JPH05502747A - 大容量データベースシステムにおける回復 - Google Patents

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】 大容量データベース／ステムにおける回復発明の背景 １発明の分野 本発明は大容量記憶装置に関するものであり、特に、蓄積データに関するオーデ ィントドレイルメカニズム（監視追跡機能）を利用しないシステムの回復に関す るものである。更に詳しくは、本発明は方法及び装置を含み、これにより、ディ ンタルフンビュータンステムにおいて稼働するクライアントアプリケーノヨ／は 高容量、リアルタイムデータの種々のデータ長のパケットに対して、ストア、リ ドリーブ、デリートが可能となる。そして、これらのデータはその揮発性のため に保管できず、その大容量のためにオーディットできないものである。また、本 発明は例えば、電話音声メッセージングンステム、生産工程制御システム、研究 データシステム等のような環境にも適用可能である。

２従来技術の説明 従来の大容量データベースシステムに対して、多数の種々の寿命のデータパケッ ト（以後これをメツセージと称する）をリアルタイムで受信し、そのメツセージ をディスクヘスドアするという要求がある。そのようなシステムでは、システム の中断やＩ１０コンポーネントの故障発生時におけるデータの一貫性と回復性が 要求される。メツセージがレコードされているという情報をシステムのクライア ントアプリケーションが１度でも受け取れば、システムの中断やＩ１０コンポー ネントの故障がそのメソセージの喪失を招いてはならない。この種のシステムは 数千のディジタルデータチャンネルをサポートしており、各チャンネルは１秒あ たり数千バイトのレートでリアルタイムにデータの送受信を実行している。

もしも、全てのデータチャンネルがデータの受信とディスクへの書き込みを実行 していると、そのシステムは１秒あたり数千万バイト以上の持続的な実効性能を 提供することを要求される。

この種の／ステムでは、メツセージは消去されるまで保持しなければならないた め数十万のメソセージの蓄積が要求される。そして各メツセージは何千ものバイ ト長を有する。従って、そのようなシステムでは、数百億バイトものデータを蓄 積することが要求される。更に、クライアントアプリケーションがメ、セージを １つのデータチャンネル上に送信することを要求するとき、要求への迅速な応答 が期待される。例えば、テレフォンメツセージシステムにおいて、選択された電 話回線上にボイスアナウンスメントをのせる要求に対して、１秒の数分の１程度 のリアルタイムな応答を要求する。

上述の要望に対して効果のある従来の方法は、完了したデータ処理のオーディッ トトレイルをつくるオーディットメカニズムを有するデータベースを利用するも のである。構造化されたデータデーベースが好ましい。なぜならば、構造化され たデータベースは大容量のデータに対して迅速なアクセスを提供するからである 。オーディットトレイルはＩ１０コンポーネント故障や、システムの中断からの 保護を提供する。オーディットメカニズムは、各処理が完了する前にデータ更新 前後の、各々のデータベースレコードを表すレコードがオーディットファイルへ 書き込まれることで実施される。このオーディットファイルに更に加えて、定期 的なデータベースのダンプをとることで、データベースの各レコードを退避させ ておく。このようにして、最新のデータベースダンプとオーディットファイルに より、Ｉ１０コンポーネント故障やシステムの中断からの回復が達成される。

しかしながら、大容量の揮発性データの記録を要求される上述の環境にとって、 上述のデータベースの保護方法は効果的ではない。代表的なメツセージのライフ タイムが２４時間以下であるシステムにおいては、毎夜のデータベースダンプは 何の利益をも生み出さない。故障時において、最新のダンプに登録されたメツセ ージの多くの部分は使いものにならない。更に、そのようなリアルタイムの高速 データ処理／ステム（１秒あたり１千２百万バイト以上）においては、オーディ ティングメカニズムを実行することは現在の周辺装置をもってしては実際のとこ ろ実現できない。オーディソトトレイルメカニズムを用いると、処理されている 大容量のデータは、そのコンピュータシステムのＩ１０サブシステムにおける１ つの周辺袋！に対して、書き込みの要求を出しながらノーケンノヤルに書き込ま れなければならない。周辺装置の開発における現状の技術状態においては、上述 のようなオーディノドメカニズムを提供するように高速処理を実（テし、データ を吸収する周辺装置には費用効果は存在し得ない。更に、オーディノドメディア の管理は禁止的な好ましいとはいえない複雑な要望をもたらす。

上述のタイプのシステムを実現するためのもう１つのアプローチは、従来からの ミラードディスク上のフラットファイルである。このミラードディスク上にはフ ラットファイルに対するインデックスまたはディレクトリ構造の為のデータベー スを有する。そのようなフラットファイルは、関連づけられたインデックス構造 を持たずに、典型的にそのメツセージデータを蓄積する為に使用されるレコード を有する。レコードがフラットファイルに書き込まれるとき、一般的にオーディ ノドトレイルは生成されない。このようにして、上述のオーディ、トメカニズム の欠点は除去される。しかしながら、フラットファイル中のデータはＩ１０コン ポーネント故障やシステムの中断という危険にさらされている。絶縁されたＩ１ ０コンポーネント故障や／ステム中断からの保護を提供するために、フラットフ ァイルの２つのコピーが保持される。そして、そのファイルのコピーは互いに共 通のＩ１０パスやコンポーネントを持たない。フラットファイルにアクセスする ルーチンは両方のコピーを１つのファイルとみなす。データがファイルに書き込 まれるとき、ファイルの両コピーは更新される。フラットファイルからの読みだ し操作では、データは１つのファイルより読み出される。１つのファイルのコピ ーからの読みだし中において異常が発生すると、他のコピーが利用される。もし 、フラットファイルの両方のコピーが読み出せない場合はＩ１０エラーがストレ ーシンステムよりリターンされる。記述された方法でアクセスされるファイルは ミラードディスク上に備わっている。ミラードディスクシステムはレコードの書 き込み中のＩ１０要求を倍増する。

ミラードディスクの利用はファイルの２つのコピーの間に不一致をもたらす原因 となる。例えば、そのような不一致は以下の手順にてもたらされる。各コピーに 対して書き込み操作が開始され、■つのファイルの更新が完了する。他のファイ ルコピーに対してその情報が書き込まれる前にシステムが中断したとする。する と、システムがイニノヤライズされるとき、その２つのファイルのコピー間に不 一致が存在する。

通常、ミラードディスク上のフラットファイルはレコードデータに高速にアクセ スするためのインデックス構造を提供しない。データへの高速アクセスを提供す るために、ミラードディスク上のデータベースとフラットファイルのコンビ不− ７ヨノが利用され得る。データベースはキー検索を利用して効率的なメンセージ へのアクセスの可能性を提供する。データベースは、メツセージに関連した各セ グメントに対応したフラットファイル中のレコード番号を備えるデータを含む。

データベース中のレコードが小さいのでオーディノドデータベースが利用可能で ある。データベースのオーディノドメカニズムはＩ１０コンポーネント故障から の保護を提供する。

インデックスもしくは直接構造の為のデータベースとデータ蓄積のためのミラー ドディスク上のフラットファイルを使用することはいくつかの望ましい長所を結 果としてもたらす。データベースはメツセージに関連するセグメントへの高速な アクセスを提供する。ミラードフラントファイルはＩ１０コンポーネント故障や ／ステムの中断からの保護を、１つの周辺装置に集中されるオーディノドメカニ ズムの前述の欠点を生ずること無しに提供する。新たなＩ１０オペレーションが メツセージのストア時に要求されるが、そのＩ１０オペレーションが全ディスク サブシステムにわたり同時に発生する書き込みを許可することは歓迎すべきこと である。また、フラットファイルにたいする追加の■／○オペレーションは、上 述したようなオーディノドデータベースにたいするＩ１０要求よりも少ないとい うことも歓迎すべきことである。

しかしながら、前記の処理方法は周辺装置にデータベースのフラットファイルと の不一致をもたらす。また、周辺装置に対して、フラットファイルが稼働しなく なるような状況をもたらす。データベースの更新前のレコードを記述するデータ ベースオーディットファイルからのイメージを適用することによりデータベース がロールバック（その論理的状態が時間的に後退する）した場合、または、故障 や中断の後にオーディットファイルからの回復が完璧にできない場合、フラット ファイルはデータベースと不一致となる。もしこれが発生すると、フラットファ イルの不正なレコードが使用されたり重ね書きされたりする。データベースロー ルバックは論理エラーの修正を目的として、通常的に実行されるものである。そ して、それらの論理エラーは不正な入力で走らされたプログラムまたは、不正に データベース中のレコードを処理するプログラム等により発生する。さらに、も しデータベースが回復不能に破壊されると、残されたフラットファイルは使用不 能のままとなる。更に、もし、フラットファイルへの書き込み操作がシステムの 中断により中断されると、２つのコピーは互いに不一致のまま永久に残される。

また、もし、メツセージが受け付けられ蓄積されても、クライアントアプリケー ションがクライアントのデータベース中にメツセージの存在を記録する前にシス テムが中断されると、メツセージは「孤児」（永久的に配置されるがどのクライ アントも知ることはない）となる。もし多（のメツセージが「孤児」となると、 システムは更なるメツセージの蓄積ができなくなってしまう。

発明の要約 上述の従来技術における問題点は、フラットファイルとそれにアクセスするため の関連したデータベースにより取り除かれる。そしてこれらは、フラットファイ ル、データベース、プロセッサ／ステムに結合したメモリ中にストアされている アルゴリズムを実行するプロセッサ／ステムによりコントロールされる。フラッ トファイルにストアされている各メツセージセグメントは、ともにストアされる 回復情報（ＲＪと称する）を有している。そして、データベースがフラットファ イルと一致しない場合に回復を実行させる。また、ＲＩは、データベースの不一 致、フラットファイルにストアされたメツセージセグメントの一貫性を照合する のに利用される。フラットファイルはミラードディスク上に貢（ことが好ましい 。そして、このような場合、本発明はデータコピー間に存在する可能性のある不 一致に対して、許容性と修復性を有する。更に、本発明はトランザクション番号 （ＴＮ）オーディットファイルを有し、データベースに関連して実行された最も 新しいトランザクションのトランザク／コン番号の永久的な独立レコードを生成 する。ＴＮオーディノドファイルはデータベースとフラットファイル間の不一致 を検出するのに利用される。にとＴＮはデータベースとフラットファイル間の不 一致の継続的な監視に利用される。不一致が検出された場合、データベースはＲ Ｉより回復される。データベースとフラットファイルがアクセス可能で継続的に 更新される間も、回復は継続して実施される。データベースの不一致の監視はメ ツセージに対するメツセージ番号識別トークンに基づいて実行される。そのトー クンは、本発明の実施例であるシステムの期待されるメツセージのライフタイム においてユニークである。各トークンは高順位コンポーネントと低順位コンポー ネントから構成される。トークンはマスタートークンより発生される。低順位コ ンポーネントがオーバーフローしたとき、もしくは、システムが初期化される毎 に、その高順位コンポーネントは、インクリメントされディスクにストアされる 。低順位コンポーネントは、各連続的なトークンを発生するために１つずつイン クリメントされる。データベースにストアされる情報は、「孤児」となったメツ セージを明らかにするために、クライアントデータベースとサーバデータベース ヲ一致させることを可能にする。

図面の簡単な説明 図１は本発明に基づいて実施されるシステムの概略プロ、り図である。

図２は本発明の実施にあたり利用されるデータベースの構造をを説明する図であ る。

図３は本発明の実施にあたり利用されるフラットファイル構造を説明する図であ る。

図５〜図１７は図１のシステムにおけるメツセージ管理モジュールにおいて実行 されるフローチャートである。

好適な実施例の説明 図１を参照して、本発明により実施されるシステムの概略ブロック図を説明する 。コンピュータンステムＩＯは適切なインターフェイス（不図示）を介してデー タチャンネル１１と高容量のリアルタイムデータを送受信する。コンピュータン ステムＩＱはデータチャンネル１１との送受信のためのＩ１０プロセッササブ。

ステム１２を何し、また、Ｉ１０ブロノセサ１２と双方向通信できるように接続 されたディスクツステム１３を有する。ディスクツステム１３は後述の理由によ りミラードディスクを含むことが望ましい。ｌ０１１２、Ｉ３の各部として使用 されるシステムはベンノルバニア州（Ｐｅｎｎｓｙｌｖａｎｉａ）、ブルーベル （Ｂｌｕｅ　ｆ３ｅｌｌ）のユニ／スコーボレーンコン（Ｕｎｉｓｙｓ　Ｃｏｒ ｐｏｒａｔｉｏｎ）より市販されているＡ−フリーズ（Ａ−５ｅｒｉｅｓ）コン ピュータンステムがある。クライアントアブリヶーノコン１４はコンピュータン ステム１０に駐在して図示されている。クライアントアプリヶーノヨ／１４は以 下のことを要求する。選択されたデータチャンネル１１より大容量のリアルタイ ムデータを受信し、ディスクツステム１３上にデータをストアし、選択されたデ ータチャンネルＩＩに送信するためにディスクツステム１３よりデータをリドリ ーブし、ディスクツステム１３よりデータをｌ自失する。コンピュータンステム ｌＯはメツセージデータを管理するためのメツセージ管理モジュールルーチン１ ５を有する。これは図４から図１７の詳細説明において後述の手順によって管理 を実行する。クライアントアプリケーノコン１４により要求される機能を実行す るために、また、受信されストアされたデータを管理するために、クライアント アプリケ−／ジン１４はメソセージ管理モジュールルーチン１５にコマンドを送 出する。メツセージ管理モジュールルーチン１５は情報をクライアントアプリケ −／コンに返す。その情報とは例えば、ディスクシステム１３にストアされたメ ツセージを指定するためのメツセージ番号や、システム異常によるエラー情報等 である。メソセージ管理モジュールルーチン１５はＩ１０ブロセソサンステム１ ２と双方向通信可能に接続される。そして、ディスクツステム１３の読みだしと 書き込みを制御し、データチャンネルｌ】に関連したデータを送受信する。

フラットファイル２０はディスクツステム１３のミラードディスクの部分にある 。そして、実際のメンセージデータを回復情報（Ｒ１）とともにストアする。詳 細は図３を参照して後述する。ルーチン■５はディスクツステム１３にあるデー タベース２１を管理する。そして、フラットファイル２０に蓄積されたメツセー ジへの高速なアクセスを可能とする。データベース２１の構造の詳細は図２に関 連して後述する。本発明の運用において、ルーチン１５は下記のファイルを保有 する。

ディスクツステム１３のリストとレコードである。即ち、トランザクンコン番号 オーディソトファイル（ＴＮＡＵＤＩＴ）　２２　（ミラードディスク上にある ）、データベースオーディ、トファイル（ＤＢＡＵＤＩＴ）　２３、エラーデー タベースレコード（ＥＤＢＲ）　２４、リスタートデータセット２５゜それらフ ァイルの機能と運用、２２から２５のレコードは図５から図１７により後述する 。コンピュータンステム１０は王メモリ中にワーキングストレージ３０を有する 。そして、ディスクンステム１３にある２０−２５のコンポーネントを更新した り管理したりする。プロセス回復中（ＲＪＰ）　３１、これはブーリアンくフラ グ）である、が備えられている。これは、データベース２１がフラットファイル ２０より回復されている最中であることを表示するものである。ワーキングスト レーン３０には以下のリストが備えられている。

即ち、未照合フラットファイルリスト（ＵＦＦＬン４２．照合済みフラットファ イルリスト（ＶＦＦＬ）　４２．エラーフラットファイルリスト（ＥＦＦＬ）　 ４３．保留フラットファイルリスト（Ｒ５Ｌ）　４４．、書き戻しリスト（ＷＢ Ｌ）４５である。さらにワーキングストレージ３０は現トランザクション番号（ ＣＴＮ）　４６．高順位コンポーネント（ＴＨＣＧ）　４７．低順位コンポーネ ント（ＴＬＣＧ）　４８を有し、これら全ては整数型データである。４１から４ ８のリストとレコードの機能及び運用は図５−１７において詳述する。図５−１ ７において説明される手順でえとＴＮＡＵＤ汀を利用してルーチン１５により回 復機能実行の要求は検出される。

図２はデータベース２１の構造を説明する図である。データベース２１はフラッ トファイル２０に蓄積されたデータへの高速なアクセスを提供する。また、フラ ットファイル２０に含まれるデータに対する、ディレクトリまたは、アクセス構 造として機能する。メツセージを構成するフラットファイル２０のメツセージセ グメントを特定するデータベースレコード（レコードグループ）は各データメツ セージに関連する。システム中断やＩ１０コンポーネント故障時にデータベース ２】の復帰を提供するオーディットファイル２３はデータベースに組み込まれる 。

データベース２１の各レコードは以下のフィールドを有する。即ち、メツセージ 番号（ＭＮ）、セグメント番号（ＳＮ）、／−ケンンヤルカウンタ（ＳＣ）、デ ータベース番号（ＤＢＮ）、不完全メツセージフラグＩＭＦ、セグメントディス クリブタ（ＳＤ）である。

ＭＮは、一方ではトークンとして参照されるが、メツセージを特定しアクセスす る。システムにメツセージが受け付けられるとき、唯一のＭＮが生成されクライ アントアプリケ−ノコン１４にリターンされる。ＭＮ生成の詳細は図４において 説明する。ＳＮは１つのノングルデータベースレコードにおけるＳＤの最大数を 越えるＭＳを必要とするメツセージが受信されたときに必要となる。ｓｃはメ。

セージにおけるメソセージセグメントの数を表す。ＤＢＮはクライアント１４を 特定し、メツセーフに備えられる。ＩＭＦは、工／○エラーによりフラットファ イル２０からのデータベース２１の復帰時にメツセージが完全には再構築されな がったことを表す。ＳＤのセントはフラットファイル２０のレコードを記述する 。各ＳＤはフラットファイルポインタ（ＦＦＰ）を有する。ＦＦＰはフラットフ ァイル２ｏの中のＭＳのアドレス（レコード番号）と、ＭＳのバイト数を表示す るフィールド（不図示）を有する。

図２のようなフォーマットのレコードに加えて、リスタートデータセット（ＲＤ Ｓ）２５が論理的に（実際には物理的に）データベース２１に存在する。ＲＤＳ ２５はシステム故障の後利用される、そして、ＲＤＳの各レコードはそういう理 由がらＴＮを有する。メンセージが生成されたりデリートされる毎にＴＮはＣＴ Ｎ４６をインクリメントすることで生成される。そして、ＤＢＡＵＤＩＴ２３に 変化したデータベースレコードとともにストアされる。システム故障とそれに続 ＜ＤＢＡＵＤＩＴを利用するデータベースの復帰の後に、最新のデータベース処 理のＴＮはリスタートデータセット２５におけるレコードから復帰され得る。デ ータベース２１の変更はＢＴとＥＴの運用により制限される。ＢＴとＥＴの間の データベースグループはデータベース２１の１つの論理的な変更を構成する。そ れゆえ、訂が実行された後のみ、ＢＴとＢＴ間のデータベースの変更は実行され る。ここで記述したような、処理単位を明確にし、データベースの復帰を確実に することを要求されるデータベース管理のアルゴリズムは、共通的に有効なもの であり、一般的にＤＢＡＵＤ汀とＲＤＳに類似したメカニズムを有する。

図３を参照してフラットファイル２０の構造を説明する。メソセージはＭＳを備 える。各ＭＳはＳＤに対応して特定されるアドレスにフラットファイル２０のレ コードとしてストアされる。全てのＭＳは同サイズである。しかし、ＭＳのサイ ズにより制限されるものの、ＭＳに含まれるデータ量は可変である。フラットフ ァイル２０はミラードディスクシステム１３に保持される。データベース２１は ミラードディスク上にある必要はない。フラットファイル２０はメツセージを有 するＭＳをストアする。フラットファイル２０の各ＭＳは図３に示されるように フォーマットされ、受信データとＲ１を有する。

Ｒ１は、通常のデータベース管理アルゴリズムでは回復できないほどにダメージ を受けたとき、データの一貫性と、データベース２１の回復を提供する。ＲＩは フラットファイルレコードにストアされ以下のデータアイテムを有する。即ち、 使用可能マーカ（ＡＭ）、セルフポインタ（ＳＰ）、メツセージ番号（ＭＮ）、 セグメントノーケンス番号（ＳＳＮ）、データベース番号（ＤＢＮ）、ファイナ ルフラグ（ＦＦ）、データ長（Ｌ）、最終アドレス（ＬＡ）、チェックサム（Ｃ ５）である。

ＡＭはＭＳが使用中か使用可かを表す。ＳＰはＭＳを有するフラットファイルの アドレスを表す。また、ディスクサブシステムのエラー検出に使用される。ＳＰ は同じＭＳにたいしてＳＤと一致しなければならない。ＭＮはＭＳが属するメツ セージを表す。ＭＳが使用される前に、データベース２１により示されるメツセ ージに属していることを確かめるために照合が実行されるものである。ＳＳ、’ ？はメツセーフセグメントが受け付けられた順番を表す。ＤＢＮはＭＳを所有す るクライアントを表す。Ｆ下はそのＭＳがメツセージの中の最終のＭＳであるこ とを表す。Ｌはメソセージにおける確定されたバイト数を表す。ＬＡはメツセー フの最終ＭＳを指し示す。Ｃ５はＣ３を除く全Ｒ１にわたり計算され、一貫性を 照合するのに利用される。

ディスクユニットへの読みだし、書き込み操作が失敗したとき、ミラードセ、ト の他の部分が使用される。しかし、これによりディスクユニットの他の部分にあ るデータは故障の危機にさらされることになる。それゆえ、ミラードセノトのた めの他のメンバーを確立することが必要である。装置に新しいディスクユニ、ト が供給された後、ディスクの残りの部分からのデータが新しいディスクユニット にコピーされる。このようにしてフラットファイル２０が常時ミラードで残るこ とを可能とする。

図２と図３を参照してデータベース２１とフラットファイル２０におけるデータ の関係について詳述する。ＭＮ　ｒｌｏＯＪは３つのＭＳを有する。ＤＢＮカリ １」に割り当てられたクライアントのためにレコードされたものである。ＭＮｒ ｌＯＯＪに関するＭＳはフラットファイルのアドレス「２．４．６」に位置する 。ＭＮ　ｒ２００Ｊは７つのＭＳを膏し、ＤＢＮが「２」に割り当てられたクラ イアントの為にレコードされたものである。メツセージセグメントはフラットフ ァイルのアドレス「ｌ、３．５．１０Ｊ１．１３．１５」に位置する。ＭＳのｒ ｌ、２．３，４．５．６．１０．１１，１３．１５Ｊは使用中であり、他は全て 使用可である。ＭＳ　ｒ６Ｊと「１５」はメツセージの最終ＭＳである。メソセ ージはフラットファイル２０にストアされデータベース２１のレコードにより指 し示されることが理解される。

データベース２１とフラットファイル２１が互いに一致していることを保証する ためにＴＮＡＵＤＩＴファイル２２が利用される。データベースに対する各最新 の処理にはＣＴＮ４６をインクリメントして生成されるＴＮが割り当てられる。

ＴＮはデータベースにあるＲＤＳ２５にストアされ、処理が実行された後、クラ イアントに結果を返す前に、ＴＮＡＵＤＩＴに書き込まれる。初期化中に照合が 実行される。そして、データベース２１のＴＮがＴＮＡＵＤＩＴからのＴＮ以上 であることを確認する。もしそうでないと、データベース２１が不正であるとみ なし、このため、フラットファイル２０からのデータベース２１からの回復が開 始される。

各ＴＮはＴＮＡＵＤ汀ファイシフアイル２２まれる必要はない。最新の処理の与 えられたグループの最大のＴＮのみ書き込まれる必要がある。例えば、データベ ース２１に３つの処理が委託されているとする。各処理はＴＮが「１Ｏ１１１， １８ＪとすればＴＮｒ１８ＪのみがＴＮＡＵＤＩＴファイル２２に書き込まれる 必要がある。更に、最新の処理が委託され、ＴＮＡＵＩＭＴファイル２２に書き 込まれた＃終のＴＮが現在の処理に割り付けられたＴＮよりも大きいならば、Ｔ ＮＡＵＤ汀ファイシフアイル２２む必要はない。

そのうえ、ＴＮＡＵＤＩＴファイルは６異なるディスク上で複数のレコードを有 する。これらのレコードは周期的に書き込まれる。こうして、ＴＮＡＵＤＩＴへ の書き込みは複数のディスクに分配される。

フラットファイル２０とＴＮＡＵＤｒＴファイル２２はＩ１０エラーの可能性を 減らすミラードディスク１３に保持される。しかし、Ｉ１０エラーは２つのファ イルが故障すると発生し得る。Ｉ１０エラーはエラー表示をクライアントに返す 結果となる。

上述により、本発明によるシステムは大容量のリアルタイムデータを受信、スト ア、リドリーブ、送出することが理解される。本装置はデータベース２１を管理 する。データベース２１は蓄積されたメツセージ及び、実際のデータを蓄積する ミラードディスク１３上のフラットファイル２０への高速なアクセスを提供する 。データベース２１、フラットファイル２０、ＴＮＡＵＤＩＴ２２、ＲＩを利用 して、本発明のシステムは以下の能力を提供する。即ち、揮発性のためにダンプ され得ず、大容量のためにオーディットされ得ない、大容量のリアルタイムデー タを蓄積する。迅速に蓄積されたデータをリドリーブ、デリートする。データベ ース２１とフラットファイル２ｏの間に存在する不一致を検出し修正する。メソ セージがストア、リドリーブ、デリートされる間にフラットファイル２０からデ ータベース２１を再構築する。フラットファイル２０からのデータベース２１の 再構築が要ｔされるときを自動的に検出する。存在する可能性のあるミラードデ ィスクの不一致を解決する。データベース２１とシステムのクライアントアプリ ケーノコンのデータベースとの間に存在する可能性のある不一致を解決する。本 発明は、単一のＩ１０コンポーネント故障やシステムの中断の発生時に損失無し のデータの回復を提供する。本発明は固定長のトークン（ＭＮ）により、種々の 長さのデータバケットを参照してシステムを使用するアプリケーノコンの使用を 許可する。

図４から図１７は、本発明に基づいて処理を実行するメツセージ管理モノニール （ＭＭＭ）ルーチン１５の動作を詳述するフローチャートである。図４を参照し てトークン、即ちＭＮが生成され管理される手順を説明する。ＭＮはメンセージ をアクセスするのに使用され、メソセージが受信されると生成される。ＭＮはク ライアントに返される。ＭＮはシステムの所定のライフタイムにおいてユニーク であり、マスターＭＮより発生される。そして、このマスターＭＮは高順位コン ポーネント（ＴＨＣＧ）４７と低順位コンポーネント（ＴＬＣＧ）　４８を備え ている。装置が初期化される度に高順位コンポーネントが１つ加算される。そし て、低順位コンポーネントは１にセットされる。低順位コンポーネントは各メソ セージが生成されるときに１つ加算される。もし、低順位コンポーネントがその 最大値を越えて加算されたときは、高順位コンポーネントを１つ加算し、低順位 コンポーネントを１にセットする。高順位コンポーネントはフラットファイル２ ０の所定の位置にストアされる。そして、ＴＮＡＵＩＭＴファイルに書き込まれ る。装置が低順位コンポーネントのオーバーフローにより高順位コンポーネント を加算するとき、その値がフラットファイルとＴＮＡＵＤＩＴファイルの両方に 記録が完了するまではその加算された値は使用しない。ＴＨＣＧ４７とＴＬＣＧ ４８　（図１）は上記の操作で利用される。

図５から図１７のフローチャートについて、数ページにわたるフローチャートは 共通の英数字の拡張子にてマークされており、これらはフローチャートの種々の 各部分との接続を表す。図５から１７は、データベース２１やフラットファイル ２０の管理、アブリケーンコン１４（図１）からのコマンドの実行における動作 を明確にしている。図１．１から１５は、クライアントアブリケーノコン１４を 代表するメツセージ管理を遂行するためのメツセージ管理モジュールルーチン（ ＭＭＭ）１５のレパートリにおけるコマンドの詳細である。図１６は装置による 初期化手順である。図１７はフラットファイル２０からのデータベース２１の回 復を詳述する。以下の記述は参照されるフローチャートと同様に構造化されてい る。アラヒア数字はフローチャートの論理レベルを区別するのに使用している。

図５を参照してＭＳを可能回復情報（ＡＲＩ）にセットする動作を説明する。

！、ＡＭは「使用可」１こセットされる。Ｃ５とＳＰが正しければ、このＡＭは ＭＳが使用可であるかどうかを確認するために必要とされる唯一のテスト項目で ある。

１、　Ｃ５ｌ：　Ｒ，１のチェックサムを有する。

図６を参照して、〜４ＳがＡＲＩを有するかどうかを決定する動作を説明する。

ＭＳは以下のステップにより使用可であると確認される。

１、ＭＳにあるＲＩのチェックサムを実施する。

１、もしチェ、クサムの値がＲ１にあるＣ５の値と一致しないときはエラーを返 す。

ｌ　もし、ＳＰが不正であわば（本ＭＳを指し示していない）、エラーを返す。

ｌ　もしＡＭが使用可の場合は、このＭＳは使用可である。また、そうでないと きは、このＭＳは使用可ではない。

図７を参、照して回復情報（ＲＩ）の照合の動作を説明する。Ｒ１の照合は以下 のステップより構成される。

１、ＭＳにあるＲ１のチェ、クサムを実施する。

ｌ　もし、ＲＩのＣ５とチェックサムが一致しないときはエラーを返す。

１　もしＳＰが不正であれば（本ＭＳを指し示していない）エラーを返す。

図８Ａから図８Ｃを参照して、フラットファイルポインタ（ＦＦＰ）が照合済み か未照合かどうかを調べる動作について説明する。未照合ＦＦＰのリストはデー タベースを補足することにより初期化中に構築され、このリストはＵＦＦＬ４１ 　（図１）と称する。即ち、データベース中のエントリにより参照されるメ、セ ージセグメノトを除（、全フラットファイルは使用可とみなされる。データがＵ ＦＦＬのエントリにより指し示されたＭＳに書き込まれる前に、ＭＳは使用可と マークされていても、使用中とマークされていても、もとのメソセージのコンポ ーネントではないということを確かめるために照合される（参照される最終ＭＳ は、同じメツセージに対する確定した最終セグメントではないことを照合するた めに読みだされる。）。このようにして、使いものにならないか不正なデータベ ースの使用は確定されたメソセージへの上書きの原因とはなり得ないものとなる 。

ＦＦＰにより特定されるフラットファイルの位置が装置の最終の初期化から読み だされもしくは書き込まれ続けてきたり、その位置に対する最終のオペレー７ヨ ノが使用可のＭＳの書き込みか使用可のＭＳというリターンの読み込みであれば 、ＦＦＰは照合済みとなる。

この処理を通して、Ｉ１０エラーが発生すると、照合されているＦＦＰは使用で きないものであり、ＥＦＦＬ４３　（図１）におかれる。ＥＦＦＬはＩ１０エラ ーにより使用され得ないＦＦＰのリストを有する。

１、ＵＦＦＬからＦＦＰを取り出す。説明のためにＵＦＦＬから得られたＦＦＰ の指すＭＳをＴＢＶ　（Ｔｏ　ＢＥ　ＶＥＲＩＦＩＥＤ）と称する。

１０回復中（ＲＩＰ）がセットされると全ＭＳを読みだす。そうでないときは、 ＴＢＶのＲ１を読み出す。

ＬＲＩ照合を実行する。もしエラーが返ったらＴＢＶは使用不能でありＥＦＦＬ におかれる。

ｌ　もしＡＭがＴＢＶが使用可であることを表示したら、それはＶＦＦＰとみな される。もし、ＲＪＰがセットされていたらＴＢＶをフラットファイルへ書き戻 す。

ｌ　もし、ＡＭがＴＢＶが使用中である表示をしていたら以下のステ／プを実行 する。

２、もし、ＴＢＶのＲＩがメソセージの最終セグメントであることを示しており 、ＲＩＰがセントされていれば、ＴＢＶをフラットファイルに書き戻し、データ ベース回復に関連して後述される保留セグメントリスト（Ｒ５Ｌ）にＴＢＶを置 く。

ＴＢＶはＶＦＦＰではない。また、ＲＩＰがリセツトされていると、フラットフ ァイルからのデータベースの回復が開始され、ＴＢＶの再処理が開始される。Ｔ ＢＶが再処理されるとき、全ＭＳは読みだされ、書き込まれる。

２そうでない場合は、ＴＢＶのＲ１のＬＡで指し示されるＭＳのｍを読み出す。

以後このＭＳをＬＭＳ　（最終メツセージセグメント）とする。

２ｍ照合をこのＬＭＳに対して実行する。もしエラーが返されればこのＴＢＶは 使用不能である。即ち、ＥＦＦＬにおかれる。

２もし、ＬＭＳのＡＭが使用中を表し、ＴＢＶのｍにおけるＭＮがＬＭＳの円に おけるＭＮと同じであり、さらに、ＲＩＰがセットされていたら、ＴＢＶをフラ ットファイルに書き戻し、Ｒ５Ｌに置く。ＴＢＶは照合済みのＦＦＰではない。

また、もしＲＩＰがリセットされているときは、フラットファイルからのデータ ベースの回復を開始し、ＴＢＶの再処理を実行する。ＴＢＶが再処理されるとき 、全ＭＳは読みだされ、再書き込みされる。

２、もしも、ＬＭＳのＡＭが使用中を表示し、ＴＢＶの■におけるＭＮがＬＭＳ のえにおけるＭＮと一致しないときはＴＢＶはＶＦＦＰとみなされる。もし、Ｒ ＩＰがセットされていると、ＴＢＶｌ：ＡＲＩを置き、フラットファイルに書き 込む。もし、ＬＭＳのＡＭが使用可を表すと、ＴＢＶはＶＦＦＰとみなされる。

もし、ＲＩＰがセットされているならばＡＲＩをＴＢＶにおき、フラットファイ ルに書き込む。

ｌ　もし、ＴＢＶがＶＦＦＰでないときは別のＦＦＰをＵＦＦＬより照合のため に取り出す。

ＶＦＦＬ４２　（図１）は使用可で照合済みのＦＦＰのリストを有する。ＶＦＦ ＬはＵＦＦＬよりＦＦＰを取り出し、図８Ａから８Ｃに示されるような照合工程 を実行する工程からなる。もしも、ＦＦＰがＶＦＦＰであればＶＦＦＬに置かれ る。

図９を参照してメツセージ番号不一致の場合の照合（ＭＮＭＶ）ルーチンを説明 する。！ｖＩＮＭＶは、データベースのＭＮと刀のＭＮとの間でミスマンチがあ るとき実行される。この照合プロセスの目的は、フラットファイルからのデータ ベースの回復を開始するかどうかを確認することにある。説明のために、照合を 要求するＭＳをＴＢＶ　（Ｔｏ　ＢＥ　ＶＥＲＩＦＩＥＤ）と称スル。

１　もし、ＲＩＰがセットされていたら、エラーを返す。

１、もし、ＴＢＶがメツセージの最終セグメントであれば、フラットファイルか らのデータベースの回復を開始し、エラーを返す。

１、ＴＢＶのえのＬＡフィールドにより指し示されるＭＳのえを読み出す。説明 のために、このＭＳをＬＭＳ　（ＬＡＳＴ　ＭＥＥＳＡＧＥ　ＳＥＧＭＥＮＴ） と称する。

１、Ｉ１０エラーが検出された場合は、エラーを返すが、フラットファイルから のデータベースの回復は開始しない。

１、ＬＭＳにたいしてＲＩ照合を実行する。もしエラーが検出された場合は、エ ラーを返すが、フラットファイルからのデータベースの回復は開始しない。

１、もし、ＡＭがＬＭＳは使用中であることを表していて、ＭＮがＴＢＶのＭＮ と同じであるとき、フラットファイルからのデータベースの回復を実行し、エラ ーを返す。

１、そうでないときは回復を開始しない。

図１０Ａから図１０Ｅを参照して、不完全メツセージの処理（ＩＭＦ）を実行す るフローチャートを説明する。あるＭＮのＩＭＰは以下のとき実行される。ＩＭ Ｆフィールドがセットされているメツセージの使用が試みられるとき、もしくは 、クライアントの特定するＭＮがデータベース中に見いだされず、カリ、ＲＩＰ がリセットであるとき、である。

ＩＭＦはまた、周期的にエラーデータベースレコード（ＥＤＢＲ，）にある全Ｆ ＦＰを処理することを実行する。もし、フラットファイルからのデータベースの 回復が実行され、かっ、１つまたは複数のメツセージセグメントにＩ１０エラー が検出されたとき、ＥＤＢＲはデータベースに置がれる。ＥＤＢＲは全てのメツ セージセグメントの中で、フラットファイルからのデータベースの回復が実行さ れているときにＪ１０エラーを有することが見いだされたＦＦＰを含む。

ＩＭＦはメンセージの現在の状態を解明することを試みる。説明のため？こ、解 ”Ａ　さｔＬ６：　とを１２　さｔ’Ｌ　るＭＮ　をｒＭＮ　と称Ｔ　る（ＩＮ 　ＣＯＭＰＬＥＴＥ　ＭＥＳＳＡＧＥＮＵＭＢＥＲ）。以下のステップが実行さ れる。

１、もし、ＥＤＢＲがデータベース上にないとき、以下のステップを実行する。

２もし、ｒＭＮに対するデータベースレコードがあれば、以下のステ、ブを実行 する。

３もし、データベースレコードに最終ＳＤが存在するならば、以下のステップを 実（テする。

４データベースレコードの最終ＳＤにより指定される〜１ｓのＲＪを読み出す。

４もし、工／○エラーが検出されたら、データベースレコードの処理を中止する 。

４データベースレコードの最終ＳＤにより指定されるＭＳに対してＲ１照合を実 行する。もし、エラーが検出されたらデータベースレコード′の処理を中止する 。

４、データベースレコードの最終ＳＤにより指し示されるＭＳのＡＭが使用中を 表しており、データベースレコードのＭＮと円のＭＮ力仁致しない場合は、この ＭＳに対して、メツセージ番号不一致照合（ＭＮＭＶ）を実行する。もし、この 照合工程（ＭＮＭＶ）がフラットファイルからのデータベースの回復を呼び起こ すと、ＭＳをフラットファイルに書き戻しデータベースレコードの処理を中止す る。この照合工程の最中にエラーが検出されたらデータベースレコードの処理を 中止する。

４、　ＡＲＩでＬＭＳの沼を書き直す。Ｉ１０エラーを検出したらデータベース レコードの処理を中止する。

３．７Ｎを得る。

３　トランザク／ヨ／を開始する。

３、　Ｕスタートデータセット（ＲＤＳ）にＴＮをセットする。

３データベースレコードからの全ＦＦＰをＵＦＦＬにおく。そして、データベー スからそのＭＮのデータベースレコードを消去する。

３　トランザク／コンの終了。

３　ＴＮをＴＮＡＵＤＩＴファイルに書き込む。

２エラーを返す。

１、そうでないときは、ＥＤＢＨにより指し示される各ＭＳにたいして、以下の ステップを実行する。

２、ＭＳを読み出す。

２、Ｉ１０エラーが見いだされたときは、次のＭＳを処理する。

２、　Ｒ１照合を実行する。もし、エラーが見いだされたら次のＭＳを処理する 。

２、ＭＳをフラットファイルに書き戻す。

２もし、Ｉ１０エラーが検出されたら次の〜１ｓを処理する。

２、もし、Ｒ１のＭＮがＩＭＮにマツチする場合は、以下のステップを実イテす る。

３゜ＴＮを得る。

３　トランザクノコンを開始する。

３、ＲＤＳにＴＮをおく。

３現在処理されているＭＳに対するＦＦＰをＥＤＢＲから除去する。もしこのＥ ＤＢＲが空になる場合は、ＥＤＢＲをデータベースより消去する。

３、現在処理されているＭＳに対するＳＤを含むようにＩＭＮのデータベースレ コードを更新する。もし、ＩＭＮに対するデータベースレコードが存在しない場 合は、ＩＭＮに対するデータベースレコードを生成しＩＭＦをセットする。

３もし、ＩＭＮが完全になれば、ＩＭＦフィールドをリセツトする。

３、もし、ＩＭＮが完全でなく　、ＥＤＢＲに他のエントリが無いときは、以下 のステップを実行する。

４、データベースレコードの最終ＳＤが存在するならば、以下のステップを実行 する。

５、データベースレコードの最終ＳＤにより指定されるＭＳのｍを読み出す。

５、Ｉ１０エラーが検出されたら、データベースレコードの処理を中止する。

５、データベースレコードの最終ＳＤにより指定されるＭＳにたいして、ｍ照合 を実行する。エラーが見いだされたら、データベースレコードの処理を中止する 。

５、もし、データベースレコードにある最終ＳＤにより指定されるＭＳのＡＭが 使用中を表しており、ｍのＭＮがデータベースレコードのＲＩとマツチしない場 合は、このＭＳに対して、ＭＮＭＶを実行する。もし、この照合がフラットファ イルからのデータベースの回復を引き起こす場合はフラットファイルにそのＭＳ を書き戻し、データベースレコードの処理を中止する。

５その最終ＭＳのＲ，１８ＡＲＩで書き換える。もし、Ｉ１０エラーが検出され たらデータベースレコードの処理を中止する。

４このデータベースレコードの全ＦＦＰをじＦＦＬに書き込む。そして、データ ベースから、ＥＭＮのためのデータベースレコードを消去する。

３、トラノザクノヨノの終了。

３、ＴＮをＴＮＡＵＤＩＴファイルに書き込む。

２もし、ＩＭＮが完了したらＥＤＢＨの処理を終える。

ｌメンセージの状態を返す。メツセージは（ａ）完全／処理可能、（ｂ）データ ベースに有りません、（ｃ）現在使用可ではありません、を表示する。「現在使 用可ではありません」は、データベースにＥＤＢＲがある限り、不完全メツセー ジや、データベースに存在しないメツセージに対して、返される。

ＭＭＭルーチン１５（図１）は、装置からのサービスを要求するクライアントを 受け付けるためのコマンドのレパートリを有する。クライアントはメツセージの 送出、受付、消去を要求する。加えて、クライアントは外部ファイルを生成した り、フラットファイルからロードされたりする事を要求する。アプリヶ−ノコン が孤児となったメツセージの消去に関係することを可能とするために、装置に知 らされたＭＮのリストを発生するコマンドが提供される。追加可能な有効なレコ ードをフラットファイルに追加するコマンドが提供される。

ＭＳが使用中かまたは使用可とマークされる前に、その同一性が確認される。

加えて、データベースがフラットファイルと一致していることを確認するために 照合が実行される。データベースとフラットファイルの間には２種類の不一致が ある。メンセージがデータベースに存在し、フラットファイル中のそのメツセー ジの最終のＭＳを除く全メツセージセグメントが確定され、データベースと一致 しているとき、「通常の不一致」が存在する。また、この「通常の不一致」は、 ＭＳがデータベースのどのメソセージによっても参照されず、かつ、使用中にな っており、その最終セグメント（それが指し示す）が異なるメソセージにより使 用可または使用中のいずれかとなっているときにも存在する。これらのケースは メツセージ受付、メツセージ消去のコマンドが故障により中断されると発生し得 る。

もう１つのタイプの不一致は「異常不一致」である。「異常不一致」が発見され たり、データベースが不正であると認識されると、データベースは自動的にフラ 。

トファイルより再構築される。

コマンドレパートリは以下のものを備える。即ち、メソセージ送出、メ。

セージ受付、メツセージ消去、獲得、生成、フラットファイル拡張、メソセージ 番号獲得である。

図１１Ａから図１１Ｄを参照して、メツセージ送出コマンドを詳述する。このコ マンドはフラットファイルにメソセージを配置するように装置を動かす。そじて 、そのメゾセージをデータチャンネルに配る。

１データベースを使用して特定のＭＮに対してＳＤを見いだす。

ｌ　もし、ＭＮがデータベースにない場合、又は、ＭＮがデータベースにありＩ ＭＦフィールドがセットされている場合、以下のステップを実行する。

２、もし、ＲＩＦがセットされているとクライアントにエラーを返す。

２、そうでない場合、メツセージの状態を返すＩＭＦを実行する。もし、メツセ ージが存在し完了した場合、処理を続行する。そうでないとき、エラーをクライ アント１こ返す。

１各ＭＳを読む。

１各ＭＳに対して、以下のステップを実行する。実行の順序は、データベース中 の最終ＳＤにより指定されるＭＳより開始する。

２、ＲＩＲ合を実行する。エラーが発見された場合はエラーをクライアントに返 す。

２もしＭＳのＡＭが使用可を表しているならば、以下のステップを実行する。

３、ＭＳをフラットファイルへ書き戻す。

３、モし、データベースレコードの最終ＳＤが指定するＭＳではないとき、フラ ットファイルからのデータベースの回復を開始する。

３エラーをクライアントに返す。

２、もし、ＭＳのＡＭが使用中を表示し、Ｒ１のＭＮがデータベースレコードの ＭＮとマツチしないとき、以下のステップを実行する。

３、ＭＳをフラットファイルに書き戻す。

３もし、これがデータベースレコードの最終ＳＤにより指定されたＭＳであると 、！ＶＩＮＭＶをこのＭＳに実行する。この照合はフラットファイルからのデー タベースの回復を引き起こす。

３エラーをクライアントにリターンする。

１　もし、最ｕＭＳへのＷＢＬ４５　（図１）のエントリがセットされていない 場合、最終ＭＳをフラットファイルへ書き込む。そして、最終ＭＳへのＷＢＬの エントリをセットする。もし、装置の最終の初期化以来その最終ＭＳは書き戻さ れていなかったならば、この手順において、最終ＭＳはフラットファイルへ書き 戻される。

１、データチャンネルを介してデータを送出する。

図１２Ａから図１２ｃを参照して、メツセージ受取コマンドの詳細な説明をする 。このコマンドはデータチャンネルよりデータを受け取り、そのデータをフラッ トファイルヘスドアする。

１最終ＭＳのＶＦＦＰを得る。

１　このメソセージを特定するＭＮを得る。

１データを獲得し、バッファにおく。各バッファは１つのＭＳを保持する。

ｌ、最終のＭＳを除く各ＭＳに対して以下のステップを実行する。

２、　ＶＦＦＰを得る。

２、現在のＭＳ　ｉ、：　ＲＩをおく。

２、ＲＩのチェックサムを実行する。

２、ＭＳをフラットファイルに書き込む。

１、ＴＮを得る。

１　トランザク７ョンを開始する。

１、もし、ＲＪＰがセットされているとＲＤＳにゼロをセットする。他の場合は 、ＴＮをＲＤＳにセントする。

ｌ各ＭＳに対して、ＳＤを生成し、ＭＮをキーとして使用しデータベースに生成 されたＳＤをストアする。

ｌ　トランザク７ョンを終了する。

ｌ、最終ＭＳに対を置く。

１、ＲＩのチェックサムを実行する。

１、ＴＮＡＵＤＩＴファイルにＴＮを書き込む。

１最終ＭＳをフラットファイルに書き込む。

１、ＭＮをクライアントに返す。

図１３Ａから図１３Ｆを参照して、メソセージ消去コマンドを詳細に説明する。

このコマンドは、データベースからのメツセージを消去し、メツセージに関連す る全ての蓄積をリロケーンコンのために返す。

１、データベースを使用して、ＭＮに対するＳＤを見つけだす。

１、もし、ＭＮがデータベースにないときは以下のステップを実行する。

２、もし、ＲＩＰがセットされていたらクライアントにエラーを返す。

２、他の場合は、メツセージの状態を返すＩＭＦを実行する。そして、メツセー ジが存在するか、もしくは、少なくともデータベースレコードの最終ＳＤが指定 するＭＳが存在するならば、処理を続行する。他の場合、エラーをクライアント に返す。

１また、もし、ＭＮがデータベースにあり、ｒＭＦフィールドがセットされると 、以下のステップが実行される。

２データベースレコードの最終ＳＤにより指定されるＭＳが存在すると、処理を 続行する。

２、　ＲＩＰがセントされるとクライアントにエラーを返す。

２、メツセージの状態を返すＩＭＦを実行する。データベースレコードの最終Ｓ Ｄにより指定されるＭＳが存在する場合、処理を続行する。他の場合エラーをク ライアントに返す。

ｌ各ＭＳに対するえを読み出す。

１各ＭＳに対しては照合を実行する。もし、エラーが発見されたら、それをクラ イアントに返す。

■、もし、データベースレコードの最終ＳＤにより指定されるＭＳのＡＭが使用 中を表示し、えのＭＮがデータベースレコードのＭＮとマツチしない場合、ＭＮ ＭＶを実行する。もし、この照合処理がフラットファイルからのデータベースの 回復を引き起こすと、ＭＳをフラットファイルに書き戻し、クライアントにエラ ーを返す。もし、その照合処理で、そのほかのエラーを発見したときは、クライ アントにそれを返す。

１、ＡＲＩで最終ＭＳのえを書き換える。

１．７Ｎを獲る。

■　トランザクションを開始する。

１、もし、ＲＷがセットされている場合は、ＲＤＳにゼロをセットする。そうで ない場合は、ＲＤＳにＴＮをセットする。

１、データベースからそのレコードを消去する。

１　トランザクノコンを終了する。

１．ＴＮをＴＮＡＵＤｒＴファイルに書き込む。

１、　ＶＦＦＬに最終ＭＳを貢く。

ｌ他の全てのメツセージセグメントに対して、以下のステップを実行する。

たとえ、フラットファイルからのデータベースの回復力呵１き起こされても、全 てのメツセージセグメントを処理する。

２、ＭＳのＡ、Ｍが使用可を表示する場合、フラットファイルからのデータベー スの回復を開始し、えをフラットファイルに書き戻す。もし、Ｉ１０エラーが検 出された場合は、ＦＦＰをＥＦＦＬの中のＭＳに置く。

２もし、ＭＳのＡＭが使用中を表示し、Ｒ１のＭＮがデータベースレコードのＭ Ｎと一致しない場合、フラットファイルからのデータベースの回復を開始し、Ｕ ＦＦＬのＭＳにＦＦＰを置く。

２もし、ＭＳのＡＭが使用中を表示しＲ１のＭＮがデータベースレコードのＭト と一致する場合、ＲＩをＡＲ，Ｉで書き換える。もし、Ｉ１０エラーが検出され たら、ＥＦＦＬのＭＳ　ｌ：　ＦＦＰを置く。そうでない場合は、ＶＦＦＬの中 のＭＳにＦＦＰを置く。

ＧＥＴメツセージコマンドに関して、もし、フラットファイルからメツセージを 引き出して、それを外部ファイルにおく必要がある場合、メツセージを送出する とき（メンセージ送出コマンド）に使用するのと同様のテクニックが用いられる 。データチャンネルを介してデータを送出するかわりに、メンセージは外部ファ イルに書き込まれる。

クリエートメツセージコマンドに関して、もし、外部ファイルからメツで−ジを 獲得してフラットファイルに置く必要がある場合、メソセージを受け取るとき（ メツセージ受取コマンド）に使用されるのと同様のテクニックが用いられる。

データはデータチャンネルを介して受け取る代わりに、外部ファイルより獲得さ れる。

図１４を参照して、フラットファイル拡張コマンドについて説明する。データが 送出されたり受け取られたりしている間にフラットファイルを拡張することがで きる。もし、この拡張工程がシステム故障により中断された場合は、自動的に再 起動される。

１　フラットファイルの予約された位置において拡張処理が実行されているとい う事実をレコードする。

１　フラットファイルにディスクのエリアを追加する。

ｌ各新規ＭＳ１．−ＡＲＩを書き込む。

１　フラットファイルの予約場所におけるフラットファイルの新しいサイズを記 録する。

］、、ＶＦＦＬへ新しいメツセージセグメントへのＦＦＰを加える。

図１５を参照して、ＧＥＴメツセージナンバーについて説明する。このコマンド はある特定のアプリケ−ノコンに関連したＭＮのリストを返し、アブリケーンコ ンデータベースを装置のデータベースに同期させる。装置の最終の初期化に先立 って存在した全てのＭＮ及び、特定のＤＢＮと関連した全てのＭＮがクライアン トＩこ提供される。装置に知られているがアブリケーンコンには知られていない どのＭＮも孤立メツセージとして参照される。

アプリケ−／コンにＭＮを返した後、アプリデージョンデータベースにはないこ れらのＭＮをアプリデージョンデータベースより消去すること、ＧＥＴメツセー ジナノバーにより表示されないＭＮを消去することはアプリケ−ノコンの責任範 囲である。

■、もし、ＲＩＰがセットされているときはクライアントにエラーを返す。

ｌ蓄積されたトークン（図４）よりＭＮリミットを返す。ＭＮリミントはアプリ ケ−７ヨ／が処理すべき最も大きいＭＮを表す。ＭＮリミットよりも大きいどの ＭＮも装置が初期化された後生成されてきて、クライアントに返されることはな い。装置はＭＮリミットよりも小さいＭＮを有するメツセージを扱うのみでなけ ればならない。

１、データベースレコードのＤＢＮフィールドがアプリケ−ノコンに割り当てら れたＤＢＮと一致するＭＮや、各ＭＮが装置の最終の初期化に先立って存在した ＭＮのリストを返す。

図」６を参照して、装置の初期化順序を詳述する。この順序は、各システム故障 に続いて、クライアントのコマンドを受け付ける前に実行される。

１、データベースのに３から最大のＴＮを獲得する。

１、ＴＮＡＵＩＭＴファイルから最大のＴＮを獲得する（そのファイル中の全て のレコードは読み書きされる。）。もし、このファイルが失われていたり、よみ だしができない場合は、ＴＮＡＵＤＩＴファイルのＴＮはデータベースのＴＮよ りも大きいものとみなされる。

１　もし、ＴＮＡＵＤＩＴファイルからのＴＮがＲＤＳからのＴＮよりも大きい 場合は、フラットファイルからのデータベースの回復を開始する。

１最大のＴＮ　（ＴＮＡＵＤ汀ファイシフアイルからの２つのＴＮのうち〕をイ ンクリメントし、ＴＮの新しい値として使用する。

１、次のＭＮが割り当てられているかを調べる。フラットファイルの予約された 位置にセーブされる情報は次のＭＮが割り当てられることを許可する。

１、もし、フラットファイルが拡張工程の最中であった場合、拡張工程を再起動 する。拡張が処理中であることはフラットファイルの中の予約された位置にセー ブされる。

ｌ　フラットファイルの全てのメツセージセグメントは使用可であるとみなす。

ｌデータベースを補充する。こうして、ＵＦＦＬを構築する。

１、ＷＢＬの全てのエントリをリセットする。

Ｉ　ＵＦＦＬの照合を開始する。

図１７Ａから図１７Ｅを参照して、データベース回復の動作を説明する。フラッ トファイルからのデータベースの回復は次の時開始される。フラットファイルと データベースの間にミスマツチが検出されたとき、また、ＴＮＡＵＩＩＨＴファ イルがデータベースが回復しないことを表示したとき、また、ＴＮＡＵＤＩＴフ ァイルがロールバックされたときである。

１、　ＲＩＰをセットする。

１、ＶＦＦＬの全てのエントリをＬＩＦＦＬに移動する。

１　もし、ＥＤＢＲがデータベースにあるとき、全てのＦＦＰをこのレコードか ら取りだしＵＦＦＬにおく。ＥＤＢＲをデータベースから消去する。

１、もし、ＥＦＦＬが空でないとき、全てのＦＦＰをＵＦＦＬに移動する。

ｌデータベース中の各メツセージにたいして、以下を実行する。

２、もし、ＩＭＦフィールドがセットされたら、データベースよりこのメソセー ジを消去し、このデータベースレコードの全てのＦＦＰをＵＦＦＬ　ｌ：ｌｌＩ 　＜。

２、そうでない場合、各ＭＳ（データベースレコードの最終ＳＤにより指定され るＭＳで開始する）にたいして、以下を実行する。

３、ＭＳを読み出す。

３もし、Ｉ１０エラーが検出された場合、このＭＳを処理することはできない。

もし、これが、データベースレコードの最終ＳＤにより指定されるＭＳである場 合、このメツセージをデータベースから消去し、ＵＦＦＬに全てのＦＦＰをおく にのデータベースレコードの他の処理は何も実行されない。）。もし、これが、 データベースレコードの最終ＳＤにより指定されるＭＳでない場合、このデータ ベースレコードの処理は続行される。但し、このＭＳに対する追加の処理は何も 実行されない。

３、　ＲＪ照合を実行する。もしエラーが検出された場合、このＭＳを処理する ことはできない。もし、これが、データベースレコードの最？ＳＤにより指定さ れるＭＳである場合、このメツセージをデータベースから消去し、ＵＦＦＬに全 てのＦＦＰをおく。にのデータベースレコードの他の処理は何も実行されない。

）もし、これが、データベースレコードの最終ＳＤにより指定されるＭＳでない 場合、このデータベースレコードの処理は続行される。但し、このＭＳに対する 追加の処理は何も実行されない。

３、ＭＳをプラントファイルに書き戻す。

３もし、Ｉ１０エラーが検出された場合、このＭＳは処理されることはできない 。もし、これが、データベースレコードの最終ＳＤにより指定されるＭＳである 場合、このメツセージをデータベースから消去し、じＦＦＬに全てのＦＦＰをお く。（このデータベースレコードの他の処理は何も実行されない。）もし、これ が、データベースレコードの最終ＳＤにより指定されるＭＳでない場合、このデ ータベースレコードの処理は続行される。但し、このＭＳに対する追加の処理は 何も実行されない。

３、もし、ＡＭがＭＳは使用可であることを表示するとき、もしくは、ＡＭが〜 ＩＳは使用中であることを表示しＲ１のＭＮかデータベースのＭＮと一致しない とき、このメツセージをデータベースから消去し全てのＦＦＰをＵＦＦＬにお匂 （このデータベースレコードの他の処理は何も実行されない。）１、ＵＦＦＬの 各ＦＦＰにたいして、以下を実行する。

２図８Ａから図８Ｃのステップ（ＶＦＦ円を実行する。もし、ＭＳの照合が失敗 に終わったら、確定されたメソセージの１部分であるので、このＭＳはＲ５Ｌに おかれる。もし、ＦＦＰがＶＦＦＰである場合は、それを〜’ＦＦＬにおく。

１、ＭＮとＳＳＮによりＲ５Ｌをソートする。

ｌ。全完了メツセージに対してデータベースレコードが構築される。

１６もし、ＥＦＦＬが空の場合、全ての不完全メツセージの各ＭＳにＡＲＩが書 き込まれる。もし、Ｉ１０エラーが検出された場合は、ＭＳへのＦＦＰはＥＦＦ Ｌにおかれる。そうでない場合は、ＭＳへのＦＦＰはＶＦＦＬにおかれる。

］　その他の場合、もし、ＥＦＦＬが空でない場合、データベースレコードは未 完成メツセージのために構築される。これらのレコードの各々はＩＭＦフィール ドセットをもって構築される。加えて、ＥＤＢＲは読みだしのできないメツセー ジセグメントのために構築される。

１、　ＲＩＰをリセツトする。

１、ＴＮを獲得する。

■　トランザクノコンを開始する。

１、　ＲＤＳにＴＮをおく。

１　トランザクノヨノを終了する。

ｌ　ＴＮＡＵＤ汀ファイルにＴＮを書き込む。もし、Ｉ１０エラーが検出された 場合、それは無視される。

上述より以下のことが理解される。フラットファイルからのデータベースの回復 は以下のときに開始される。即ち、フラットファイルとデータベースとの間に不 一致が検出されたとき、または、初期化の後にデータベースが回復されていない ことを、もしくはデータベースがロールバンクされたことをＴＮＡＵＤｒＴが表 示するときである。即ち、データベースの回復は以下のとき開始される。フラ。

トメァイルとデータベースとの間でＭＳのミスマツチが検出され、ＭＮＭＶが回 復が開始されるべきであることを表示したとき。また、回復は次のとき開始され ない。データベースにメソセージが存在しており、フラットファイル中の最終セ グメントを除くその全てのメツセージセグメントが確定されており、データベー スと一致しているときである。更に、以下のときデータベースの回復が引き起こ されない。メソセージセグメントがデータベースのどのメツセージによっても参 照されないで、使用中となっており、その最終メソセージセグメント（そのセグ メントが１定する）が異なるメソセージにより使用中もしくは使用可となってい るときである。一般的にこれらの状態はレノーブメソセージコマンドもしくはプ リートメ、セージコマンドが故障により中断されたときに発生する。その他の全 てのＭＳの不一致については、回復が引き起こされる。

以下のことが理解される。本発明によるシステムは揮発性のリアルタイムデータ を管理する。このデータは、固定長のメソセージセグメントを構成要素の１部と する可変長の分離したメツセージとして受け取られる。

以下のことが理解される。上記の説明と後述の請求の範囲において、最終メツセ ージセグメントを参照することは、ファイナルフラグがセットしたメツセージセ グメントを表示すること、データベースレコードによりアドレスされた最終のメ ツセージセグメントを表示する（意味する）ことである。「最終メソセージセグ メント」という言語は前者のことを表示するのに使用される。そして、データベ ースレコードの最終ＳＤ　（ＳＤもしくはポインタ）により指定される「メツセ ージセグメント」という言葉は後者を表すものである。また、以下のことが理解 される。データベースレコードの最終ＳＤにより指定されるメンセージセグメン トは通常は使用中とマークされファイナルフラグをセットする。このメンセージ セグメントはしかしながら、未セントファイナルフラグと使用可のＡＭをもつこ とができる。

上述のように、もしくは請求の範囲にて列記されているようｊこ、データベース 回復は２つのメツセージセグメントのえのＭＮの比較により開始される。その２ つの異なるＲＩのセントを区別するために、以下のように言葉を使用する。

「データベースの最終ＳＤにより指定されるＭＳのえ」と「データベースの最終 ＳＤにより指定されるＭＳのえにおけるＬＡによりアドレスされたＭＳのに」で ある。

フラットファイルからのデータベースの回復は以下のケースの１つを検出したと きに開始される。

ケース１ そのＭＳが使用中とマークされており、ＭＳのＲＩにおけるＭＮがデータベース のＭＮと異ｔｉっており、そのＭＳはデータベースレコードの最終ＳＤにより指 定されていない場合。

（ファイナルフラグはこの認識には使用されない）ケース２ ＭＳは使用可とマークされており、 そのＭＳはデータベースレコードの最終ＳＤにより指定されていない場合。

（ファイナルフラグはこの認識には使用されない）ケース３ ＭＳは使用中とマークされており、 ＭＳのえにおけるＭＮがデータベースのＭＮと異なり、そのＭＳはデータベース レコードの最終ＳＤにより指定されておらず、（ファイナルフラグはこの認識に は使用されない）データベース中の最終ＳＤにより、指定されるＭＳのｍにおけ るＬＡによりアドレスされるＭＳのえにおけるＡＭが使用中とマークされており 、データベースの最終ＳＤにより指定されるＭＳのえにおけるＭＮが、データベ ースの最終ＳＤにより指定されるＭＳのえにおけるＬＡによりアドレスされるＭ ＳのＲＩにおけるＭＮと等しいとき。

上述より、以下のことが理解される。センドメソセージコマンドとデリートメツ セージコマンドに関して、送出もしくは消去される各メツセージセグメントの沼 が照合される。フラットファイルからのデータベースの回復は以下のケースの内 の１つが検出されたときに開始される。

ケース１ ＭＳは使用可とマークされており、 ＭＳがデータベースレコードの最終ＳＤにより指定されていない場合。

ケース２ ＭＳは使用中とマークされており、 ＭＳのＲ，ＩにおけるＭＮとデータベースのＭＮが等しくなく、ＭＳがデータベ ースレコードの最終ＳＤにより指定されていない場合。

ケース３ ＭＳは使用中とマークされており、 ＭＳのＲＴにおけるＭＮとデータベースのＭＮが等しくなく、ＭＳがデータベー スレコードの最終ＳＤにより指定されており、データベースのｉ＆終ＳＤにより 措定されるＭＳの円にお（ブるＬＡによりアドレスされるＭＳのＲ１におけるＡ Ｍが使用中となっており、データベースの最終ＳＤにより指定されるＭＳの円に おけるＭＮが、データベースの最終ＳＤにより指定されるＭＳのえにおけるＬＡ によりアドレスされるＭＳのｍにおけるＭＮと等しいとき。

以下のことが理解される。不完全メツセーフの処理はＥＤＢＲの処理を含む。

そのＥＤＢＲはフラットファイルからのデータベースの回復中には読み書きがで きないメツセージセグメントから構成される。Ｒ１を読み、照合し、ＥＤＢＲに よりアドレスされた各メツセージセグメントを書くことが試みられる。もし、メ 　。

セージセグメントが読まれ、照合され、書かれ、Ｒ１のＭＮが未完成メ、セーノ のＭＮと同じである場合、ＥＤＢＲよりそのアドレスが取り出され、Ｊ完成メ、 セージに加えられる。もし、適切な（喪失する）メツセージセグメントが未完成 メ。

セージに加えられる場合、ＭＳは完全なものとなり、使用できるようになる。適 切なメツセージセグメントが見いだされない場合は、未完成メツセージは不完全 なまま残る。

要するに、未完メツセージ処理とはＥＤＢＨの処理であり、ＥＤＢＲの処理とは Ｒ，Ｉ　ｔｌ−読み、照合し、ＥＤＢＨの各ＭＳを書き直すことである。即ち、 もし、ＭＳ、ＲＩ。

ＭＮがデータベースの不完全なレコードに対応している場合、ＥＤＢＲからアド レスを取りだし、対応するＳＤをデータベースのレコードに加える。そして、も し、加えられたＳＤがデータベースのレコードを完全なものとした場合は、完了 のマークをする。

以下のことが理解される。例えば上述の／ステムは１９９０年５月７日に出願さ れたＵＳ特許第０７１５２１，２１０に記述されたタイプのテレフォンボイスメ ソセージングシステムに使用することができる。これは、「テレフォンネットワ ークをサポートするディジタルコンピュータプラントフォーム（Ｄｉｇｉｔａｌ 　ＣｏｍｐｕｔｅｒＰｌａｔｆｏｒｍ　Ｆｏｒ　Ｓｕｐｐｏｒｔｉｎｇ　Ｔｅ１ ｅｐｈｏｎｅ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ｓｙｓｔｅｍ）Ｊという名称で、ＤＷハイルマ ンジュ−ア（Ｄ、Ｗ、Ｈｅｉｌｅｍａｎ　Ｊｒ、）、Ｆ、Ｃクルージ（Ｆ、Ｃ， Ｋｒｕｅｓｉ　）、Ｒ，Ｈラチ？　−（Ｒ，Ｈ，Ｌａｔｉｍｅｒｌｌ、ＴＬ、ベ ネノト（Ｔ、Ｌ、Ｂｅｎｎｅｔｔ）によるものである。前記の第０７１５２１， ２１０は本発明の法的な受取人に譲渡されている。

更に、以下のことが理解される。データはインターフェイス（不図示）を介して 、データチャンネル１１とＩ１０プロセンサ１２との間で転送される。上記のイ ンターフェイスとしては、１９９ｆ）年４月２日に出願されたＵＳ特許第０７１ ５０３．１９５にて記述されているタイプが挙げられる。これは「非同期のディ ジタルコンピュータンステムへのリアルタイムコミュニケ−７コンリンクのイン ターフェイス装置（、Ａｐｐａｒａｔｕｓ　Ｆｏｒ　Ｉｎｔｅｒｆａｃｉｎｇ　 Ａ　Ｒｅａｌ　−Ｔｉｍｅ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　ＬｉｎｋＴｏ　、Ａ ＪＩ　Ａｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ　Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｓｙｓ ｔｅｍ）Ｊという名称で、Ｒ−Ｈ，ラチ７−　（Ｒ，Ｈ，Ｌａｔｉｍｅｒ）とり 、Ｗへイルマノジュニア（Ｄ、Ｗ、Ｈｅｉｌｅｍａｎ　Ｊｒ、）によるものであ る。前記第０７１５０３．１９５は本発明の法的な譲渡者に譲渡されている。

好適な実施例において本発明を記述してきたが、使用されている単語は限定では な（記述のためのものであり、添付の請求の範囲の条項の範囲で、より広い見地 で本発明の真実の範囲と主旨を逸脱せずに、変形がなし得るものである。

２丁６．２ 回　？（・清ｖＬ　［ＲＩ］ ＦｌＧ、４　ＦｌＧ−４Ａ ＦＩＧ、６ ＦＩ口　ＲＡ ＦＩＧ　＋、：’Ａ 要約書 本メツセージ管理システムは、システムにより管理される可変長メツセージを構 成する固定長メツセージセグメントを格納するためのミラードディスク上のフラ ットファイルを利用する。ミラートコピーにおけるデータの不一致は許容され、 校正される。メツセージ管理は、クライアントからの命令に応じて、メソセージ の格納、回収、削除を行う。本システムは各メツセージに固有のメソセージ番号 を割り当て、これによりクライアントは関連するメツセージの参照を行う。フラ ットファイル内の各メソセージセグメントは、メツセージセグメントデータ及び 回復情報を有するレコードに格納される。メツセージセグメントはセグメントデ ィスクリブタとして表されるフラットファイルアドレスに格納される。回復情報 は、使用可能マーカ、セルフポインタ、メツセーフ番号、セグメントソーケンス 番号、データベース番号、ファイナルフラグ１最終アドレス及びチェックサムの フィールドを含む。仕様可能マーカは、当該メツセージセグメントが使用中か、 使用可能かを示す。セルフポインタはセグメントディスクリブタのアドレスと同 じである。メソセージ番号のフィールドは、メソセージセグメントをその一部と するメツセージを特定する。セグメントシーケンス番号はメソセージセグメント により占められたメツセージにおける順序を示す。データベース番号はそのメツ セージに関連するクライアントのアプリケ−／コンを特定する。最終フラグのフ ィールドはメツセージセグメントがそのメソセージにおける最終のメツセージセ グメントであるか否かを表すフラグを有する。最終アドレスのフィールドはメツ セージセグメントをその一部とするメツセージの、最終メ。

セージセグメントのセグメントディスクリブタを有する。チェックサムのフィー ルドは回復情報のチェックサムを有する。フラットファイル内のメツセージセグ メントにアクセスするためのデータベースは、システムディスク上に保持されメ ソセージ内のセグメントの数を含むシーケンスカランタ、クライアントアプリケ ーノコンを特定するためのデータベース番号のフィールド、メソセージが不完全 であるか否かを示すフラグを有する不完全メンセージ情報のフィールド及びメソ セージを構成するフラットファイル内のメソセージセグメントのセグメントデノ スクリブタアドレスを存するセグメントディスクリブタのフィールドを何してい る。回１ｙ情報は、データベースが陳腐化したり、失われたり、破壊された場合 に、フラットファイル内の回復情報からデータベースの回復を許可する。ＴＮＡ ［ＩＤＩＴファイルは、本システムに関して影響を受けるトランザクノコンへ割 り当てられた、選択されたトランザクノコン番号を記録するために含まれる。Ｔ ＮＡＵＤＩＴファイルはシステムの初期化においてデータベースをフラットファ イルに同期させることを決定する。データベースの不一致が検出された場合、デ ータベースは回復情報から再構築される。データベース及び回復情報におけるメ ソセージ番号の比較や、使用可能マーカのテストは、回復情報からのデータベー スの回復を開始するためのきっかけを提供する。回復情報におけるセルフポイン タ及びチェックサムのフィールドはメソセージセグメントの正当性の確認を有効 なものとする。

国際調査報告 、＋−、、、　、、＝＝−−＝　ＰＣＴ／ｕｓ　９１１０２８４５

Claims (65)

【特許請求の範囲】
1. （１）分離したメッセージとして受け取られた大容量の揮発性のリアルタイムデ ータのためのメッセージ管理システムであって、前記メッセージをフラットファ イルのそれぞれのアドレスにストアするフラットファイル手段と、 前記フラットファイルの前記アドレスを指定するポインタにより前記メッセージ にアクセスするインデックス構造を有するデータベース手段と、前記メッセージ の各々は回復情報をもって前記フラットファイル手段にストアされ、前記データ ベース手段が前記回復情報と不一致であることを表すステータス情報が発生する と、前記回復情報より前記データベース手段を再構築し、前記ステータス情報が 、前記データベース手段は前記回復情報と一致していないことを表示するとき、 前記回復情報と前記ステータス情報に応じて前記データベース手段を前記回復情 報より再構築する回復手段とを備えることを特徴とするメッセージ管理システム 。
2. （２）ミラードディスクシステムを更に備え、前記フラットファイル手段は同一 のフラットファイルを前記ミラードディスクシステム上に備えることを特徴とす る請求の範囲１に記載のシステム。
3. （３）前記メッセージは種々の長さのメッセージを備え、前記メッセージの各々 は唯一のメッセージ番号により特定され、前記メッセージの各々は最終メッセー ジセグメントを含む固定長のメッセージセグメントを含み、前記メッセージセグ メントは前記フラットファイル手段の対応するアドレスにストアされ、 前記インデックス構造は前記メッセージ番号へキーするデータベースレコードを 有し、各キードインデックス構造レコードは前記メッセージ番号によりキーされ るメッセージを有するメッセージセグメントが属する前記フラットファイル手段 の中の前記アドレスを指定するポインタをそれぞれに有し、前記ポインタは前記 最終メッセージセグメントに対応して前記レコードの中に最終ポインタを有する ことを特徴とする請求の範囲１に記載のシステム。
4. （４）前記フラットファイル手段のアドレスにストアされる前記メッセージはメ ッセージと共にストアされる回復情報を有することを特徴とする請求の範囲３に 記載のシステム。
5. （５）メッセージセグメントと共にストアされる前記回復情報は、前記メッセー ジセグメントの属するメッセージの前記メッセージ番号をストアするためのフィ ールドを有することを特徴とする請求の範囲４に記載のシステム。
6. （６）メッセージセグメントと共にストアされる前記回復情報は、前記メッセー ジセグメントがメッセージデータをストアするのに使用可能であることを表す使 用可能マーカをストアするための使用可能マーカフィールドを有することを特徴 とする請求の範囲５に記載のシステム。
7. （７）メッセージセグメントと共にストアされる前記回復情報は、前記メッセー ジセグメントを有するメッセージの最終メッセージセグメントのフラットファイ ルアドレスをストアするための最終アドレスフィールドと、メッセージセグメン トがメッセージの最終メッセージセグメントであることを表すファイナルフラグ を有するためのファイナルフラグフィールドを有することを特徴とする請求の範 囲６に記載のシステム。
8. （８）メッセージセグメントと共にストアされる前記回復情報は、前記メッセー ジセグメントが属するフラットファイルアドレスをストアするためのセルフポイ ンタフィールドを有することを特徴とする請求の範囲７に記載のシステム。
9. （９）メッセージセグメントと共にストアされる前記回復情報は、メッセージに おけるメッセージセグメントの順序位置を表すセグメントシーケンス番号をスト アするフィールドを有することを特徴とする請求の範囲８に記載のシステム。
10. （１０）請求の範囲１０のシステムにおいて、メッセージセグメントと共にスト アされる前記回復情報は、前記回復情報を構成する全ての前記フィールドのチェ ックサムをストアするためのチェックサムフィールドを有することを特徴とする 請求の範囲９に記載のシステム。
11. （１１）前記回復情報の前記メッセージ番号と前記データベースの前記メッセー ジ番号を比較し、それらの間の不一致によりステータス情報を発生する比較手段 を有するステータス情報発生手段を更に備えることを特徴とする請求の範囲５に 記載のシステム。
12. （１２）前記回復情報の前記使用可能マーカにより、メッセージセグメントが「 使用中」か「使用可」かを決定し、前記データベースのメッセージの１部である メッセージセグメントが使用可にマークされていることに従ってステータス情報 を発生するための決定手段を有するステータス情報発生手段を更に有することを 特徴とする請求の範囲６に記載のシステム。
13. （１３）前記回復情報の前記メッセージ番号と前記データベースの前記メッセー ジ番号を比較し、それらの間の不一致により、前記メッセージセグメントが前記 メッセージの最終メッセージセグメントではない場合にステータス情報を発生す る比較手段を有するステータス情報発生手段を更に備えることを特徴とする請求 の範囲５に記載のシステム。
14. （１４）前記ステータス情報発生手段は、前記データベース手段のメッセージの １部であるメッセージセグメントが使用可とマークされており、前記データベー スレコードの前記最終ポインタにより指定される前記メッセージのメッセージセ グメントではない場合、前記回復情報の前記使用可能マーカによりメッセージセ グメントが「使用中」か「使用可」かを決定し、ステータス情報を発生する決定 手段を更に備えることを特徴とする請求の範囲６に記載のシステム。
15. （１５）前記回復情報の前記メッセージ番号と前記データベースの前記メッセー ジ番号を比較する比較手段と、 前記回復情報の使用可能マーカによりメッセージセグメントが「使用中」か「使 用可」かを決定し、前記データベース手段のメッセージの１部であるメッセージ セグメントが使用中とマークされ、前記回復情報の前記メッセージ番号と前記デ ータベース手段の前記メッセージ番号が同じでなく、前記メッセージの前記メッ セージセグメントは前記データベースレコードの前記最終ポインタにより指定さ れていない場合にステータス情報を発生する決定手段とを備えるステータス情報 発生手段を更に備えることを特徴とする請求の範囲６に記載のシステム。
16. （１６）前記回復情報の前記メッセージ番号と前記データベースの前記メッセー ジ番号を比較する比較手段と、 前記回復情報の使用可能マーカによりメッセージセグメントが「使用中」か「使 用可」かを決定し、前記データベース手段のメッセージの１部であるメッセージ セグメントか使用中とマークされ、かつ前記回復情報の前記メッセージ番号と前 記データベース手段の前記メッセージ番号が同じでなく、かつ前記メッセージの 前記メッセージセグメントは前記データベースレコードの前記最終ポインタによ り指定されており、かつ前記データベースレコードの前記最終ポインタにより指 定される前記メッセージセグメントの回復情報の前記使用可能マーカが使用中を 表し、かつ前記データベースレコードの前記最終ポインタにより指定される前記 メッセージセグメントの前記回復情報における前記メッセージ番号が前記データ ベースレコードの前記最終ポインタにより指定される前記メッセージセグメント の前記回復情報の前記最終アドレスによりアドレスされる前記メッセージセグメ ントの前記回復情報の前記メッセージ番号が同じである場合、ステータス情報を 発生する決定手段とを備えるステータス情報発生手段を更に備えることを特徴と する請求の範囲７に記載のシステム。
17. （１７）インクリメントされた前記データベース手段におけるトランザクション 番号をストアする手段と、 前記トランザクション番号は、前記データベース手段と前記フラットファイル手 段とに関連して変化した現トランザクションに従ってインクリメントされ、前記 トランザクションに結合した前記トランザクション番号より選択されたトランザ クション番号を記録するＴＮＡＵＤＩＴファイルと、前記ＴＮＡＵＤＩＴファイ ルと前記データベース手段における前記トランザクション番号を比較し、前記Ｔ ＮＡＵＤＩＴファイルにおける前記トランザクション番号の全てが、前記データ ベース手段にストアされる前記トランザクション番号よりも大きい場合にステー タス情報を発生する比較手段とを更に備えることを特徴とする請求の範囲１０に 記載のシステム。
18. （１８）メッセージセグメントと共にストアされる前記回復情報に応答して、前 記回復情報の前記セルフポインタと前記メッセージセグメントがストアされる前 記フラットファイルアドレスとを比較し、両者の間の不一致に従ってエラー信号 を発生する回復情報照合手段をさらに備えることを特徴とする請求の範囲１０に 記載のシステム。
19. （１９）前記回復情報照合手段は、 前記回復情報に基づいて、その回復情報のチェックサムフィールドを除く全ての チェックサムを計算するチェックサム手段と、前記チェックサム手段により生成 されるチェックサムと、前記回復情報の前記チェックサムフィールドにストアさ れている前記チェックサムとを比較し、両者の不一致に従ってエラー信号を発生 する比較手段とを更に備えることを特徴とする請求の範囲１８に記載のシステム 。
20. （２０）前記メッセージ番号の各々は前記システムに期待されるライフタイムに わたりユニークであることを特徴とする請求の範囲３に記載のシステム。
21. （２１）高順位コンポーネントと低順位コンポーネントとを備えるマスターメッ セージ番号手段を備えるメッセージ番号発生手段を更に備え、前記メッセージ番 号の各々は、新しいメッセージ番号が要求される度に前記低順位コンポーネトを インクリメントし、前記低順位コンポーネントがオーバーフローするかもしくは システムが初期化される度に前記高順位コンポーネントをインクリメントし、前 記高順位コンポーネントがインクリメントされたときストアすることにより、前 記マスターメッセージ番号手段から生成されることを特徴とする請求の範囲２０ に記載のシステム。
22. （２２）前記システムの各初期化の後に、前記フラットファイル手段より読みだ されるメッセージの最終メッセージセグメントを前記フラットファイル手段へ書 き戻すための書き戻し手段を更に備えることを特徴とする請求の範囲３に記載の システム。
23. （２３）前記書き戻し手段は、前記システムの各初期化の後に、前記最終メッセ ージセグメントを１度だけ書き戻す手段を備えることを特徴とする請求の範囲２ ２に記載のシステム。
24. （２４）前記データベースレコードは、前記メッセージ番号により指示される前 記メッセージが不完全であることを表示する不完全メッセージフラグをストアす るフィールドを更に備える請求の範囲１０に記載のシステム。
25. （２５）前記回復手段は、 前記不完全メッセージフラグがセットされているメッセージの状態または、前記 回復手段による前記フラット手段からの前記データベースの前記再構築の実行中 に前記メッセージセグメントに関して前記回復手段がＩ／Ｏエラーを返すメッセ ージを解明することを試みる不完全メッセージ処理手段を更に備えることを特徴 とする請求の範囲２４に記載のシステム。
26. （２６）前記フラットファイル手段からの前記データベースの回復を実行中に読 み出し或いは書き込みができないメッセージセグメントのアドレスをストアする ためのエラーデータベースレコード（ＥＤＢＲ）を更に備え、前記不完全メッセ ージ処理手段は、 前記エラーデータベースレコードから前記アドレスを得る手段と、前記フラット ファイル手段より前記アドレスの前記メッセージセグメントを読み出す手段と、 前記フラットファイル手段よりエラー無しで読み出された前記メッセージセグメ ントの各々について、回復情報の照合を行う手段と、照合が成功した前記メッセ ージセグメントの前記回復情報に基づいて前記フラットファイルのそれぞれ対応 するアドレスに前記メッセージセグメントを書き戻す手段と、 前記データベースレコードが配置される前記データベースヘの検索キーとして前 記回復情報の前記メッセージ番号を利用する手段と、前記フラットファイル手段 にエラー無しで書き込まれた前記メッセージセグメントに基づいて前記データベ ースレコードを得る手段と、前記データベースレコードの前記不完全メッセージ フラグがセットされている場合、前記アドレスに対応するポインタを前記データ ベースレコードに含む手段と、 前記データベースレコードの前記ポインタの包含に基づいて、前記エラーデータ ベースレコードから前記アドレスを引き出す手段と、前記データベースレコード に前記ポインタの完全なセットを含ませる前記ポインタの包含に基づいて前記不 完全メッセージフラグのをリセットする手段とを備える請求の範囲２５に記載の システム。
27. （２７）メッセージ送出コマンド、メッセージ受取コマンド、メッセージ消去コ マンドに応じて、前記フラットファイル手段の所定のメッセージにアクセスし、 それぞれ、アクセスされたメッセージをデータチャンネルを介して送出し、デー タチャンネルよりデータを受け取り前記フラットファイル手段にストアし、前記 フラットファイル手段より所定のメッセージを消去するコマンド手段を更に備え ることを特徴とする請求の範囲１７に記載のシステム。
28. （２８）前記コマンド手段は、 送出される前記メッセージの前記メッセージセグメントの各々における前記回復 情報を照合する手段と、 送出される前記メッセージの前記メッセージセグメントの各々の前記使用可能マ ーカに応答して、前記メッセージセグメントが使用中か使用可であるかを決定す る手段と、 前記使用可能マーカ決定手段に結合して、前記メッセージセグメントが使用可と なっており、前記データベースレコードの前記最終ポインタにより指定されるメ ッセージセグメントではない場合にステータス情報を発生する手段と、送出され る前記メッセージの前記メッセージセグメントの各々における回復情報の前記メ ッセージ番号とデータベース手段における前記メッセージ番号を比較し、両者間 の不一致を検出する手段と、前記使用可能マーカ決定手段と前記メッセージ番号 比較手段に結合して、メッセージ番号の不一致が検出され、前記メッセージセグ メントは使用中となっており、前記メッセージセグメントは前記データベースレ コードの前記最終ポインタにより指定されるメッセージセグメントではない場合 に前記ステータス情報を発生する手段と、 前記使用可能マーカ決定手段と前記メッセージ番号比較手段に結合して、メッセ ージ番号の不一致が検出され、前記メッセージセグメントは使用中となっており 、前記メッセージセグメントは前記データベースレコードの前記最終ポインタに より指定されているメッセージセグメントであり、前記データベースレコードの 前記最終ポインタにより指定されるメッセージセグメントの回復情報の最終アド レスによりアドレスされるメッセージセグメントの回復情報が使用中となってお り、前記データベースレコードの前記最終ポインタにより指定されるメッセージ セグメントの回復情報のメッセージ番号が前記データベースレコードの前記最終 ポインタにより指定されるメッセージの回復情報の最終アドレスによりアドレス されるメッセージセグメントの回復情報にあるメッセージ番号と同じである場合 、前記ステータス情報を発生する手段とを備えるメッセージ送出コマンド手段を 有することを特徴とする請求の範囲２７に記載のシステム。
29. （２９）前記コマンド手段は、 受信された前記メッセージのかくメッセージセグメントにおける前記回復情報を 生成する手段と、 前記生成手段に結合して、前記メッセージの最終メッセージセグメントを除く各 メッセージセグメントを前記フラットファイル手段にストアする手段と、前記ス トア手段に結合して、前記トランザクション番号を発生する手段と、前記発生手 段に結合して、前記データベース手段をストアする手段と、前記発生手段に結合 して、前記トランザクション番号をストアする手段と、前記ストア手段に結合し て、前記最終メッセージセグメントをストアする手段とを備えるメッセージ受取 コマンド手段を有することを特徴とする請求の範囲２７に記載のシステム。
30. （３０）前記コマンド手段は、 消去される前記メッセージの前記メッセージセグメントの各々における前記回復 情報を照合する手段と、 消去される前記メッセージの前記メッセージセグメントの各々の前記使用可能マ ーカにより、前記メッセージセグメントが使用中か使用可かを決定する手段と、 前記使用可能マーカ決定手段に結合して、前記メッセージセグメントが使用可と なっており、前記データベースレコードの前記最終ポインタにより指定されるメ ッセージセグメントではない場合、前記ステータス情報を発生する手段と、消去 される前記メッセージの前記メッセージセグメントの各々における前記回復情報 の前記メッセージ番号と、前記データベース手段の前記メッセージ番号とを比較 し、両者の間に不一致を検出する手段と、前記使用可能マーカ決定手段と前記メ ッセージ番号比較手段とに結合して、メッセージ番号の不一致が検出され、前記 メッセージセグメントは使用中となっており、前記メッセージセグメントは前記 データベースレコードの前記最終ポインタにより指定されていない場合に前記ス テータス情報を発生する手段と、前記使用可能マーカ決定手段と前記メッセージ 番号比較手段とに結合して、メッセージ番号の不一致が検出され、前記メッセー ジセグメントは使用中となっており、前記メッセージセグメントは前記データベ ースレコードの前記最終ポインタにより指定されており、前記データベースレコ ードにおける前記最終ポインタにより指定されるメッセージセグメントの回復情 報の最終アドレスによりアドレスされるメッセージセグメントの回復情報が使用 中とマークされており、前記データベースレコードにおける前記最終ポインタに より指定されるメッセージセグメントの回復情報におけるメッセージ番号が、前 記データベースレコードにおける前記最終ポインタにより指定されるメッセージ セグメントの回復情報の最終アドレスによりアドレスされるメッセージセグメン トの回復情報のメッセージ番号と同じである場合に前記ステータス情報を発生す る手段とを備えるメッセージ消去コマンド手段を有することを特徴とする請求の 範囲２７に記載のシステム。
31. （３１）前記データベースレコードはクライアントアプリケーションを特定する データベース番号をストアするためのフィールドを有し、前記コマンド手段はメ ッセージ番号獲得コマンドにより、前記システムの最終の初期化に先立って生成 された前記データベースレコードにおける全てのメッセージ番号を獲得し、前記 データベース番号フィールドにおける要求されたデータベース番号を所有する手 段を有することを特徴とする請求の範囲２７に記載のシステム。
32. （３２）照合されていないメッセージセグメントのアドレスをストアするための 未照合フラットファイルリスト（ＵＦＦＬ）と、照合されたメッセージセグメン トのアドレスをストアするための照合済みフラットファイルリスト（ＶＦＦＬ） と、前記データベースの中に保留されるメッセージセグメントのアドレスをスト アする保留セグメントリスト（ＲＳＬ）とを更に備える請求の範囲２６に記載の システム。
33. （３３）前記回復手段が、 前記ＶＦＦＬとＥＤＢＲにおける全ての前記アドレスを前記ＵＦＦＬに移動する 手段と、 前記不完全メッセージフラグかセットされている前記データベースレコードの全 てに対するメッセージセグメントのアドレスをＵＦＦＬにおく手段と、前記不完 全メッセージフラグがセットされていない前記データベースレコードの全てに対 して、前記メッセージセグメントの各々の前記セルフポインタ及び前記チェック サムをＩ／Ｏエラー無しで照合し、照合されたメッセージセグメントを前記フラ ットファイル手段に書き戻す処理を行う手段と、前記フラットファイル手段に書 き戻しを完了した前記照合済みメッセージセグメントに対して、それらの前記回 復情報の前記使用可能マーカか使用中か使用可かを決定し、それらの前記回復情 報におけるメッセージ番号と前記データベースのメッセージ番号とを比較し、前 記使用可能マーカが使用可を表す場合に前記フラットファイル手段に書き戻しを 完了した前記メッセージセグメントの全てのアドレスをＵＦＦＬにおき、また、 前記使用可能マーカが使用中を表し、それらの前記回復情報における前記メッセ ージ番号が前記データベースの前記メッセージ番号と一致しない場合に前記フラ ットファイル手段に書き戻しを完了した前記メッセージセグメントの全てのアド レスをＵＦＦＬにおく処理を行う手段と、前記ＵＦＦＬにおける各アドレスに対 して、前記ＵＦＦＬにおける前記アドレスにより指定される各メッセージセグメ ントの前記回復情報の前記使用可能マーカが使用中か使用可かを決定し、使用中 の前記メッセージセグメントに対するアドレスを前記ＲＳＬにおき、使用可の前 記メッセージセグメントに対するアドレスを前記ＶＦＦＬにおく手段と、 前記ＲＳＬにおける前記アドレスに対応する前記メッセージセグメントの回復情 報における前記メッセージ番号と前記セグメントシーケンス番号により、前記Ｒ ＳＬに前記アドレスをストアする手段と、各完全メッセージに対して前記ＲＳＬ にストアされた前記アドレスを利用するデータベースレコードを構築する手段と を更に備えることを特徴とする請求の範囲３２に記載のシステム。
34. （３４）フラットファイルの各アドレスにそれぞれメッセージをストアする工程 と、 前記フラットファイルにおける前記アドレスを指すポインタにより前記メッセー ジをアクセスするためのインデックス構造を有するデータベースを使用する程と 、 前記フラットファイルにストアされる前記メッセージの各々と共に回復情報をス トアする工程と、 前記データベースと前記回復情報とが不一致であることを表すステータス情報が 発生した場合に前記回復情報より前記データベースを再構築するものであり、 前記ステータス情報が前記データベースは前記回復情報と不一致であることを表 すとき、前記データベースを前記回復情報より再構築する工程とを備えた、セパ レートメッセージとして受け取られる大容量の揮発性のリアルタイムデータを管 理するシステムのデータ管理方法。
35. （３５）ミラードディスクシステムを使用する工程を更に備え、前記フラットフ ァイルは前記ミラードディスクシステム上に同一のフラットファイルを有するこ とを特徴とする請求の範囲３４に記載の方法。
36. （３６）前記メッセージは可変長のメッセージであり、前記方法は、固有のメッ セージ番号により前記メッセージの各々を特定する工程と、 前記メッセージの各々は最終メッセージセグメントを含む固定長のメッセージセ グメントから構成され、 前記フラットファイルの対応するアドレスに前記メッセージセグメントをストア する工程と、 前記インデックス構造において前記メッセージ番号をキーとするデータベースレ コードをストアする工程とを更に有し、各キーとなるデータベースレコードはフ ラットファイル中の前記アドレスを指すポインタを含み、前記アドレスには前記 メッセージ番号によりキーされる前記メッセージを有するメッセージセグメント がそれぞれ属し、前記ポインタは前記最終メッセージセグメントに対応する最終 ポインタを前記レコードの中に有することを特徴とする請求の範囲３４に記載の 方法。
37. （３７）前記フラットファイルのアドレスにストアされる前記メッセージセグメ ントの各々とともに、前記回復情報をストアする工程を更に備える請求の範囲３ ６に記載の方法。
38. （３８）前記回復情報をメッセージセグメントとともにストアする工程は、前記 メッセージセグメントが属するメッセージのメッセージ番号をストアするフィー ルドを含める工程を備えることを特徴とする請求の範囲３７に記載の方法。
39. （３９）前記回復情報をメッセージセグメントとともにストアする工程は、使用 可能マーカフィールドを含む工程を備え、前記メッセージセグメントがメッセー ジデータをストアすることが可能であるかどうかを表す使用可能マーカをストア することを特徴とする請求の範囲３８に記載の方法。
40. （４０）前記回復情報をメッセージセグメントとともにストアする工程は、メッ セージセグメントを有するメッセージの最終メッセージセグメントのフラットフ ァイルアドレスをストアするための最終アドレスフィールドと、メッセージの最 終メッセージセグメントであることを表すファイナルフラグを有するファイナル フラグフィールドを含める工程を備えることを特徴とする請求の範囲３９に記載 の方法。
41. （４１）前記回復情報をメッセージセグメントとともにストアする工程は、前記 メッセージセグメントが登録されるフラットファイルアドレスをストアするセル フポインタフィールドを含める工程を備えることを特徴とする請求の範囲４０に 記載の方法。
42. （４２）前記回復情報をメッセージセグメントとともにストアする工程は、メッ セージにおけるメッセージセグメントシーケンス位置を表現するセグメントシー ケンス番号をストアするフィールドを備えることを特徴とする請求の範囲４１に 記載の方法。
43. （４３）前記回復情報をメッセージセグメントとともにストアする工程は、前記 回復情報の前記フィールドの全てについてのチェックサムをストアするチェック サムフィールドを含める工程を備えることを特徴とする請求の範囲４２に記載の 方法。
44. （４４）前記回復情報における前記メッセージ番号と前記データベースにおける 前記メッセージ番号とを比較し、両者の不一致に従って前記ステータス情報を発 生する工程を更に備えることを特徴とする請求の範囲３８に記載の方法。
45. （４５）前記回復情報の前記使用可能マーカより、メッセージセグメントが使用 中か使用可かを決定し前記データベースにおけるメッセージの１部であるメッセ ージセグメントが使用可となっている場合前記ステータス情報を発生する工程を 更に備えることを特徴とする請求の範囲３９に記載の方法。
46. （４６）前記回復情報における前記メッセージ番号と、前記データベースにおけ る前記メッセージ番号とを比較し、両者の不一致に従って、前記メッセージセグ メントが前記メッセージの最終メッセージセグメントではない場合に、前記ステ ータス情報を発生する工程を更に備えることを特徴とする請求の範囲３８に記載 の方法。
47. （４７）前記ステータス情報を発生する工程は、前記メッセージセグメントの前 記回復情報における前記使用可能マーカより前記メッセージセグメントが使用中 か使用可かを決定する工程と、前記データベースにおけるメッセージの１部であ るメッセージセグメントが使用可となっており、そのメッセージセグメントは前 記データベースレコードにおける前記最終ポインタにより指定されるメッセージ セグメントではない場合に前記ステータス情報を発生する手段とを備えることを 特徴とする請求の範囲３９に記載の方法。
48. （４８）前記回復情報における前記メッセージ番号と前記データベースにおける 前記メッセージ番号とを比較し、前記回復情報の前記使用可能マーカによりメッ セージセグメントが使用中か使用可かを決定し、前記データベースにおけるメッ セージの１部分であるメッセージセグメントが使用中であり、前記回復情報にお ける前記メッセージ番号が前記データベースにおける前記メッセージ番号と異な り、前記メッセージの前記メッセージセグメントは前記データベースレコードの 前記最終ポインタにより指定されていない場合にステータス情報を発生する工程 を更に備えることを特徴とする請求の範囲３９に記載の方法。
49. （４９）前記回復情報における前記メッセージ番号と前記データベースにおける 前記メッセージ番号とを比較し、前記回復情報の前記使用可能マーカによりメッ セージセグメントが使用中か使用可かを決定し、前記データベースのメッセージ の１部分であるメッセージセグメントが使用中となっており、前記回復情報にお ける前記メッセージ番号が前記データベースレコードにおける前記メッセージ番 号と同じではなく、前記メッセージの前記メッセージセグメントは前記データベ ースレコードの前記最終ポインタにより指定されており、前記データベースレコ ードにおける前記最終ポインタにより指定される前記メッセージセグメントの回 復情報における前記最終アドレスによりアドレスされるメッセージセグメントの 前記回復情報の前記使用可能マーカが使用中となっており、前記データベースレ コードにおける前記最終ポインタにより指定される前記メッセージセグメントの 前記回復情報における前記メッセージ番号が前記データベースレコードの最終ポ インタにより指定される前記メッセージセグメントの前記回復情報における最終 アドレスによりアドレスされる前記メッセージセグメントの前記回復情報におけ る前記メッセージ番号と同一でない場合に前記ステータス情報を発生する工程を 更に備えることを特徴とする請求の範囲４０に記載の方法。
50. （５０）前記データベースにインクリメントされたトランザクション番号をスト アする工程と、 前記トランザクション番号は、前記データベースと前記フラットファイルに関連 して変化した現在のトランザクションに従ってインクリメントされるものであり 、 前記トランザクションに関連した前記トランザクション番号のうちの選択された ものをＴＮＡＵＤＩＴファイルに記録する工程と、前記ＴＮＡＵＤＩＴファイル と前記データベースのトランザクション番号を比較し、前記ＴＮＡＵＤＩＴファ イルにおける前記トランザクション番号のどれもが前記データベースレコードに ストアされた前記トランザクション番号よりも大きい場合にステータス情報を発 生する工程とを更に備えることを特徴とする請求の範囲４３に記載の方法。
51. （５１）前記回復情報の前記セルフポインタと前記メッセージセグメントがスト アされる前記フラットファイルアドレスとを比較し、両者の間の不一致にし違っ てエラー信号を発生することにより、メッセージセグメントとともにストアされ る前記回復情報の照合を実行する工程を更に備えることを特徴とする請求の範囲 ４３に記載の方法。
52. （５２）前記回復情報照合工程は、 前記回復情報の前記チェックサムフィールドを除く全てよりチェックサムを得る 工程と、 前記チェックサム獲得工程により得られるチェックサムと、前記回復情報の前記 チェックサムフィールドにストアされる前記チェックサムとを比較し、両者の間 の不一致に従ってエラー信号を発生する工程とを更に備えることを特徴とする請 求の範囲５１に記載の方法。
53. （５３）前記システムの期待されるライフタイムにわたりユニークである前記メ ッセージ番号を発生する工程を更に備える請求の範囲３６に記載の方法。
54. （５４）高順位コンポーネントと低順位コンポーネントとを有するマスターメッ セージ番号よりメッセージ番号を発生する工程を更に備え、新しいメッセージ番 号が要求される度に前記低順位コンポーネントをインクリメントし、 前記低順位コンポーネントがオーバーフローもしくは前記方法が初期化される度 に前記高順位コンポーネントをインクリメントし、前記高順位コンポーネントが インクリメントされるときに前記高順位コンポーネントをストアすることを特徴 とする請求の範囲５３に記載の方法。
55. （５５）前記方法の各初期化の後に前記フラットファイルより読みだされたメッ セージの最終メッセージセグメントを前記フラットファイルに書き戻す工程を更 に備えることを特徴とする請求の範囲３６に記載の方法。
56. （５６）前記書き戻し工程は前記方法の各初期化の後に１度だけ前記最終メッセ ージセグメントを書き戻す工程を備えることを特徴とする請求の範囲５５に記載 の方法。
57. （５７）前記メッセージ番号によりキーされた前記メッセージが不完全であるこ とを表す不完全メッセージフラグをストアするふぃーる度を前記データベースレ コードに有する工程を更に備える請求の範囲４３に記載の方法。
58. （５８）前記不完全メッセージフラグがセットされているメッセージの現在の状 態を解明するか、または、前記フラットファイルからの前記データベースの前記 再構築を実行している間にメッセージセグメントに関してＩ／Ｏエラーが返され たメッセージの現在の状態を解明することを試みる不完全メッセージ処理工程を 更に備えることを特徴とする請求の範囲５７に記載の方法。
59. （５９）前記システムは前記フラットファイルからの前記データベースの回復中 に読みだし及び書き込みのできなかったメッセージセグメントのアドレスを含む エラーデータベースレコードを備え、 前記不完全メッセージ処理工程は、 前記エラーデータベースレコードより前記アドレスを獲得する工程と、前記フラ ットファイルの前記アドレスよりメッセージセグメントを読み出す工程と、 前記フラットファイルよりＩ／Ｏエラー無しで読みだされた前記メッセージセグ メントに対して前記回復情報の照合を行う工程と、前記メッセージセグメントに おける前記回復情報の照合が正常に完了したメッセージセグメントを前記フラッ トファイルの対応する前記アドレスへ前記メッセージセグメントの各々を書き戻 す工程と、前記データベースレコードを配置する前記データベースヘのキーとし て前記回復情報の前記メッセージ番号を利用する工程と、前記フラットファイル へエラー無しで書き込まれた前記メッセージセグメントにおいて、前記データベ ースレコードを獲得する工程と、前記データベースレコードにおける前記不完全 メッセージフラグがセットされている場合、前記データベースレコードにおいて 前記アドレスに対応するポインタを含ませる工程と、 前記データベースレコードに前記ポインタを含ませる工程において、前記エラー データベースレコードより前記アドレスを引き出す工程と、前記データベースレ コードに前記ポインタの完了セットを含ませる工程において、前記不完全メッセ ージフラグをリセットする工程とを備える請求の範囲５８に記載の方法。
60. （６０）メッセージ送出コマンドに応答して、フラットファイル中の指定された メッセージにアクセスし、前記アクセスされたメッセージをデータチャンネルを 介して送信する工程と、 メッセージ受取コマンドに応答して、データチャンネルよりメッセージを受け取 り、前記の受け取ったデータを前記フラットファイルにストアする工程と、メッ セージ消去コマンドに応答して、指定されたメッセージを前記フラットファイル より消去する工程とを更に備えることを特徴とする請求の範囲５０に記載の方法 。
61. （６１）前記アクセスと送出の工程は、送出される前記メッセージの前記メッセ ージセグメントの各々における前記回復情報を照合する工程と、 送出される前記メッセージの前記メッセージセグメントの各々の前記使用可能マ ーカより、前記メッセージセグメントが使用中か使用可かを決定する工程と、 前記メッセージセグメントが使用可であり、前記データベースレコードの前記最 終ポインタにより指定されるメッセージセグメントではない場合に前記ステータ ス情報を発生する工程と、 送出される前記メッセージの前記メッセージセグメントの各々における前記回復 情報の前記メッセージ番号と、前記データベースにおける前記メッセージ番号を 比較し、両者の間に不一致を検出する工程と、メッセージ番号の不一致が検出さ れ、前記メッセージセグメントは使用中となっており、前記データベースレコー ドの前記最終ポインタにより指定されるメッセージセグメントではない場合に前 記ステータス情報を発生する手段と、前記メッセージセグメントの前記回復情報 における前記メッセージ番号と、ぜんきでーたべーすのぜんきめっせーじばんご うとがで不一致が検出され、前記メッセージセグメントは使用中と表示され、前 記メッセージセグメントは前記データベースレコードにおける前記最終ポインタ により指定されており、前記データベースレコードにおける前記最終ポインタに より指定される前記メッセージセグメントの回復情報の最終アドレスによりアド レスされるメッセージセグメントの回復情報が使用中となっており、前記データ ベースレコードの前記最終ポインタにより指定されるメッセージセグメントの回 復情報におけるメッセージ番号と、前記データベースレコードの前記最終ポイン タにより指定されるメッセージセグメントの回復情報の最終アドレスによりアド レスされるメッセージセグメントの回復情報におけるメッセージ番号が同じであ る情合、前記ステータス情報を発生する工程とを備えることを特徴とする請求の 範囲６０に記載の方法。
62. （６２）前記メッセージ受取工程は、 受け取られた前記メッセージのメッセージセグメントの各々における回復情報を 生成する工程と、 前記メッセージの最終メッセージセグメントを除く他の全メッセージセグメント を前記フラットファイルにストアする工程と、前記トランザクション番号を発生 する工程と、前記データベースをストアする工程と、前記トランザクション番号 をストアする工程と、前記最終メッセージセグメントをストアする工程とを備え ることを特徴とする請求の範囲６０に記載の方法。
63. （６３）前記消去工程は、 消去される前記メッセージの前記メッセージセグメントの各々における前記回復 情報を照合する工程と、 消去される前記メッセージの前記メッセージセグメントの各々の使用可能マーカ より前記メッセージセグメントが使用中か使用可かを決定する工程と、前記メッ セージセグメントが使用可となっており、前記データベースレコードの前記最終 ポインタにより指定されるメッセージセグメントではない場合前記ステータス情 報を発生する工程と、 消去される前記メッセージの前記メッセージセグメントの各々における前記回復 情報の前記メッセージ番号と前記データベースレコードにおける前記メッセージ 番号とを比較し、両者間の不一致を検出する工程と、メッセージ番号の不一致が 検出され、前記メッセージセグメントは前記データベースレコードの前記最終ポ インタにより指定されるメッセージセグメントではない場合に前記ステータス情 報を発生する工程と、メッセージ番号の不一致が、前記メッセージセグメントの 前記回復情報における前記メッセージ番号と前記データベースにおける前記メッ セージ番号との間で検出され、前記メッセージセグメントは使用中とマークされ ており、前記メッセージセグメントは前記データベースレコードの前記最終ポイ ンタにより指定されており、前記データベースレコードの前記最終ポインタによ り指定されるメッセージセグメントの回復情報における最終アトレスによりアド レスされるメッセージセグメントの回復情報が使用中となっており、前記データ ベースレコードの前記最終ポインタにより指定されるメッセージセグメントの回 復情報におけるメッセージ番号と前記データベースレコードの前記最終ポインタ により指定されるメッセージセグメントの回復情報の最終アドレスによりアドレ スされるメッセージセグメントの回復情報におけるメッセージ番号とが同じであ る場合に前記ステータス情報を発生する工程とを備えることを特徴とする請求の 範囲６０に記載の方法。
64. （６４）前記データベースレコードは、クライアントアプリケーションを特定す るデータベース番号をストアするフィールドを有し、前記方法は、メッセージ番 号獲得コマンドに応答して、前記システムの最終の初期化に先立って生成された 前記データベースレコードの全てのメッセージ番号を獲得し、前記データベース 番号フィールドに要求されるデータベース番号を所有する工程を更に備えること を特徴とする請求の範囲６０に記載の方法。
65. （６５）前記システムは、 照合されていないメッセージセグメントのアドレスをストアするための未照合フ ラットファイルリスト（ＵＦＦＬ）と、照合されたメッセージセグメントのアド レスをストアするための照合済みフラットファイルリスト（ＶＦＦＬ）と、前記 データベースに保留されるべきメッセージセグメントのアドレスをストアするた めの保留セグメントリスト（ＲＳＬ）とを更に備え、前記方法は、 前記ＶＦＦＬとＥＤＢＲの全ての前記アドレスを前記ＵＦＦＬに移動する工程と 、前記不完全メッセージフラグがセットされた前記データベースレコードの全て に対するメッセージセグメントの全てのアドレスを前記ＵＦＦＬにおく工程と、 前記不完全メッセージフラグがセットされていない前記データベースレコード全 てにたいして、前記メッセージセグメントの各々の前記セルフポインタと前記チ ェックサムをＩ／Ｏエラーの発生無しに照合し、前記照合されたメッセージセグ メントを前記フラットファイルに書き戻す処理を行う工程と、書き込みを完了し た前記照合されたメッセージセグメントの各々に対して、それらメッセージセグ メントの回復情報の使用可能マーカが使用中か使用可かを決定し、それらメッセ ージセグメントの前記回復情報におけるメッセージ番号と前記データベースにお けるメッセージ番号とを比較し、前記使用可能マーカか使用可である場合、前記 フラットファイル手段に書き戻しを完了した前記メッセージセグメントのアドレ スを前記ＵＦＦＬにおき、前記使用可能マーカか使用中となっており前記回復情 報の前記メッセージ番号が前記データベースにおける前記メッセージ番号が一致 しない場合に前記フラットファイル手段に書き戻しを完了した前記メッセージセ グメントのアドレスを前記ＵＦＦＬにおく処理を実行する工程と、 前記ＵＦＦＬにおける各アドレスに対して、前記ＵＦＦＬにおけるアトレスによ り指定される各メッセージセグメントの前記回復情報の使用可能マーカが使用中 か使用可かを決定し、使用中にマークされた前記メッセージセグメントのアドレ スを前記ＲＳＬにおき、使用可にマークされた前記メッセージセグメントのアド レスをＶＦＦＬにおく処理を実行する工程と、前記ＲＳＬにおける前記アドレス に対応した前記メッセージセグメントの回復情報にの前記メッセージ番号と前記 セグメントシーケンス番号とにより前記ＲＳＬいおけるアドレスをソーティング する工程と、各完了メッセージの前記ＲＳＬにストアされたアドレスを利用して 、前記データベースレコードを構築する工程とを更に備えることを特徴とする請 求の範囲５９に記載の方法。