JPH03122729A - データベース更新システム及び方法 - Google Patents

データベース更新システム及び方法

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JPH03122729A
JPH03122729A JP2235953A JP23595390A JPH03122729A JP H03122729 A JPH03122729 A JP H03122729A JP 2235953 A JP2235953 A JP 2235953A JP 23595390 A JP23595390 A JP 23595390A JP H03122729 A JPH03122729 A JP H03122729A
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    • Y10S707/99951—File or database maintenance
    • Y10S707/99952—Coherency, e.g. same view to multiple users

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、トランザクシロン処理に関し、特に、プライ
マリ・データベースとレプリカ・データベースの一貫性
を保つために、プライマリ・データベースのトランザク
シロン・ログからのＲＥＤＯ（再実行）レコードを、レ
プリカ・データベースにパラレルに適用する分野に関す
る。
Ｂ、従来の技術 従来のトランザクシロン処理では、プライマリ・データ
ベースをリモート赤ロヶーシ日ンで二重化できる。リモ
ート・データベースの目的は、プライマリ・データベー
スの媒体に障害があった場合に備えて、プライマリ・デ
ータベースのバックアップをとることであろう。２つの
データベースの間で一貫性を保つためには、プライマリ
拳データベースの処理をレプリカ・データベースに反映
しなければならない。レプリカに対してレコード処理を
行うときのスループットは、プライマリ参データベース
を対象にしたトランザクション処理システムによって得
られるスルーブツトと少なくとも同程度でなければなら
ない。レプリカの処理にかかるリソースは、　トランザ
クション処理全体にかかる場合よりも少なくする必要が
ある。
データベースを、プライマリ・データベースに対してト
ランザクション・コンシステントとし、プライマリ・デ
ータベースと同一にするためには、シリアライゼーショ
ンが必要である。プライマリ拳データベースの可用性は
、レプリカに対してトランザクシロン処理を加えること
で減少することのないように維持する必要がある。
従来の技術によるデータベース二重化の具体例として、
同期型分散データベースを挙げることができる。ＩＢＭ
のプロトタイプＳＹｓｔｅｍ　　ＲＳＴＡＲは、データ
ベースのコピーを２箇所に格納する同期型分散データベ
ース・システムである。ただし、現在の同期型分散デー
タベース・システムでは、データベース相互間で一貫性
を保つための処理を行うために、またデータベースのシ
リアライゼーションをロックとして利用するために、相
当数のメツセージを交換しなければならない。
データベース媒体リカバリ処理には、よく知られたフォ
ワード・リカバリがある。このプロセスでは、データベ
ース・ユニットを再構成するために、ログまたはジャー
ナルに記録されたりカバリ・データによって前のバージ
ョンが更Ｘｆｒされる。その際、データベース・ユニッ
トの元のバージ日ンは、ステーブル舎ストレージにセー
ブされる。障害によってデータベースのコピーが破壊さ
れると、データベースの最新バージョンを再＋１４成す
るために、そのユニットを最後にセーブしたパーツコン
がリストアされ、セーブされたバージョンに対する変更
内容が）破壊されて失われた／＜−ジョン（コ対する変
更の順序と同じ順序でログがら適用さ０る。
同期型分散データベースのフォワードφリカｌくりは、
元のトランザクション処理を“ミラー゛°スるものであ
る。プライマリ・データベースの変更内容は、変更が生
じたときと同じシーケンスでログされるので、ログ・デ
ータをパラレルに処理するためには、まず、最初から存
在していたロックを取得し、次にログから、ＲＥＤＯレ
コードをパラレルに引き渡せばよい。この操作では、　
１回のリカバリで、所定のトランザクションに対する全
レコードが処理され、そのトランザクションに対するロ
ックは、再構成が終わるまで維持され、終了後に解除さ
れる。このリカバリ・ソリューションを制約するのは、
ある特定のトランザクションに対するロックをすべて１
回のプロセスで取得しなかった場合には、ロックの衝突
が起こり、元のシーケンスを再現できなくなることがあ
るという点である。これは、ロックが取得されるまでの
バラレリズムを制限し、ロックが利用できない場合は処
理効率を低下させる。
米国特許出願書類第０７１０５９６６６号では、ログ・
レコードが、複数のキューとして、リスタート処理の間
にデータベースに再適用される。
このυ類は、異なるデータベース・ユニットノ更新は、
ログに示された順序と異なる順序で適用でき、その場合
でも正確さが失われることはないとしている。
人ｇｒａｗａｌは、　「マルチプロセッサーデータベー
スφマシンのパラレル・ロギングφアルゴリズム（Ａ　
Ｐａｒａｌｌｅｌ　Ｌｏｇｇｌｎｇ　Ａｌｇｏｒｌｔｈ
ｍ　ｆｏｒ　ＭｕｌｔｉＰｒｏｃｅｓｓｏｒ　Ｄａｔａ
ｂａｓｅ　Ｍａｃｈｌｎｅｓ）Ｊ、ＤＡＴＡＢＡＳＥ　
ＭＡＣＨＩ　ＮＥＳ：　Ｆｏｕｒｔｈ　Ｉｎｔｅｒｎａ
ｔｌｏｎａＹＯｒｋＳｈＯｌｌｓ　　１９８６年３月、
の中で、複数のログに対するログ自レコードのパラレル
・ライトをｔ是案しているが、リカバリ処理の間、これ
らのログが１個の“バックエンド１′プロセツサを通し
てンリアル処理される。Ｌｙｏｎの「二重化データベー
ス・システムの障害防止設計（Ｄｅｓｌｇｎ　Ｃｏｎ５
ｉｄｅｒａｔｉｏｎｓｉｎ　　ＲｅｐＨｃａｔｅｄ　　
Ｄａｔａｂａｓｅ　５ｙｓｔｅ■ｓ　　ｆｏｒ　　Ｄｉ
ｓａｓｔｅｒＰｒｏｔｅｃｔｉｏｎ）、　ＩＥＥＥ　Ｃ
ｏｍｐｕｔｅｒ　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ）１９８８年春
箋　では１　リモート・データベース機構力ｆ１アクテ
ィブ・データベースのジャーナルから更新内容を抽出し
、それをバックアップ用データベースに適用する。
Ｃ１課題を解決するための手段 本発明の基本を成すのは、トランザクション・ログに関
するリカバリ・レコードに固汀の順序づけを活用するこ
とによって、変更内容をバラレリズムを高めて効率よく
適用でき、よってレプリカ拳データベースと元のデータ
ベースとの一貫性が保証されるという知見である。
Ｄ、実施例 第１図は従来のデータベース管理システムで、７’−９
ベース・レコードのトランザクション処理をサポートす
る。第１図のデータベース管理システムは、データベー
スΦマネジャー（ＤＢＭＧＲ）１０を含む。マネジャー
１０は、ステーブル・ストレージ（ＤＡＳＤ　１２など
）に格納されたデータベースのアクセスと処理を管理す
る。管理対象（７）ｆ’−９ベースは、ステーブル・ス
トレージに転送単位ごとに格納される。ここで転送単位
は、マネジャーがトランザクション処理のためにステー
ブル−ストレージから取り出す基本単位である。
従来の技術では“ページ°′を転送単位とするのが普通
である。１ページは、物理的な境界を持っＤＡＳＤ１２
上の記憶域である。この記憶域の一つを参照符号１３で
示した。
データベースの転送単位は、ステーブル−ストレージＩ
２から取り出されてアクティブーメそすのバッファ（Ｂ
ＦＲ）１４にログされる。バ。
ファ１４に゛入ったメモリーページ内のレコードが処理
され、ページは、ステーブル−ストレージ１２内のスト
レージ−セクタに返される。ステーブル・ストレージ１
２とバッファ１４とのｆｌＦ＋の転送は、バッファ・マ
ネジャー（ＢＭＧＲ）１８によって処理される。マネジ
ャー１６はＩ）　Ｂ　Ｍ　Ｇ　Ｒ１０の管理下で動作す
る。
この基本要素はアプリケーンロン番プログラム１８が使
用できる。プログラム１８はＩ）　Ｂ　Ｍ　Ｇ　Ｒに対
してトランザクションと目的のレコードをｔＦｉ定する
。ＤＢＭＧＲｌｏｉ；！、ＢＭＧＲ１６を呼び出して１
目的のレコードを含むページをバッファ１４へ転送させ
る。ページがバッファ１４に入ると、アプリケ−シロン
１８に必要なトランザクションに応じて目的のレコード
が処理される。更新されたページは、ステーブル・スト
レージのセクタに上書きされる。
システムに障害が起こると、バッファのべ一ノを変更す
るトランザクションが終了した後、更新済みページがバ
ッファからステーブル・ストレージ１２へ戻る前に、第
１図のデータベース・システムの動作が停止することが
ある。ＤＢＭＧＲＩＯのリカバリ機能が起動して修正処
理が行われるのはこの場合である。
リカバリ処理では、　トランザクション・ログ２０をス
テーブル−ストレージに維持しておく必要がある。　ト
ランザクションが終了するごとに、ログ２０がログ・レ
コードとして記録される。ログ・レコードの構成要素に
はＵＮＤＯ（取消）とＲＥＤｏがある。ＵＮＤＯは、ト
ランザクションによって変更される前のデータベース、
レコードのレプリカである。ＲＥＤＯは変更後のレコー
ドのコピーである。
第２図に示すとおり、媒体リカバリ拳プロセス２２は、
トランザクション・ログ２０のＲＥＤＯレコードを使っ
てＩフォワードｎリカバリを行う。
たとえば、仮にレコード番号ＲＡないしＲＦで示したレ
コードが、ステーブル争ストレージ１２に格納されたデ
ータ・セットに含まれる定義済みデータ・ブロックｊ　
（ＤＤＢ、）に含まれるものとする。また、ＤＤＢ、　
のレコードＲＢないしＲＤに対するトランザクションに
よって、それらのレコードが更新されるものとする。更
新のため、ＢＭＧＲ１ｆ３はページＤＤＢ、を実メモリ
のバッファ１４へ転送し、そこでレコードＲＢ　すいＬ
ＲＤが更新されるが、いずれの場合も、レコード中デー
タＣＢがＣＸに変更される。これらのレコードが処理さ
れるとき、レコードが更新されたシーケア８で０ゲロニ
ントリが作られる。レコードが更新されるごとに、ＵＮ
ＤＯとＲＥＤＯのし７−ドがトランザクション・ログ２
０に書き込まれる。
たとえばレコードＲＢを更新するトランザクション・ロ
グ・エントリには、ＵＮＤＯレコードが含まれ、更新前
のレコード・データを含むフィール）’（ＣＢ）、レコ
ードを識別するフィールド（ＲＢ）、およびレコードを
含むステーブル・ストレージ・ページのロケ−シロンを
識別する相対ブロック番号（ＲＢＮ）がつく。ログ・レ
コードのＲＥＤＯには、レコード・データの更新版を含
むフィールド（ＣＸ）、ページを識別するフィールド（
ＲＢＮ）、およびレコードを識別するフィールド（ＲＢ
）が含まれる。レコードＲＢないしＲＤを更新するトラ
ンザクシロンが終了したとすると、ＢＭＧＲ１６は、ペ
ージＤＤＢ、をバッファ１４にコピーする。そこでリカ
バリ拳プロセスは、トランザクション・ログのＲＥＤＯ
レコードを使い、レコードＲＢないしＲＤを更新する。
ＢＭＧＲ１６は次にバッファ・ページをＤＤＢ、　　の
ステーブル・ストレージ・ロケーシヨンに書き込む。
媒体りカバリ・プロセス２２は、　’“バックヮードガ
リカバリ・プロセスを伴う。このプロセスでは、終了前
のトランザクシロンによって更新されたレコードが、Ｕ
ＮＤＯレコードによって前の状態に戻される。
フォワード串リカバリとバックワード・リカバリの両機
能はＩＢＭのデータベース製品で利用できる。この機能
は、プログラム−プロダクトｒＢＭ　　ＤＢ２とＩＭＳ
／ＥＳＡのデータベース・マネジャーでサポートされて
いる。これらの製品ではＲＥＤＯレコードに加えてＵＮ
ＤＯレコードもログされる。　トランザクションがＲＥ
ＤＯレコードＡＢＯＲＴＳに関連する場合、ＵＮＤ○レ
コードからのレコード中データは、ＲＥＤＯレコードと
してログされ、データベースに適用されるので、元の更
新内容がレコードにＩＩバンクアウト°°される。　Ｉ
ＢＭプログラム−プロダクトＩＭＳ／ＥＳＡのデータベ
ース・マネジャーＦＡＳＴ　　ＰＡＴＨでは、ＵＮＤＯ
レコードはログされず１　変更内容は、ＲＥＤＯレコー
ドがログされて更新ト５７ザクシ日ンが終了するまで、
テ＋　、ｙ　′ｃ−ｘ　＋＝　Ｎ（＃　を寺される。こ
れに関して従来の技術でハ１）う：／ｆクシロンが１１
１（事に終了したことは１　トランザクション・ログの
ＣＯＭＭＩＴ（確約）レコー；′（こよって記録される
Ｃ　ＯＭＭ　Ｉ　Ｔオペレージ日ン番こよって示される
Ｏ　レコードの変更後↓こトランサクシロンが異常終了
した場合、ＡＢＯＲＴ　（打切り）レコードがログに入
力される。
本発明を示す第３図は、アクティブ・システムとともに
動作してトラッキング会データベースを維持するトラッ
キング・システムである。トラッキング・データベース
は、アクティブ・システトによって維持されるプライマ
リ・データベースのレプリカである。アクティブ・シス
テｔ、　５０　ｆ；Ｌ（ＩＢＭ　　システム　３７０な
どのコンピユーテイング拳システムでは上述のＩＢＭデ
ータベース製品で構成できる）、トランザクシｅン処理
とデータベース管理を行うシステム・コンポーネント５
１を持つ。コンポーネント５１は、アクティフ、テータ
ベース５２とともにアクティブ・ログ５３の維持・更新
も行う。ＲＥ　Ｉ）　Ｏレコードカイアクティブ、トラ
ンザクション・ログ５３に入力されると、システム５０
はこれらのレコードを通信コンポーネント５５を通して
トラッキング・システム６０に与える。
本発明を表すのはトラッキング・システム６０である。
システム６０は、アクティブΦログ５３に書き込まれた
ＲＥＤＯレコードを、アクティブ・ログ５３のアクティ
ブ・ログ・データ機構６２（こ入力されたシーケンスで
受信するプロセス（ログ−レコード・・レシート）６１
を含む。機構６２は１）ＡＳＤなどのステーブル書スト
レージで構成できる。ハツシュ・プロセス６５は、アク
ティブ・ログ・データ機構６２に入力されたＲＥＤＯレ
コードをシーケンスを追って取得し、それらを複数のＲ
ＥＤＯレコードやキュー６６に登録する。
ハツシュ・プロセス６５は従来からのものであり、この
意味で、除算／剰仝プロセスから構成できる。このプロ
セスは、各ＲＥＯＱレコ−１’（７）４’１１対ブ０ツ
ブ０ツク対して機ｆ老し、各レコード：こ対して新しい
キー値を生成する。ハツシュ０プ０セス６５がＩＭＳ／
ＶＳタイプのデータ６−ス管理システムで実行されると
すると、このデータベース・システムには、ＲＥＤＯレ
コードをキュー６６から入力／出力デバイスへ移動させ
るＡＭＩ（アクセス−メソッドψインターフェース）が
含まれる。周知のとおり、　ＩＭＳ　　ＡＭＴが７リア
ライズするＩＭＳ　　ＲＥＤＯレコードのサブセットは
、インデックスに新しいキー値が生成されたことを表す
。新しいキー値は、ある特定のインデックスに適用され
るので、ノ１ツシュ命プロセス６５は、所定のインデッ
クスに対して′６新しく１キー”のＲＥＤＯレコードが
すべてキュー６６のいずれか１個に登録されるように動
作する。
キュー登録機能は、ＲＥＤｏレコード・キュー６６では
暗示的であり、何らかの手法を用いることによって、キ
ュー・サーバ（後述）によるキュー登録解除処理の間に
、キュー登録されたレコードを正しく順序づけることが
できる。ハツシュ・プロセス６５が実行されると、１個
のキューの内容が、２ペ一ジ以上に関連するＲＥＤＯレ
コードになることがあるが、本発明では、そのキューに
ハツシュされるページに関連したＲＥＤｏレコードがす
べてキューに付加される。
また本発明では、ＲＥＤＯレコードがそれぞれのキュー
に登録され、後に、アクティブ・トランザクション・ロ
グ５３に置かれたのと同じシーケンスで適ｍされる。
本発明は、これを保証するために、キュー６６のいずれ
か一つに対してキュー・サーバを１個しか提供しない。
すなわち、−組のレコード・キュー６６のうち、キｘ−
ａｚ　　ｂｌＣＮ　　ｄを吸うのはキュー・サーバθ８
だけであり、キュー１１Ｌ　　ｋを扱うのはキュｍ−サ
ーバ６９だけである。
したがってレコード拳キュー６６の個々のキューに対応
するキューΦサーバは１個だけである。ただし１個のキ
ューΦサーバは、２個以上のキューからのレコードを処
理できる。
キュー台サーバ（サーノ＜６８．６９など）（ま、キュ
ー６６からＲＥ　ｌ）　Ｏレコードを取り出し、そレラ
のＲ、Ｅ　Ｄ　Ｏレコートヲ、ノくツファ自マネジャー
７０を通してトラッキング・データベース７２に適用す
る。従来のチャネル’ＪＩ　Ｉ　／○は、レコード・キ
ュー６６からのＲＥＤＯレコードを、トラッキング・デ
ータベースを含むステーブル・ストレージにバッファす
る。
ＲＥＤＯレコードは、−度キュー６６に入ると、キュー
・サーバによってトラッキング令データベース７２に適
用される。たとえばキューｂのＲＥＤＯレコードは、キ
ューＱサーバ６８によって１個づつ取り出され、それぞ
れのべ一ノを”ＪＬ　？Ｊ？するのに用いられる。アク
ティブψシステムで生じたこれらの変更のシーケンスは
、レコード転送プロセスからトラッキング番システム６
０まで、アクティブ・トランザクション・ログ５３に保
存され、またアクティブ・ログ・データセット６２にも
保存される。レコードはそのレコード・ログ・シーケン
スでレコード会キュー６６に／＼・ソ／ユされる。その
結果、転送単位に関連したキュー上のＲＥＤＯレコード
・シーケンスによって、各転送単位（ページ）の更新処
理が時間順に正しく反映される。
第３図に示すように、キュー舎サーバ８８．６９はパラ
レルに動作する。このパラレル動作は、タトえばマルチ
ＣＰＵのコンピュータで異なるＣＰＵを用いることによ
ってサポートできる。
キューφサーバ６９はそれぞれ、それが吸うキューから
ＲＥＤＯレコードを取り出して、トラッキング・データ
ベース７２に適用する。ここでまた、キュー・サーバが
ＩＭＳ／ＶＳ環境で動作するとすれば、バッフＴΦマネ
ノヤ−７０は、サーバに呼び出されて、サーバが保持し
ているＲＥＤＯレコードの相対ブロック番号によって識
別されるブロックの現在値を含むバッファを取得する。
従来のバッフＴ・マネジャー７０は、そのプール内のブ
ロックを発見するか、それをトラッキング・データベー
ス７２からアクティブ・ストレージへ転送してレコード
を適ｍするかのいずれかである。キュ一番サーバ！；ｔ
、ＲＥＤＯレコードをバッファ内のページに適用し、そ
の６−ジをバッファ・マネジャー７０に返す。モしてペ
ージをトラッキングφデータベース７２内のセクタに吉
き込む。
ＲＥＤＯレコードがトラッキング−データベース７２に
適用される間、データベースは、ある時間にはトランザ
クションによって変更された部分だけしかページに適用
されないという点で、一貫性が保たれない状態になる。
このような不一致をシールドするために維持されるロッ
クがないため、通常のデータベース・サービスは、トラ
ッキング・データベース７２をアクセスできないように
する必要がある。障害リカバリ・アプリケーションの場
合、これはデメリｌトとはならない。障害が起こったと
きだけ一貫性が保たれていればよく、トラッキング・デ
ータベース７２によるリカバリが開始されるからである
。他の場合、データベースの一貫性は、アクティブ書シ
ステムに用いられるリカバリ・メカニズムを考慮した方
法を採用することでいつでも確保できる。これに関して
、ＵＮＤｏしっ一ドがログされないデータベース・ンス
テムテハ、ハッシュ・プロセス６５がアクティブ会。グ
、データベース６２からのＲＥＤＯレフ−１！ヲ、トラ
ンザクションＣＯＭＭ　Ｉ　Ｔが検出されるまで保持し
ていなければならない。そこでノ＼’７シユ・プロセス
は、　トランザクションに関連するＲＥＤＯレコードを
ＲＥＤＯレコード・キュー６６に登録する。データベー
ス７２をトランザクション命コンシステントな状態に保
つために、アクティブ・ログ・データの処理は、ＲＥＩ
）Ｏレコード・キューがすべて空になるまで停止される
。
ログ・レコードにＵＮＤＯとＲＥＤＯのレコードが含ま
れるデータベース拳マネジャーの場合、ＲＥＤＯレコー
ドは、それが届いたときにキュー登録され、したがって
トラッキングφデータベースに適用される。トランザク
ションの一貫性を保つために、〜アクティブ・ログ−デ
ータの処理は、ＲＥＤＯレコード拳キューがすべて空に
なるまで停止され、コミットされなかった全トランザク
７ＥＩンに対しては、標準バックアウトΦロジ、りを実
行するために、ＵＮＤＯレコードがキューθ６を通して
、コミットされなかった、全トランザクションに対して
逆のシーケンスで適用される。
以上の点から分かるように、本発明は、　トラッキング
・データベースをｔ（Ａ持するための他のプロ／−ジャ
にはない大きなメリットを提供するものである。第１に
、アクティブ会データベースの更新とトラッキング・デ
ータベースの更新との同期をとる必要がない。これによ
り可用性とパフォーマンスに関して次のようなメリット
が得られる。
アクティブ争データベースは、トラッキング・データベ
ースが使用できない場合でも更新される。
ＲＥＤＯレコードのトラッキング・データベースへの転
送は、ブロックするかまたはバッチ処理でき、効率向上
が図れる。また、ンリアライゼーシ日ンも必要でなくな
るので、コストの削減と高速化が図れる。代表的なデー
タベースは、入力または出力が必要なときにウェイトを
サポートするため、複数のパラレルのキュー・サーハハ
、パラレルＩ１０リソースを得て、キュー登録レコード
のトラッキング・データベースへの適用を高速化できる
。第３図に示すように、本発明を実施するのは容易であ
る。当業者には明らかなように、本発明のパフォーマン
スから、バス長が帰くなるというメリットも得られる。
ロックが必要なく、キュー・サーバのパラレリズムから
スループットが向上するからである。
最適実施例 第４図は上述の本発明の最適実施例である。第４図のＲ
ＥＤｏレコード１０５は、プロセスＱＵＥＵＥ−ＲＥＤ
Ｏ−ＲＥｃＯＲＤ　（キューＲＥ　＋）０記録）１１０
に引き渡される。プロセス１１０はＲＥＤＯレコード１
０５をキューに引き鵡し、元のトランザクション０ログ
・シーケンスを保存してデータベースの正しさを保証す
る。プロセス１１０はハツシュ・プロシージャを伴う。
これは、ＲＥＤＯレコード１０５のレコード・ブロック
番号（ＲＢＮ）　を、ラベルＮＵＭＢＥＲ−ＯＦ−ＱＵ
ＥＵＥＳ　（キュー数）のデータ０オブジエクト１２２
の中の数ｎで割る・　得られたイ７デ７り８は、ＷＯＲ
Ｋ　　ＱＵＥＵＥ　　ＴＡＢＬＥ　（ワーク０キユー骨
テーブル）１２３とともに、特定のＷＯＲＫ　−ＱＵＥ
ＵＥ　−ＥＮＴＲＹ　（ワーク０キユー・エントリ）１
２５を識別するのに用いられる。インデックスつきＷＯ
ＲＫ　−ＱＵＥＵＥ　−ＥＮＴＲＹ１２５は、　ＷＯＲ
Ｋ−ＱＵＥＵＥ−ＥＮＴＲＹ　１２５を特徴とする特定
のレコードΦキュー内の最初と最後のＲＥ　Ｉ）　Ｏレ
コード１３０へのポインタ１２７．１２９をｔ’＋’Ｐ
　ツ。Ｗ　ＯＲＫＱＵＥＵＥ　−ＥＮＴＲＹ　１２５は
また、キュー・ＶＥＲＰＲＯＣＥＳＳ（サーバ拳プロセ
ス）１２８を持つ。キュー・サーバープロセス１７５は
、ＲＥＳＵＭＥ　−５ＴＡＴＵＳ　（再開ステータス）
フラグ１７２をサーバのＰＲＯＣＥＳ　Ｓ　−ＩＮＦＯ
（プロセス情報）制御ブロックにセットすることによっ
て起動される。各キュー・サーバは独自ノＰ　ＲＯＣＥ
　Ｓ　Ｓ　−Ｉ　Ｎ　Ｆ　Ｏ制御フ０７　’）　ヲＩ’
Ｓ　チ、各ＷＯＲＫ−ＱＵＥＵＥ−ＥＮＴＲＹＬｔ、そ
ノ５ＥＲＶＥＲ−ＰＲｏＣＥＳＳフィールドによって１
個のキューｅサーバしか識別しない。
表１にＱＵＥＵＥ−ＲＥＤＯ−ＲＥＣＯＲＤプロセス１
１０を示す。
表１ ＱＵＥＵＥ−ＲＥＤＯ−ＲＥＣＯＲＩ）２００　ＱＵＥ
ＵＥ−ＲＥＤＯ−ＲＥＣＯＲＩ）（ｒｅｄｏ−ｒｅｃｏ
ｒｄ）。
／＊大入力ＲＥＤＯレコード。このルーチンはログ・レ
コード・レシートΦプロセスの下で実行＊／ ２０１　　１ｎｄｅｘ　　＝ ＲＥＭＡＩＮＤＥＲ（ｒｅｄｏ−ｒｅｃ。
ｒｄ、ｂｌｏｃｋ−ｎｕｍｂｅｒｓ　　ｎｕｌＴｌｂｅ
ｒ−ｏｆ−Ｑｕｅｕｅｓ）。
２０２　　　ｒ　ｅ　ｔ　ｒ　Ｙ　２０　：２０３　　
　　　ｔｅｍｌ）　　　” ｗｏｒｋ−ｑｕｅｕｅ−ｔａｂｌｅ　　（ｉｎ０４ ２０５ ０６ ０７ ０８ ｄｅｘ）、　　ｗｏｒｋ−Ｑｕｅｕｅ−ｅｌ　　ｔｒ　
ｙ、　　　１ａｓｔ−ｒｅｄｏ。
ｒｅｄｏ　　　ｒｅｃｏｒｄ、　　　ｎｅｘｔ−ｒｅｄ
ｏ　　　＝　　　ｔｅｍｌ）。
Ｏ３（ｔｅｍｐｔ　　ＰＯＩＮＴＥＲ（ｒｅｄｏ−ｒｅ
ｃｏ　　ｒｄ）。
ｗｏｒｋ−Ｑｕｅｕｅ−ｔａｂｌｅ　　（ｉｎｄｅｘ）
、　　ｗｏｒｋ−Ｑｕｅｕｅ−ｅｎｔｒｙ、　　　］ａ
ｓｔ、−ｒｅｄｏ）。
／木ＲＥＤＯレコードを、これに１５！！連するワーク
争キューからのＲＥＤＯレ コードのＬＩＦＯ（ラストイン・ ファーストアウト）チエインに自動 的に追加＊／ ＩＦ　　ｆａｉｌ　　＝　　ＯＮ　　ＴＨＥＮＧＯＴＯ
ｒｅｔｒＹ２０゜ ／＊アトミック０オペ レージロン失敗＊／ ＩＦ　　ｗｏｒｋ−Ｑｕｅｕｅ−ｔａｂｌｅ　（ｉｎｄ
ｅｘ）、ｗｏｒｋ−ｑｕｅｕｅ、、、ｅｎｔｒｙ、　　
　５ｅｒｖｅｒ−ｐｒ。
ｃｅｓｓ　　　　ｐ　ｒｏｃｅｓｓ　　　　１ｎｆｏ。
ｒｅｓｕｍｅ、−５ｔａｔｕｓ＝　　　ＯＦＦＨＥＮ ＲＥＳＵＭＥ　　（ｗｏ　ｒ　ｋ−Ｑｕ　ｅｕｅ−ｔａ
ｂｌｅ　　（ｉｎｄｅｘ）。
ｗｏｒｋ−ｑｕｅｕｅ−ｅｎｔ　　ｒ Ｌ　　　５ｅｒｖｅｒ−ｐｒｏｃｅｓ Ｓ）。
／木このワーク参キューのサーバー プロセスが保留される可能性が ある場合、そのプロセスを再開 して追加ワークを処理水／ ＊／２０９　　　ＥＮＤ　　ＱＵＥＵＥ−ＲＥＤＯ−Ｒ
Ｅ　ＣＯＲＤ。
表１は、　ＱＵＥＵＥ−ＲＥＤＯ−ＲＥＣＯＲＤプロセ
ス１１０を従来の疑似コードでインプリメントしたもの
である。このプロシージャの機能は、ＲＥＤＯレコード
をキュー・サーバ赤プロセスに引き渡し、元のトランヂ
クンヨンφログ・シーウ−７７を保存することにある。
本発明の最適実１１５例では）ＲＥＤＯし：＝＋−）’
がＷＯＲＫ−ＱＵＥＵＥ（ワーク・キュー）に登録され
、関連のキュー・サー″・プロセスの実行が保留されて
いるか、またはＷＯＲＫ−ＱＵＥＵＥを調べることなく
保留される可能性がある場合に、その実行が再開される
。
表１で、　ステートメン　ト２０１は、　Ｗ　ＯＲＫＱ
ＵＥＵＥ−ＴＡＢＬＥ　１２３のインデックスを得て特
定のＷＯＲＫ−ＱＵＥＵＥ−ＥＮＴＲＹＩ２５を識別す
る。インデックスは、ＲＥＤＯレコードＲＢＮをデータ
・オブジェクトＮＵＭＢ　ＥＲ−ＯＦ−ＱＵＥＵＥＳ　
１２２の値で割り、余りをインデックスとすることによ
って生成される。
ハツシュ法に必要なのは、同じデータペース−ブロック
（ページすなわち転送単位）に変更を加えるＲＥＤＯレ
コードがすべて同じハツシュ値を持つことである。この
ハツシュ値により、これらのレコードが同じＷＯＲＫ−
ＱＵＥＵＥに関連づけられる。
ステートメント２０２ないし２０７は、周知の比較・ス
ワップ命令を用い、順序づけられたｗ。
ＲＫ−ＱＵＥＵＥに新しｌｉ’　ＲＥ　Ｄ　ＯＬ／　コ
ｔ’　ヲＤ録する。キューの順序づけはＬＩＦＯが望ま
しい。
ステートメン　ト２０８は、　’ｉＶ　ＯＲＫ　−Ｑ　
Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅに関連したキュー・サーバ・プロセス力
、キューに追加されたばかりのワークを検出する前に、
実行を保留しているかどうかをチエツクする。保留でき
る場合、Ｏ８のＲＥＳＵＭＥ　（再開）機能が発行され
て、ＲＥＳＵＭＥ−３ＴＡＴＵＳフラグ１７２がＯＮに
セットされ、キュー・サーバ会プロセス１７５の実行が
保留されているが、保留オペレージロンであれば、再開
される。当業者には明らかなように、比較とスワップと
いったアトミック命令を用いたワークのキュー登録と再
開処理を組み合わせるのは、ワークをプロセスからプロ
セスへ引き渡すための手法として周知のものである。プ
ロセスの保留と再開は、従来のコンピュータのＯ８に提
供されている標嘔サービスである。
ここで表２に第４図のＱＵＥＵＥ−３ＥＲＶＥＲ（キュ
ー・サーバ）１７５を示す。
表２ ＱＵＥＵＥ−８ＥＲＶＥＲ ３００ＱＵＥＵＥ−３ＥＲＶＥＲ（ｆｉｒｓｔ　　ｅｎ
ｔｒＹ−ｉｎｄｅｘｌ　ｎｕｍｂｅｒ−ｏｆ−ｅｎｔｒ
ｉｅｓｌ　１）ｒｏｃｅｓｓｉ　ｎ　ｆ　ｏ）。
／＊　このルーチンはＷ　ＯＲＫ　　Ｑ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　
ＥＴＡＢＬＥのワーク・キューからの ＲＥＤＯレコードに適用可能。
このルーチンが起動されるプロセスは、これら特定のワ
ーク・キューを扱う唯 一のプロセス＊／ ３０１　　　１ａｓｔ−ｅｎｔｒｙ−ｉｎｄｅｘ　　＝
ｒｉｒｓｔ−ｅｎｔｒｙ−ｉｎｃｌｅＸ　　＋ｎｕｍｂ
ｅｒ−ｏｆ−ｅｎｔｒ　１ｅｓ１゜ ３０２　　　　ｔ　ｏ　ｐ： ３０３　　　　ｐｒｏｃｅｓｓ−ｉｎｆｏ、　　ｒｅｓ
ｕｍ０４ ０５ ３Ｇ［ｉ ０７ ｅ−ｓｔａｔｕｓ　　＝　　ＯＦＦ。
Ｄｏ　　　１ｎｄｅｘ　　＝　　ｆｉｒｓｔ　−ｅｎｔ
ｒＹ−ｉｎｄｅｘ　　　’ｒｏ　　　１ａｓｔ−ｅｎｔ
ｒＹ−ｉｎｄｅｘ ＢＹＩ。
ＩＦ　　　ｗｏｒｋ−ｑ　ｕｅｕｅ　　　ｔａｂｌｅ（
ｉｎｄｅｘ）、　　ｗｏｒｋ ｑｕｅｕｅ−ｅｎｔｒＹ、　　　１ａｓｔ−ｒｅｄｏ　
　　ｉｓ　　　ｎｏｔ　　　ｒ＋ｕｌｌ　　　ＴＨＥＮ ＤＯｌ ／＊　ワーク検出。キューにお けるこのパスの終わりで は保留しない＊／ Ａｔｏｍｉｃａｌｌｙ　　ｒｅｍ ｏｖｅ　　ｅｎｔｉｒｅ　　１ｉｓ ｔ　　ｆｒｏｍ　　ｗｏｒｋ−Ｑｕ ｅｕｅ−ｔａｂｌｅ　（ｉｎｄｅ ｘ）、ｗｏｒｋ−ｑｕｅｕｅ ｅｎｔｒＬ　　１ａｓｔ−ｒｅｄ ０８ ０９ ／＊　ここで取り除かれたリス トはＬＩＦＯオーダ木／ Ｒｅｏｒｄｅｒ　　ｔｈｅ　　１ ｓｔ　　ｏｆ　　ｒｅｄｏ　　ｒｅｃ ｏｒｄｓ　　ｔｏ　　ＦＩＦＯ。
ｒｄｅｒ　　ｃｈａｉｎｅｄ　　。
ｆｆ　　ｏｆ　　ｗｏｒｋ−ｑｕｅ ｕｅ−ｔａｂｌｅ　（ｉｎｄｅｘ）。
ｗｏｒｋ−Ｑｕｅｕｅ−ｅｎｔ ｒＹ、　　ｆｉｒｓｔ　　ｒｅｄｏ。
／＊　ここでＲＥＤＯレコード は、それを処理する順が でチエインされる木／ Ｄｏ　　ＷＨｒ　ＬＥ　（ｗｏ　ｒ ｋ−Ｑｕｅｕｅ−ｔａｂｌ ｅ　（ｉｎｄｅｘ）、ｗｏｒ ｋ−ｑｕｅｕｅ−ｅｎｔｒ ｙ、　　ｆ’１ｒｓｔ−ｒｅｄ。
ｉｓ　　ｎｏｔ　　ｅＱｕａ １０ １１ １　　　ｔｏ　　　ｎｕｌｌ）。
Ｒｅｍｏｖｅ　　　ｆｉｒｓｔ ｒｅｄｏ−ｒｅｃｏｒｄ ｆｒｏｍ　　　ｗｏｒｋ−Ｑｕ ｅｕｅ−ｔａｂｌｅ　　（ｉｎ ｄｅｘ）、　　ｗｏｒｋ−Ｑｕ ｅｕｅ−ｅｎｔｒｙ、　　　ｆｉ ｒ　　Ｓ　　ｔ　　−ｒ　　ｅ　　ｄ　　Ｏ。
ｂｌｏｃｋ−１）ｏｉｎｔｅ ｒ＝ＯＢＴＡＩＮ　　　ＢＬＯ ＣＩ（（ｒ　　　ｅ　　　ｄ　　　ｏ　　　　　　ｒ　
　　ｅ　　　ｃ　　　。
ｒｄ、　　　ｄａｔａｂａｓｅ ｎＦＬｍｅｌ　　ｒｅｄｏ−ｒｅ ｃｏｒｄ、　　　ｂｌｏｃｋ　　　ｎ ｕｍｂｅｒ）。
／＊ＲＥＤＯレコードの変 更内容が適用される物 理ブロックのコピー （メイン令メモリ内） へのポインタを取ｑｇ） １２ ３１３ ３！４ １５ １Ｅｉ ＊／ Ａｌｔｅｒ　　　ｔｈｅ　　　ｂｌ ｏａｋ　　　ｕｓｉｎｇ　　　ｒｅ ｄｏ−ｒｅｃｏｒｄ、　　　ｒｅ ｄ　　ｏ　　−ｄ　　ａ　　ｔ　　ａ。
ＲＥＬＥＡＳＥ−ＢＬＯＧ Ｋ　　　（ｂ　　　Ｉ　　　ｏ　　　ｃ　　　ｋ　　　
−１）　　　ｏ　　　ｉ　　　ｎｔｅｒ）。
／木ブロックをディスク番 デバイスなどのステー プル・ストレージへ吉 き込めるようにする ＊／ ＥＮＤ、／＊ワークを持つ ＥＮＤ、　　　　　　ことが検出さ ＥＮＤ、　　　　　　　　れたキューのＲＥＤＯレ コードを適用。
キューをルー プ＊／ ３１７　　　　　Ｉ　　Ｆ　　　ｌ）　　ｒ　　ｏ　　
ｃ　　ｅ　　ｓ　　ｓ　　−ｉ　　ｎ　　ｆ　ｏ、　　
　ｒ　　ｅｓｕｍｅ−ｓｔａｔｕｓ＝ＯＦＦ　　　ＴＨ
Ｎ ５ＵＳＰＥＮＤ　　（ｐｒｏｃｅｓｓ ｉｎｆｏ、　　　ｒｅｓｕｍｅ　　　　５ｔａｔＵＳ）
。
／＊キュー・チエツクの間に何もキューに登録されなか
った場合はワークを 待つ＊／ ３１ａ　　　ＧＯＴＯｔｏり。
／＊このプロセスを止めるロジックは記載しない＊／ ３１９　ＥＮＤ、　　ＱＵＥＵＥ−３ＥＲＶＥＲＲＥＤ
Ｏレコードを第３図のトラッキング・データベース７２
に適用するためには、キュー・サーバ拳プロセスが１個
以上必要になる。適当な大きさのシステムでは、アクテ
ィブ・システム５０がレコードを作成するレートに近い
レートでレコードを適用するためには、複数のプロセス
が必要になる。従来の技術には、システム・アクティビ
ティに応じてキュー、サーバ・プロセスの個数をダイナ
ミー／りに決定・変更する機能力ｆある。さらに、特定
のワーク・キューの特定のサーバ０プロセスへの割当を
変えれば、従来の機能を使って負荷を分散できる。表２
は、説明の便宜上、キュー・サーバ９０シツクを単純化
している。これは、システムの初期化時に、ＮＵＭＢＥ
Ｒ０Ｆ−ＱＵＥＵＥ〜５ＥＲＶＥＲ−ＰＲＯＣＥＳＳＥ
Ｓ（キュｍ−す−バ拳プロセス数’Ｉ　１２０が、キュ
ーをキュー・サーバ会プロセスにインストールして割り
当てることによって選択された値１ｎに固定される状態
が取られることを示す。
第４図は、第３図のパラレル・キュｍ−サーバ・アーキ
テクチャは示していないが、図と表２から分かるように
、二重化によって第３図のトラッキング・システム６０
にパラレリズムを提供する１個のキュー・サーバの機能
と構造を示している。
各キュー・サーバ・プロセスは、ある時点では１個以上
のワーク・キューを担当するだけである。
そのときキューの個数は、キュー・サーバ・プロセスの
個数より多いかまたは同一である。
本発明では、単純なインクリメンタル・ループを使えば
、サーバ・プロセスをスタートさせ、ワーク−キュー０
からｎ−１（ｎはデータ・オブジェクト１２２の大きさ
）の範囲の１個以上のワークφキューに割り当てること
ができる。各プロセスは、関連のＰＲＯＣＥＳＳ　−Ｉ
Ｎｒ’Ｏ制御ブロックを持ち、このブロックは、　１２
５などのＷＯＲＫ−ＱＵＥＵＥ−ＥＮＴＲＹのフィール
ド１２８から検出できる。各プロセスは、これに制御が
移ると、表２のＱＵＥＵＥ　５ＥＲＶＥＲを起動し、こ
れに、ワーク・キューのインデックス値０ないしｎ−１
（プロセスに割り当てられたもの）、ＮＵＭＢＥＲ−Ｅ
ＮＴＲＩ　ＥＳ　（エントリ数）値１、およびそのＰＲ
ＯＣＥＳＳ　　ＩＮＦＯ１７２を引き渡す。
先にも述べたとおり、表２は、キュー・サーバを従来の
疑似コードでインプリメントしたものである。このプロ
シー；ジャの機能は、ＲＥＤＯレコードがすべて適用さ
れたときに、　トラッキング拳データベースの内容がア
クティブ・データベースの内容と同じになるように、Ｒ
ＥＤＯレコードを箋対応するトラッキング・データベー
ス・ブロックに適用することである。
ステートメント３０３は、ＲＥＳＵＭＥ　　５ＴＡＴＵ
Ｓ１？２をＯＦＦにして、後にプロセス１１０によって
ＲＥＤＯレコードが追加された結采、レコードがキュー
に追加される前にそのレコードに対してプロセス１７５
がすでにロックされていた場合には、プロセス１７５が
ＲＥＳＵＭＥされるようにする。
ステートメント３０４は、プロセス１７５が（Ｄ当する
テーブル１２５のＷＯＲＫ−ＱＵＥＵＥＥＮＴＲＹをそ
れぞれ調べるため、ループを開始する。ステートメント
３０５は、適用されるＲＥＤｏレコードのＷＯＲＫ−Ｑ
ＵＥＵＥ−ＥＮＴＲＹをチエツクする。キュー登録され
たＲＥＤＯレコードがあれば、アトミック命令のシーケ
ンスにより、マルチプロセス共をリストｅヘッダＬＡＳ
Ｔ−ＲＥＤＯ（ａｊ冬ＲＥＤｏ）１２７から全レコード
が除外される。除外されれば、リストが処理されてレコ
ードのシーケンスが逆になす、非共有りスト・ヘッダＦ
ＩＲ８Ｔ−ＲＥＤｏ（先頭ＲＥＤＯ）１２９からのレコ
ードがチエインされる。
ＦＩＲ３Ｔ−ＲＥＤＯ１２９がら始＊るＬｚ：＋−ｐの
リストはここで、特定のデータベース、ブロックＣパー
ジンに対するＲＥＤＯレコードを含み、変更内容は、ア
クティブ・システムに適用されたのと同じシーケンスで
特定ブロック（ページ）に適用される。
ステートメント３０９ないし３１４は、ＲＥＤＯレコー
ドをシーケンスを追ってリストから除外し、それぞれ（
７）ＲＥＤＯ−ＤＡＴＡ　（ＲＥＤＯデータ）フィール
ド３８を、レコードのＤＡＴＡＢＡＳＥ−ＮＡＭＥ　（
データベース名）フィールド１３４で識別されるデータ
ベースに適用する。
ステートメント３１１では、０ＢＴＡＩＮ−ＢＬＯＣＫ
　（ブロック獲得）機能が用いられて、所要データベー
ス・ブロックのメイン・メモリ・コピーが検出される。
０ＢＴＡＩＮ−ＢＬＯＣＫ、！−ＲＥＬＥＡＳＥ−ＢＬ
ＯＣＫ　（ブロック解放）の機能は、これらがバッフＴ
のプールをＷＦ！１１、ＤＡＳＤなどの外部媒体でデー
タベースのステーブル・コピーをリード／ライトすると
いう点で、代表的なデータベース争システムやバッファ
管理フンボーネントである。アクティブφシステム５゜
のロジックは、ロックを使って、アクティブ勢データベ
ース５２内のデータペース拳ブロックへのアクセスをシ
リアライズするが、トラッキング・システム６０のロジ
ックは、データベース・ブロックへのアクセスのシリア
ライゼーシ日ソを必要としない。そのデータベース・ブ
ロックをアクセスするキュー・サーバ・プロセスは１個
だけだからである。ステートメント３１２は、変更内容
をＲＥＤＯＩ）ＡＴＡフィールド１３８がらデータベー
ス・ブロックのメモリーコピーに適用する。
ステートメント３１７では、ＱＵＥＵＥ−ＲＥＤＯ−Ｒ
ＥＣＯＲＤプロセス１１ｏがＲＥＤｏレコードをキュー
に追加登録しておらず、キュー・サーバ・プロセスをＲ
ＥＳＵＭＥ　（表１のステートメン）２０８）している
場合、キュー−サーバ慟プロセスがステートメント２０
３でＲＥＳＵＭＥ　−５ＴＡＴＵＳ７ｉ−ＯＦＦｉ：：
しているので、Ｏ８の５ＵＳＰＥＮＤ　（中断）機能が
起動される。ＲＥＳＵＭＥがすでに発行されているか、
または発行されたときは、ステートメント３１８が再ヒ
処理されて１表２のキュー・サーバが、ステートメント
３０２までをループすることによってキューの処理を継
続する。
Ｅ０発明の効果 レプリカ・データベースの変更処理は、プライマリ曇デ
ータベースのトランザクシロン・ログがらのＲＥＤＯレ
コードをキューに分けることによって達成される。ＲＥ
ＤＯレコードの分割は、プライマリ嗜データベースの転
送単位（ページ）のトランザクシロン・レコードがすべ
て、ログ・シーケンス内の同じキューに登録されるよう
に実行される。各キュー・サーバは、これが排他的に取
り扱うキュー内のＲＥＤＯレコードを、レプリカ・デー
タベースに適用する。これによりレプリカ・データベー
スは、そのページをパラレルに処理するロック書フリー
更新メカニズムによって、プライマリ・データと一貫し
たものとなる。
【図面の簡単な説明】
第１図は、データベース管理システムとしての従来のト
ランザクシロン処理システムを示す図である。 第２図は、第１図のデータベース管理システムの詳細を
示すブロック図である。 第３図は、第１図に示す従来のデータベース管理システ
ムと本発明との連結を示すブロック図である。 第４図は、本発明で用いられるキューの構造を示す図で
ある。 第２９

Claims (5)

    【特許請求の範囲】
  1. （１）レコードが転送単位で格納された第１データベー
    スと、該第１データベースのレプリカである第２データ
    ベースと、該第１データベースに加えられた変更内容を
    表わすＲＥＤＯレコードのシーケンスが格納されたログ
    とを含むトランザクション処理システムにおいて、該第
    ２データベースを、これと第１データベースとの一貫性
    を保つように更新するシステムであって、 複数のキューと、 上記第１データベースの１つの転送単位に対応するＲＥ
    ＤＯレコードがすべてログ・シーケンス内の同じキュー
    に配置されるように、上記ＲＥＤＯレコードを上記キュ
    ーに配置する分配手段と、上記各キューのＲＥＤＯレコ
    ードを上記第２データベースに適用するためにそれぞれ
    が１つのキューにリンクされた複数のパラレル・キュー
    ・サーバ手段とを含む、システム。
  2. （２）請求項１に記載のデータベース更新システムであ
    って、上記分配手段がハッシュ・プロセスであるシステ
    ム。
  3. （３）請求項１に記載のデータベース更新システムであ
    って、キュー・サーバ手段にリンクされたキューの中の
    転送単位についてのＲＥＤＯレコードによって表される
    変更内容を、上記転送単位のレコードに適用することに
    よって、上記キュー・サーバ手段のそれぞれが上記第２
    データベースの転送単位を更新するシステム。
  4. （４）複数のキュー・サーバを含むトランザクション処
    理システムによって実行され、第１データベースと該第
    １データベースのレプリカである第２データベースとの
    一貫性を保証する方法であって 上記第１データベースに加えられた変更内容に対応する
    ＲＥＤＯレコードのシーケンスを累積するステップと、 上記第１データベースの１転送単位のＲＥＤＯレコード
    がＲＥＤＯレコード・キュー１個にしか格納されないよ
    うにして、複数のＲＥＤＯレコード・キューを維持する
    ステップと、 ２個以上の上記キューからのＲＥＤＯレコードを上記第
    ２データベースに並行して適用するステップとを含み、
    該キューのいずれか１個からのＲＥＤＯレコードが、上
    記トランザクション処理システムの上記キュー・サーバ
    のいずれか１個によってしか該第２データベースに適用
    されない、データベース更新方法。
  5. （５）ローカル・データベースを更新する方法であって
    、 ローカル・データベースが一貫性を保つ対象であるアク
    ティブ・データベースからログ・レコードを受けるステ
    ップと、 どの選択された物理ストレージ・ユニットに関係するロ
    グ・レコードも１個のキューにしか格納されないような
    、上記ログ・レコードのキューを２個以上生成するステ
    ップと、 ２個以上のサーバ・プロセスを用いることによって、２
    個以上の上記キューからのログ・レコードをローカル・
    データベースに同時適用するステップとを含み、１個の
    キューからのログ・レコードが、任意の時点で１個のサ
    ーバ・プロセスによってしか該データベースに適用され
    ない、データベース更新方法。
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