JPH05197598A - トランザクション処理方法及び装置 - Google Patents
トランザクション処理方法及び装置Info
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- JPH05197598A JPH05197598A JP4159414A JP15941492A JPH05197598A JP H05197598 A JPH05197598 A JP H05197598A JP 4159414 A JP4159414 A JP 4159414A JP 15941492 A JP15941492 A JP 15941492A JP H05197598 A JPH05197598 A JP H05197598A
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
- G06F11/1402—Saving, restoring, recovering or retrying
- G06F11/1471—Saving, restoring, recovering or retrying involving logging of persistent data for recovery
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F2201/00—Indexing scheme relating to error detection, to error correction, and to monitoring
- G06F2201/87—Monitoring of transactions
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Quality & Reliability (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Debugging And Monitoring (AREA)
- Retry When Errors Occur (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 不揮発性状態メモリから、または更新後イメ
ージログから、揮発性スナップショットレコードを回復
させ、不揮発性メモリの故障によるデータ損失を防止す
ることを目的としている。 【構成】 本発明のトランザクション処理方法及び装置
では、スナップショットレコードが、揮発性状態メモリ
レコードとともに、揮発性メモリに記憶され、トランザ
クションによる揮発性状態メモリレコードの修正が、不
揮発性メモリ内の更新後イメージログに記憶され、揮発
性状態メモリレコードを回復させる。このために、揮発
性状態メモリ内の任意のレコードが揮発性メモリから不
揮発性状態メモリに書き込まれる際、まず揮発性状態メ
モリレコードの揮発性スナップショットレコードが、揮
発性スナップショットメモリから不揮発性スナップショ
ットメモリに書き込まれる。
ージログから、揮発性スナップショットレコードを回復
させ、不揮発性メモリの故障によるデータ損失を防止す
ることを目的としている。 【構成】 本発明のトランザクション処理方法及び装置
では、スナップショットレコードが、揮発性状態メモリ
レコードとともに、揮発性メモリに記憶され、トランザ
クションによる揮発性状態メモリレコードの修正が、不
揮発性メモリ内の更新後イメージログに記憶され、揮発
性状態メモリレコードを回復させる。このために、揮発
性状態メモリ内の任意のレコードが揮発性メモリから不
揮発性状態メモリに書き込まれる際、まず揮発性状態メ
モリレコードの揮発性スナップショットレコードが、揮
発性スナップショットメモリから不揮発性スナップショ
ットメモリに書き込まれる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般的にトランザクシ
ョン処理に関するものであり、特に、トランザクション
が装置の状態メモリの旧コピーを参照することのできる
トランザクション処理装置に関するものである。特に、
本発明は、各トランザクションの後に、各トランザクシ
ョンの結果が、不揮発性状態メモリに書き込まれるので
はなく、更新後イメージログに引き渡される際に、この
ようなトランザクション処理装置において、適切なリカ
バリ（回復）を保証するための方法に関するものであ
る。
ョン処理に関するものであり、特に、トランザクション
が装置の状態メモリの旧コピーを参照することのできる
トランザクション処理装置に関するものである。特に、
本発明は、各トランザクションの後に、各トランザクシ
ョンの結果が、不揮発性状態メモリに書き込まれるので
はなく、更新後イメージログに引き渡される際に、この
ようなトランザクション処理装置において、適切なリカ
バリ（回復）を保証するための方法に関するものであ
る。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータシステムでは、メモリ書き
込み動作を中断させる恐れのある部分的なシステム故障
から回復できるようにすることが望ましい。アプリケー
ションプログラムにおけるメモリ書き込み動作が、シス
テム故障時に進行する場合、メモリ記録がエラーとなる
可能性がある。部分的システム故障の後に、メモリレコ
ードの回復を可能とするために、アプリケーションプロ
グラムは、記録のバックアップコピーを不揮発性メモリ
内に保持する必要がある。コンピュータシステムが再ス
タートする際に、回復すべきメモリレコードが、バック
アップコピーと置き換えられる。
込み動作を中断させる恐れのある部分的なシステム故障
から回復できるようにすることが望ましい。アプリケー
ションプログラムにおけるメモリ書き込み動作が、シス
テム故障時に進行する場合、メモリ記録がエラーとなる
可能性がある。部分的システム故障の後に、メモリレコ
ードの回復を可能とするために、アプリケーションプロ
グラムは、記録のバックアップコピーを不揮発性メモリ
内に保持する必要がある。コンピュータシステムが再ス
タートする際に、回復すべきメモリレコードが、バック
アップコピーと置き換えられる。
【０００３】バックアップコピーの作成、及びメモリレ
コードの回復を容易にするために、一般的にオペレーテ
ィングシステムは、確立されたメモリ管理手続きセット
を具えている。このメモリ管理手続きセットは、アプリ
ケーションプログラムから呼び出され（すなわち、コー
ルされ）、”リカバリーユニット”を規定する。リカバ
リーユニットは、”START ”ステートメントと”COMMI
T”ステートメントとの間のプログラムステートメント
から成っている。”リカバリーユニット”内のすべての
ステートメントは、リカバリーユニット内でステートメ
ントによって修正されるメモリレコードが、順次の処理
で使用可能となる以前に、完成されなければならな
い。”リカバリーユニット”のステートメントは、単
一”トランザクション”で動作を指定する。部分的シス
テム故障からの回復時に、不揮発性メモリの検査を行う
ことによって、単一”トランザクション”による動作
が、すべて完了していること、又は何も完了していない
ことが明らかとなる。
コードの回復を容易にするために、一般的にオペレーテ
ィングシステムは、確立されたメモリ管理手続きセット
を具えている。このメモリ管理手続きセットは、アプリ
ケーションプログラムから呼び出され（すなわち、コー
ルされ）、”リカバリーユニット”を規定する。リカバ
リーユニットは、”START ”ステートメントと”COMMI
T”ステートメントとの間のプログラムステートメント
から成っている。”リカバリーユニット”内のすべての
ステートメントは、リカバリーユニット内でステートメ
ントによって修正されるメモリレコードが、順次の処理
で使用可能となる以前に、完成されなければならな
い。”リカバリーユニット”のステートメントは、単
一”トランザクション”で動作を指定する。部分的シス
テム故障からの回復時に、不揮発性メモリの検査を行う
ことによって、単一”トランザクション”による動作
が、すべて完了していること、又は何も完了していない
ことが明らかとなる。
【０００４】単一トランザクションによる動作は、多数
のファイルを修正することができ、これらのファイル
は、他の処理によって共有される。トランザクション終
了時にファイルは一貫したものとなっているが、トラン
ザクションの間、一時的に一貫していない場合がある。
一般的な例の場合、一方のアカウントからのファンド
（fund）を、他方のアカウントに供給している。ここ
で、第１アカウントが記入された後に、他のアカウント
が記入される。その間に、２個のアカウントが一貫しな
くなる。その理由は、２個のアカウントの合計が、２個
のアカウント内の全ファンドを示していないからであ
る。ファイルがトランザクションによって修正される際
の非一貫性のために、修正が終了するまで、他の処理が
ファイルをアクセスしないようにすることが知られてい
る。
のファイルを修正することができ、これらのファイル
は、他の処理によって共有される。トランザクション終
了時にファイルは一貫したものとなっているが、トラン
ザクションの間、一時的に一貫していない場合がある。
一般的な例の場合、一方のアカウントからのファンド
（fund）を、他方のアカウントに供給している。ここ
で、第１アカウントが記入された後に、他のアカウント
が記入される。その間に、２個のアカウントが一貫しな
くなる。その理由は、２個のアカウントの合計が、２個
のアカウント内の全ファンドを示していないからであ
る。ファイルがトランザクションによって修正される際
の非一貫性のために、修正が終了するまで、他の処理が
ファイルをアクセスしないようにすることが知られてい
る。
【０００５】一般的に、トランザクションは、第２トラ
ンザクションの実行が、第１トランザクションの結果の
引き渡し前に開始するように、トランザクション処理装
置内で分散されている。回復の容易性を保証するため
に、通常、第１トランザクション引き渡し以前に、第２
トランザクションが、第１トランザクションの任意の結
果を読み出さない様にしている。例えば、データベース
システムの場合、トランザクションは、トランザクショ
ンによって修正される任意のデータベースレコードに”
書き込みロック”を配置する。トランザクションによっ
て読み出されるデータの一貫性を保証するために、トラ
ンザクションによって読み出される任意のデータベース
レコードに”読み出しロック”も配置する。
ンザクションの実行が、第１トランザクションの結果の
引き渡し前に開始するように、トランザクション処理装
置内で分散されている。回復の容易性を保証するため
に、通常、第１トランザクション引き渡し以前に、第２
トランザクションが、第１トランザクションの任意の結
果を読み出さない様にしている。例えば、データベース
システムの場合、トランザクションは、トランザクショ
ンによって修正される任意のデータベースレコードに”
書き込みロック”を配置する。トランザクションによっ
て読み出されるデータの一貫性を保証するために、トラ
ンザクションによって読み出される任意のデータベース
レコードに”読み出しロック”も配置する。
【０００６】メモリロックを使用することによって、ト
ランザクション間の同時実行を抑制するとともに、トラ
ンザクション処理速度を低下させることとなる。ディジ
タル・イクイップメント・コーポレーションによって販
売されている”Rdb/VMS ”及び”VAX DBMS”等のシステ
ムの場合、”スナップショット”メカニズムは、読み出
しロックの必要性を排除すると共に、書き込みロックに
よって、読み出し動作のブロッキングを防止してい
る。”スナップショット”メカニズムによって、トラン
ザクションは、任意の時刻に、トランザクション開始時
に存在するデータの一貫したバージョンを得ることがで
きる。
ランザクション間の同時実行を抑制するとともに、トラ
ンザクション処理速度を低下させることとなる。ディジ
タル・イクイップメント・コーポレーションによって販
売されている”Rdb/VMS ”及び”VAX DBMS”等のシステ
ムの場合、”スナップショット”メカニズムは、読み出
しロックの必要性を排除すると共に、書き込みロックに
よって、読み出し動作のブロッキングを防止してい
る。”スナップショット”メカニズムによって、トラン
ザクションは、任意の時刻に、トランザクション開始時
に存在するデータの一貫したバージョンを得ることがで
きる。
【０００７】ディジタル・イクイップメント・コーポレ
ーションによって販売されている”Rdb/VMS ”及び”VA
X DBMS”システムの場合、”取り消しログ”に更新され
るべきレコードの”更新前イメージ”を供給するととも
に、その後更新されたデータレコードを、トランザクシ
ョン引き渡しの直前に、状態メモリに供給することによ
って、回復可能性が保証される。クラシュが発生する場
合、更新されたレコードが、”更新前イメージ”と置換
される。この更新前イメージは、”取り消しログ”から
得られ、トランザクションの影響を”取り消す”。
ーションによって販売されている”Rdb/VMS ”及び”VA
X DBMS”システムの場合、”取り消しログ”に更新され
るべきレコードの”更新前イメージ”を供給するととも
に、その後更新されたデータレコードを、トランザクシ
ョン引き渡しの直前に、状態メモリに供給することによ
って、回復可能性が保証される。クラシュが発生する場
合、更新されたレコードが、”更新前イメージ”と置換
される。この更新前イメージは、”取り消しログ”から
得られ、トランザクションの影響を”取り消す”。
【０００８】”Rdb/VMS ”及び”VAX DBMS”システム
は、”更新後イメージ記録（AfterImage Journaling
）”と称する付加的な特徴を有し、バックアップコピ
ーより回復するデータベースに、更新を”ロールフォワ
ード”する機能を提供する。記録メカニズムは、データ
ベースに対して行われる変更を再構成できる他の情報と
ともに、レコードのコピーを修正後セーブする。
は、”更新後イメージ記録（AfterImage Journaling
）”と称する付加的な特徴を有し、バックアップコピ
ーより回復するデータベースに、更新を”ロールフォワ
ード”する機能を提供する。記録メカニズムは、データ
ベースに対して行われる変更を再構成できる他の情報と
ともに、レコードのコピーを修正後セーブする。
【０００９】”Rdb/VMS ”及び”VAX DBMS”の”取り消
し”回復メカニズムは、極めて高速な回復を提供するこ
とができる。その理由は、故障トランザクションの影響
だけを取り消す必要があるに過ぎないからである。しか
し、各トランザクションの引き渡しの際に、更新レコー
ドを状態メモリに供給するのに、かなりの処理時間を要
する。システムクラシュが極めて希である安定した環境
の場合、高速回復は特に重要ではない。複数トランザク
ションに対して同一のレコードを更新するトランザクシ
ョン、及びショートで、多くのページを更新することの
できないトランザクションの場合、更新レコードを各ト
ランザクションの終了時に状態メモリに供給すること
に、かなりの処理時間が費やされる。
し”回復メカニズムは、極めて高速な回復を提供するこ
とができる。その理由は、故障トランザクションの影響
だけを取り消す必要があるに過ぎないからである。しか
し、各トランザクションの引き渡しの際に、更新レコー
ドを状態メモリに供給するのに、かなりの処理時間を要
する。システムクラシュが極めて希である安定した環境
の場合、高速回復は特に重要ではない。複数トランザク
ションに対して同一のレコードを更新するトランザクシ
ョン、及びショートで、多くのページを更新することの
できないトランザクションの場合、更新レコードを各ト
ランザクションの終了時に状態メモリに供給すること
に、かなりの処理時間が費やされる。
【００１０】
【本発明の概要】本発明は、”リドゥ（redo）”リカバ
リーメカニズムを使用し、各トランザクション後に、更
新されたレコードを状態メモリに供給しない。逆に、更
新されたレコードは、順次更新後イメージログに書き込
まれ、一定の”チェックポイント”が発生する時のみ
に、更新されたすべてのレコードが状態メモリに供給さ
れる。例えば、特定数のトランザクションの後、又は最
終チェックポイント後に所定バイト数が更新後イメージ
ログに書き込まれた後、チェックポイントが発生する。
従って、”リドゥ”回復メカニズムによって、更新され
引き渡されたレコードが、揮発性メモリ内に残存する。
システムクラシュが発生する際、不揮発性状態メモリか
ら、最終チェックポイントの際に存在する状態メモリレ
コードを読み出すとともに、更新後イメージログに記憶
されている修正を再度行うことによって、最後に引き渡
されたトランザクションの終了時に存在する揮発性状態
メモリが再構成される。例えば、修正を再度行う間に、
更新後イメージログが順次に読み出される。
リーメカニズムを使用し、各トランザクション後に、更
新されたレコードを状態メモリに供給しない。逆に、更
新されたレコードは、順次更新後イメージログに書き込
まれ、一定の”チェックポイント”が発生する時のみ
に、更新されたすべてのレコードが状態メモリに供給さ
れる。例えば、特定数のトランザクションの後、又は最
終チェックポイント後に所定バイト数が更新後イメージ
ログに書き込まれた後、チェックポイントが発生する。
従って、”リドゥ”回復メカニズムによって、更新され
引き渡されたレコードが、揮発性メモリ内に残存する。
システムクラシュが発生する際、不揮発性状態メモリか
ら、最終チェックポイントの際に存在する状態メモリレ
コードを読み出すとともに、更新後イメージログに記憶
されている修正を再度行うことによって、最後に引き渡
されたトランザクションの終了時に存在する揮発性状態
メモリが再構成される。例えば、修正を再度行う間に、
更新後イメージログが順次に読み出される。
【００１１】本発明は、特に”リドゥ”リカバリーメカ
ニズムとともに使用されるスナップショットメカニズム
に関するものである。しかし、慣用のスナップショット
メカニズムは、慣用の更新後イメージ記録メカニズムを
使用した”リドゥ”リカバリーメカニズムと調和してい
ない。慣用のスナップショットメカニズムは、各書き込
みトランザクションの引き渡し後、不揮発性メモリに、
修正状態メモリレコードの旧バージョンを書き込むもの
である。これは、修正された状態メモリレコードをチェ
ックポイントにおいてのみ不揮発性メモリに供給するこ
とに関し、”リドゥ”目的物と調和していない。択一的
に、慣用の更新後イメージ記録メカニズムを使用し、揮
発性スナップショットレコードの修正を記録しうる。し
かし、この択一的な例では、更新後イメージログのサイ
ズをほぼ２倍にしてしまい、スナップショットレコード
の修正を記録するのに更に処理時間を必要とする。
ニズムとともに使用されるスナップショットメカニズム
に関するものである。しかし、慣用のスナップショット
メカニズムは、慣用の更新後イメージ記録メカニズムを
使用した”リドゥ”リカバリーメカニズムと調和してい
ない。慣用のスナップショットメカニズムは、各書き込
みトランザクションの引き渡し後、不揮発性メモリに、
修正状態メモリレコードの旧バージョンを書き込むもの
である。これは、修正された状態メモリレコードをチェ
ックポイントにおいてのみ不揮発性メモリに供給するこ
とに関し、”リドゥ”目的物と調和していない。択一的
に、慣用の更新後イメージ記録メカニズムを使用し、揮
発性スナップショットレコードの修正を記録しうる。し
かし、この択一的な例では、更新後イメージログのサイ
ズをほぼ２倍にしてしまい、スナップショットレコード
の修正を記録するのに更に処理時間を必要とする。
【００１２】広い意味において、本発明は、ディジタル
コンピュータを作動させ、トランザクションを処理する
ための装置及び方法に関するものであり、該方法が： ａ）状態レコードを不揮発性状態メモリから読み出すと
ともに、状態レコードを揮発性状態メモリキャッシュに
書き込む工程と；ｂ）揮発性状態メモリキャッシュ内の
選択された状態レコードから、揮発性スナップショット
メモリキャッシュ内にスナップショットコピーを作成
し、揮発性状態メモリキャッシュ内の各選択状態レコー
ドから作成されるスナップショットコピーの対応セット
を、揮発性スナップショットメモリキャッシュ内に保持
し、前記揮発性メモリキャッシュ内の選択された状態レ
コードに対して、前記トランザクションによって指定さ
れた修正を行うとともに、前記トランザクションによっ
て指定された修正を、不揮発性メモリ内の更新後イメー
ジログに引き渡す工程と；ｃ）揮発性スナップショット
メモリキャッシュからスナップショットコピーを読み出
すと共に、該スナップショットコピーを不揮発性スナッ
プショットメモリに書き込み、選択された状態レコード
を揮発性状態メモリキャッシュから読み出すと共に、選
択された状態レコードを不揮発性状態メモリに書き込む
工程；とを具え、前記各選択された状態レコードが揮発
性状態メモリキャッシュから読み出されると共に、不揮
発性状態メモリに書き込まれる以前に、各選択された状
態レコードのスナップショットコピーに対応するセット
が、揮発性スナップショットメモリキャッシュから読み
出されると共に、不揮発性スナップショットメモリに書
き込まれることを特徴とする。
コンピュータを作動させ、トランザクションを処理する
ための装置及び方法に関するものであり、該方法が： ａ）状態レコードを不揮発性状態メモリから読み出すと
ともに、状態レコードを揮発性状態メモリキャッシュに
書き込む工程と；ｂ）揮発性状態メモリキャッシュ内の
選択された状態レコードから、揮発性スナップショット
メモリキャッシュ内にスナップショットコピーを作成
し、揮発性状態メモリキャッシュ内の各選択状態レコー
ドから作成されるスナップショットコピーの対応セット
を、揮発性スナップショットメモリキャッシュ内に保持
し、前記揮発性メモリキャッシュ内の選択された状態レ
コードに対して、前記トランザクションによって指定さ
れた修正を行うとともに、前記トランザクションによっ
て指定された修正を、不揮発性メモリ内の更新後イメー
ジログに引き渡す工程と；ｃ）揮発性スナップショット
メモリキャッシュからスナップショットコピーを読み出
すと共に、該スナップショットコピーを不揮発性スナッ
プショットメモリに書き込み、選択された状態レコード
を揮発性状態メモリキャッシュから読み出すと共に、選
択された状態レコードを不揮発性状態メモリに書き込む
工程；とを具え、前記各選択された状態レコードが揮発
性状態メモリキャッシュから読み出されると共に、不揮
発性状態メモリに書き込まれる以前に、各選択された状
態レコードのスナップショットコピーに対応するセット
が、揮発性スナップショットメモリキャッシュから読み
出されると共に、不揮発性スナップショットメモリに書
き込まれることを特徴とする。
【００１３】本発明では、スナップショットレコード
が、揮発性状態メモリレコードとともに、揮発性メモリ
内に記憶され、トランザクションによる揮発性状態メモ
リレコードの修正が、揮発性状態メモリレコード回復の
ために、不揮発性メモリ内の更新後イメージログ内に記
録される。しかし、揮発性メモリ内のスナップショット
レコードの回復のために、揮発性状態メモリ内のいづれ
か１個のレコードが、揮発性メモリから不揮発性状態メ
モリに書き込まれる場合、前記いづれか１個の揮発性状
態メモリのレコードに相当する揮発性スナップショット
レコードのセットが、まず揮発性スナップショットメモ
リから不揮発性スナップショットメモリに書き込まれ
る。バッファプールフラッシイングをこのように定める
ことによって、不揮発性状態メモリから、又は更新後イ
メージログ内の修正から、揮発性スナップショットレコ
ードを回復させることができる。
が、揮発性状態メモリレコードとともに、揮発性メモリ
内に記憶され、トランザクションによる揮発性状態メモ
リレコードの修正が、揮発性状態メモリレコード回復の
ために、不揮発性メモリ内の更新後イメージログ内に記
録される。しかし、揮発性メモリ内のスナップショット
レコードの回復のために、揮発性状態メモリ内のいづれ
か１個のレコードが、揮発性メモリから不揮発性状態メ
モリに書き込まれる場合、前記いづれか１個の揮発性状
態メモリのレコードに相当する揮発性スナップショット
レコードのセットが、まず揮発性スナップショットメモ
リから不揮発性スナップショットメモリに書き込まれ
る。バッファプールフラッシイングをこのように定める
ことによって、不揮発性状態メモリから、又は更新後イ
メージログ内の修正から、揮発性スナップショットレコ
ードを回復させることができる。
【００１４】以下の例は、バッファプールフラッシイン
グを定めることによって、スナップショットレコードを
回復させることができることを示している。トランザク
ションが揮発性状態メモリレコードＸを更新したものと
仮定すると、旧揮発性状態メモリレコードが、スナップ
ショットレコードＸn として、揮発性スナップショット
メモリに供給され、その後、トランザクションが引き渡
され、新状態メモリレコードＸが更新後イメージログに
記録される。一方で、レコードＸの対応する揮発性スナ
ップショットバージョンが、不揮発性スナップショット
メモリに供給されずに、更新された揮発性状態メモリレ
コードが、不揮発性状態メモリに供給され（レコードＸ
の供給を更新後イメージログファイルに記録し）、その
後、システムがクラシュするものと仮定する。（例え
ば、供給が、揮発性メモリのバッファプールが一杯にな
ることに応答して、又はレコードＸを必要とする他の処
理に応答して行われる。）この場合、レコードＸの更新
を、既に不揮発性状態メモリ内で行い、レコードＸの供
給を更新後イメージログファイルに記録し、このレコー
ドＸの更新が、不揮発性状態メモリから得られるように
している。しかし、スナップショットレコードＸn を回
復させることはできないと思われる。スナップショット
レコードＸn は、不揮発性スナップショットメモリに供
給されず、不揮発性状態メモリ内に存在しないものと思
われる。その理由は、レコードＸの任意の前のバージョ
ンが、更新されたレコードＸの不揮発性状態メモリへの
供給によって、オーバーライトされると思われるからで
ある。他方、スナップショットレコードＸn を含む、レ
コードＸのすべての対応不揮発性スナップショットバー
ジョンが、不揮発性スナップショットメモリに書き込ま
れ、その後、更新されたレコードＸが、不揮発性メモリ
に供給され、再び、トランザクションが引き渡され、そ
の後システムがクラシュするものと仮定する。この場
合、スナップショットレコードＸn を含むレコードＸの
対応スナップショットバージョンのすべてが、不揮発性
メモリ内で検出されるものと思われる。
グを定めることによって、スナップショットレコードを
回復させることができることを示している。トランザク
ションが揮発性状態メモリレコードＸを更新したものと
仮定すると、旧揮発性状態メモリレコードが、スナップ
ショットレコードＸn として、揮発性スナップショット
メモリに供給され、その後、トランザクションが引き渡
され、新状態メモリレコードＸが更新後イメージログに
記録される。一方で、レコードＸの対応する揮発性スナ
ップショットバージョンが、不揮発性スナップショット
メモリに供給されずに、更新された揮発性状態メモリレ
コードが、不揮発性状態メモリに供給され（レコードＸ
の供給を更新後イメージログファイルに記録し）、その
後、システムがクラシュするものと仮定する。（例え
ば、供給が、揮発性メモリのバッファプールが一杯にな
ることに応答して、又はレコードＸを必要とする他の処
理に応答して行われる。）この場合、レコードＸの更新
を、既に不揮発性状態メモリ内で行い、レコードＸの供
給を更新後イメージログファイルに記録し、このレコー
ドＸの更新が、不揮発性状態メモリから得られるように
している。しかし、スナップショットレコードＸn を回
復させることはできないと思われる。スナップショット
レコードＸn は、不揮発性スナップショットメモリに供
給されず、不揮発性状態メモリ内に存在しないものと思
われる。その理由は、レコードＸの任意の前のバージョ
ンが、更新されたレコードＸの不揮発性状態メモリへの
供給によって、オーバーライトされると思われるからで
ある。他方、スナップショットレコードＸn を含む、レ
コードＸのすべての対応不揮発性スナップショットバー
ジョンが、不揮発性スナップショットメモリに書き込ま
れ、その後、更新されたレコードＸが、不揮発性メモリ
に供給され、再び、トランザクションが引き渡され、そ
の後システムがクラシュするものと仮定する。この場
合、スナップショットレコードＸn を含むレコードＸの
対応スナップショットバージョンのすべてが、不揮発性
メモリ内で検出されるものと思われる。
【００１５】通常の場合、不揮発性状態メモリレコード
Ｘ及びスナップショットレコードＸ n は、システムクラ
シュ発生時に、揮発性メモリ内に供給されていない。こ
の場合、トランザクションが、揮発性状態メモリレコー
ドＸを更新し、旧揮発性状態メモリレコードを、スナッ
プショットレコードＸn として、揮発性スナップショッ
トメモリに記録し、その後、トランザクションが引き渡
され、新状態メモリレコードＸが、更新後イメージログ
に記録され、その後、システムクラシュが発生したもの
と仮定する。この場合、状態メモリ及びスナップショッ
トメモリは、更新後イメージログに記録されている修正
を再度行うことによって、再記録される。更新後イメー
ジログを読み出している間、例えば、状態メモリレコー
ドＸは、メモリレコードＸの最新修正Ｘに到達する際に
再記録されるが、不揮発性状態メモリレコード内の状態
メモリレコードＸの旧バージョンは、まずスナップショ
ットレコードＸに再記録される。
Ｘ及びスナップショットレコードＸ n は、システムクラ
シュ発生時に、揮発性メモリ内に供給されていない。こ
の場合、トランザクションが、揮発性状態メモリレコー
ドＸを更新し、旧揮発性状態メモリレコードを、スナッ
プショットレコードＸn として、揮発性スナップショッ
トメモリに記録し、その後、トランザクションが引き渡
され、新状態メモリレコードＸが、更新後イメージログ
に記録され、その後、システムクラシュが発生したもの
と仮定する。この場合、状態メモリ及びスナップショッ
トメモリは、更新後イメージログに記録されている修正
を再度行うことによって、再記録される。更新後イメー
ジログを読み出している間、例えば、状態メモリレコー
ドＸは、メモリレコードＸの最新修正Ｘに到達する際に
再記録されるが、不揮発性状態メモリレコード内の状態
メモリレコードＸの旧バージョンは、まずスナップショ
ットレコードＸに再記録される。
【００１６】
【実施例】図１は、トランザクション処理用に構成され
たディジタルコンピュータの一般的な設計20を示すブロ
ック図である。このディジタルコンピュータ20は、プロ
グラムされたインストラクション実行用の中央処理ユニ
ット21と；インストラクション又はデータ保持用の揮発
性ランダムアクセスメモリ22と；ハードディスクドライ
ブ等の不揮発性メモリ23と；入力／出力ユニット24とを
具えている。不揮発性メモリ23は、プログラムを記憶す
るためのプログラムメモリ24を具えている。一般的に、
ディジタルコンピュータ20は、プログラムメモリ25から
揮発性ランダムアクセスメモリ22に送られるプログラム
を実行する。
たディジタルコンピュータの一般的な設計20を示すブロ
ック図である。このディジタルコンピュータ20は、プロ
グラムされたインストラクション実行用の中央処理ユニ
ット21と；インストラクション又はデータ保持用の揮発
性ランダムアクセスメモリ22と；ハードディスクドライ
ブ等の不揮発性メモリ23と；入力／出力ユニット24とを
具えている。不揮発性メモリ23は、プログラムを記憶す
るためのプログラムメモリ24を具えている。一般的に、
ディジタルコンピュータ20は、プログラムメモリ25から
揮発性ランダムアクセスメモリ22に送られるプログラム
を実行する。
【００１７】ディジタルコンピュータ20に関連する共通
の問題点は、中央処理ユニットによるインストラクショ
ンの実行が、ハードウェアの故障、ソフトウェアエラー
又は電力故障によって中断する可能性があるということ
である。例えば、電力故障によって、揮発性ランダムア
クセスメモリ22に記憶されているデータ及びプログラム
が失われてしまう場合がある。電力故障による揮発性ラ
ンダムアクセスメモリ22のデータ損失に関する問題は、
不揮発性メモリ23にデータのバックアップコピーを記憶
することによって解決される。しかしながら、バックア
ップコピーは、不揮発性メモリ23への書き込み動作に故
障が生じる可能性があることを考慮すべきである。
の問題点は、中央処理ユニットによるインストラクショ
ンの実行が、ハードウェアの故障、ソフトウェアエラー
又は電力故障によって中断する可能性があるということ
である。例えば、電力故障によって、揮発性ランダムア
クセスメモリ22に記憶されているデータ及びプログラム
が失われてしまう場合がある。電力故障による揮発性ラ
ンダムアクセスメモリ22のデータ損失に関する問題は、
不揮発性メモリ23にデータのバックアップコピーを記憶
することによって解決される。しかしながら、バックア
ップコピーは、不揮発性メモリ23への書き込み動作に故
障が生じる可能性があることを考慮すべきである。
【００１８】不揮発性メモリへの書き込み時に生じ得る
故障による問題を処理するために、”トランザクション
処理”と称するプログラミング方法が確立された。こ
の”トランザクション処理”は、故障が存在する場合
に、不揮発性メモリ（以下、”状態メモリ”26と称す
る）の一部分がトランザクションの影響を受けず、トラ
ンザクションの結果によって適切に更新されることを保
証することである。トランザクション処理とは、トラン
ザクションの結果が状態メモリに書き込まれる以前に、
（ログファイル27,28 の一方に）バックアップコピーを
作成する技術に基づくものである。
故障による問題を処理するために、”トランザクション
処理”と称するプログラミング方法が確立された。こ
の”トランザクション処理”は、故障が存在する場合
に、不揮発性メモリ（以下、”状態メモリ”26と称す
る）の一部分がトランザクションの影響を受けず、トラ
ンザクションの結果によって適切に更新されることを保
証することである。トランザクション処理とは、トラン
ザクションの結果が状態メモリに書き込まれる以前に、
（ログファイル27,28 の一方に）バックアップコピーを
作成する技術に基づくものである。
【００１９】一定のアドレス指定可能データユニット
（ここで”レコード”と称する）が、不揮発性メモリに
書き込まれ、不揮発性メモリから読み出されるものと仮
定する。更に、ログファイル27,28 は、ログファイルへ
のレコードの書き込み動作が電力故障などの故障によっ
て中断する際に、ログファイルが、その元の状態、又は
ログファイルに適切に書き込まれるレコードの正しいコ
ピーを有している状態にあることが検出されるよう
に、”アトミック”方式で更新されるものと仮定する。
この最小単位の条件は、多くのコンピュータのオペレー
ティングシステム及び不揮発性メモリによって保証され
る。更に、オペレーティングシステム及び不揮発性メモ
リが不揮発性メモリへの書き込み動作の最小単位を保証
できない（幾つかのさほど高価でない”パーソナル”コ
ンピュータ等の）コンピュータの場合、よく知られてい
るプロトコルを使用し、書き込み動作の最小単位を保証
することができる。このプロトコルでは、まずレコード
が不揮発性メモリのバックアップ領域に書き込まれ、次
にスイッチを不揮発性メモリにセットし、その後、前記
レコードが不揮発性メモリの所望の位置に書き込まれ、
最終的に、前記スイッチが不揮発性メモリ内でクリアさ
れる。故障からの回復時に、不揮発性メモリからスイッ
チが読み出され、スイッチがセットされたことが確認さ
れると、不揮発性メモリのバックアップ領域から、不揮
発性メモリの所望の位置にレコードをコピーし、その
後、スイッチが不揮発性メモリにおいてクリアされる。
（ここで”レコード”と称する）が、不揮発性メモリに
書き込まれ、不揮発性メモリから読み出されるものと仮
定する。更に、ログファイル27,28 は、ログファイルへ
のレコードの書き込み動作が電力故障などの故障によっ
て中断する際に、ログファイルが、その元の状態、又は
ログファイルに適切に書き込まれるレコードの正しいコ
ピーを有している状態にあることが検出されるよう
に、”アトミック”方式で更新されるものと仮定する。
この最小単位の条件は、多くのコンピュータのオペレー
ティングシステム及び不揮発性メモリによって保証され
る。更に、オペレーティングシステム及び不揮発性メモ
リが不揮発性メモリへの書き込み動作の最小単位を保証
できない（幾つかのさほど高価でない”パーソナル”コ
ンピュータ等の）コンピュータの場合、よく知られてい
るプロトコルを使用し、書き込み動作の最小単位を保証
することができる。このプロトコルでは、まずレコード
が不揮発性メモリのバックアップ領域に書き込まれ、次
にスイッチを不揮発性メモリにセットし、その後、前記
レコードが不揮発性メモリの所望の位置に書き込まれ、
最終的に、前記スイッチが不揮発性メモリ内でクリアさ
れる。故障からの回復時に、不揮発性メモリからスイッ
チが読み出され、スイッチがセットされたことが確認さ
れると、不揮発性メモリのバックアップ領域から、不揮
発性メモリの所望の位置にレコードをコピーし、その
後、スイッチが不揮発性メモリにおいてクリアされる。
【００２０】故障後、ログファイルの終了を検出できる
ものと仮定する。このことは、ログが更新される毎に、
ログファイルヘッダーでエンド・オブ・ファイル・ポイ
ンタを更新することによって行われる。しかしながら、
ログファイルの終わりにタグを付し、ログが更新される
たび毎に、ログファイルヘッダーを更新する必要なくし
て、クイックサーチによってログファイルの終了を検出
できることが好ましい。各ビット毎に、例えばログファ
イルを始めに論理値１にセットし、サーチの間に論理値
１の列が検出される際に、ファイルの終了を検出できる
ようにする。
ものと仮定する。このことは、ログが更新される毎に、
ログファイルヘッダーでエンド・オブ・ファイル・ポイ
ンタを更新することによって行われる。しかしながら、
ログファイルの終わりにタグを付し、ログが更新される
たび毎に、ログファイルヘッダーを更新する必要なくし
て、クイックサーチによってログファイルの終了を検出
できることが好ましい。各ビット毎に、例えばログファ
イルを始めに論理値１にセットし、サーチの間に論理値
１の列が検出される際に、ファイルの終了を検出できる
ようにする。
【００２１】トランザクションが状態メモリ26の読みだ
しを指定する際、常に、不揮発性状態メモリ26が読み出
される。しかし、ハード磁気ディスク等の慣用の不揮発
性メモリのアクセス時間は、ダイナミックランダムアク
セスメモリ等の慣用の揮発性メモリ22のアクセス時間と
比較して極めて長い。したがって一般的には、状態メモ
リレコードのコピーを、揮発性メモリ22の状態メモリキ
ャッシュ29に記憶する。ハッシュテーブルインデックス
30において、状態メモリキャッシュ29に現在存在する状
態メモリレコードのコピーに、インデックスを付す。メ
モリアクセス動作の間のハッシュテーブルインデックス
の使用に関しては、以下で図４及び図５を参照して更に
説明する。
しを指定する際、常に、不揮発性状態メモリ26が読み出
される。しかし、ハード磁気ディスク等の慣用の不揮発
性メモリのアクセス時間は、ダイナミックランダムアク
セスメモリ等の慣用の揮発性メモリ22のアクセス時間と
比較して極めて長い。したがって一般的には、状態メモ
リレコードのコピーを、揮発性メモリ22の状態メモリキ
ャッシュ29に記憶する。ハッシュテーブルインデックス
30において、状態メモリキャッシュ29に現在存在する状
態メモリレコードのコピーに、インデックスを付す。メ
モリアクセス動作の間のハッシュテーブルインデックス
の使用に関しては、以下で図４及び図５を参照して更に
説明する。
【００２２】ディジタルコンピュータ20においては、一
般的に、第１トランザクションの結果が引き渡される以
前に、第２トランザクションの実行が開始されるよう
に、トランザクション処理を分散させる。一般的に、ト
ランザクションに関する動作のスケジューリングは、ト
ランザクションの列を処理するマルチタスキング又はマ
ルチプロセッシングのオペレーティングシステムプログ
ラムによって実行される。このようなシステムの場合、
列の先頭のトランザクションを所定の優先的なものと
し、この列の先頭のトランザクションは、入力／出力動
作又は不揮発性メモリへのメモリアクセス動作の終了を
待たなければならない場合以外処理される。この場合、
優先権を有しているトランザクションは、オペレーティ
ングシステムに実行を戻すことができ、オペレーティン
グシステムは、優先権を有している次のトランザクショ
ンに実行を移すことができる。しかし、入力／出力又は
メモリアクセス動作の終了時に、入力／出力又はメモリ
割り込みが発生し、割り込み処理ルーチンによって実行
が中断され、オペレーティングシステムに実行が戻る。
次に、オペレーティングシステムは、入力／出力又はメ
モリアクセス動作の終了を待っているトランザクション
列の先頭で実行をトランザクションに移す。このように
して、コンピュータ20のリソースを更に効率的に使用す
ることができる。マルチタスキング及びマルチプロセッ
シングオペレーティングシステムが、従来よりよく知ら
れたものであり、主なコンピュータメーカーより商業的
に入手可能であるため、コンピュータ20のオペレーティ
ングシステムプログラムに関してのこれ以上詳細な説明
は省略する。
般的に、第１トランザクションの結果が引き渡される以
前に、第２トランザクションの実行が開始されるよう
に、トランザクション処理を分散させる。一般的に、ト
ランザクションに関する動作のスケジューリングは、ト
ランザクションの列を処理するマルチタスキング又はマ
ルチプロセッシングのオペレーティングシステムプログ
ラムによって実行される。このようなシステムの場合、
列の先頭のトランザクションを所定の優先的なものと
し、この列の先頭のトランザクションは、入力／出力動
作又は不揮発性メモリへのメモリアクセス動作の終了を
待たなければならない場合以外処理される。この場合、
優先権を有しているトランザクションは、オペレーティ
ングシステムに実行を戻すことができ、オペレーティン
グシステムは、優先権を有している次のトランザクショ
ンに実行を移すことができる。しかし、入力／出力又は
メモリアクセス動作の終了時に、入力／出力又はメモリ
割り込みが発生し、割り込み処理ルーチンによって実行
が中断され、オペレーティングシステムに実行が戻る。
次に、オペレーティングシステムは、入力／出力又はメ
モリアクセス動作の終了を待っているトランザクション
列の先頭で実行をトランザクションに移す。このように
して、コンピュータ20のリソースを更に効率的に使用す
ることができる。マルチタスキング及びマルチプロセッ
シングオペレーティングシステムが、従来よりよく知ら
れたものであり、主なコンピュータメーカーより商業的
に入手可能であるため、コンピュータ20のオペレーティ
ングシステムプログラムに関してのこれ以上詳細な説明
は省略する。
【００２３】第１トランザクションの引き渡し以前に、
第２トランザクションが開始してしまう場合の容易な回
復を保証するために、通常、第１トランザクションの引
き渡し以前に、第２トランザクションは、第１トランザ
クションの任意の結果を読み出すことができない。例え
ば、コンピュータ20において、トランザクションは、”
書き込みロック”を、トランザクションによって修正さ
れる状態メモリレコードに配置する。これについての説
明は、以下で図６を参照して行う。これら”書き込みロ
ック”は、トランザクションが引き渡される際に除去さ
れる。これについての説明は、以下で図２を参照して行
う。
第２トランザクションが開始してしまう場合の容易な回
復を保証するために、通常、第１トランザクションの引
き渡し以前に、第２トランザクションは、第１トランザ
クションの任意の結果を読み出すことができない。例え
ば、コンピュータ20において、トランザクションは、”
書き込みロック”を、トランザクションによって修正さ
れる状態メモリレコードに配置する。これについての説
明は、以下で図６を参照して行う。これら”書き込みロ
ック”は、トランザクションが引き渡される際に除去さ
れる。これについての説明は、以下で図２を参照して行
う。
【００２４】トランザクションによって読み出されるデ
ータの一貫性を保証するために、トランザクション
は、”読み出しロック”を、トランザクションによって
読み出される任意の状態メモリレコードに設けることが
できる。しかし、メモリロックの使用によって、トラン
ザクション間の同時進行が抑制され、トランザクション
の処理速度が減少する。したがって、システム20は、既
知の”スナップショット”メカニズムを使用して、読み
出しロックの必要性を排除すると共に、書き込みロック
による読みだし動作の障害を除去することができる。”
スナップショット”メカニズムによって、トランザクシ
ョンは、トランザクション開始時刻に存在する任意の状
態メモリレコードの一貫したバージョンを、任意の時刻
に読み出すことができる。図３及び図４を参照して以下
に更に説明するように、特定の状態メモリレコードの一
貫したバージョンを、状態メモリ26,29 、又は”スナッ
プショット”メモリ31，32のいづれかより読み出す。
ータの一貫性を保証するために、トランザクション
は、”読み出しロック”を、トランザクションによって
読み出される任意の状態メモリレコードに設けることが
できる。しかし、メモリロックの使用によって、トラン
ザクション間の同時進行が抑制され、トランザクション
の処理速度が減少する。したがって、システム20は、既
知の”スナップショット”メカニズムを使用して、読み
出しロックの必要性を排除すると共に、書き込みロック
による読みだし動作の障害を除去することができる。”
スナップショット”メカニズムによって、トランザクシ
ョンは、トランザクション開始時刻に存在する任意の状
態メモリレコードの一貫したバージョンを、任意の時刻
に読み出すことができる。図３及び図４を参照して以下
に更に説明するように、特定の状態メモリレコードの一
貫したバージョンを、状態メモリ26,29 、又は”スナッ
プショット”メモリ31，32のいづれかより読み出す。
【００２５】スナップショットメモリ31,32 は、図２の
フローチャートにて示す”取り消し”回復手続きと共
に、既知のトランザクション処理装置において使用され
る。コンピュータ（図１の参照番号20）をオンすると、
例えば電力故障の後、第１ステップ40において、中央処
理装置（図１の参照番号21）による実行が開始される。
ステップ40において、状態メモリキャッシュ及びスナッ
プショットメモリキャッシュが（図３の”ハッシュテー
ブル”インデックス30をクリアすることによって）クリ
アされる。次に、ステップ41において、中央処理装置21
は、更新前イメージログファイル（図１の参照番号27）
を読み出し、故障したトランザクション（故障がトラン
ザクション処理を中断した時刻に、開始しているもの
の、未だ引き渡されていないトランザクション）の更新
を取り消す。特に、更新前イメージログファイルの終了
が検出されると、更新前イメージログファイルを時系列
とは逆に読みだし、更新されたレコードの更新前イメー
ジが、不揮発性状態メモリ（図２の参照番号26）にコピ
ーされる。
フローチャートにて示す”取り消し”回復手続きと共
に、既知のトランザクション処理装置において使用され
る。コンピュータ（図１の参照番号20）をオンすると、
例えば電力故障の後、第１ステップ40において、中央処
理装置（図１の参照番号21）による実行が開始される。
ステップ40において、状態メモリキャッシュ及びスナッ
プショットメモリキャッシュが（図３の”ハッシュテー
ブル”インデックス30をクリアすることによって）クリ
アされる。次に、ステップ41において、中央処理装置21
は、更新前イメージログファイル（図１の参照番号27）
を読み出し、故障したトランザクション（故障がトラン
ザクション処理を中断した時刻に、開始しているもの
の、未だ引き渡されていないトランザクション）の更新
を取り消す。特に、更新前イメージログファイルの終了
が検出されると、更新前イメージログファイルを時系列
とは逆に読みだし、更新されたレコードの更新前イメー
ジが、不揮発性状態メモリ（図２の参照番号26）にコピ
ーされる。
【００２６】同一の更新前イメージログファイルに、多
数の種々のトランザクションの更新前イメージを記憶す
ることができる。この場合、例えば、更新されたレコー
ドの更新前イメージが、”コミット（引き渡し）（comm
it）”レコードが検出されるまで、不揮発性状態メモリ
にコピーされる。コミットレコードは、例えば、引き渡
されたトランザクションを識別し、このとき引き渡され
ていないトランザクションの”アクティブ”リストも具
えている。このリストはセーブされ、更新前イメージフ
ァイルを時系列とは逆に読み出し続け、引き渡されてい
ないトランザクションの更新のみを、不揮発性状態メモ
リにコピーする必要がある。更に、トランザクションの
開始は、”開始トランザクション”レコードによって更
新前イメージログに記録される。更新前イメージログ
の”開始トランザクション”レコードに到達すると、準
備開始のためのトランザクションが、”アクティブ”リ
スト中から除去され、”アクティブ”リストが空となる
時に、ステップ41が終了する。
数の種々のトランザクションの更新前イメージを記憶す
ることができる。この場合、例えば、更新されたレコー
ドの更新前イメージが、”コミット（引き渡し）（comm
it）”レコードが検出されるまで、不揮発性状態メモリ
にコピーされる。コミットレコードは、例えば、引き渡
されたトランザクションを識別し、このとき引き渡され
ていないトランザクションの”アクティブ”リストも具
えている。このリストはセーブされ、更新前イメージフ
ァイルを時系列とは逆に読み出し続け、引き渡されてい
ないトランザクションの更新のみを、不揮発性状態メモ
リにコピーする必要がある。更に、トランザクションの
開始は、”開始トランザクション”レコードによって更
新前イメージログに記録される。更新前イメージログ
の”開始トランザクション”レコードに到達すると、準
備開始のためのトランザクションが、”アクティブ”リ
スト中から除去され、”アクティブ”リストが空となる
時に、ステップ41が終了する。
【００２７】しかし、独立更新前イメージファイルが、
マルチプロセッシングシステムにおける各処理に割り当
てられ、各処理のためのファイルが、現在のプロセスの
アクティブトランザクション用の更新前イメージを具え
ている。トランザクションの引き渡し後、更新前イメー
ジのそのログは、もはや必要ではなく、更新前イメージ
ログファイルは、次のプロセストランザクションによる
再使用のために切り捨てられる。”コミットレコード”
は必要ではない。その理由は、ファイルが他のトランザ
クションによって再使用されるまで、更新前イメージロ
グファイルが空のままだからである。このことによっ
て、マルチプロセッシングシステムにおいて故障してい
る単一プロセスを回復させることができる。この場合、
故障しているプロセス用の全更新前イメージログファイ
ルが後方に走査され、故障したプロセスの故障トランザ
クションの影響を取り消す。電力故障の場合のすべての
中断プロセスからの回復を行うために、オペレーティン
グシステムは、不揮発性メモリ内にアクティブプロセス
のリストを保持している。したがって、電力故障からの
回復時に、アクティブであったプロセスのリストをアク
セスし、中断したプロセスを検出し、その後、各中断し
たプロセスの更新前イメージログファイルを走査し、各
故障トランザクションの影響を取り消す。
マルチプロセッシングシステムにおける各処理に割り当
てられ、各処理のためのファイルが、現在のプロセスの
アクティブトランザクション用の更新前イメージを具え
ている。トランザクションの引き渡し後、更新前イメー
ジのそのログは、もはや必要ではなく、更新前イメージ
ログファイルは、次のプロセストランザクションによる
再使用のために切り捨てられる。”コミットレコード”
は必要ではない。その理由は、ファイルが他のトランザ
クションによって再使用されるまで、更新前イメージロ
グファイルが空のままだからである。このことによっ
て、マルチプロセッシングシステムにおいて故障してい
る単一プロセスを回復させることができる。この場合、
故障しているプロセス用の全更新前イメージログファイ
ルが後方に走査され、故障したプロセスの故障トランザ
クションの影響を取り消す。電力故障の場合のすべての
中断プロセスからの回復を行うために、オペレーティン
グシステムは、不揮発性メモリ内にアクティブプロセス
のリストを保持している。したがって、電力故障からの
回復時に、アクティブであったプロセスのリストをアク
セスし、中断したプロセスを検出し、その後、各中断し
たプロセスの更新前イメージログファイルを走査し、各
故障トランザクションの影響を取り消す。
【００２８】不揮発性メモリが再記録されると、ステッ
プ42において、トランザクション処理が再開される。ス
テップ42において、選択されたトランザクションＴx 用
の”開始”レコードが、更新前イメージログに書き込ま
れる。ステップ43において、レコードは、不揮発性状態
メモリ（図１の参照番号26）から読み出され、揮発性状
態メモリ（図１の参照番号29）に送られる。次にステッ
プ44において、トランザクションによって修正されるべ
き揮発性状態メモリ内のレコードが、”更新前イメー
ジ”ログに書き込まれ、ステップ45において、修正され
るべきレコードも、揮発性スナップショットメモリキャ
ッシュ（図１の参照番号32）に書き込まれる。これにつ
いては、以下に図４を参照して更に説明する。次に、ス
テップ46において、レコードはロックされ、その後トラ
ンザクションの結果に従って修正される。しかし、（デ
ィジタル・イクイップメント・コーポレーションによっ
て販売されているVMS オペレーティングシステム等の）
マルチプロセッシングオペレーティングシステムは一般
的に、独立ハッシュインデックステーブルを保持する”
ロック・マネジャー”を、ロックのキャッシュに設けて
いる。この場合、ステップ43において、レコードが取り
込まれる以前に、ロックのキャッシュにインデックスを
付し、レコードが既にロックされているか否かを判定す
ると共に、更新されるべきフリーレコードをロックす
る。マルチプロセッシングシステムにおけるこのような
ロック・マネジャーは、スケジューリングを簡易化する
のに望ましい。
プ42において、トランザクション処理が再開される。ス
テップ42において、選択されたトランザクションＴx 用
の”開始”レコードが、更新前イメージログに書き込ま
れる。ステップ43において、レコードは、不揮発性状態
メモリ（図１の参照番号26）から読み出され、揮発性状
態メモリ（図１の参照番号29）に送られる。次にステッ
プ44において、トランザクションによって修正されるべ
き揮発性状態メモリ内のレコードが、”更新前イメー
ジ”ログに書き込まれ、ステップ45において、修正され
るべきレコードも、揮発性スナップショットメモリキャ
ッシュ（図１の参照番号32）に書き込まれる。これにつ
いては、以下に図４を参照して更に説明する。次に、ス
テップ46において、レコードはロックされ、その後トラ
ンザクションの結果に従って修正される。しかし、（デ
ィジタル・イクイップメント・コーポレーションによっ
て販売されているVMS オペレーティングシステム等の）
マルチプロセッシングオペレーティングシステムは一般
的に、独立ハッシュインデックステーブルを保持する”
ロック・マネジャー”を、ロックのキャッシュに設けて
いる。この場合、ステップ43において、レコードが取り
込まれる以前に、ロックのキャッシュにインデックスを
付し、レコードが既にロックされているか否かを判定す
ると共に、更新されるべきフリーレコードをロックす
る。マルチプロセッシングシステムにおけるこのような
ロック・マネジャーは、スケジューリングを簡易化する
のに望ましい。
【００２９】このような修正の多くは、更新後イメージ
ログに記録され、不揮発性メモリレコードとされ、ステ
ップ47に示すように、その他の多数のトランザクション
については、トランザクションＴy が引き渡し可能とな
るまで行われる。その後、ステップ48において、Ｔy に
よって修正されるレコードのロックがリリースされ、ス
テップ49において、Ｔy によって修正されるレコード
が、不揮発性状態メモリ28に書き込まれる。最終的に、
ステップ50において、単一の更新前イメージログが使用
される場合には、”コミットＴy ”レコードが、更新前
イメージログに書き込まれる。独立の更新前ログファイ
ルが各プロセスに使用される好適な場合には、Ｔy トラ
ンザクション処理用の更新前イメージログファイルが切
り捨てられる。ステップ45において、その他のトランザ
クションの処理が継続される。
ログに記録され、不揮発性メモリレコードとされ、ステ
ップ47に示すように、その他の多数のトランザクション
については、トランザクションＴy が引き渡し可能とな
るまで行われる。その後、ステップ48において、Ｔy に
よって修正されるレコードのロックがリリースされ、ス
テップ49において、Ｔy によって修正されるレコード
が、不揮発性状態メモリ28に書き込まれる。最終的に、
ステップ50において、単一の更新前イメージログが使用
される場合には、”コミットＴy ”レコードが、更新前
イメージログに書き込まれる。独立の更新前ログファイ
ルが各プロセスに使用される好適な場合には、Ｔy トラ
ンザクション処理用の更新前イメージログファイルが切
り捨てられる。ステップ45において、その他のトランザ
クションの処理が継続される。
【００３０】図２は、多数のトランザクションの中の幾
つかのコミット以前に、多数のトランザクションが開始
する場合を示す図である。この場合、オペレーティング
システムプログラムは、トランザクション処理のステッ
プ43,44,45及び46の間に、複数のトランザクションの間
での実行においてタイムシェアしている。ステップ46に
おいて、トランザクションは、”書き込みロック”を、
一貫した方法で修正される必要のあるレコード群に配置
し、他のトランザクションがこれらのレコード群に書き
込みを行うことを防止すると共に、他のトランザクショ
ンが一貫していないレコードを読み出すことを防止して
いる。更に、図２に示す比較的簡単な回復計画が、この
ような分散したトランザクション環境の中で作動し得る
ように、トランザクションによって課される書き込みロ
ックは、トランザクションが引き渡されるステップ48ま
で、リリースされない。
つかのコミット以前に、多数のトランザクションが開始
する場合を示す図である。この場合、オペレーティング
システムプログラムは、トランザクション処理のステッ
プ43,44,45及び46の間に、複数のトランザクションの間
での実行においてタイムシェアしている。ステップ46に
おいて、トランザクションは、”書き込みロック”を、
一貫した方法で修正される必要のあるレコード群に配置
し、他のトランザクションがこれらのレコード群に書き
込みを行うことを防止すると共に、他のトランザクショ
ンが一貫していないレコードを読み出すことを防止して
いる。更に、図２に示す比較的簡単な回復計画が、この
ような分散したトランザクション環境の中で作動し得る
ように、トランザクションによって課される書き込みロ
ックは、トランザクションが引き渡されるステップ48ま
で、リリースされない。
【００３１】図２の”取り消し”回復計画を使用してい
る装置において、トランザクションが書き込みロックさ
れているレコードからデータを読み出す必要がある場合
に、トランザクションが停止することを防止するため
に、スナップショット回復メカニズムを用いることが知
られている。このメカニズムは、任意のトランザクショ
ンが、任意の時刻に、トランザクション処理開始時刻に
存在する任意のレコードのバージョンを得られることを
保証するために、レコードの”更新前イメージ”の十分
な数のバージョンを保持するものである。これらのレコ
ードの”更新前イメージ”を、”スナップショット”レ
コードと称する。特に、レコードが修正される直前に、
レコードの”スナップショット”が行われる。しかしな
がら、より以前の同一レコードに関する”スナップショ
ット”が存在する場合もある。従って、スナップショッ
トメカニズムは、各トランザクション毎に、トランザク
ションによって読み出されるべき特定のレコードの正し
いバージョンを判定するための手段を提供するものであ
る。このスナップショットメカニズムは、もはやトラン
ザクションが読み出す必要のない古いスナップショット
を除去するための手段も具えている。
る装置において、トランザクションが書き込みロックさ
れているレコードからデータを読み出す必要がある場合
に、トランザクションが停止することを防止するため
に、スナップショット回復メカニズムを用いることが知
られている。このメカニズムは、任意のトランザクショ
ンが、任意の時刻に、トランザクション処理開始時刻に
存在する任意のレコードのバージョンを得られることを
保証するために、レコードの”更新前イメージ”の十分
な数のバージョンを保持するものである。これらのレコ
ードの”更新前イメージ”を、”スナップショット”レ
コードと称する。特に、レコードが修正される直前に、
レコードの”スナップショット”が行われる。しかしな
がら、より以前の同一レコードに関する”スナップショ
ット”が存在する場合もある。従って、スナップショッ
トメカニズムは、各トランザクション毎に、トランザク
ションによって読み出されるべき特定のレコードの正し
いバージョンを判定するための手段を提供するものであ
る。このスナップショットメカニズムは、もはやトラン
ザクションが読み出す必要のない古いスナップショット
を除去するための手段も具えている。
【００３２】分散した環境中でのトランザクションの連
続可能性を保証するために、各トランザクションは、”
リードオンリー”トランザクション又は”リードライ
ト”トランザクションのいづれかとして特定される。”
リードオンリー”トランザクションは、スナップショッ
トレコードを読み出すことはできるが、”リードオンリ
ー”トランザクションは、現行のレコードを修正できな
い。”リードライト”トランザクションは、スナップシ
ョットレコードを読み出すことができないが、現行のレ
コードを読みだし修正することができる。
続可能性を保証するために、各トランザクションは、”
リードオンリー”トランザクション又は”リードライ
ト”トランザクションのいづれかとして特定される。”
リードオンリー”トランザクションは、スナップショッ
トレコードを読み出すことはできるが、”リードオンリ
ー”トランザクションは、現行のレコードを修正できな
い。”リードライト”トランザクションは、スナップシ
ョットレコードを読み出すことができないが、現行のレ
コードを読みだし修正することができる。
【００３３】図３は、多数のトランザクションを示すタ
イミング図である。トランザクション処理開始時に、各
トランザクションに、トランザクションシーケンス番号
（TSN ）が割り当てられる。トランザクションシーケン
ス番号０が、状態メモリの初期状態に割り当てられる。
イミング図である。トランザクション処理開始時に、各
トランザクションに、トランザクションシーケンス番号
（TSN ）が割り当てられる。トランザクションシーケン
ス番号０が、状態メモリの初期状態に割り当てられる。
【００３４】任意の”リードオンリー”トランザクショ
ンによって読み出されるべき、あいまいでないレコード
バージョンを規定するために、状態メモリにおけるレコ
ードＸの読み出し動作を実行する、TSN ＝Ｙなる”リー
ドオンリー”トランザクションは、トランザクションＹ
の処理開始時刻にレコードＸに最後に引き渡された結果
を検討するものと仮定する。更に、スナップショットメ
カニズムは、トランザクションＹの処理の間の任意の時
刻に呼び出され、レコードＸの特定のバージョンをリタ
ーンするものと仮定する。このレコードＸの特定のバー
ジョンは、揮発性状態メモリ内のライブレコード、揮発
性スナップショットメモリ内のスナップショットレコー
ド、不揮発性メモリ内のライブレコード、又は不揮発性
メモリ内のスナップショットレコードのいづれかに存在
する。各ロックされていないライブレコード、及び各ス
ナップショットレコードに、レコードのバージョンを引
き渡したトランザクションを示している”レコードトラ
ンザクションシーケンス番号”を用いてタグ付けを行う
ものと仮定する（図３のＣ）。更に、トランザクション
ＺによってロックをライブレコードＸに配置する場合、
レコードＸのスナップショットコピーが行われ、発生し
得る打ち切り処理を容易にするためにレコードのコピー
が更新前イメージログに書き込まれ、ロックされたレコ
ードにTSN ＝Ｚを用いてタグ付けを行うことができる
が、トランザクションＺが中止する場合には（図３の
Ａ）、更新前ログからの更新前イメージコピーが、（ラ
イブレコードのTSN を更新前イメージのTSN に再記憶す
る）ライブレコードにコピーされ、ライブレコードがロ
ックされなくなるものと仮定する。
ンによって読み出されるべき、あいまいでないレコード
バージョンを規定するために、状態メモリにおけるレコ
ードＸの読み出し動作を実行する、TSN ＝Ｙなる”リー
ドオンリー”トランザクションは、トランザクションＹ
の処理開始時刻にレコードＸに最後に引き渡された結果
を検討するものと仮定する。更に、スナップショットメ
カニズムは、トランザクションＹの処理の間の任意の時
刻に呼び出され、レコードＸの特定のバージョンをリタ
ーンするものと仮定する。このレコードＸの特定のバー
ジョンは、揮発性状態メモリ内のライブレコード、揮発
性スナップショットメモリ内のスナップショットレコー
ド、不揮発性メモリ内のライブレコード、又は不揮発性
メモリ内のスナップショットレコードのいづれかに存在
する。各ロックされていないライブレコード、及び各ス
ナップショットレコードに、レコードのバージョンを引
き渡したトランザクションを示している”レコードトラ
ンザクションシーケンス番号”を用いてタグ付けを行う
ものと仮定する（図３のＣ）。更に、トランザクション
ＺによってロックをライブレコードＸに配置する場合、
レコードＸのスナップショットコピーが行われ、発生し
得る打ち切り処理を容易にするためにレコードのコピー
が更新前イメージログに書き込まれ、ロックされたレコ
ードにTSN ＝Ｚを用いてタグ付けを行うことができる
が、トランザクションＺが中止する場合には（図３の
Ａ）、更新前ログからの更新前イメージコピーが、（ラ
イブレコードのTSN を更新前イメージのTSN に再記憶す
る）ライブレコードにコピーされ、ライブレコードがロ
ックされなくなるものと仮定する。
【００３５】これらの仮定に基づき、リードオンリート
ランザクションが開始するようにスケジュールされる
と、このとき使用中であるその他のリストがコンパイル
され、図３に示すようにトランザクションＹに割り当て
られることなる。現行のレコードＸが、トランザクショ
ンＹのアクティブリストに存在しないＹ以下のトランザ
クションシーケンス番号を有している限り、リードオン
リートランザクションＹによって読み出されるべきレコ
ードＸの所望のバージョンは、現行のレコードＸであ
る。これ以外の場合、トランザクションＹのアクティブ
リストに存在しないＹ以下のトランザクションシーケン
ス番号を有しているレコードＸの最新のスナップショッ
ト内に、所望のレコードが見いだされる。
ランザクションが開始するようにスケジュールされる
と、このとき使用中であるその他のリストがコンパイル
され、図３に示すようにトランザクションＹに割り当て
られることなる。現行のレコードＸが、トランザクショ
ンＹのアクティブリストに存在しないＹ以下のトランザ
クションシーケンス番号を有している限り、リードオン
リートランザクションＹによって読み出されるべきレコ
ードＸの所望のバージョンは、現行のレコードＸであ
る。これ以外の場合、トランザクションＹのアクティブ
リストに存在しないＹ以下のトランザクションシーケン
ス番号を有しているレコードＸの最新のスナップショッ
ト内に、所望のレコードが見いだされる。
【００３６】上記仮定に基づくと、一定の”カットオフ
TSN ”よりも小さなレコードトランザクションシーケン
ス番号を有している任意のスナップショットレコードを
保持する必要はなく、前記トランザクションシーケンス
番号は、最初のアクティブトランザクション（すなわ
ち、最小のトランザクションシーケンス番号を有してい
るアクティブトランザクション）のトランザクションシ
ーケンス番号である。図３は、例えば、トランザクショ
ン１〜７の各々が開始する時刻におけるカットオフTSN
を示す図である。切り捨てられるべきスナップショット
レコードを識別するために、カットオフTSN を決定し、
それを、各トランザクションが開始するようにスケジュ
ールされる際に、各トランザクションに割り当てること
が望ましい。例えば、スナップショットレコードのスナ
ップショットTSN が、トランザクションのカットオフTS
N よりも小さい場合常に、トランザクションは、再使用
のためのスナップショットレコードの揮発性メモリ空間
を占有することができる。
TSN ”よりも小さなレコードトランザクションシーケン
ス番号を有している任意のスナップショットレコードを
保持する必要はなく、前記トランザクションシーケンス
番号は、最初のアクティブトランザクション（すなわ
ち、最小のトランザクションシーケンス番号を有してい
るアクティブトランザクション）のトランザクションシ
ーケンス番号である。図３は、例えば、トランザクショ
ン１〜７の各々が開始する時刻におけるカットオフTSN
を示す図である。切り捨てられるべきスナップショット
レコードを識別するために、カットオフTSN を決定し、
それを、各トランザクションが開始するようにスケジュ
ールされる際に、各トランザクションに割り当てること
が望ましい。例えば、スナップショットレコードのスナ
ップショットTSN が、トランザクションのカットオフTS
N よりも小さい場合常に、トランザクションは、再使用
のためのスナップショットレコードの揮発性メモリ空間
を占有することができる。
【００３７】図４は、状態メモリキャッシュ29内の揮発
性状態メモリレコードと、スナップショットメモリキャ
ッシュ32内のスナップショットレコードとをリンクし、
フリーバッファ61等の任意のフリーバッファを状態メモ
リキャッシュ29又はスナップショットメモリキャッシュ
32の構成部分として使用できると共に、更に、単にポイ
ンタを変更することによって、状態メモリキャッシュ29
からスナップショットメモリキャッシュ32へ、又はスナ
ップショットメモリキャッシュ32から状態メモリキャッ
シュ29へとレコードを送ることができるようなポインタ
を使用しているデータ構造を示す図である。
性状態メモリレコードと、スナップショットメモリキャ
ッシュ32内のスナップショットレコードとをリンクし、
フリーバッファ61等の任意のフリーバッファを状態メモ
リキャッシュ29又はスナップショットメモリキャッシュ
32の構成部分として使用できると共に、更に、単にポイ
ンタを変更することによって、状態メモリキャッシュ29
からスナップショットメモリキャッシュ32へ、又はスナ
ップショットメモリキャッシュ32から状態メモリキャッ
シュ29へとレコードを送ることができるようなポインタ
を使用しているデータ構造を示す図である。
【００３８】図４の例では、（ライブレコード62等の）
各ライブレコードは、ロックフラグ63及びレコードトラ
ンザクションシーケンス番号64を有しているヘッダと、
ゼロ又は揮発性メモリバッファプール内の他方のライブ
レコードを指しているポインタ65、及びゼロ又はレコー
ドの最新スナップショットを指しているポインタ66を有
しているトレーラとを具えている。（スナップショット
レコード67等の）スナップショットレコードのフォーマ
ットは、ロック68、レコードトランザクションシーケン
ス番号69、及びゼロ、又はより先行するレコードのスナ
ップショットを指しているポインタ70を有している点に
おいて、類似している。
各ライブレコードは、ロックフラグ63及びレコードトラ
ンザクションシーケンス番号64を有しているヘッダと、
ゼロ又は揮発性メモリバッファプール内の他方のライブ
レコードを指しているポインタ65、及びゼロ又はレコー
ドの最新スナップショットを指しているポインタ66を有
しているトレーラとを具えている。（スナップショット
レコード67等の）スナップショットレコードのフォーマ
ットは、ロック68、レコードトランザクションシーケン
ス番号69、及びゼロ、又はより先行するレコードのスナ
ップショットを指しているポインタ70を有している点に
おいて、類似している。
【００３９】特定のレコードＸを更新するために、ハッ
シュテーブルインデックス30においてレコード番号Ｘを
用いてインデックスを付し、状態メモリキャッシュ内の
レコードＸのライブバージョンをサーチする。しかし、
ハッシュテーブルインデックス30は、状態メモリキャッ
シュ内の各すべてのライブレコード29にインデックスを
付すわけではない。換言すれば、ハッシュテーブルイン
デックス30は、完全なレコード番号によってインデック
ス付けされるわけではない。むしろ、ハッシュテーブル
インデックスは、レコード番号の最も下位の部分のみに
よってインデックス付けされる。所定のレコード番号に
関して、ハッシュテーブルインデックス30のインデック
ス付けは、所望のライブレコードが状態メモリキャッシ
ュ29に存在しないことを示しているゼロ、又は所望のレ
コードを指しているポインタ又は所望のライブレコード
を具えているライブレコードリストを指しているポイン
タを戻すことができる。図４に示すように、レコード番
号”Ｂ”を用いてアドレス指定する場合、ハッシュテー
ブルインデックスは、ポインタをレコードＡに戻す。こ
のレコードＡは、所望のレコードＢに対するレコードポ
インタRBを具えている。
シュテーブルインデックス30においてレコード番号Ｘを
用いてインデックスを付し、状態メモリキャッシュ内の
レコードＸのライブバージョンをサーチする。しかし、
ハッシュテーブルインデックス30は、状態メモリキャッ
シュ内の各すべてのライブレコード29にインデックスを
付すわけではない。換言すれば、ハッシュテーブルイン
デックス30は、完全なレコード番号によってインデック
ス付けされるわけではない。むしろ、ハッシュテーブル
インデックスは、レコード番号の最も下位の部分のみに
よってインデックス付けされる。所定のレコード番号に
関して、ハッシュテーブルインデックス30のインデック
ス付けは、所望のライブレコードが状態メモリキャッシ
ュ29に存在しないことを示しているゼロ、又は所望のレ
コードを指しているポインタ又は所望のライブレコード
を具えているライブレコードリストを指しているポイン
タを戻すことができる。図４に示すように、レコード番
号”Ｂ”を用いてアドレス指定する場合、ハッシュテー
ブルインデックスは、ポインタをレコードＡに戻す。こ
のレコードＡは、所望のレコードＢに対するレコードポ
インタRBを具えている。
【００４０】しかし、リードオンリートランザクション
がレコードを読み出すことが望ましい場合、レコードの
適当なバージョンを見いだすために更にサーチが必要と
なる場合がある。まず、このライブレコードを検査し、
その後、最新のスナップショットから、現在のトランザ
クションシーケンス番号以下で現在のトランザクション
のアクティブリストに含まれていないレコードトランザ
クションシーケンス番号を有しているレコードが検出さ
れるまで、順次に、スナップショットレコードが検査さ
れる。リードオンリートランザクションがレコードＢの
読み出しを望む場合、例えば、ライブレコードＢのトラ
ンザクションシーケンス番号（この場合、TSN6）を、リ
ードオンリートランザクションのトランザクションシー
ケンス番号と比較する。ライブレコードＢが適切なバー
ジョンでない場合、ライブレコードＢのスナップショッ
トポインタ（この場合、S2）が検査され、スナップショ
ットメモリキャッシュ32がレコードＢの任意のスナップ
ショットを具えているか否かを判定する。ライブレコー
ドＢが適切なバージョンでない場合、レコードＢの適切
なバージョンが検出されるまで、スナップショットのレ
コードトランザクションシーケンス番号が、一連のスナ
ップショットにおいて検査される。レコードＢの適切な
バージョンが検出されない場合には、不揮発性メモリ23
がアクセスされ、レコードの適切なバージョンを検出す
る必要がある。図４の例において、例えば、スナップシ
ョット１を、ライブレコードＡの初期スナップショット
とし、スナップショット３を、ライブレコードＡの後の
スナップショットとする。
がレコードを読み出すことが望ましい場合、レコードの
適当なバージョンを見いだすために更にサーチが必要と
なる場合がある。まず、このライブレコードを検査し、
その後、最新のスナップショットから、現在のトランザ
クションシーケンス番号以下で現在のトランザクション
のアクティブリストに含まれていないレコードトランザ
クションシーケンス番号を有しているレコードが検出さ
れるまで、順次に、スナップショットレコードが検査さ
れる。リードオンリートランザクションがレコードＢの
読み出しを望む場合、例えば、ライブレコードＢのトラ
ンザクションシーケンス番号（この場合、TSN6）を、リ
ードオンリートランザクションのトランザクションシー
ケンス番号と比較する。ライブレコードＢが適切なバー
ジョンでない場合、ライブレコードＢのスナップショッ
トポインタ（この場合、S2）が検査され、スナップショ
ットメモリキャッシュ32がレコードＢの任意のスナップ
ショットを具えているか否かを判定する。ライブレコー
ドＢが適切なバージョンでない場合、レコードＢの適切
なバージョンが検出されるまで、スナップショットのレ
コードトランザクションシーケンス番号が、一連のスナ
ップショットにおいて検査される。レコードＢの適切な
バージョンが検出されない場合には、不揮発性メモリ23
がアクセスされ、レコードの適切なバージョンを検出す
る必要がある。図４の例において、例えば、スナップシ
ョット１を、ライブレコードＡの初期スナップショット
とし、スナップショット３を、ライブレコードＡの後の
スナップショットとする。
【００４１】図５は、所望のレコードを取り込むための
プロセスを更に詳細に説明するためのフローチャートで
ある。第１ステップ71において、レコード番号の最も下
位の部分を用いて、ハッシュテーブルインデックス（図
１の参照番号30）にインデックスを付す。次に、ステッ
プ72において、ハッシュテーブルインデックスのインデ
ックス付けされたエントリが検査され、それが、ゼロ、
又は揮発性メモリバッファプール（図４の参照番号60）
内のバッファを指すポインタであるか否かを判定する。
エントリがゼロの場合、所望のレコードにインデックス
が付されず、所望のレコードが、不揮発性メモリ（図１
の参照番号23）から取り出される必要がある。従って、
ステップ75において、フリーバッファポインタ（図４の
参照番号72）の値を、揮発性メモリバッファプール（図
４の参照番号60）の限界値と比較し、フリーバッファが
存在するか否かを判定する。フリーバッファが存在する
場合には、ステップ76において、所望のレコードが不揮
発性メモリ23の状態メモリ26から読み出され、フリーバ
ッファに書き込まれる。更に、フリーバッファは、ハッ
シュテーブルインデックスにリンクされる。レコードが
予めインデックス付けされていないものと仮定すると、
フリーバッファに対するポインタを、ハッシュインデッ
クステーブル内に配置する。レコードが予めインデック
ス付けされている場合、フリーバッファは、状態メモリ
キャッシュ29内のインデックス付けられた一連のレコー
ドにリンクされる。
プロセスを更に詳細に説明するためのフローチャートで
ある。第１ステップ71において、レコード番号の最も下
位の部分を用いて、ハッシュテーブルインデックス（図
１の参照番号30）にインデックスを付す。次に、ステッ
プ72において、ハッシュテーブルインデックスのインデ
ックス付けされたエントリが検査され、それが、ゼロ、
又は揮発性メモリバッファプール（図４の参照番号60）
内のバッファを指すポインタであるか否かを判定する。
エントリがゼロの場合、所望のレコードにインデックス
が付されず、所望のレコードが、不揮発性メモリ（図１
の参照番号23）から取り出される必要がある。従って、
ステップ75において、フリーバッファポインタ（図４の
参照番号72）の値を、揮発性メモリバッファプール（図
４の参照番号60）の限界値と比較し、フリーバッファが
存在するか否かを判定する。フリーバッファが存在する
場合には、ステップ76において、所望のレコードが不揮
発性メモリ23の状態メモリ26から読み出され、フリーバ
ッファに書き込まれる。更に、フリーバッファは、ハッ
シュテーブルインデックスにリンクされる。レコードが
予めインデックス付けされていないものと仮定すると、
フリーバッファに対するポインタを、ハッシュインデッ
クステーブル内に配置する。レコードが予めインデック
ス付けされている場合、フリーバッファは、状態メモリ
キャッシュ29内のインデックス付けられた一連のレコー
ドにリンクされる。
【００４２】ステップ75において、フリーバッファが検
出されない場合には、ステップ77において、現在のプロ
セス（バッファキュー（queue ））によって使用される
バッファリストが検査され、最も古いバッファを検出す
る。このバッファは、ステップ76においてフラッシュさ
れ、再利用される。
出されない場合には、ステップ77において、現在のプロ
セス（バッファキュー（queue ））によって使用される
バッファリストが検査され、最も古いバッファを検出す
る。このバッファは、ステップ76においてフラッシュさ
れ、再利用される。
【００４３】従来の”Rdb DBMS”及び”VAX DBMS”シス
テムの場合、例えば、不揮発性状態メモリから読み出さ
れるレコードのリストが保持される。ライブレコードが
更新され、スナップショットを行う場合、リスト内で、
更新されたスナップショットレコードがマークされる。
各トランザクションの引き渡しの際に、マークされたレ
コードが不揮発性メモリに送られ、リストがクリアされ
る。
テムの場合、例えば、不揮発性状態メモリから読み出さ
れるレコードのリストが保持される。ライブレコードが
更新され、スナップショットを行う場合、リスト内で、
更新されたスナップショットレコードがマークされる。
各トランザクションの引き渡しの際に、マークされたレ
コードが不揮発性メモリに送られ、リストがクリアされ
る。
【００４４】ステップ78において、レコードＸを取り込
むトランザクションが”リードライト”トランザクショ
ンである場合、ステップ76でフリーバッファに読み込ま
れるレコードを、所望のレコードとする。しかし、トラ
ンザクションが”リードオンリー”トランザクションの
場合、ステップ79において、レコードトランザクション
シーケンス番号が検査され、ライブレコードが、リード
オンリートランザクションにとって適切なバージョンで
あるか否かを判定する。例えば、ライブレコードのトラ
ンザクションシーケンス番号が、トランザクションのト
ランザクションシーケンス番号よりも大きい場合、又は
ライブレコードのトランザクションシーケンス番号が、
トランザクションのアクティブリスト中に検出される場
合に、スナップショットバージョンが必要とされる。ス
ナップショットが必要とされる場合には、最新のスナッ
プショットが、不揮発性スナップショットメモリから取
り込まれる必要がある。ステップ90において、フリーバ
ッファポインタ（図４の参照番号72）の値を、揮発性メ
モリバッファプール（図４の参照番号60）の限界値と比
較し、フリーバッファが存在するか否かを判定する。フ
リーバッファが存在する場合には、ステップ92におい
て、レコードＸの最新のスナップショットが、不揮発性
メモリ23のスナップショットメモリ31から読み出され、
フリーバッファに書き込まれる。更に、フリーバッファ
を、ライブレコードＸを介してハッシュテーブルインデ
ックスにリンクする。ステップ90において、フリーバッ
ファが検出されない場合、ステップ91において、バッフ
ァキューが検査され、最も古いバッファがフラッシュさ
れ、その後ステップ92において再利用される。
むトランザクションが”リードライト”トランザクショ
ンである場合、ステップ76でフリーバッファに読み込ま
れるレコードを、所望のレコードとする。しかし、トラ
ンザクションが”リードオンリー”トランザクションの
場合、ステップ79において、レコードトランザクション
シーケンス番号が検査され、ライブレコードが、リード
オンリートランザクションにとって適切なバージョンで
あるか否かを判定する。例えば、ライブレコードのトラ
ンザクションシーケンス番号が、トランザクションのト
ランザクションシーケンス番号よりも大きい場合、又は
ライブレコードのトランザクションシーケンス番号が、
トランザクションのアクティブリスト中に検出される場
合に、スナップショットバージョンが必要とされる。ス
ナップショットが必要とされる場合には、最新のスナッ
プショットが、不揮発性スナップショットメモリから取
り込まれる必要がある。ステップ90において、フリーバ
ッファポインタ（図４の参照番号72）の値を、揮発性メ
モリバッファプール（図４の参照番号60）の限界値と比
較し、フリーバッファが存在するか否かを判定する。フ
リーバッファが存在する場合には、ステップ92におい
て、レコードＸの最新のスナップショットが、不揮発性
メモリ23のスナップショットメモリ31から読み出され、
フリーバッファに書き込まれる。更に、フリーバッファ
を、ライブレコードＸを介してハッシュテーブルインデ
ックスにリンクする。ステップ90において、フリーバッ
ファが検出されない場合、ステップ91において、バッフ
ァキューが検査され、最も古いバッファがフラッシュさ
れ、その後ステップ92において再利用される。
【００４５】ステップ93において、ステップ92で不揮発
性メモリから読み出されるスナップショットが検査さ
れ、スナップショットがリードオンリートランザクショ
ンにとって適切なバージョンであるか否かを判定する。
適切なものでない場合、実行ループはステップ90に戻
り、不揮発性スナップショットメモリから次の最新のス
ナップショットを取り込む。このプロセスは、”リード
オンリー”トランザクションにとって適切なバージョン
が得られるまで繰り返される。
性メモリから読み出されるスナップショットが検査さ
れ、スナップショットがリードオンリートランザクショ
ンにとって適切なバージョンであるか否かを判定する。
適切なものでない場合、実行ループはステップ90に戻
り、不揮発性スナップショットメモリから次の最新のス
ナップショットを取り込む。このプロセスは、”リード
オンリー”トランザクションにとって適切なバージョン
が得られるまで繰り返される。
【００４６】ステップ72において、ハッシュテーブルイ
ンデックスでレコードにインデックス付けをされたこと
が検出されると、ステップ80において、インデックス付
けられたレコードが検査され、ステップ81において、イ
ンデックス付けられたレコードが所望のレコードでるか
否かを判定する。所望のレコードでない場合には、ステ
ップ82において、レコードのレコードポインタ領域が検
査され、インデックス付けられたレコードが他のレコー
ドを指しているか否かを判定する。他のレコードを指し
ていない場合には、実行はステップ75に分岐し、不揮発
性メモリから所望のレコードを得る。レコードポインタ
領域が他のレコードを指しているポインタを具えている
場合、ステップ83において、指されているレコードが検
査され、実行ループがステップ81へと戻り、ステップ82
において連鎖の終了が検出されるまで、又はステップ81
において所望のレコードが検出されるまで、ライブレコ
ードの全連鎖がサーチされる。
ンデックスでレコードにインデックス付けをされたこと
が検出されると、ステップ80において、インデックス付
けられたレコードが検査され、ステップ81において、イ
ンデックス付けられたレコードが所望のレコードでるか
否かを判定する。所望のレコードでない場合には、ステ
ップ82において、レコードのレコードポインタ領域が検
査され、インデックス付けられたレコードが他のレコー
ドを指しているか否かを判定する。他のレコードを指し
ていない場合には、実行はステップ75に分岐し、不揮発
性メモリから所望のレコードを得る。レコードポインタ
領域が他のレコードを指しているポインタを具えている
場合、ステップ83において、指されているレコードが検
査され、実行ループがステップ81へと戻り、ステップ82
において連鎖の終了が検出されるまで、又はステップ81
において所望のレコードが検出されるまで、ライブレコ
ードの全連鎖がサーチされる。
【００４７】ステップ81において所望のレコードが検出
されると、レコードがリードオンリー動作にとって必要
であるか否かに基づき、ステップ84において実行が分岐
する。レコードが必要でない場合、ステップ85において
テストされるように他のトランザクションによってロッ
クされない限り、レコードが読み出される。レコードが
他のトランザクションによってロックされると、現在の
トランザクションが停止し、実行がオペレーティングシ
ステムに分岐し、レコードをロックしているトランザク
ション等の他のトランザクションに実行を移す。
されると、レコードがリードオンリー動作にとって必要
であるか否かに基づき、ステップ84において実行が分岐
する。レコードが必要でない場合、ステップ85において
テストされるように他のトランザクションによってロッ
クされない限り、レコードが読み出される。レコードが
他のトランザクションによってロックされると、現在の
トランザクションが停止し、実行がオペレーティングシ
ステムに分岐し、レコードをロックしているトランザク
ション等の他のトランザクションに実行を移す。
【００４８】ステップ84において、トランザクションが
リードオンリートランザクションであると判定される
と、ステップ86において、ライブレコードが検査され、
レコードのライブバージョンが適切なバージョンである
か否かを判定する。例えば、ライブレコードのトランザ
クションシーケンス番号がトランザクションのトランザ
クションシーケンス番号よりも大きい場合、又はライブ
レコードのトランザクションシーケンス番号がトランザ
クションのアクティブリストで検出される場合、スナッ
プショットバージョンが必要とされる。スナップショッ
トが必要な場合、ステップ87において、ライブレコード
のスナップショットポインタ領域からスナップショット
ポインタが得られ、スナップショットポインタが使用さ
れ、スナップショットレコードがスナップショットメモ
リキャッシュ内に存在するか否かを判定する。スナップ
ショットレコードがスナップショットメモリキャッシュ
内に存在しない場合、ステップ90〜93において、レコー
ドの適切なバージョンが不揮発性スナップショットメモ
リから読み出される。スナップショットレコードが指さ
れる際に、スナップショットレコードがスナップショッ
トメモリキャッシュ内に存在する場合、ステップ88にお
いて、指示されたスナップショットレコードが検査さ
れ、ステップ89において、レコードの適切なバージョン
であるか否かを判定する。適切なバージョンでない場
合、スナップショット連鎖の終了に到達し、ステップ74
においてレコードの適切なバージョンが不揮発性メモリ
から読み出されるまで、又はステップ89においてレコー
ドの適切なバージョンが検出されるまで、実行はステッ
プ87へと分岐する。
リードオンリートランザクションであると判定される
と、ステップ86において、ライブレコードが検査され、
レコードのライブバージョンが適切なバージョンである
か否かを判定する。例えば、ライブレコードのトランザ
クションシーケンス番号がトランザクションのトランザ
クションシーケンス番号よりも大きい場合、又はライブ
レコードのトランザクションシーケンス番号がトランザ
クションのアクティブリストで検出される場合、スナッ
プショットバージョンが必要とされる。スナップショッ
トが必要な場合、ステップ87において、ライブレコード
のスナップショットポインタ領域からスナップショット
ポインタが得られ、スナップショットポインタが使用さ
れ、スナップショットレコードがスナップショットメモ
リキャッシュ内に存在するか否かを判定する。スナップ
ショットレコードがスナップショットメモリキャッシュ
内に存在しない場合、ステップ90〜93において、レコー
ドの適切なバージョンが不揮発性スナップショットメモ
リから読み出される。スナップショットレコードが指さ
れる際に、スナップショットレコードがスナップショッ
トメモリキャッシュ内に存在する場合、ステップ88にお
いて、指示されたスナップショットレコードが検査さ
れ、ステップ89において、レコードの適切なバージョン
であるか否かを判定する。適切なバージョンでない場
合、スナップショット連鎖の終了に到達し、ステップ74
においてレコードの適切なバージョンが不揮発性メモリ
から読み出されるまで、又はステップ89においてレコー
ドの適切なバージョンが検出されるまで、実行はステッ
プ87へと分岐する。
【００４９】図６は、図４に示すデータ構造を保持しつ
つ、レコードを更新するための手続きを示すフローチャ
ートである。第１ステップ101 において、上記図５のス
テップ75及び77の方法で、フリーバッファが得られ、更
新されたレコードを受信する。次にステップ102 におい
て、フリーバッファのロックがセットされ、フリーバッ
ファのトランザクションシーケンス番号が、更新トラン
ザクションのトランザクションシーケンス番号にセット
され、フリーバッファのスナップショットポインタが、
レコードＸの更新前イメージを指すようにセットされ、
フリーバッファのレコードポインタがレコードＸの更新
前イメージのレコードポインタにセットされる。最終的
に、ステップ103 において、フリーバッファを指してい
るレコードポインタが、ハッシュテーブルインデックス
30からレコードの連鎖に挿入される。図６の手続きが、
例えば、図５の手続きを用いてレコードを取り込んだ
後、及び図５のステップ85において、レコードＸが他の
トランザクションシーケンス番号によってロックされて
いないことが検出された後、リードライトトランザクシ
ョンによって使用される。この場合、図５の手続きによ
って取り込まれるレコードは、レコードＸの”更新前イ
メージ”である。換言すれば、ステップ103 において、
レコードＸの更新前イメージを指すポインタは、更新さ
れたレコードを指すポインタに変更される。
つ、レコードを更新するための手続きを示すフローチャ
ートである。第１ステップ101 において、上記図５のス
テップ75及び77の方法で、フリーバッファが得られ、更
新されたレコードを受信する。次にステップ102 におい
て、フリーバッファのロックがセットされ、フリーバッ
ファのトランザクションシーケンス番号が、更新トラン
ザクションのトランザクションシーケンス番号にセット
され、フリーバッファのスナップショットポインタが、
レコードＸの更新前イメージを指すようにセットされ、
フリーバッファのレコードポインタがレコードＸの更新
前イメージのレコードポインタにセットされる。最終的
に、ステップ103 において、フリーバッファを指してい
るレコードポインタが、ハッシュテーブルインデックス
30からレコードの連鎖に挿入される。図６の手続きが、
例えば、図５の手続きを用いてレコードを取り込んだ
後、及び図５のステップ85において、レコードＸが他の
トランザクションシーケンス番号によってロックされて
いないことが検出された後、リードライトトランザクシ
ョンによって使用される。この場合、図５の手続きによ
って取り込まれるレコードは、レコードＸの”更新前イ
メージ”である。換言すれば、ステップ103 において、
レコードＸの更新前イメージを指すポインタは、更新さ
れたレコードを指すポインタに変更される。
【００５０】図４の例において、レコードを固定した大
きさとし、レコードトランザクションシーケンス番号を
各レコードと関連付けるものとする。しかしながら、好
適例において、従来のシステムと同様に、図７と同様な
レコード編成を使用することが望ましい。ここでは、ぺ
ージが、図４に示すように相俟って連結しているが、ペ
ージは、多数の可変長セグメントを具えている。各セグ
メントは、関連するレコードトランザクションシーケン
ス番号を有している。この特別な編成は、各スナップシ
ョットページが、同一セグメントに関する多数の異なる
バージョンを具えることができるといった利点がある。
図７に示すように、スナップショットページ110 は、ロ
ックスペース112 、フリースペース113 、ファイル番号
114 、検査合計115 、物理領域116 、及びページ番号11
7 を有している標準ページヘッダ111 を具えている。図
７のレコードフォーマットを使用する場合、例えば、フ
ァイル番号とページ番号とによって、トランザクション
は状態メモリをアドレス指定する。ページ110 は、論理
領域119 、指示するスナップショットページのレコード
トランザクションシーケンス番号120 、スナップショッ
トページポインタ121 、スナップショットページに対す
るライタの最大レコードトランザクションシーケンス番
号122 、及び対応するライブページを指示するライブペ
ージポインタ123 を有している終端部又はページ末尾11
8 も具えている。
きさとし、レコードトランザクションシーケンス番号を
各レコードと関連付けるものとする。しかしながら、好
適例において、従来のシステムと同様に、図７と同様な
レコード編成を使用することが望ましい。ここでは、ぺ
ージが、図４に示すように相俟って連結しているが、ペ
ージは、多数の可変長セグメントを具えている。各セグ
メントは、関連するレコードトランザクションシーケン
ス番号を有している。この特別な編成は、各スナップシ
ョットページが、同一セグメントに関する多数の異なる
バージョンを具えることができるといった利点がある。
図７に示すように、スナップショットページ110 は、ロ
ックスペース112 、フリースペース113 、ファイル番号
114 、検査合計115 、物理領域116 、及びページ番号11
7 を有している標準ページヘッダ111 を具えている。図
７のレコードフォーマットを使用する場合、例えば、フ
ァイル番号とページ番号とによって、トランザクション
は状態メモリをアドレス指定する。ページ110 は、論理
領域119 、指示するスナップショットページのレコード
トランザクションシーケンス番号120 、スナップショッ
トページポインタ121 、スナップショットページに対す
るライタの最大レコードトランザクションシーケンス番
号122 、及び対応するライブページを指示するライブペ
ージポインタ123 を有している終端部又はページ末尾11
8 も具えている。
【００５１】更に、スナップショットページ110 は、ペ
ージにおけるすべての記憶セグメントに対するディレク
トリであるラインインデックス124 を具えている。この
ラインインデックス124 は、ページの頂部からオフセッ
トを有し、ページ上の各記憶セグメントの長さを有して
いる。次に、スナップショットページ110 は、トランザ
クションシーケンス番号インデックス125 を具え、ここ
でスナップショットページ上に記録されたレコードのバ
ージョンを最初に作り出したトランザクションのトラン
ザクションシーケンス番号を識別する。更に、スナップ
ショットページ110 は、スナップインデックス126 を具
え、ライブページライン番号を用いて各スナップショッ
トラインエントリをマップする。スナップインデックス
によって、１ライブレコードの幾つかのスナップショッ
トバージョンが、同一のスナップショットページに含ま
れる。実際に、スナップショットインデックスを使用す
ることによって、幾つかの場合では各ライブページ毎に
２個のスナップショットページを設けるが、一般的に、
各ライブページ毎にただ１個のスナップショットページ
のみを設け、わずかな場合に３個以上のスナップショッ
トページを各ライブページ毎に設ける。スナップショッ
トページ110 の残部は、インデックスの下方向への成長
及び記憶セグメントの上方向への成長に対する、ページ
の底部における記憶セグメント127 と、ページの中部に
おけるフリースペース128 を具えている。
ージにおけるすべての記憶セグメントに対するディレク
トリであるラインインデックス124 を具えている。この
ラインインデックス124 は、ページの頂部からオフセッ
トを有し、ページ上の各記憶セグメントの長さを有して
いる。次に、スナップショットページ110 は、トランザ
クションシーケンス番号インデックス125 を具え、ここ
でスナップショットページ上に記録されたレコードのバ
ージョンを最初に作り出したトランザクションのトラン
ザクションシーケンス番号を識別する。更に、スナップ
ショットページ110 は、スナップインデックス126 を具
え、ライブページライン番号を用いて各スナップショッ
トラインエントリをマップする。スナップインデックス
によって、１ライブレコードの幾つかのスナップショッ
トバージョンが、同一のスナップショットページに含ま
れる。実際に、スナップショットインデックスを使用す
ることによって、幾つかの場合では各ライブページ毎に
２個のスナップショットページを設けるが、一般的に、
各ライブページ毎にただ１個のスナップショットページ
のみを設け、わずかな場合に３個以上のスナップショッ
トページを各ライブページ毎に設ける。スナップショッ
トページ110 の残部は、インデックスの下方向への成長
及び記憶セグメントの上方向への成長に対する、ページ
の底部における記憶セグメント127 と、ページの中部に
おけるフリースペース128 を具えている。
【００５２】スナップショット110 は、ライブページと
類似のフォーマットを具えている。各スナップショット
ページが、対応するライブページが記憶されているファ
イルとは異なるスナップショットファイルに記憶される
ことが好ましい。従って、この場合、ハッシュテーブル
インデックスは、ライブページ用のハッシュテーブルイ
ンデックスエントリとは異なるスナップショットメモリ
キャッシュ内のスナップショットページ用のエントリを
具え、ファイル及びページ番号の連結が、図４で使用さ
れるレコード番号に相当し、ハッシュテーブルインデッ
クス30にインデックス付けを行う。更に、図７のページ
フォーマットが使用される場合、フリーバッファを使用
して更新されたページを受信する代わりに、フリーバッ
ファを取り込み、更新前イメージページをフリーバッフ
ァにコピーする方がより効果的であるが、図５及び図６
に示されるようなレコードの更新が行われる。ページの
更新前イメージが更新のためにロックされ、フリーバッ
ファ内のコピーがスナップショットコピーとして使用さ
れる。一般的にトランザクションがページ上のすべての
セグメントを更新しないために、多くの場合コピーが必
要となる。
類似のフォーマットを具えている。各スナップショット
ページが、対応するライブページが記憶されているファ
イルとは異なるスナップショットファイルに記憶される
ことが好ましい。従って、この場合、ハッシュテーブル
インデックスは、ライブページ用のハッシュテーブルイ
ンデックスエントリとは異なるスナップショットメモリ
キャッシュ内のスナップショットページ用のエントリを
具え、ファイル及びページ番号の連結が、図４で使用さ
れるレコード番号に相当し、ハッシュテーブルインデッ
クス30にインデックス付けを行う。更に、図７のページ
フォーマットが使用される場合、フリーバッファを使用
して更新されたページを受信する代わりに、フリーバッ
ファを取り込み、更新前イメージページをフリーバッフ
ァにコピーする方がより効果的であるが、図５及び図６
に示されるようなレコードの更新が行われる。ページの
更新前イメージが更新のためにロックされ、フリーバッ
ファ内のコピーがスナップショットコピーとして使用さ
れる。一般的にトランザクションがページ上のすべての
セグメントを更新しないために、多くの場合コピーが必
要となる。
【００５３】上記のように、コンピュータ20は、”取り
消し”リカバリーメカニズムを用いてトランザクション
を処理し、極めて高速なリカバリーを提供する。その理
由は、故障したトランザクションの影響のみを取り消す
必要があるからである。しかし、各トランザクションが
引き渡される度毎に、更新されたレコードを不揮発性状
態メモリに供給し、不揮発性スナップショットメモリを
更新するのに、かなりの処理時間がかかる。しかし、シ
ステムクラシュが極めて希な安定した環境下において、
高速リカバリーは特に重要ではない。複数トランザクシ
ョンのために同一のレコードを更新するトランザクショ
ン、及び不足のため多くのページを更新することができ
ないトランザクションの場合、各トランザクションの終
了時に、更新されたレコードを状態メモリに供給するの
に、処理時間の中のかなりの部分を占める。
消し”リカバリーメカニズムを用いてトランザクション
を処理し、極めて高速なリカバリーを提供する。その理
由は、故障したトランザクションの影響のみを取り消す
必要があるからである。しかし、各トランザクションが
引き渡される度毎に、更新されたレコードを不揮発性状
態メモリに供給し、不揮発性スナップショットメモリを
更新するのに、かなりの処理時間がかかる。しかし、シ
ステムクラシュが極めて希な安定した環境下において、
高速リカバリーは特に重要ではない。複数トランザクシ
ョンのために同一のレコードを更新するトランザクショ
ン、及び不足のため多くのページを更新することができ
ないトランザクションの場合、各トランザクションの終
了時に、更新されたレコードを状態メモリに供給するの
に、処理時間の中のかなりの部分を占める。
【００５４】本発明は、”リドゥ（redo）”リカバリー
メカニズムを使用し、各トランザクション後に更新され
たレコードを状態メモリに供給しない。むしろ、更新さ
れたレコードが順次更新後イメージログに書き込まれ、
一定の”チェックポイント”が生じる場合にのみ、更新
されたすべてのレコードが、状態メモリに供給される。
例えば、特定数のトランザクションが引き渡された後、
又は最終チェックポイント後に所定バイト数が更新後イ
メージログに書き込まれた後に、チェックポイントが生
じる。従って、”リドゥ”リカバリーメカニズムによっ
て、更新され引き渡されたレコードが、揮発性メモリ内
に保持される。システムクラシュが発生する場合、最後
に引き渡されたトランザクションの終了時に存在する揮
発性状態メモリは、不揮発性メモリから最新チェックポ
イントの際に存在する状態メモリレコードを読み出すと
ともに、更新後イメージログに記憶された修正を再び行
うことによって再構成される。例えば、更新後イメージ
ログは、修正を再度行う間に、順次読み出される。
メカニズムを使用し、各トランザクション後に更新され
たレコードを状態メモリに供給しない。むしろ、更新さ
れたレコードが順次更新後イメージログに書き込まれ、
一定の”チェックポイント”が生じる場合にのみ、更新
されたすべてのレコードが、状態メモリに供給される。
例えば、特定数のトランザクションが引き渡された後、
又は最終チェックポイント後に所定バイト数が更新後イ
メージログに書き込まれた後に、チェックポイントが生
じる。従って、”リドゥ”リカバリーメカニズムによっ
て、更新され引き渡されたレコードが、揮発性メモリ内
に保持される。システムクラシュが発生する場合、最後
に引き渡されたトランザクションの終了時に存在する揮
発性状態メモリは、不揮発性メモリから最新チェックポ
イントの際に存在する状態メモリレコードを読み出すと
ともに、更新後イメージログに記憶された修正を再び行
うことによって再構成される。例えば、更新後イメージ
ログは、修正を再度行う間に、順次読み出される。
【００５５】本発明では、スナップショットレコード
が、揮発性状態メモリレコードとともに揮発性メモリに
記憶され、トランザクションによる揮発性状態メモリレ
コードの修正が、不揮発性メモリ内の更新後イメージロ
グに記録され、揮発性状態メモリレコードを回復させ
る。揮発性状態メモリレコードの更新と同様、揮発性ス
ナップショットレコードの更新が、チェックポイントで
不揮発性メモリに供給される。更に、選択されたレコー
ドが、この時にすべての更新されたレコードを供給せず
に、チェックポイントで供給される。更に、スナップシ
ョットの更新が、更新後イメージログに記憶される必要
はない。本発明によるこれらの利点は、選択状態メモリ
レコードが不揮発性メモリに供給される以前に、選択レ
コードの更新されたすべてのスナップショットを不揮発
性メモリに供給することによって実現される。
が、揮発性状態メモリレコードとともに揮発性メモリに
記憶され、トランザクションによる揮発性状態メモリレ
コードの修正が、不揮発性メモリ内の更新後イメージロ
グに記録され、揮発性状態メモリレコードを回復させ
る。揮発性状態メモリレコードの更新と同様、揮発性ス
ナップショットレコードの更新が、チェックポイントで
不揮発性メモリに供給される。更に、選択されたレコー
ドが、この時にすべての更新されたレコードを供給せず
に、チェックポイントで供給される。更に、スナップシ
ョットの更新が、更新後イメージログに記憶される必要
はない。本発明によるこれらの利点は、選択状態メモリ
レコードが不揮発性メモリに供給される以前に、選択レ
コードの更新されたすべてのスナップショットを不揮発
性メモリに供給することによって実現される。
【００５６】本発明は、慣用の状態メモリ及びスナップ
ショットメモリキャシィング機能を用い、状態メモリキ
ャッシュ及びスナップショットメモリキャッシュを保持
できると共に、慣用の更新後イメージ記録機能を用い
て、更新後イメージログを保持できる利点もある。図１
のディジタルコンピュータ20に、これら慣用の機能を使
用している本発明の特別な例を、以下に図８を参照して
説明する。
ショットメモリキャシィング機能を用い、状態メモリキ
ャッシュ及びスナップショットメモリキャッシュを保持
できると共に、慣用の更新後イメージ記録機能を用い
て、更新後イメージログを保持できる利点もある。図１
のディジタルコンピュータ20に、これら慣用の機能を使
用している本発明の特別な例を、以下に図８を参照して
説明する。
【００５７】図８は、本発明の特別な例によるディジタ
ルコンピュータ（図１の参照番号20）の動作を説明する
フローチャートである。このディジタルコンピュータの
動作は、ステップ150 において、例えば電力故障後にコ
ンピュータに電力を供給する際に開始する。ステップ15
0 において、最終的なチェックポイントの後に引き渡さ
れるトランザクションを計数するカウンタ（COUNTER ）
がクリアされ、更新後イメージファイルに記録されるバ
イト数を記録する変数（BYTES ）がクリアされ、ハッシ
ュテーブルインデックス（図４の参照番号30）をクリア
することによって、状態メモリキャッシュ（図１の参照
番号29）及びスナップショットメモリキャッシュ（図１
の参照番号32）がクリアされる。
ルコンピュータ（図１の参照番号20）の動作を説明する
フローチャートである。このディジタルコンピュータの
動作は、ステップ150 において、例えば電力故障後にコ
ンピュータに電力を供給する際に開始する。ステップ15
0 において、最終的なチェックポイントの後に引き渡さ
れるトランザクションを計数するカウンタ（COUNTER ）
がクリアされ、更新後イメージファイルに記録されるバ
イト数を記録する変数（BYTES ）がクリアされ、ハッシ
ュテーブルインデックス（図４の参照番号30）をクリア
することによって、状態メモリキャッシュ（図１の参照
番号29）及びスナップショットメモリキャッシュ（図１
の参照番号32）がクリアされる。
【００５８】次に、ステップ151 において、最終チェッ
クポイントの後に、更新後イメージログ内に更新を含め
るために、更新後イメージログが、状態メモリを”ロー
ルフォワード”するのに使用される。このことは、更新
後イメージログを前方向又は後方向に走査することによ
って行われる。但し、慣用となっている”Rdb/VMS ”及
び”VAX DBMS”の更新後イメージ記録機能は、最終チェ
ックポイントで開始し、前方向に更新後イメージログを
走査する。例えば、最終チェックポイントのポインタ
が、更新後イメージログのヘッダレコードから読み出さ
れる。又は、これらが、”ルートファイル”又は不揮発
性メモリ内のシステムカタログから読み出されることが
好ましい。
クポイントの後に、更新後イメージログ内に更新を含め
るために、更新後イメージログが、状態メモリを”ロー
ルフォワード”するのに使用される。このことは、更新
後イメージログを前方向又は後方向に走査することによ
って行われる。但し、慣用となっている”Rdb/VMS ”及
び”VAX DBMS”の更新後イメージ記録機能は、最終チェ
ックポイントで開始し、前方向に更新後イメージログを
走査する。例えば、最終チェックポイントのポインタ
が、更新後イメージログのヘッダレコードから読み出さ
れる。又は、これらが、”ルートファイル”又は不揮発
性メモリ内のシステムカタログから読み出されることが
好ましい。
【００５９】ステップ152 において、図２の参照番号41
との関連で上記説明したように、更新前イメージログを
走査し、更新前イメージログから不揮発性メモリへと更
新前イメージを書き込むことによって、故障トランザク
ションの影響を取り消す。
との関連で上記説明したように、更新前イメージログを
走査し、更新前イメージログから不揮発性メモリへと更
新前イメージを書き込むことによって、故障トランザク
ションの影響を取り消す。
【００６０】図２の参照番号42〜46と、図５及び図６と
を参照して説明したように、不揮発性メモリから揮発性
メモリへとレコードを記憶するとともに、更新されるべ
きレコードをロックすると共に、（オペレーティングシ
ステムの制御の下）ステップ153 において、トランザク
ション処理が再開される。
を参照して説明したように、不揮発性メモリから揮発性
メモリへとレコードを記憶するとともに、更新されるべ
きレコードをロックすると共に、（オペレーティングシ
ステムの制御の下）ステップ153 において、トランザク
ション処理が再開される。
【００６１】しかし、本発明の一態様によれば、選択さ
れたライブレコードが、チェックポイント間において、
不揮発性状態メモリに供給される。ここで、すべての更
新されたレコードが不揮発性メモリに送られる。選択さ
れたライブレコードが不揮発性メモリに供給され、例え
ば、図５のステップ77及び91に対応するように、バッフ
ァプール内にフリーバッファを設ける。選択された状態
メモリレコードも、不揮発性メモリに供給され、他の処
理が選択されたレコードへのアクセスを望むときに、マ
ルチプロセッシング又はマルチプロセッサシステムにお
けるデータ一貫性を保証できるようにしている。
れたライブレコードが、チェックポイント間において、
不揮発性状態メモリに供給される。ここで、すべての更
新されたレコードが不揮発性メモリに送られる。選択さ
れたライブレコードが不揮発性メモリに供給され、例え
ば、図５のステップ77及び91に対応するように、バッフ
ァプール内にフリーバッファを設ける。選択された状態
メモリレコードも、不揮発性メモリに供給され、他の処
理が選択されたレコードへのアクセスを望むときに、マ
ルチプロセッシング又はマルチプロセッサシステムにお
けるデータ一貫性を保証できるようにしている。
【００６２】ステップ154 における判定のように、選択
された（ロックされていない）ライブレコードが、状態
メモリに供給されるべきである場合、ステップ156 にお
いて図10のルーチンが使用され、揮発性ライブレコード
を不揮発性状態メモリに供給する。本発明の重要な態様
によれば、このレコード供給は、揮発性ライブレコード
を不揮発性状態メモリに供給する以前に、まずステップ
155 において、ライブレコードのアクティブスナップシ
ョットすべてを揮発性スナップショットメモリから不揮
発性スナップショットメモリに供給するものである。
された（ロックされていない）ライブレコードが、状態
メモリに供給されるべきである場合、ステップ156 にお
いて図10のルーチンが使用され、揮発性ライブレコード
を不揮発性状態メモリに供給する。本発明の重要な態様
によれば、このレコード供給は、揮発性ライブレコード
を不揮発性状態メモリに供給する以前に、まずステップ
155 において、ライブレコードのアクティブスナップシ
ョットすべてを揮発性スナップショットメモリから不揮
発性スナップショットメモリに供給するものである。
【００６３】ステップ157 において、トランザクション
Ｔy が引き渡し可能状態にある場合、実行はステップ16
7 に分岐する。例えば、各トランザクションを、”COMM
IT”又はステップ158 に実行を移つさせるエンドステー
トメントを具えているプログラムとすることができる。
トランザクションＴy は、ステップ158 において、カウ
ンタ（COUNTER ）をインクリメントし、ロックをその更
新されたレコードから解放するとともに、ステップ159
において、バイト数（BYTES ）を更新されたレコード内
のバイト数だけ増加させると共に、その更新されたレコ
ードを更新前イメージログファイルに書き込むことによ
って引き渡される。次に、ステップ160において、単一
の更新前イメージログファイルが使用される場合、”コ
ミット（commit）Ｔy ”レコードが更新前イメージログ
に書き込まれ、これ以外の、独立の更新前イメージログ
ファイルが各処理毎に使用される場合、Ｔy トランザク
ション処理用の更新前イメージログファイルが切り捨て
られる。最終的にステップ161 において、チェックポイ
ントに到達したか否かに基づき、実行が分岐する。この
ため、最終のチェックポイント（COUNTER ）の後、ステ
ップ158 〜160 において引き渡されるトランザクション
数が、所定の臨界値と比較され、更新後イメージログフ
ァイルに記録されるバイト数（BYTES ）も、所定の臨界
値と比較される。いづれの臨界値も越えていない場合に
は、実行はステップ153 に分岐し、トランザクション処
理を継続する。これ以外の場合には、実行がステップ16
2 に分岐し、チェックポイントフラシュを開始する。本
発明によれば、各ライブレコードが供給される以前に、
スナップショットレコードが供給される。
Ｔy が引き渡し可能状態にある場合、実行はステップ16
7 に分岐する。例えば、各トランザクションを、”COMM
IT”又はステップ158 に実行を移つさせるエンドステー
トメントを具えているプログラムとすることができる。
トランザクションＴy は、ステップ158 において、カウ
ンタ（COUNTER ）をインクリメントし、ロックをその更
新されたレコードから解放するとともに、ステップ159
において、バイト数（BYTES ）を更新されたレコード内
のバイト数だけ増加させると共に、その更新されたレコ
ードを更新前イメージログファイルに書き込むことによ
って引き渡される。次に、ステップ160において、単一
の更新前イメージログファイルが使用される場合、”コ
ミット（commit）Ｔy ”レコードが更新前イメージログ
に書き込まれ、これ以外の、独立の更新前イメージログ
ファイルが各処理毎に使用される場合、Ｔy トランザク
ション処理用の更新前イメージログファイルが切り捨て
られる。最終的にステップ161 において、チェックポイ
ントに到達したか否かに基づき、実行が分岐する。この
ため、最終のチェックポイント（COUNTER ）の後、ステ
ップ158 〜160 において引き渡されるトランザクション
数が、所定の臨界値と比較され、更新後イメージログフ
ァイルに記録されるバイト数（BYTES ）も、所定の臨界
値と比較される。いづれの臨界値も越えていない場合に
は、実行はステップ153 に分岐し、トランザクション処
理を継続する。これ以外の場合には、実行がステップ16
2 に分岐し、チェックポイントフラシュを開始する。本
発明によれば、各ライブレコードが供給される以前に、
スナップショットレコードが供給される。
【００６４】ステップ162 において、カウンタ（COUNTE
R ）及びバイトアキュムレータ（BYTES ）がクリアされ
る。その後、ステップ163 において、最終チェックポイ
ント以後更新されたスナップショットメモリキャッシュ
内のアクティブスナップショットレコードが、不揮発性
スナップショットメモリに書き込まれる。（レコードト
ランザクションシーケンス番号が現在のトランザクショ
ンのカットオフトランザクションシーケンス番号以上の
場合、スナップショットレコードはアクティブであ
る。）その後、ステップ164 において、更新された状態
メモリキャッシュレコードが、不揮発性状態メモリに書
き込まれる。最終的に、ステップ165 において、チェッ
クポイントレコードが更新後イメージログに記録され、
チェックポイントレコードのロケーションも、更新後イ
メージログのヘッダ、又は”ルートファイル”に書き込
まれる。
R ）及びバイトアキュムレータ（BYTES ）がクリアされ
る。その後、ステップ163 において、最終チェックポイ
ント以後更新されたスナップショットメモリキャッシュ
内のアクティブスナップショットレコードが、不揮発性
スナップショットメモリに書き込まれる。（レコードト
ランザクションシーケンス番号が現在のトランザクショ
ンのカットオフトランザクションシーケンス番号以上の
場合、スナップショットレコードはアクティブであ
る。）その後、ステップ164 において、更新された状態
メモリキャッシュレコードが、不揮発性状態メモリに書
き込まれる。最終的に、ステップ165 において、チェッ
クポイントレコードが更新後イメージログに記録され、
チェックポイントレコードのロケーションも、更新後イ
メージログのヘッダ、又は”ルートファイル”に書き込
まれる。
【００６５】上記のように、ログファイルが、アトミッ
ク書き込み動作を用いて更新されたものと仮定する。ス
テップ163 において、更新後イメージログがキャッシュ
メモリに書き込まれるレコードの小部分においてのみ
（セグメント等の）変更を有しているシステムにおいて
のみ、図８のステップ163 におけるチェックポイントで
のキャッシュメモリ内の更新の書き込みを行うために、
アトミック動作が必要となることに留意すべきである。
この場合にのみ、再構成が、全レコードの原型コピーか
ら開始しない場合には、ステップ151 において、変更さ
れた部分、及び必ずしも必要ではないが変更されていな
い部分が再構成される。いづれにしても、アトミック書
き込みは、ステップ155 又は162 において、スナップシ
ョットレコードを不揮発性スナップショットメモリに供
給するのに必要とされない。しかし、多くのコンピュー
タシステムの場合、これらを考慮する必要はない。その
理由は、多くのコンピュータの場合、個々のレコードが
常に自動的に不揮発性メモリに書き込まれるからであ
る。
ク書き込み動作を用いて更新されたものと仮定する。ス
テップ163 において、更新後イメージログがキャッシュ
メモリに書き込まれるレコードの小部分においてのみ
（セグメント等の）変更を有しているシステムにおいて
のみ、図８のステップ163 におけるチェックポイントで
のキャッシュメモリ内の更新の書き込みを行うために、
アトミック動作が必要となることに留意すべきである。
この場合にのみ、再構成が、全レコードの原型コピーか
ら開始しない場合には、ステップ151 において、変更さ
れた部分、及び必ずしも必要ではないが変更されていな
い部分が再構成される。いづれにしても、アトミック書
き込みは、ステップ155 又は162 において、スナップシ
ョットレコードを不揮発性スナップショットメモリに供
給するのに必要とされない。しかし、多くのコンピュー
タシステムの場合、これらを考慮する必要はない。その
理由は、多くのコンピュータの場合、個々のレコードが
常に自動的に不揮発性メモリに書き込まれるからであ
る。
【００６６】上記を考慮して、所定のチェックポイント
において、更新された状態レコードを不揮発性メモリに
供給すると共に、更新後イメージログ内にスナップショ
ットレコードを記録する必要なしに、不揮発性メモリ内
のスナップショットレコードを回復させる”リドゥ”記
録の技術を説明した。また、スナップショットレコード
の回復は、更新された状態レコードが不揮発性メモリに
供給される以前に、更新された状態レコードのアクティ
ブ更新スナップショットを不揮発性メモリに書き込むこ
とによって保証される。すべてのアクティブスナップシ
ョットが回復するため、更新後イメージログ内の更新
が、ログ内の最終チェックポイントから再開された後、
分散されたトランザクション処理が容易に再開される。
このスナップショットの再開は、多くの処理の中の１個
のみが故障しているマルチプロセッシング環境において
特に有利である。この場合、１処理の故障が検出され、
図８のステップ151 及び152 の回復処理が行われ、故障
プロセスのトランザクションを回復させる。従って、他
のプロセスは、故障プロセスの影響を受けない。
において、更新された状態レコードを不揮発性メモリに
供給すると共に、更新後イメージログ内にスナップショ
ットレコードを記録する必要なしに、不揮発性メモリ内
のスナップショットレコードを回復させる”リドゥ”記
録の技術を説明した。また、スナップショットレコード
の回復は、更新された状態レコードが不揮発性メモリに
供給される以前に、更新された状態レコードのアクティ
ブ更新スナップショットを不揮発性メモリに書き込むこ
とによって保証される。すべてのアクティブスナップシ
ョットが回復するため、更新後イメージログ内の更新
が、ログ内の最終チェックポイントから再開された後、
分散されたトランザクション処理が容易に再開される。
このスナップショットの再開は、多くの処理の中の１個
のみが故障しているマルチプロセッシング環境において
特に有利である。この場合、１処理の故障が検出され、
図８のステップ151 及び152 の回復処理が行われ、故障
プロセスのトランザクションを回復させる。従って、他
のプロセスは、故障プロセスの影響を受けない。
【図１】トランザクション処理用に構成されたディジタ
ルコンピュータを示すブロック図である。
ルコンピュータを示すブロック図である。
【図２】図１のコンピュータにおいてトランザクション
処理を実行すると共に、”取り消し”回復方法を使用す
る手続きを示すフローチャートである。
処理を実行すると共に、”取り消し”回復方法を使用す
る手続きを示すフローチャートである。
【図３】トランザクション処理システムにおいてスナッ
プショットが有効である理由を説明するためのタイミン
グ図である。
プショットが有効である理由を説明するためのタイミン
グ図である。
【図４】ポインタを用いて、揮発性状態メモリレコード
と揮発性スナップショットレコードとをハッシュテーブ
ルにリンクし、特定のレコードを揮発性メモリ内で検出
できるポインタを用いてデータ構造を説明するための図
である。
と揮発性スナップショットレコードとをハッシュテーブ
ルにリンクし、特定のレコードを揮発性メモリ内で検出
できるポインタを用いてデータ構造を説明するための図
である。
【図５】図４のデータ構造のポインタを用いて、所望の
レコードを取り込むための手続きを示すフローチャート
である。
レコードを取り込むための手続きを示すフローチャート
である。
【図６】状態メモリレコードがトランザクションによっ
て更新される際に、状態メモリレコードから、スナップ
ショットレコードを作り出すための手続きを示すフロー
チャートである。
て更新される際に、状態メモリレコードから、スナップ
ショットレコードを作り出すための手続きを示すフロー
チャートである。
【図７】可変長セグメントを具えている１ページの好適
レコード編成を示す図である。
レコード編成を示す図である。
【図８】本発明の特別な例による、図１のディジタルコ
ンピュータ用の不揮発性メモリの編成を示すブロック図
である。
ンピュータ用の不揮発性メモリの編成を示すブロック図
である。
20 ディジタルコンピュータ 21 中央処理ユニット 22 揮発性メモリ 23 不揮発性メモリ 24 入力／出力ユニット 25 プログラムメモリ 26 状態メモリ 27 更新前イメージログファイル 28 更新後イメージログファイル 29 状態メモリキャッシュ 30 ハッシュテーブルインデックス 31 スナップショットメモリ 32 スナップショットメモリキャッシュ 61 フリーバッファ 62 ライブレコード 63 ロックフラグ 64 トランザクションシーケンス番号 65 ポインタ 66 ポインタ 67 スナップショットレコード 68 ロック 69 レコードトランザクションシーケンス番号 70 ポインタ 110 スナップショットページ 111 標準ページヘッダ 112 ロックスペース 113 フリースペース 114 ファイル番号 115 検査合計 116 物理領域 117 ページ番号 118 ページ末尾 119 論理領域 120 指示するスナップショットページ 121 スナップショットページポインタ 122 スナップショットページ 123 ライブページポインタ 124 ラインインデックス 125 トランザクションシーケンス番号インデックス 126 スナップインデックス 127 記憶セグメント 128 フリースペース
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 アナンス ラグハバン アメリカ合衆国 ニューハンプシャー州 03060 ナシュア ベイ リッジ ドライ ブ 26ビィー (72)発明者 チルマンジュナ ケイ レンガラジャン アメリカ合衆国 ニューハンプシャー州 03060 ナシュア エス ハムレット ド ライブ ６
Claims (20)
- 【請求項１】 ディジタルコンピュータを作動させ、ト
ランザクションを処理するための方法であって、該方法
が： ａ）状態レコードを不揮発性状態メモリから読み出すと
ともに、状態レコードを揮発性状態メモリキャッシュに
書き込む工程と； ｂ）揮発性状態メモリキャッシュ内の選択された状態レ
コードから、揮発性スナップショットメモリキャッシュ
内にスナップショットコピーを作成し、揮発性状態メモ
リキャッシュ内の各選択状態レコードから作成されるス
ナップショットコピーの対応セットを、揮発性スナップ
ショットメモリキャッシュ内に保持し、前記揮発性メモ
リキャッシュ内の選択された状態レコードに対して、前
記トランザクションによって指定された修正を行うとと
もに、前記トランザクションによって指定された修正
を、不揮発性メモリ内の更新後イメージログに引き渡す
工程と； ｃ）揮発性スナップショットメモリキャッシュからスナ
ップショットコピーを読み出すと共に、該スナップショ
ットコピーを不揮発性スナップショットメモリに書き込
み、選択された状態レコードを揮発性状態メモリキャッ
シュから読み出すと共に、選択された状態レコードを不
揮発性状態メモリに書き込む工程；とを具え、 前記各選択された状態レコードが揮発性状態メモリキャ
ッシュから読み出され、不揮発性状態メモリに書き込ま
れる以前に、各選択された状態レコードのスナップショ
ットコピーに対応するセットが、揮発性スナップショッ
トメモリキャッシュから読み出され、不揮発性スナップ
ショットメモリに書き込まれることを特徴とするトラン
ザクション処理方法。 - 【請求項２】 工程ｂ）及び工程ｃ）が順次に繰り返え
され、且つ工程ｂ）において、多数の所定トランザクシ
ョンによって指定される修正が引き渡された後に、工程
ｃ）が実行されることを特徴とする請求項１に記載のト
ランザクション処理方法。 - 【請求項３】 工程ｂ）及び工程ｃ）が順次に繰り返え
され、且つ引き渡された修正によって占有される更新後
イメージログ内のメモリスペースの量に応答して、工程
ｃ）が実行されることを特徴とする請求項１に記載のト
ランザクション処理方法。 - 【請求項４】 選択された状態レコードの中のある特定
の１個を、揮発性状態メモリキャッシュから読み出し、
不揮発性状態メモリに書き込み、他の状態メモリレコー
ドが不揮発性状態メモリから読み出された後に、他の状
態メモリレコードが書き込まれる揮発性メモリスペース
を提供することを特徴とする請求項１に記載のトランザ
クション処理方法。 - 【請求項５】 揮発性状態メモリキャッシュ及び揮発性
スナップショットメモリキャッシュを中断させる故障か
らの回復工程を更に具えている請求項１に記載のトラン
ザクション処理方法であって、 前記故障からの回復工
程が、不揮発性状態メモリから読み出される状態レコー
ドに関する、更新後イメージログに引き渡される修正を
実行する工程と；トランザクション処理を再開させる工
程；とを具えていることを特徴とするトランザクション
処理方法。 - 【請求項６】 前記トランザクション処理の再開工程
が、不揮発性スナップショットメモリから、故障以前に
不揮発性スナップショットメモリに書き込まれるスナッ
プショットコピーを読み出す工程を具えていることを特
徴とする請求項５に記載のトランザクション処理方法。 - 【請求項７】 揮発性状態メモリキャッシュ内の各選択
状態レコードから作成されるスナップショットコピーの
対応セットを、揮発性スナップショットメモリキャッシ
ュ内に保持する工程が、前記対応セット内に含まれてい
るスナップショットコピーのリンクされたリストを保持
することによって行われ、前記リンクされたリストを、
揮発性状態メモリ内の前記各選択状態レコードにリンク
することを特徴とする請求項１に記載のトランザクショ
ン処理方法。 - 【請求項８】 前記トランザクション中の指定された１
個の処理が開始する際に存在する、引き渡された状態レ
コードのバージョンをサーチする工程を更に具えている
ことを特徴とする請求項１に記載のトランザクション処
理方法。 - 【請求項９】 前記スナップショットコピーの作成工程
が、ポインタを変更し、状態レコードを保持しているバ
ッファを、揮発性状態メモリキャッシュから揮発性スナ
ップショットメモリキャッシュに送るとともに、フリー
バッファを揮発性状態メモリキャッシュに割り当て、状
態レコードの修正バージョンを受信することによって行
われることを特徴とする請求項１に記載のトランザクシ
ョン処理方法。 - 【請求項１０】 前記スナップショットコピー作成工程
が、フリーバッファを揮発性スナップショットメモリキ
ャッシュに割り当てるとともに、状態メモリレコード
を、揮発性スナップショットメモリキャッシュに割り当
てられたフリーバッファにコピーすることによって行わ
れることを特徴とする請求項１に記載のトランザクショ
ン処理方法。 - 【請求項１１】 ディジタルコンピュータを作動させ、
トランザクションを処理するための方法であって、該方
法が： ａ）状態レコードを不揮発性状態メモリから読み出すと
ともに、状態レコードを揮発性状態メモリキャッシュに
書き込む工程と； ｂ）揮発性状態メモリキャッシュ内の選択された状態レ
コードから、揮発性スナップショットメモリキャッシュ
内にスナップショットコピーを作成し、揮発性状態メモ
リキャッシュ内の各選択状態レコードから作成されるス
ナップショットコピーの対応セットを、揮発性スナップ
ショットメモリキャッシュ内に保持し、指定された１個
の前記トランザクションの処理が開始する際にしばしば
存在する特定の状態レコードのバージョンを、揮発性状
態メモリキャッシュ及びスナップショットメモリキャッ
シュ内でサーチし、前記揮発性メモリキャッシュ内の選
択された状態レコードに対して、前記トランザクション
によって指定された修正を行うとともに、前記トランザ
クションによって指定された修正を、不揮発性メモリ内
の更新後イメージログに引き渡し、前記複数のトランザ
クションによって指定される修正を、前記複数のトラン
ザクションの中の幾つかを引き渡す以前に行う工程と； ｃ）揮発性スナップショットメモリキャッシュからスナ
ップショットコピーを読み出すと共に、該スナップショ
ットコピーを不揮発性スナップショットメモリに書き込
み、選択された状態レコードを揮発性状態メモリキャッ
シュから読み出すと共に、選択された状態レコードを不
揮発性状態メモリに書き込み、前記各選択された状態レ
コードが揮発性状態メモリキャッシュから読み出される
と共に、不揮発性状態メモリに書き込まれる以前に、各
選択状態レコードのスナップショットコピーの対応する
セットが、揮発性スナップショットメモリキャッシュか
ら読み出されると共に、不揮発性スナップショットメモ
リに書き込まれる工程と； ｄ）揮発性状態メモリキャッシュ及び揮発性スナップシ
ョットメモリキャッシュを中断させる故障から回復させ
る工程；とを具え、該故障からの回復工程が：不揮発性
状態メモリから読み出される状態レコードに関する更新
後イメージログに引き渡される修正を行う工程と、トラ
ンザクション処理を再開させる工程とを具え、該トラン
ザクション処理の再開工程が、不揮発性スナップショッ
トメモリから、故障前に不揮発性スナップショットメモ
リに書き込まれるスナップショットコピーを読み出す工
程を具えていることを特徴とするトランザクション処理
方法。 - 【請求項１２】 前記工程ｂ）及び工程ｃ）が順次に繰
り返され、工程ｂ）において、所定の多数のトランザク
ションによって指示される修正が引き渡された後、工程
ｃ）が実行されることを特徴とする請求項11に記載のト
ランザクション処理方法。 - 【請求項１３】 工程ｂ）及び工程ｃ）が順次に繰り返
えされ、且つ引き渡された修正によって占有される更新
後イメージログ内のメモリスペースの量に応答して、工
程ｃ）が実行されることを特徴とする請求項11に記載の
トランザクション処理方法。 - 【請求項１４】 選択された状態レコードの中のある特
定の１個を、揮発性状態メモリキャッシュから読み出
し、不揮発性状態メモリに書き込み、他の状態メモリレ
コードが、不揮発性状態メモリから読み出された後に書
き込まれる揮発性メモリスペースを提供することを特徴
とする請求項11に記載のトランザクション処理方法。 - 【請求項１５】 揮発性メモリと；不揮発性メモリと；
前記不揮発性メモリ内の状態メモリから状態レコードを
読み出すと共に、該状態レコードを前記揮発性メモリ内
の状態メモリキャッシュに書き込むための手段と；揮発
性状態メモリキャッシュ内の選択された状態レコードか
ら、前記揮発性メモリ内のスナップショットメモリキャ
ッシュに、スナップショットコピーを作成するための手
段と；状態メモリキャッシュ内の各選択状態レコードか
ら、前記スナップショットコピーの対応するセットを、
スナップショットメモリキャッシュに保持するための手
段と；状態メモリキャッシュ及びスナップショットメモ
リキャッシュ内で、前記トランザクションの中の指定さ
れた１個の処理が開始される際に存在する指定された状
態レコードのバージョンをサーチするための手段と；前
記トランザクションによって指定された修正を、状態メ
モリキャッシュ内の選択された状態レコードに行うため
の手段と；前記トランザクションによって指定された修
正を、不揮発性メモリ内の更新後イメージログに引き渡
たすための手段と；スナップショットコピーをスナップ
ショットメモリキャッシュから読み出すとともに、前記
スナップショットコピーを不揮発性メモリ内のスナップ
ショットメモリに書き込み、且つ選択された状態レコー
ドを状態メモリキャッシュから読み出すとともに、前記
選択された状態レコードを不揮発性メモリ内の状態メモ
リに書き込むためのキャッシュフラッシング手段；とを
具え、該キャッシュフラッシング手段が：前記各選択さ
れた状態レコードが状態メモリキャッシュから読み出さ
れ、不揮発性メモリ内の状態メモリに書き込まれる以前
に、各選択された状態レコードのスナップショットコピ
ーの対応するセットをスナップショットメモリキャッシ
ュから読み出すとともに、前記各選択された状態レコー
ドのスナップショットコピーの対応するセットを不揮発
性メモリ内のスナップショットメモリに書き込むための
手段を具えていることを特徴とするトランザクション処
理装置。 - 【請求項１６】 不揮発性メモリ内の状態メモリから読
み出される状態レコードに関する、更新後イメージログ
に引き渡される修正を行うと共に、トランザクション処
理を再開することによって、電力故障から回復するため
の手段を更に具えていることを特徴とする請求項15に記
載のトランザクション処理装置。 - 【請求項１７】 前記引き渡しを行うための手段が、所
定の多数の前記トランザクションによって指定される修
正を前記更新後イメージログに引き渡した後に、前記キ
ャッシュフラッシング手段を起動するための手段を更に
具えていることを特徴とする請求項15に記載のトランザ
クション処理装置。 - 【請求項１８】 前記引き渡しを行うための手段が、前
記トランザクションによって指定される修正を前記更新
後イメージログに引き渡し、前記引き渡された修正が、
前記更新後イメージログ内の所定量のスペースを占有し
た後に、前記キャッシュフラッシング手段を起動するた
めの手段を更に具えていることを特徴とする請求項15に
記載のトランザクション処理装置。 - 【請求項１９】 選択された状態レコードのスナップシ
ョットコピーをスナップショットメモリキャッシュから
読み出すとともに、前記スナップショットコピーを不揮
発性メモリ内のスナップショットメモリに書き込み、選
択された状態レコードを状態メモリキャッシュから読み
出すとともに、選択された状態レコードを不揮発性メモ
リ内の状態メモリに書き込むための状態レコードフラッ
シング手段を更に具えていることを特徴とする請求項15
に記載のトランザクション処理装置。 - 【請求項２０】 前記状態レコードフラッシング手段を
起動し、前記選択状態レコードの記憶に予め使用された
揮発性メモリバッファを解放するための手段と；他の状
態メモリレコードを揮発性メモリバッファに書き込むた
めの手段；とを具えていることを特徴とする請求項19に
記載のトランザクション処理装置。
Applications Claiming Priority (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/717212 | 1991-06-18 | ||
| US7/717212 | 1991-06-18 | ||
| US07/717,212 US5369757A (en) | 1991-06-18 | 1991-06-18 | Recovery logging in the presence of snapshot files by ordering of buffer pool flushing |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05197598A true JPH05197598A (ja) | 1993-08-06 |
| JP2679779B2 JP2679779B2 (ja) | 1997-11-19 |
Family
ID=24881145
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4159414A Expired - Lifetime JP2679779B2 (ja) | 1991-06-18 | 1992-06-18 | トランザクション処理方法及び装置 |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5369757A (ja) |
| JP (1) | JP2679779B2 (ja) |
| DE (1) | DE4220198C2 (ja) |
| GB (1) | GB2256952B (ja) |
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|---|---|---|---|---|
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