは、ノイズ・
バースト、ソフトウェア・バグ、媒体欠陥及び書込み経
路エラーによる記憶データの精度低下からだけではな
く、データ処理システムの電源故障のような全体的な事
象からも回復できなければならない。データ処理システ
ム内のデータの連続使用可能性を保証する最も一般的な
手法は、データ処理システム内の選択されたデータセッ
トの少なくとも１つのコピーを生成してこれらのコピー
を非揮発性環境に記憶することである。このいわゆるバ
ックアップ・プロセスは最新のデータ処理システムでは
最新技術の外部記憶システムで起きる。
【０００３】バックアップ方式はスケジューリングの問
題として実現される。バックアップ方式はデータセット
の範囲及びバックアップ発生の頻度として例示される空
間及び時間の次元を有する。全量(FULL)バックアップ
は、当該データセットの個々の部分が更新されたかどう
かにかかわらず、データセットの範囲全体のバックアッ
プを必要とする。増分(INCREMENTAL) バックアップは、
前の全量又は増分バックアップ以降に更新された当該デ
ータセットの部分だけをコピーする。このように生成さ
れたバックアップ・コピーは、そのコピーが生成された
時点でのデータセット内の一貫性のある視点を表わす。
【０００４】もちろん、前述のプロセスの結果として、
バックアップ頻度が高ければ高いほどバックアップ・コ
ピーはデータセット内のデータの現在の状態をより正確
に反映することを当業者は理解する。代表的な最新技術
のデータ処理システム内で大量のデータが維持されるこ
とを考慮すると、大量のデータのバックアップは容易な
動作ではない。従って、データセット内のデータをバッ
クアップする機会原価は、大規模多重処理・多重プログ
ラミング機能によって、他のタイプの処理よりもかなり
高くなることがある。
【０００５】データ処理システム内で実行されるアプリ
ケーションは一般にバッチ (ストリーム) モード又は対
話(トランザクション)モードで実行される。バッチ・モ
ードでは、通常は一度に１つのアプリケーションが中断
なしに実行される。対話モードの特徴は複数のアプリケ
ーション又はトランザクションの実行により割込みがな
されることである。
【０００６】データ処理システムがストリーム／バッチ
・モード・システムでデータをバックアップするプロセ
スを実行しているとき、そのデータ処理システム内のタ
スク又はアプリケーションはバックアップ・コピーによ
る影響を受ける。即ち、ストリーム／バッチ・モード動
作をサポートするプロセスはコピー期間中は延期され
る。この事象は一般にバックアップ・ウィンドウと呼ば
れることを当業者は理解する。バッチ・モード動作と対
照的に、ログに基づいた又はトランザクション管理アプ
リケーションは対話モードで処理される。前記トランザ
クション管理アプリケーションは、同時にオンライン・
データセットを更新し変更をログに書き込むことによ
り、バックアップ・ウィンドウを除去する。しかしなが
ら、このタイプのバックアップ・コピーは、デ−タの一
貫性に曖昧さを生じる。即ち、バックアップ・コピーは
１つの時点でのデータセット／データベースの状態の正
確なスナップショットではない。むしろ、ログはそれ以
上のデータベースの処理を必要とする事象ファイルを含
むのである。
【０００７】米国特許出願第07/385647号(1989年7月25
日出願)は、改良された増分方式を用いるバッチ・モー
ド・システムにおけるバックアップを開示する。改良さ
れた増分方式は最後のバックアップ以降の新たなデータ
又はデータ更新だけをコピーする。このシステムでは、
データ処理システム内のアプリケーションの実行はコピ
ー中は延期される。
【０００８】前述のように、ログに基づいたシステムに
おける前の時点とのデ−タの一貫性を確立するために、
関係のあるデータセット又はデータベースについて最後
の検査点からのログを再び行うことによって履歴を反復
する必要がある。バッチ・モードによるバックアップと
ログに基づいたバックアップとの差は、バックアップ・
コピーはその最後の記録の時点に一致した内容を伝える
のに対し、ログ及びデータベース・モードでは一致した
内容を表示するために障害の事象に際して更に処理を必
要とする点にある。
【０００９】米国特許第4507751 号は全てのトランザク
ションが先行書込みデータセットに基づいてログに記録
されるトランザクション管理システムを例示する。この
特許で記述されているように、最初に作業の単位がバッ
クアップ媒体(ログ)に記録され、次いでその外部記憶ア
ドレスに書込まれる。
【００１０】米国特許出願第07/524206号(1990年5月16
日出願)は、追跡巡回動作可能磁気媒体の選択部分で媒
体を維持すると同時に他の記憶媒体の部分をアクセスす
る動作を開示している。そこに記述されている方法は、
目標トラックから代替トラックへの顧客データの段階的
移動、全ての同時アクセス要求の代替トラックへの転換
ならびに代替トラックから目標トラックへの再コピーの
終了及び維持を必要とする。
【００１１】トラックからトラックへの顧客データ移動
を実行する前に起きる要求及び割込みはプロセスの再開
始を生じる。さもなければ、データ移動の実行中に起き
る要求及び割込みは装置使用中(DEVICE BUSY) 状態に遭
遇し、これは一般に要求の再キューイングを生じる。
【００１２】よって、データ処理システム内で、アプリ
ケーションの最大の実行可能性を維持すると同時に、特
定の時点で関連性のあるデータベース内のデータの一貫
性のある内容を表示するバックアップ・コピーを生成す
る方法及びシステムが必要である。
【００１３】
【発明が解決しようとする課題】本発明の第一の目的
は、アクセス中のデータ処理システムに関連した外部記
憶装置内のデータセットの連続使用可能性を維持する改
良された方法及びシステムを提供することにある。
【００１４】本発明の第二の目的は外部記憶装置内のレ
コードをバックアップ・コピーすると同時に、前記コピ
ーによって起きることがあるデータ処理システム・アプ
リケーションの実行の遅延を劇的に短縮する改良された
方法及びシステムを提供することにある。
【００１５】本発明の第三の目的はデータ処理システム
でレコードを増分バックアップ・コピーし、前記コピー
中にデータ処理システム・アプリケーションの実行の延
期、及びバックアップを必要とする実際のデータ量を最
小にする改良された方法及びシステムを提供することに
ある。
【００１６】
【課題を解決するための手段】前記目的は以下に記述さ
れるように達成される。最初に選択された時点の一貫性
のある内容を表わす指定されたデータセットのバックア
ップ・コピーは、接続された記憶サブシステム上のデー
タ処理システムで、最初に論理アドレスと物理アドレス
を一致させるのに十分な長さだけアプリケーションの実
行を延期させ、その後に計画的に又は必要に応じて記憶
サブシステムにデータセットを物理的にバックアップす
ることにより、データ処理システム・アプリケーション
の実行と同時に実行できる。最初に選択された時点の後
に生じた指定されたデータセットの選択部分に対する各
更新の表示が記憶され、コピーされていない指定データ
セットに対して更新を開始するアプリケーションの内容
が最初に緩衝記憶される。その後、更新の影響を受けた
データセット又はその部分からサイドファイルがつくら
れ、次に記憶サブシステムに更新が書込まれ、アドレス
一致による制御に従って、サイドファイルはバックアッ
プ・コピー順に代替記憶ロケーションに書込まれる。後
続の時点で、最初に選択された期間の後に更新された指
定データセットの部分だけが、同じ手法を用いてコピー
される。
【００１７】
【実施例】図１は従来の技術による多重処理、多重プロ
グラミング・データ処理システムを示す。一般に前記シ
ステムは冗長チャネル要求／応答インタフェース5、7及
び9により外部記憶装置21、23、25、27及び29をアクセ
スする複数のプロセッサ1及び3を備える。
【００１８】図１に示す実施例では、データ処理システ
ム内の各プロセッサは、一例として、IBM MVS オペレー
ティングシステムを備えるIBM/360又は370構成のプロセ
ッサ・タイプを用いて実現される。IBM/360構成のプロ
セッサは米国特許第3400371号に十分に記述されてい
る。複数のプロセッサが外部記憶装置のアクセスを共有
する構成は米国特許第4207609号に開示されている。
【００１９】MVSオペレーティングシステムは IBM Publ
ication GC28-1150, entitled MVS/Extended Architect
ure System Programming library: System Macros and
Facilities, Vol. 1.にも記述されている。標準的なMVS
又は他のオペレーティングシステム・サービス、例えば
局所ロック管理、割込み又はモニタによるサブシステム
呼出し、並びにタスクの通知(posting)及び待機(waitin
g)の詳細は省略する。これらのオペレーティングシステ
ム・サービスは当業者には周知であると考えられる。
【００２０】図１で、米国特許第3824563 号に記述され
ているように、プロセッサ・プロセスは、START I/O(入
出力開始) を呼出し、転送が行われるデータへの経路を
予約するチャネル・サブシステムに制御を移すことによ
り、MVS 又は他のオペレーティングシステムを通して、
IBMシステム370又は類似のシステムで外部に記憶された
データへの経路を設定することができる。一般に、アプ
リケーションの実行はデータ依存性を有し、データの取
出し又は更新が終了するまで一時的に延期できる。この
ような転送のあいだ、転送が終了するまで前記経路はロ
ックされる。
【００２１】図２乃至図４はタイム・ゼロ・バックアッ
プ・システム及び増分タイム・ゼロ・バックアップ・シ
ステムにおける従来の技術のバッチ・プロセス又はスト
リーム・プロセス中のバックアップ・ウィンドウを示す
タイム・ラインをそれぞれ示す。図２に示すように、バ
ックアップ・ウィンドウ41及び43で複数のバックアップ
動作が起きる。アプリケーション処理は一般に各バック
アップ・ウィンドウの直前に延期されるか又は禁止さ
れ、この延期はバックアップ・プロセスが終了するまで
続く。バックアップ・ウィンドウの終了はバックアップ
・プロセスの終了及び確約を示す。終了は、コピーされ
ることになっていた全てのデータが実際にソースから読
取られたことを意味する。確約はコピーされる全てのデ
ータが実際に代替記憶ロケーションに書込まれたことを
意味する。
【００２２】図３はタイム・ゼロ・バックアップ・コピ
ー・システムのバックアップ・ウィンドウを示す。同時
継続クロス・リファレンス特許出願（米国出願番号7810
44）に詳細に記述されているように、各バックアップ・
ウィンドウ45及び47はなおアプリケーション処理の延期
又は終了を必要とするが、延期又は終了は非常に短い期
間にだけ起きる。同時継続出願に記述されているよう
に、タイム・ゼロ・バックアップ方法が開始し、当該時
点でバックアップされるデータセット内のデータを凍結
する。その後、バックアップされるデータセット内の各
トラックを識別するビット・マップが生成され、そのビ
ット・マップが生成された後、前記コピーは論理的に終
了したと言われる。確約された状態、即ち物理的に終了
した状態はしばらく後まで起きない。しかしながら、論
理的に終了した時点で、そのデータはデータ処理システ
ム内のアプリケーションにより完全に使用可能である。
このようなシステムでアプリケーション処理が延期され
る時間は一般に低いサブセカンドの範囲にある。しかし
ながら、コピーされるデータに対するビット・マップを
生成するために必要な時間はデータセット内のデータの
量によることを当業者は理解する。
【００２３】もちろん、もしタイム・ゼロ・バックアッ
プ・プロセスが論理的な終了点と物理的な終了点の間で
異常に終了すれば、バックアップ・コピーはもはや有用
ではなく、プロセスは再開始される必要があることを当
業者は理解する。ちなみに、タイム・ゼロ・バックアッ
プ・プロセスは従来の技術のバックアップ・システムの
場合に非常によく似てエラーを被りやすい。すなわち、
もしバックアップ・プロセスが完全に終了する前に異常
に終了すれば、全てのバックアップ動作は再実行されな
ければならない。
【００２４】図４は増分タイム・ゼロ・バックアップ・
コピー・プロセスを示す。前述のように、アプリケーシ
ョン処理の一時延期又は終了を必要とする初期バックア
ップ・ウィンドウ49が存在する。しかしながら、本明細
書に詳細に説明されるように、初期バックアップ・コピ
ーが開始した後に生じるデータセットの更新は指定デー
タセットの代替ビット・マップを用いて追跡される。そ
の後、変更された指定データ内のトラックだけが後続の
増分コピー・セッション中にコピーされる。前の全量コ
ピーが終了した後に更新されたデータセット内のトラッ
クを識別するビット・マップの生成は更新プロセス中に
起きるから、次の全量コピーが要求されるまではアプリ
ケーションの処理を延期しなくてもよい。このように、
アプリケーション処理の延期又は中断はかなり減少す
る。
【００２５】図５は本発明の方法及びシステムによる増
分タイム・ゼロ・バックアップ・コピー生成の概念的な
流れを示す。図示のように、追跡巡回記憶装置61内のデ
ータの増分タイム・ゼロ・バックアップ・コピーを生成
できる。このような装置内に記憶されたデータは一般に
レコード及びデータセットとして構成されることを当業
者は理解する。外部記憶内のデータの実アドレスは一般
に直接アクセス記憶装置(DASD)ボリューム、シリンダ及
びトラックによって表示される。前記データの仮想アド
レスは一般に基底アドレス及び前記基底アドレスからの
オフセット及び(又は)拡張として表示される。
【００２６】更に、レコードはカウント・キー・データ
形式とすることができる。レコードは１以上の実記憶単
位を占有できる。データセットは複数のレコードの論理
的な集まりであり、連続する実記憶単位に記憶するか又
は分散させることができる。よって、もしバックアップ
・コピーがデータセット・レベルで生成されれば、反転
されたインデックスをつくって実記憶装置に入れるため
に複数の分類を実行する必要があることを当業者は理解
する。本発明の説明のために、バックアップ処理は、デ
ータ処理システム内の資源マネジャ・レベル及び記憶制
御機構レベルの両レベルで管理されるものとして説明す
る。
【００２７】前述のように、各プロセッサは一般に資源
マネジャ要素を含むオペレーティングシステムを備え
る。一般に、MVSオペレーティングシステムの下で走行
するIBMシステム370タイプ・プロセッサは、米国特許第
4855907号に記述されているデータ機能データセット・
サービス(DFDSS)タイプの資源マネジャを備える。DFDSS
はIBM Publication GC26-4388, entitled Data Facilit
y Dataset Services: User's Guideにも記述されてい
る。従って、追跡巡回記憶装置61内に記憶された指定デ
ータセットの増分バックアップ・コピーを生成するため
に記憶制御機構65とともに資源マネジャ63が用いられ
る。
【００２８】以下に記述するように、バックアップ・プ
ロセスは初期化期間を含み、その間にデータセットが分
類され、少なくとも１つのビット・マップが生成され、
そしてビット・マップの論理的な終了がプロセッサの呼
出しプロセスに通知される。次に、リストされ又は識別
されたデータセットはアクセス経路エレメントによりDA
SDトラック細分性にまで分類される。次に、データセッ
トとアクセス経路を、それらのどれか１つが所与のコピ
ー・セッションに包含されるか又はそこから除外される
限り、相関させるビット・マップが構築される。最後
に、資源マネジャ63は、ごく短い遅延の後に前記物理的
な終了が起きる時点まで継続してデータセットの更新が
処理されることを示す論理的な終了を通知する。
【００２９】初期化に続いて、資源マネジャ63は要求さ
れているデータのトラックの読取りを開始する。コピー
・セッションが活動状態である間に、各記憶制御機構は
データセットの全ての更新をモニタする。コピー・セッ
ションが活動状態である間に、もし別のアプリケーショ
ン67から更新が受取られれば、記憶制御機構65は当該更
新を処理する所定のアルゴリズムを下記のように実行す
る。
【００３０】タイム・ゼロ・バックアップ・コピー・シ
ステムで、アプリケーション67により試みられた更新が
現在のコピー・セッション中にはないボリュームのもの
であるかどうかの判定が最初に行われる。もしボリュー
ムが現在のコピー・セッション内になければ、更新は正
常に終了する。代わりに、更新がコピー・セッションの
一部であるボリュームについてのものであれば、一次セ
ッション・ビット・マップが検査され、当該トラックが
保護されているかどうかを調べる。もしビット・マップ
内の対応するビットがオフであり、当該トラックが現在
コピー・セッション内にないことを示すならば、更新は
正常に終了する。しかしながら、もしトラックが保護さ
れている(ビット・マップ内の対応するビットがオンで
ある)ならば、問題のトラックはコピー・セッションの
一部であり、まだ資源マネジャ63により読取られていな
い。このような場合、記憶制御機構65は一時的に更新を
緩衝記憶し、影響を受けるトラックのコピーを追跡巡回
記憶装置61から記憶制御機構65内のメモリに書込む。そ
の後、更新は終了することが可能になる。
【００３１】従って、図５に示すように、追跡巡回記憶
装置61内のトラック3及び5のデータを更新するためにア
プリケーション67により開始された更新は記憶制御機構
65によって処理できる。更新が起こりうる前に、トラッ
ク3及び5がサイドファイルとして記憶制御機構65内のメ
モリに書込まれ、その後に更新は終了可能になる。バッ
クアップ・コピーが要求された時点で存在したトラック
3及び5のようなトラックのコピーはもはや追跡巡回記憶
装置61内にはないがいまは記憶制御機構65内のメモリ内
に存在することを示すように一次ビットマップが変更さ
れる。
【００３２】次に、資源マネジャ63によって追跡巡回記
憶装置61から直に非更新トラックをコピーすることによ
り、又はこれらのトラックを、追跡巡回記憶装置61か
ら、ホスト・プロセッサの拡張メモリ内で生成しうる一
次ホスト・サイドファイル71に間接的にコピーすること
により、バックアップ・コピーが要求された時点での指
定データセットを表わす組合せコピーが参照番号69で生
成される。更に、更新終了前に記憶制御機構65にあるメ
モリ内のサイドファイルに書込まれたデータセット内の
トラックは、記憶制御機構65内のメモリから一次ホスト
・サイドファイル71に間接的に読取られることもある。
このように指定データセットのコピーは追跡巡回記憶装
置61内の変更されないトラックと、記憶制御機構65のメ
モリ内に記憶された更新されたトラックのデ−タから生
成し、そののち一次ホスト・サイドファイル71に転送す
ることができ、これらの指定データセットの部分は、バ
ックアップ・コピーが開始された時点で生成されたビッ
ト・マップを用いてバックアップ・コピー順に組合せで
きることを当業者は理解する。
【００３３】図６は本発明の方法及びシステムに従って
増分タイム・ゼロ・バックアップ・コピーを生成するプ
ロセスの初期化を示す高レベルの論理流れ図を示す。図
示のように、このプロセスはブロック81で開始した後、
ブロック83に進み、初期化プロセスを開始する。その
後、プロセスはブロック85に進み、アクセス経路により
データセットをDASDトラック細分性にまで分類する。こ
の分類は、必然的に、データセットが存在するDASDボリ
ュームの識別及びこれらのボリュームが属する記憶制御
機構の識別を解決する。
【００３４】次にブロック87で、セッション識別が各プ
ロセッサと関連する外部記憶制御機構の間で確立され
る。セッション識別は、複数のプロセッサが互いのバッ
クアップ・コピー・プロセスと干渉しないように、全て
の記憶制御機構にわたって独特であることが望ましい。
そしてブロック89で、本明細書及びクロスリファレンス
特許出願に詳細に示すように、利用しうる一次セッショ
ン・ビット・マップが確立され、特定のトラックが現在
のコピー・セッションの一部であるかどうかを示す。そ
してブロック91で、アプリケーション処理が継続できる
ことを示す論理的終了信号が呼出しプロセスに送られる
が、バックアップ・コピーが物理的に終了する時点まで
更新の際の僅かな遅延が起きる。
【００３５】図７は本発明の方法及びシステムによるデ
ータセットの増分バックアップ・コピーを表わす高レベ
ルの論理流れ図を示す。図示のように、ブロック99でプ
ロセスが開始した後、ブロック101に進む。ブロック101
はバックアップ・コピーの読取りの開始を示す。そして
ブロック103 で、バックアップ・コピーが全量コピーて
あるか又は増分コピーであるかを判定する。前述のよう
に、全量コピーは、データセット内のデータが前に変更
されたかどうかに関係なく指定データセット内の各エレ
メントのコピーである。増分コピーは、前のバックアッ
プ・コピーが起きてから更新又は変更されたデータセッ
トの部分だけを含むコピーである。
【００３６】ブロック103で、全量コピーが生成される
場合は、プロセスはブロック107に進み、代替セッショ
ン・ビット・マップを確立する。本明細書で詳細に説明
されるように、代替セッション・ビット・マップは、前
のバックアップ・コピーの開始後に起きる指定データセ
ットの部分の変更又は更新を追跡するために利用され、
変更されたデータセットの部分だけの増分コピーを後に
生成できるようにする。代わりに、増分コピーが生成さ
れる場合は、プロセスはブロック 103からブロック105
に進み、代替セッション・ビット・マップの指定を一次
セッション・ビット・マップの指定に変更する。そして
プロセスはブロック107 に進み、代替セッション・ビッ
ト・マップを確立する。
【００３７】従って、全量バックアップ・コピーが開始
されると、全量コピーの開始後に起きるデータセットの
変更を追跡するために代替セッション・ビット・マップ
が生成される。その後、もし増分コピーが生成されるこ
とになっていれば、前に確立された代替セッション・ビ
ット・マップが１次セッション・ビット・マップとして
用いられ、そして新しい代替セッション・ビット・マッ
プが生成され、システムは増分コピーの開始後に起きる
データセット内のデータの変更を追跡することができ
る。
【００３８】次に、ブロック109 は更新が起きたかどう
かを判定する。更新が起きない場合は、プロセスは更新
が起きるまで反復する。更新が起きた場合は、プロセス
はブロック111に進む。ブロック111はデータ処理システ
ム内のアプリケーションにより開始された更新がタイム
・ゼロ・データセットの部分の更新であるかどうかを判
定する。結果がノーの場合は、プロセスはブロック113
に進み、ユーザに透過的な形で更新が処理される。しか
しながら、タイム・ゼロ・データセットの部分の更新で
ある場合は、プロセスはブロック115 に進む。
【００３９】ブロック115 はタイム・ゼロ・データセッ
トのコピーされた部分の更新であるかコピーされない部
分の更新であるかを判定する。即ち、データセット内の
データであって既にバックアップ・コピーされてコピー
が物理的に終了している部分であるか、又はまだバック
アップ・コピーされていない部分であるかが判定され
る。もし更新が開始されるデータセットの部分が既にバ
ックアップ・コピーされていれば、プロセスはブロック
117に進む。ブロック117は代替セッション・ビット・マ
ップをマークし、前のバックアップ・コピー開始後にこ
のデータセットの部分が変更されたことを示す。その
後、プロセスは更新を処理するブロック113に進む。そ
して、プロセスはブロック109に戻り、次の更新の発生
を待つ。
【００４０】ブロック115 で、まだバックアップ・コピ
ーされていないタイム・ゼロ・データセットの部分の更
新が開始される場合は、プロセスはブロック119 に進
む。ブロック119 は更新を一時的に緩衝記憶し、影響を
受けたタイム・ゼロ・データセットの部分を記憶制御機
構(図５参照)内のメモリ中のサイドファイルにコピーす
る。その後、プロセスはブロック121 に進み、代替セッ
ション・ビット・マップをマークし、前のバックアップ
・コピー開始後にこのデータセットの部分に更新が起き
たことを示す。
【００４１】次に、プロセスはブロック123 に進み、一
次セッション・ビット・マップをマークし、このデータ
セットの部分が外部記憶装置内で更新されたこと、及び
このデータセットの部分のタイム・ゼロ・コピーがいま
記憶制御機構65内のキャッシュ・メモリ中か又は、記憶
制御機構65内のキャッシュ・メモリ中のデータのオーバ
フローの阻止に用いられる一時ホスト・サイドファイル
71(図５参照)内にあることを資源マネジャに示す。
【００４２】一次セッション・ビット・マップをマーク
したのち、プロセスはブロック 125に進み、当該更新を
処理する。その後、プロセスはブロック127 に進み、記
憶制御機構65のキャッシュ・メモリ内のキャッシュ・メ
モリ内のサイドファイルしきい値を越えたかどうかを判
定する。越えた場合は、プロセスはブロック129 に進
み、記憶制御機構内のサイドファイルをプロセッサがコ
ピーできることを示す、アテンション(attention) 信号
を生成する。もちろん、記憶制御機構65内のキャッシュ
・メモリからのデータのコピーの失敗は、もし当該メモ
リが重ね書きされればバックアップ・コピーの崩壊を生
じることがあることを当業者は理解する。ブロック127
で、サイドファイルしきい値を越えない場合は、プロセ
スはブロック109 に戻り、次の更新の発生を待つ。
【００４３】記憶制御機構65内のキャッシュ・メモリか
ら一時ホスト・サイドファイル又は組合せバックアップ
・コピーへのサイドファイル・データの非同期コピー
は、追跡巡回記憶装置61から直に読取られたデータ、記
憶制御機構65内のキャッシュ・メモリ中のデータ及び／
又は一時ホスト・サイドファイル71内のデータ組合せコ
ピーを生成するプロセスと同様にクロスリファレンス特
許出願に詳細に記述されている。
【００４４】従って、前述の参照により、タイム・ゼロ
・バックアップ・コピーを開始することによって、通常
はバックアップ・コピー・セッションを伴うアプリケー
ションの実行の延期は、更新される指定データセット内
のデータの各部分を識別するビット・マップを生成した
のち該データセットをアプリケーションの実行のために
解放することにより、かなり減少することを当業者は理
解する。そして外部記憶サブシステム内の指定データセ
ットの部分は必要に応じ又は計画的にコピーされ、そこ
に含まれたデータを更新する試みは、バックアップ・コ
ピーの時点で存在した原始データを、終了したバックア
ップ・コピー内に含ませるためにサイドファイルに書込
みできる時点まで一時的に据置かれる。その後、前記デ
ータの更新が外部記憶サブシステム内に書込まれる。
【００４５】本発明の方法及びシステムは、更新が起き
るか又はシステムがバックアップ・コピーの読取りを開
始する毎に自動的に確立される代替ビット・マップを生
成するために用いることができる。そして、この代替ビ
ット・マップは、最初のバックアップ・コピーが生成さ
れた後に生じたデータの変更を追跡するために用いら
れ、次のバック・アップ時点ではこのビット・マップ
は、前のバックアップ・コピーが生成された後に更新さ
れた指定データセットの部分だけのコピーを容易にする
ために用いられる。後続の増分コピーが開始されると、
この代替ビット・マップは一次ビット・マップになり、
増分コピーの開始後に起きたデータの変更又は更新を追
跡するために別の代替ビット・マップが生成される。こ
のように、バックアップ・コピー中にデータ処理システ
ム内のアプリケーションの実行の終了又は延期はかなり
削除される。例えば、物理的な終了前に更新の結果とし
て生成された影響を受けたトラックのサイドファイル
は、図示の実施例に示すような、記憶制御機構内のメモ
リ中よりはむしろ、追跡巡回記憶装置内の使用されない
ロケーションに記憶しうることを当業者は理解する。
【００４６】
【発明の効果】本発明はデータ処理システムでレコード
を増分バックアップ・コピーし、前記コピー中のデータ
処理システム・アプリケーションの実行の延期の最小化
を一層図る方法及びシステムを提供する。
【図面の簡単な説明】
【図１】実行中のプロセッサ及びアプリケーションが外
部記憶装置からランダムに又は順次にデータをアクセス
する場合の従来の技術による典型的な多重処理、多重プ
ログラミング環境を示す図である。
【図２】タイム・ゼロ・バックアップ・システム及び増
分タイム・ゼロ・バックアップ・システムにおいて、従
来の技術のバッチ・プロセス又はストリーム・プロセス
中のバックアップ・ウィンドウのタイム・ラインをそれ
ぞれ示す図である。
【図３】タイム・ゼロ・バックアップ・システム及び増
分タイム・ゼロ・バックアップ・システムにおいて、従
来の技術のバッチ・プロセス又はストリーム・プロセス
中のバックアップ・ウィンドウのタイム・ラインをそれ
ぞれ示す図である。
【図４】タイム・ゼロ・バックアップ・システム及び増
分タイム・ゼロ・バックアップ・システムにおいて、従
来の技術のバッチ・プロセス又はストリーム・プロセス
中のバックアップ・ウィンドウのタイム・ラインをそれ
ぞれ示す図である。
【図５】本発明の方法及びシステムに従って増分タイム
・ゼロ・バックアップ・コピーの概念的な流れを示す図
である。
【図６】本発明の方法及びシステムに従って増分タイム
・ゼロ・バックアップ・コピーの初期化を示す高レベル
の論理流れ図である。
【図７】本発明の方法及びシステムに従って増分バック
アップ・コピーを示す高レベルの論理流れ図である。
【符号の説明】
1 プロセッサ 3 プロセッサ 5 冗長チャネル要求／応答インタフェース 7 冗長チャネル要求／応答インタフェース 9 冗長チャネル要求／応答インタフェース 21 外部記憶装置 23 外部記憶装置 27 外部記憶装置 29 外部記憶装置 61 追跡巡回記憶装置 63 資源マネジャ 65 記憶制御機構 67 アプリケーション 71 一次ホスト・サイドファイル
フロントページの続き (72)発明者 ローレンス・エルウッド・イーストリッ ジ アメリカ合衆国85715、アリゾナ州ツー ソン、ノース・パセオ・オトノ 5700 (72)発明者 ロバート・フレデリック・カーン アメリカ合衆国85730、アリゾナ州ツー ソン、イースト・カレクシコ・ストリー ト 8338 (72)発明者 ジェームス・ミッチェル・ラトリフ アメリカ合衆国85706、アリゾナ州ツー ソン、イースト・ドーバー・ストラベニ ュー 4165 (56)参考文献 特開 平３−216743（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−87242（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−53351（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−14046（ＪＰ，Ａ)

Claims (4)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】データ処理システムにおいてアプリケーシ
    ョンの実行中に前記データ処理システムに接続された記
    憶サブシステム内に記憶された指定データセットを増分
    バックアップ・コピーする方法であって、 第１の時点で前記データ処理システム内のアプリケーシ
    ョンの実行を一時停止し、前記指定データセットの論理
    的記憶アドレス及び物理的記憶アドレスを一致させた後
    にアプリケーションの実行を再開始するステップと、 前記記憶サブシステムから前記指定データセットを代替
    記憶場所にコピーすることにより、計画的に又は所定の
    時期に前記記憶サブシステム内の前記指定データセット
    を物理的にバックアップするステップと、 前記第１の時点後に生ずる各アプリケーションが開始し
    た前記指定データセットの更新の指示を記憶するステッ
    プと、 コピーが終了していない指定データセットについてアプ
    リケーションが開始した更新を緩衝記憶することにより
    アプリケーションを前記記憶サブシステムで処理し、前
    記更新で影響される前記指定データセット又はその一部
    のサイドファイルを書込み、前記更新を前記記憶サブシ
    ステムに書込み、計画的に又は所定の時期に前記記憶サ
    ブシステムからコピーされる前記指定データセットに関
    連した前記代替記憶場所に前記サイドファイルを前記ア
    ドレス一致によって決められた順序でコピーするステッ
    プと、 前記第１の時点の後に更新された前記指定データセット
    又はその一部だけをコピーすることにより、前記第１の
    時点の後の指定時点で前記指定データセットの増分バッ
    クアップ・コピーを生成するステップとを含む記憶サブ
    システム内に記憶された指定データセットを増分バック
    アップ・コピーする方法。
  2. 【請求項２】データ処理システムにおいてアプリケーシ
    ョンの実行中に前記データ処理システムに接続された追
    跡巡回記憶装置内に記憶された指定データセットを増分
    バックアップ・コピーする方法であって、 前記追跡巡回記憶装置内に記憶された指定データセット
    のバックアップ・コピーの要求に応答して第１の時点で
    前記データ処理システム内のアプリケーションの実行を
    一時停止するステップと、 前記指定データセットについてデータセットと装置トラ
    ックを一致させ前記データ処理システムにその終了を知
    らせるステップと、 前記終了信号に応答して前記データ処理システム内のア
    プリケーションの実行を再開始するステップと、 計画的に又は所定の時期に前記追跡巡回記憶装置から代
    替記憶場所に前記指定データセットをコピーするステッ
    プと、 前記第１の時点の後に前記指定データセットの任意の部
    分に各アプリケーションが開始した更新の指示を記憶す
    るステップと、 コピーが終了していない指定データセットについてアプ
    リケーションが開始した更新を緩衝記憶することにより
    アプリケーションを処理し、前記データセットの前記更
    新で影響される部分のサイドファイルを書込み、前記更
    新を前記追跡巡回記憶装置に書込み、前記サイドファイ
    ルを前記代替記憶場所にコピーするステップと、 前記データセットの前記第１の時点の後に更新された部
    分だけを前記代替記憶場所にコピーすることにより、前
    記第１の時点の後の指定された時点で前記データセット
    の増分バックアップ・コピーを生成するステップとを含
    む追跡巡回記憶装置内に記憶された指定データセットを
    増分バックアップ・コピーする方法。
  3. 【請求項３】アプリケーションの実行中にデータ処理シ
    ステムに接続された記憶サブシステム内に記憶された指
    定データセットの増分バックアップ・コピーを実行する
    前記データ処理システムであって、 第１の時点で前記データ処理システム内のアプリケーシ
    ョンの実行を一時停止する手段と、 前記第１の時点で前記指定データセットの論理的記憶ア
    ドレスと物理的記憶アドレスとを一致させる手段と、 その後でアプリケーションの実行を再開始する手段と、 前記指定データセットを前記記憶サブシステムから代替
    記憶場所にコピーすることにより、計画的に又は所定の
    時期に前記記憶サブシステム内の前記指定データセット
    を物理的にバックアップする手段と、 前記第１の時点の後に生じる各アプリケーションが開始
    した前記指定データセットの更新の指示を記憶する手段
    と、 コピーが終了していない指定データセットについてアプ
    リケーションが開始した更新を緩衝記憶することにより
    アプリケーションを前記記憶サブシステムで処理し、前
    記更新で影響される前記指定データセット又はその一部
    のサイドファイルを書込み、前記更新を前記記憶サブシ
    ステムに書込み、計画的に又は所定の時期に前記記憶サ
    ブシステムからコピーされる前記指定データセットに関
    連した前記代替記憶場所に前記サイドファイルを前記ア
    ドレス一致によって決められた順序でコピーする手段
    と、 前記第１の時点の後に更新された前記指定データセット
    又はその一部だけをコピーすることにより前記第１の時
    点の後の指定された時点で前記指定データセットの増分
    バックアップ・コピーを生成する手段とを備える記憶サ
    ブシステム内に記憶された指定データセットの増分バッ
    クアップ・コピーを実行するデータ処理システム。
  4. 【請求項４】データ処理システムにより記憶制御装置に
    関連付けられた記憶サブシステム内に記憶された指定デ
    ータセットの増分バックアップ・コピーを可能にするキ
    ャッシュ・メモリを備える前記記憶制御装置であって、 第１の時点で前記記憶サブシステム内の前記指定データ
    セットの論理的記憶アドレスと物理的記憶アドレスとを
    一致させる手段と、 計画的に又は所定の時期に前記データ処理システムによ
    る前記記憶サブシステム内の前記指定データセットのコ
    ピーを可能にする手段と、 前記第１の時点の後に起きる前記指定データセットの一
    部の各更新の指示を記憶する手段と、 前記更新を緩衝記憶することにより前記指定データセッ
    トのコピーされていない部分の更新を処理し、前記キャ
    ッシュ・メモリ内に前記更新により影響される前記指定
    データセットのコピーされていない部分のサイドファイ
    ルを書込み、前記指定データセットの一部の更新を前記
    関連付けられた記憶サブシステムに書込む手段と、 前記データ処理システムによる前記サイドファイルのコ
    ピーを可能にする手段と、 前記第１の時点の後の指定された時点で、前記第１の時
    点の後に更新された前記指定データセットの一部を選択
    コピーすることを可能にする手段とを含む指定データセ
    ットの増分バックアップ・コピーを可能にするキャッシ
    ュ・メモリを備える記憶制御装置。
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