JPH06195250A - データベースを更新するための方法、システム及び装置 - Google Patents

データベースを更新するための方法、システム及び装置

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JPH06195250A
JPH06195250A JP5255526A JP25552693A JPH06195250A JP H06195250 A JPH06195250 A JP H06195250A JP 5255526 A JP5255526 A JP 5255526A JP 25552693 A JP25552693 A JP 25552693A JP H06195250 A JPH06195250 A JP H06195250A
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Abstract

(57)【要約】 【目的】 障害時の回復のため、活動データベースの複
製をバックアップ・システムに連続的に維持するための
方法及びシステムを提供する。 【構成】 活動システムから伝送されたｒｅｄｏレコー
ドをバックアップ・システム・メモリのデータスペース
作業域に受け取る。コミットされていないトランザクシ
ョンに対する作業域内のｒｅｄｏレコードはグループ化
されるが、トランザクションがコミットされると、その
トランザクションに対するｒｅｄｏレコードが、データ
ベース名、データベース内のブロック番号、ブロック内
のオフセット位置、及びその発生順にしたがって分類さ
れる。分類されたｒｅｄｏレコードは、バックアップ・
データベースからの更新ブロック内の対応するデータ・
ブロックに順次適用される。更新ブロックはデータベー
スに直ちに書き戻される。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はコンピュータ化トランザ
クション処理に関し、詳細にいえば、データベース・ト
ランザクションのログ・レコードを使用したデータベー
スの更新に関する。
【０００２】
【従来の技術】正確で一貫性のあるデータを維持すると
ともに、このデータの検索及び修正を容易に行えるよう
にするために、コンピュータ化されたデータベースが多
くの企業で使用されている。データはコンピュータ・シ
ステムに接続されたディスクやその他の直接アクセス記
憶装置（ＤＡＳＤ）などのデータ記憶装置のレコードに
電子的に記憶される。コンピュータ・システムはメモ
リ、及びデータベース管理システム（ＤＢＭＳ）ソフト
ウェアが稼働する中央演算処理装置（ＣＰＵ）を有して
いる。
【０００３】ＤＢＭＳはデータベースへのアクセス及び
データベースの処理を管理する。データベースにデータ
ベースのユーザが出した一連のコマンドによってアクセ
スして、データを検索したり、あるいはデータを更新す
ることができる。ＤＢＭＳはユーザが入力した各コマン
ドを、個別の「トランザクション」として処理する。単
一の更新トランザクションは通常、一連のデータベース
のレコードに対して行われる多数の変更からなっている
（たとえば、ある管理職の各従業員に対する新しい管理
職情報の更新）。データベースのレコードに対して変更
がすべて正常に行われると、トランザクションは「コミ
ット」されたとみなされる。データベースのレコードに
対して行われる各変更の記録はログに記録され、このロ
グを使用してシステムまたは媒体が障害を起こした場合
に、データベースを複製または回復することができる。
ログをＤＡＳＤや磁気テープなどの補助記憶装置に格納
することもできる。
【０００４】コンピュータ化されたデータベースに依存
している企業では、システム障害の場合にも業務を継続
することが必要である。コンピュータ・システムがデー
タへのアクセスを損なうハードウェア及びソフトウェア
の障害を受けやすいものであるため、障害の発生時に処
理中であった更新トランザクションを正確に記録してお
くことが必要となっている。
【０００５】データベース媒体回復処理には周知の順方
向回復処理（forward recovery process）があるが、こ
の処理においては、ログに記録されている回復データを
使用して以前のバージョンを更新することによって、デ
ータベース単位が再構築される。データベース単位のオ
リジナル・バージョンのコピーは継続（stable）記憶域
に保管されている。障害によってデータベースの現行コ
ピーが破壊された場合、保管されているバージョンを復
元し、保管されていたバージョンにログの変更点を失わ
れたバージョンに対してこれらが行われたのと同じ順序
で適用することによって、データベース・ユニットの最
新現行コピーが再構築される。
【０００６】データベースの複製を遠隔地に格納してお
き、サイトの１個所で発生した災害によってシステムが
両方とも使えなくなるようなことを少なくすることがで
きる。分散データベースに非同期の順方向回復処理を行
なうと、元のトランザクション処理が２重化される。主
データベースに対する変更はこれらが発生したのと同じ
順序でログに記録され、適用される。
【０００７】多くのＤＢＭＳはデータベース管理に対す
る階層的手法に基づいたものである。このようなシステ
ムの１つはＩＢＭのＩＭＳソフトウェア・プロダクトで
ある。ＩＭＳの高速機能は銀行の出納係などのエンド・
ユーザが直接入力したコマンドによって駆動される「オ
ンライン・システム」に特に適したものである。これら
のシステムはデータベースに入力され、迅速に処理する
必要のある大量のコマンドを伴っている。高速パス（fa
st path）・データベースは、そのデータベースが格納
されているディスクの区域（area）に対応した２４０個
の独立した区域に分割することができる。１枚のディス
クが１個の区域に対応していることもある。
【０００８】メモリの必要量を節約するために、高速パ
ス・システムは多くの他のＩＭＳデータベースで使用さ
れているいわゆるルックアサイド・データベース・バッ
ファ・プールを持っていない。ルックアサイド・バッフ
ァ（look-aside buffer）は、外部記憶装置から転送さ
れたデータを一時的に保持し、データベースの探索中に
より迅速にデータ・アクセスできるようにした、コンピ
ュータのメモリ区域である。メモリの１ページまたは複
数ページが長時間にわたってバッファ内にとどまり、こ
れらのページ内のレコードに対する以降の変更は、変更
を継続記憶域に書き込むことなく、バッファに対して直
接行われる。最終的には、メモリのページは継続記憶域
内の対応する記憶セクタに戻される。ルックアサイド機
構を使用するバッファ・ハンドラは入出力の要件を軽減
する。しかしながら、共用バッファ・プールは、特に更
新部分がデータベースのブロックに比較してきわめて短
い場合に、スペース使用効率の面で不利である。
【０００９】高速パス・データベースの他のＩＭＳデー
タベースとの他の相違点は、更新されるデータベース・
レコードの事前イメージ（「ｕｎｄｏ」レコードと呼
ぶ）及びトランザクションの結果としてデータベースに
対して行われる変更の事後イメージ（「ｒｅｄｏ」レコ
ードと呼ぶ）の両方をログしないことである。これはユ
ーザ・コマンドを処理するときの効率を上げるために行
われる。ｕｎｄｏレコードを使用する場合、ＤＢＭＳは
受け取ったものとしてｒｅｄｏレコードを書き込む。ト
ランザクションがコミットされない場合、ＤＢＭＳはｕ
ｎｄｏレコードを使用して、レコードをその変更前の通
りに書き直す（ｕｎｄｏレコードに保管されているとお
りに）。高速パス・システムはコミット時にｒｅｄｏレ
コードだけを書き込み、その後すべての変更をディスク
に書き込むので、ｕｎｄｏレコードを保管する必要がな
い。
【００１０】高速パス・データベースの再始動処理はｒ
ｅｄｏログ・レコードを使用して、障害が発生したため
行われていなかったデータベースのディスク書込みを完
了することからなっている。
【００１１】高速パス・データベースとその複製データ
ベースの間に一貫性を確保するためには、主データベー
スの処理を複製データベースに反映させる必要がある。
複製データベースにレコード処理を適用するためのスル
ープットは、主データベースに対してトランザクション
処理システムが達成するものと少なくとも同程度でなけ
ればならない。複製の処理時の資源の消費は、トランザ
クション処理システム全体の消費と比較して低くなけれ
ばならない。データベースが主データベースとトランザ
クションの点で一貫し、かつ同一であるようにするに
は、逐次化が必要である。主データベースの可用性が複
製に対するトランザクション処理を追加することによっ
て低下してはならない。したがって、変更点をバックア
ップ・データベースへ書き込むための入出力操作を効率
のよいものとしなければならない。
【００１２】
【発明が解決しようとする課題】活動サイト、すなわち
活動データベース側からの可用性をもたらす必要がある
ため複製データベースには問題があり、また各トランザ
クションに関してかなりの数のメッセージを交換する必
要があるという点で性能にも問題がある。活動データベ
ースを複製するのに使用されるレコードの処理の取扱い
のロックなどのデータベース逐次化技法に関連して必要
とされるメモリ及び時間の点で大きな負担がかかる。し
たがって、逐次化技法の使用を回避するとともに、デー
タベースの保全性を維持することが有利である。さら
に、ルックアサイド・バッファを使用しないバックアッ
プ・システムには、入出力操作の効率が特に重要であ
る。
【００１３】特願平２−２３５９５３号において、複製
データベースの変更処理は主データベースのトランザク
ション・ログから得られる複数のｒｅｄｏレコードをそ
れぞれの待ち行列に分離することによって達成される。
主データベースの転送単位に関するすべてのトランザク
ション・レコードがログ・シーケンスの同一の待ち行列
におかれるように、これらのｒｅｄｏレコードが分離さ
れる。ｒｅｄｏレコードを待ち行列にランダムに割り当
てるハッシング機能に基づいて、ｒｅｄｏレコードが分
散される。
【００１４】データベース複製法は、ディスク記憶装置
からのデータがかなりの時間の間保持され、変更をディ
スクに書き込むことなく、バッファ内のデータに変更が
反復して行われる「ルックアサイド・バッファ」を使用
するデータベース・システムに特に適するものである。
高速パス・データベース・システムにルックアサイド・
バッファがないため、データベースを更新する場合に
は、このシステムの入出力効率がよいことが特に重要で
ある。
【００１５】
【課題を解決するための手段】本発明はバックアップ・
コンピュータ・システムと通信する少なくとも１つの活
動コンピュータ・システムを含んでおり、各コンピュー
タ・システムがプロセッサ（ＣＰＵ）、メモリ及び少な
くとも１つのデータ記憶装置を有しているトランザクシ
ョン処理システムに関する。データベースは記憶装置の
ブロック内のオフセット位置によって編成された複数個
のデータ・レコードとして格納される。ｒｅｄｏログ・
レコードはデータベース・トランザクションがコミット
された場合に、データベース・トランザクションの一部
としてデータベースに行われる変更を表す。
【００１６】本発明の１形態において、コンピュータで
実現されたトラッキング方法がバックアップ・データベ
ースを更新し、これをトランザクション処理システムの
活動データベースと一貫したものにする。活動システム
から伝送されるｒｅｄｏレコードはバックアップ・シス
テム・メモリのデータスペース作業域に受け取られる。
コミットされていないデータベース・トランザクション
に対するｒｅｄｏレコードは、他のコミットされていな
いトランザクションからのｒｅｄｏレコード及びコミッ
トされたトランザクションからのｒｅｄｏレコードとは
別にグループ化される。
【００１７】トランザクションがコミットされると、こ
のコミットされたトランザクションに対するｒｅｄｏレ
コードは、データベース名、データベース内のブロック
番号、ブロック内のオフセット位置、及びその発生順
（sequence of occurence）にしたがい、他のコミット
されていないトランザクションからのｒｅｄｏレコード
で分類される。バックアップ・データベースからの複数
個の更新ブロックが、バックアップ・システム・メモリ
内のバッファに読み込まれる。分類されたコミットｒｅ
ｄｏレコードは更新ブロック内の対応するデータ・レコ
ードに順次適用される。
【００１８】本発明の他の形態において、コンピュータ
・システムがバックアップ・データベースを更新し、こ
れを活動データベースと一貫したものにする。ログ・レ
コード処理手段がトランザクションがコミットされるま
で、その発生順に単一のトランザクションに対するｒｅ
ｄｏレコードをバックアップ・コンピュータのメモリ内
で個別にグループ化するために設けられている。データ
ベース名、データベース内のブロック番号、及びブロッ
ク内のオフセット値にしたがって、その発生順にコミッ
トされたｒｅｄｏレコードを分類するために、分類手段
が設けられている。複数個の更新ブロックをデータベー
スからバックアップ・システムのメモリのバッファに読
み込み、更新ブロックを記憶装置に書き戻すための入出
力ハンドラ手段が設けられている。コミットされたｒｅ
ｄｏレコードを更新ブロックに適用するための手段も設
けられている。
【００１９】本発明の他の形態において、トランザクシ
ョン処理システムはデータ記憶装置に格納されたデータ
ベース、ならびにトランザクションの一部としてデータ
ベースに対して行われる変更を表すｒｅｄｏレコード及
びトランザクションがコミットされたことを示すコミッ
ト・レコードを含む一連のレコードを含んだ、補助記憶
装置に格納されたデータベースに対するログを含んでい
る。トラッキング・システムはｒｅｄｏレコードを使用
してデータベースを更新する。トラッキング・システム
はコミット・レコードがトランザクションのために受け
取られるまで、その発生順に、コミットされたｒｅｄｏ
レコードを分類するためのレコード処理手段と、コミッ
トされたトランザクションに対する複数個の分類済みｒ
ｅｄｏレコードを分類するためのログ・アキュムレータ
手段と、複数個のブロックをデータベースからバッファ
へ定期的に順次読み込むための手段と、分類されたｒｅ
ｄｏレコードをバッファのブロックへ順次適用するため
の手段と、ブロックを記憶装置へ書き戻すための手段と
からなっている。分類されたｒｅｄｏレコードは、デー
タベース名、データベースのブロック番号、ブロック内
のオフセット位置及びその発生順にしたがって分類され
たものである。
【００２０】
【実施例】図１を参照すると、活動コンピュータ・シス
テム１２及びバックアップ・コンピュータ・システム
（トラッキング・システムまたはシャドウ・システムと
も呼ぶ）１３は各々プロセッサ（ＣＰＵ）１４、１５、
メモリ１６、１７、直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）
などの１台または複数台のデータ記憶装置１８、１９、
及びＤＡＳＤまたは磁気テープなどの１台または複数台
の補助記憶装置２０、２１を有している。
【００２１】１つまたは複数のデータベースが記憶装置
１８に格納されている。データベースにアクセスするた
びに、このアクセスの記録がログ・レコードとして記録
される。データベースに対するすべてのトランザクショ
ンの記録が補助記憶装置２０に格納された１つまたは複
数のログに保持されている。データベース管理システム
（ＤＢＭＳ）ソフトウェアが活動コンピュータ・システ
ム１２によって稼動され、データベースへのアクセスを
管理する。
【００２２】システムが障害を起こした場合、データ・
ディスクの書込みが妨害され、適切に記録されないこと
がある。回復処理には継続（stable）記憶域のトランザ
クション・ログの保守が必要である。トランザクション
・ログはすべてのトランザクションを一連のログ・レコ
ードの形で記録する。
【００２３】ＩＢＭのＶＴＡＭ通信プロダクトなどのネ
ットワーク機構２２によって、活動システム１２が遠隔
地におかれたバックアップ・システム１３と通信するこ
とが可能となる。活動ＤＢＭＳは、レコードがトランザ
クション処理中に作成されると、ログ・レコードをバッ
クアップ・システム１３が作動させているバックアップ
ＤＢＭＳへ送る。ログ・レコードはバックアップ補助記
憶装置２１に格納される。これらのログ・レコードはバ
ックアップ・システムの記憶装置１９に格納されている
バックアップ・データベースないしシャドウ・データベ
ースを更新するために使用される。トラッキング・バッ
クアップ・システムは活動システムの２倍の速度で作動
する。
【００２４】ＩＢＭのＩＭＳ高速機能データベースを使
用して、データベースを複製するためにログ・レコード
を効率的に処理する本発明の好ましい実施例を説明す
る。高速パス（fast path）・システムを好ましい実施
例の説明の基礎として使用するが、本発明はこのシステ
ムとともに使用することに限定されるものではない。本
発明の方法及びシステムを当分野の技術者に周知の他の
システムとともに使用することができる。さらに、本発
明のシステム及び方法は、バックアップ・システムが活
動データベースとの一貫性を維持するためにｒｅｄｏレ
コードを処理することに限定されるものでもない。たと
えば、本発明のシステム及び方法を、ｒｅｄｏログ・レ
コードを使用して、データベースをシステム障害から回
復させるために使用することもできる。
【００２５】高速パスＤＢＭＳはｒｅｄｏログ・レコー
ドを使用して、更新トランザクションの結果としてデー
タベース・レコードに行われる変更のコピーをもたら
す。トランザクションの正常な完了は、ログのコミット
・レコードによって記録されるコミット操作によって示
される。レコードの変更後、トランザクションが異常終
了した場合、打ち切り（abort）レコードがログに入力
される。ＤＢＭＳはコミット時にｒｅｄｏログ・レコー
ドを書き込み、その後、すべての変更をデータベース・
ディスクに書き込む。システム障害後の再起動処理に
は、ｒｅｄｏログ・レコードを使用してデータベース・
ディスクの書込みを完了することが含まれる。回復処理
はトランザクション境界及び付随するｒｅｄｏレコード
を追跡する。
【００２６】バックアップ高速パスＤＢＭＳは、活動シ
ステムから受け取ったログ・データからのｒｅｄｏレコ
ードを使用して、活動システムのデータベースのバック
アップまたはシャドウのコピーを維持する。管理対象の
データベースは転送単位で継続記憶域１９に格納され
る。転送単位は管理プログラムが入出力処理のために継
続記憶域から取り出す基本単位である。
【００２７】ＩＭＳが稼働しているＭＶＳオペレーティ
ング・システムは複数のデータ・ブロックをディスク記
憶装置に書き込む。アクセス方式が複数のレコード（各
レコードはデータ・バイトからなっている）をブロック
にグループ化する。各レコードはレコードが格納される
ブロック内のオフセット値を有している。これらのレコ
ードをＬＲＥＣＬまたはＣＩと呼ぶ。ＣＩとはＶＳＡＭ
（仮想記憶アクセス方式）の制御インターバルである。
ＤＡＳＤに格納されているデータにアクセスするにはさ
まざまな方法がある。相対バイト・アドレス（ＲＢＡ）
及び相対ブロック番号（ＲＢＮ、ＣＩ番号）がＩＭＳ
ＤＢＭＳ及びＶＳＡＭで使用されている。
【００２８】図２を参照すると、ｒｅｄｏレコードはデ
ータベースを示すフィールド３０、ブロック番号を示す
フィールド３２、ブロック内のオフセット位置を示すフ
ィールド３４、及び従業員データベースに対する新しい
管理職の名前などの実際の更新データが入っているフィ
ールド３６を有している。
【００２９】図３にログ・レコードを使用して活動デー
タベースのバックアップ・データベースを維持するため
のシステムの実施形態の概要を示す。ｒｅｄｏログ・レ
コード（図３では５９５０で示す）４２とコミット・ロ
グ・レコード及び異常終了ログ・レコード（図３では５
９３７／３８で示す）４４を含んでいるログ・レコード
４０を、バックアップ・システム４６のＤＢＭＳ制御域
が活動システムから受け取る。データベース・トラッカ
要素４８は一連の操作コマンド・ルーチンで、ログ・ル
ータ５０からログ・レコードを受け取り、ＤＢＭＳ制御
域の外部にあり、データスペース（５２）と呼ばれるバ
ックアップ・システムのメモリ区域内の待ち行列にｒｅ
ｄｏログ・レコードを入れる。データベース・トラッカ
４８は格納されているｒｅｄｏログ・レコードをバック
アップ・データベースに適用し、データベースのシャド
ウ化をサポートすることも行う。
【００３０】ｒｅｄｏレコードをシングル・スレッドで
作動しているログ・ルータ５０によってコピーし、ＭＶ
Ｓオペレーティング・システムの制御ブロックＴＣＢを
使用してログ・レコードの順序を維持する。ｒｅｄｏレ
コードはログ・ルータ要素から時間順に転送される。ロ
グ・ルータ５０は非同期で作動し、ログ・レコードの処
理を待たない。
【００３１】ｒｅｄｏレコードは、充分な数のレコード
が蓄積されて、ディスクへの変更の書込みが確実になる
まで、データスペース（５２）に格納されている。一時
入出力バッファ５４を使用して、更新データをバックア
ップ・データベース（シャドウ・データベース）５６に
書き込む。ｒｅｄｏレコードがデータスペースに格納さ
れている間に、データベース・トラッカ４８はｒｅｄｏ
レコードを分類し（sort）、入出力操作を効率化する。
トラッカ４８は異常終了したトランザクションのｒｅｄ
ｏレコードがディスクに記録されないようにもする。
【００３２】データベース・トラッカ４８によって行わ
れるｒｅｄｏレコードの処理には基本的に、２つの段階
がある。第１に、ｒｅｄｏレコードをデータスペースの
待ち行列にいれ、ログ・ルータが待機しないようにす
る。コミット・ログ・レコードまたは異常終了ログ・レ
コードが出現するまで、ｒｅｄｏレコードを一時待ち行
列に保管する。コミット・レコードを受け取り、トラッ
カがこれを識別したら、関連するｒｅｄｏレコードを蓄
積処理のため区域ごとに待ち行列に入れる。入出力処理
がマイルストーン（milestone）によってトリガされる
まで、ｒｅｄｏレコードは蓄積される。蓄積処理中に、
ｒｅｄｏレコードを相対ディスク・スペース順に分類
し、同一のブロックを変更するレコードのログ順序を保
持する。ｒｅｄｏレコード処理の第２段階は、更新デー
タをバックアップ・データベースに適用（apply）する
ことである。トラッカ４８によってｒｅｄｏレコードを
蓄積し、分類することで、バックアップ・データベース
に対する入出力操作の数が少なくなり、バックアップ・
データベースを維持しながらデータベースのパフォーマ
ンス全体を改善することができる。
【００３３】トラッカ４８には、レコード・プロセッ
サ、ログ・アキュムレータ、入出力ハンドラ、待ち行列
サーバ、初期設定プロセス、入出力操作のトリガ用マイ
ルストーン制御プロセスなどの多数の構成サブルーチン
がある。
【００３４】初期設定プロセス時に、制御ブロックが作
成され、データ・トラッカ・モジュールがロードされ、
ｒｅｄｏレコードの格納に使用されるデータスペースが
作成され、多数のその他の初期設定プロセスが実施され
る。
【００３５】初期設定には３つのモジュールが使用され
る。最初のモジュールはログ・ルータの初期設定が直接
使用して、制御ブロックを作成し、初期化し、Ｅ−私用
域と呼ばれる拡張私用記憶域（ＭＶＳ／ＥＳＡオペレー
ティング・システムが制御する３１ビットのアドレス可
能私用記憶域）にトラッカ・モジュールをロードするも
のである。また、初期設定時に、待ち行列サーバの内部
タスク（ＩＴＡＳＫ）制御ブロックの非同期作業要素
（ＡＷＥ）が作成され、データスペース記憶管理プログ
ラムがロードされる。ＩＴＡＳＫはＩＭＳの内部作業単
位である。ＡＷＥは要求を記述する非同期作業単位であ
る。コマンドＤＰＳＥＲＶ及びＡＬＥＳＥＲＶＥ（これ
らはデータスペース管理用のＭＶＳオペレーティング・
システム・サービスである）を入力し、プログラミング
・モジュールを呼び出すことによって、データスペース
が作成され、初期化される。また、初期設定時に、入出
力操作をトリガするために使用されるマイルストーン・
インデックスが初期化され、トラッキング・ログ経路指
定テーブル・アドレスが戻される。
【００３６】第２の初期設定モジュールは高速パス初期
設定によって呼び出される。第２モジュールは入出力バ
ッファ及びデータ管理ヘッダ・レコード制御ブロック
（ＤＭＨＲ）を割り振り、制御ブロックＡＷＥ待ち行列
サーバＩＴＡＳＫ、トラッキングＩＴＡＳＫ、入出力ス
レッドＩＴＡＳＫ、及び入出力スレッドＩＴＡＳＫ用の
ＳＲＢ（ＭＶＳオペレーティング・システムが使用す
る）を作成する。
【００３７】第３のモジュールも高速パス初期設定によ
って呼び出され、ＥＭＡＣ、ＥＭＡＣ及びＴＵＲ用ハッ
シュ・テーブルを作成し、メッセージを出す。ＥＭＡＣ
は状態情報を報告するトラッキング域制御ブロックであ
る。ＴＵＲは制御ブロック構造で、同じ回復トークンの
ログ・レコードに対する回復単位を表す（詳細は以下で
説明する）。
【００３８】トラッカが使用する２つの待ち行列サーバ
がある。最初のサーバはログ経路指定ＴＣＢ制御ブロッ
クの下で作動し、入力ログ・レコードの処理順序を逐次
化する。これは終了ＡＷＥを受け取るまで、指定の待ち
行列ヘッダからのＡＷＥを与える。第２の待ち行列サー
バは終了ＡＷＥを受け取るまで、第２の待ち行列ヘッダ
からのＡＷＥを与え、ログ・ルータが待機しないように
するために使用される。終了ＡＷＥは要求が入出力操作
を必要としている場合に、ログ・レコード・プロセッサ
によってスケジューリングされる。
【００３９】入出力操作をトリガするためのマイルスト
ーン制御プロセス要素は入出力操作を行う時期を決定す
る。マイルストーンは定期的にかつボリュームごとに状
態を経路指定し、追跡するスナップショットである。
【００４０】トラッカ・システム４８が実行して、レコ
ードの更新をデータベースに効率よく書き込むためにｒ
ｅｄｏログ・レコードを編成する３組のサブルーチンが
ある。トラッカが実行する第１のルーチンはログ・レコ
ード・プロセッサで、ログ・ルータによって呼び出さ
れ、シングル・スレッドで作動するものである。ログ・
レコード・プロセッサはｒｅｄｏレコード、コミット・
レコード及び異常終了レコードを処理する。コミットさ
れていないトランザクションの各々についてログ・ルー
タから受け取ったｒｅｄｏレコードは、そのトランザク
ションに対してコミットまたは異常終了レコードを受け
取るまで、データスペースに別々に保管される。第２の
ルーチンはログ・アキュムレータで、コミットされたｒ
ｅｄｏレコードを分類し、データスペースに蓄積するも
のである。第３のルーチンは入出力ハンドラで、各デー
タベースごとに利用可能であり、マイルストーンによっ
て呼び出されるものである。入出力ハンドラはデータベ
ースのブロックをディスクから一時入出力バッファに読
み込み、ｒｅｄｏレコードからの更新データをバッファ
更新ブロックの対応するレコードに適用し、次いで、ブ
ロックをバックアップ・データベースに書き戻す。
【００４１】トラッカによって使用されるバックアップ
・ディスクへ書き込むために（レコード・プロセッサ、
アキュムレータ、及び入出力ハンドラを使用して）ｒｅ
ｄｏレコードを編成するプロセスを、図４−図１１を参
照して詳細に説明する。
【００４２】図４−図６に、ログ・ルータ５０から受け
取ったログ・レコードを処理するためのログ・レコード
・プロセッサ５８の詳細な説明を示す。
【００４３】図４において、ログ・レコード・プロセッ
サ５８がログ・レコード及び事象通知を処理する。ログ
・レコードは、ログ・ルータによって、ログ・レコード
経路指定テーブルを使用してレコード・タイプに基づき
該当するトラッキング・ルーチンに与えられる（６
２）。
【００４４】ｒｅｄｏレコード・プロセッサ６４はコミ
ットされていないレコードを処理するログ・レコード・
プロセッサのルーチンで、このレコードは「未完了」ｒ
ｅｄｏレコードと呼ばれる。ｒｅｄｏレコードはトラン
ザクションの一部としてデータベース・レコードに書き
込まれるデータの事後イメージである。高速パス・デー
タベースにおいては、トランザクションがコミットされ
るまで、ｒｅｄｏレコードはディスクに書き込まれな
い。異常終了したトランザクションのｒｅｄｏレコード
は、活動データベースに書き込まれることはなく、した
がって、バックアップ・データベースに書き込まれるこ
とはない。
【００４５】ｒｅｄｏレコード・プロセッサ６４は、ト
ランザクションに対する回復トラッキング単位（ＴＵ
Ｒ）（図５の６６参照）を見つけだそうとする（６
８）。ＴＵＲはトランザクションのためのｒｅｄｏレコ
ード・リストのヘッダである。前述したように、ＴＵＲ
は同じ回復トークンのログ・レコードに対する回復単位
を表す制御ブロックである。ＴＵＲがトランザクション
について見つかった場合、ｒｅｄｏレコードはその発生
順を維持したまま、同じトランザクションに対するｒｅ
ｄｏレコード・リストにグループ化される（６９）。受
け取ったｒｅｄｏレコードが回復単位の最初のｒｅｄｏ
レコードであった場合、そのトランザクションに対する
ＴＵＲは見つからず、そのトランザクションに対する新
しいＴＵＲがデータベースに動的に作成される（７
０）。
【００４６】図５を参照すると、ｒｅｄｏレコード・プ
ロセッサがデータベースｒｅｄｏ待ち行列要素（ＥＲＱ
Ｅ）７２という制御ブロックを、各ｒｅｄｏレコード７
４に対してデータベースに作成する。ＥＲＱＥ７２はそ
のトランザクションに対するそれぞれのＴＵＲ６６と連
鎖され、ｒｅｄｏレコード７４はＥＲＱＥ７２と連鎖さ
れる。このようにして、１つの回復単位のすべてのｒｅ
ｄｏレコードがＴＵＲ６６に連鎖され、固定される。デ
ータスペースにおいて、５９５０というｒｅｄｏログ・
レコード７４はＥＲＱＥ７２で表されている。
【００４７】１トランザクション期間内の同じデータベ
ース・レコードについての複数のＥＲＱＥは、ＥＲＱＥ
ＥＲＱＥ＿ＩＮＴＲＡ７８という制御ブロック・ポイン
タによって連鎖される。制御ブロック・ポインタＥＲＱ
ＥＥＲＱＥ＿ＩＮＴＲＡ７８はリスト内の次のＥＲＱＥ
をポイントするＥＲＱＥＮＥＸＴ７９という制御ブロッ
ク・ポインタを含んでいる。ＴＵＲに連鎖されたｒｅｄ
ｏログ・レコードはコミットまたは異常終了レコード・
プロセッサの動作を待っている未完了ｒｅｄｏログ・レ
コード、すなわちまだコミットあるいは異常終了してい
ないものとして取り扱われる。
【００４８】同じレコードに対する複数のｒｅｄｏレコ
ードは入出力ハンドラによる１入出力操作によって処理
される。それ故、いくつかのｒｅｄｏレコードが同一の
データベース名、データベース内のブロック、及びブロ
ック内のオフセット位置に対するものである場合には、
入出力操作の数を減らすことができる。したがって、こ
のようなｒｅｄｏレコードの編成は、１つのセグメント
に対する１つの更新呼出しであっても、活動ＤＢＭＳに
よって複数のｒｅｄｏレコードをしばしば作成するもの
であるから、いくつかのｒｅｄｏレコードが同一のデー
タベース・レコードに適用されるという事実を利用して
いる。
【００４９】図４を再び参照すると、ログ・レコード・
プロセッサの他の構成要素はコミット／異常終了レコー
ド・プロセッサ８０である。コミット／異常終了レコー
ド・プロセッサはコミット・ログ・レコード及び異常終
了ログ・レコードを処理する。あるトランザクションに
対する異常終了ログ・レコードはそのトランザクション
が異常終了したことを示す。このトランザクションにつ
いて受け取ったｒｅｄｏレコードが活動データベースに
書き込まれることはなく、またバックアップ・データベ
ースに書き込まれてはならない。したがって、異常終了
ログ・レコードを受け取った場合には、このトランザク
ションに対するＴＵＲが探し出され、このＴＵＲに対す
るｒｅｄｏログ・レコード及びＥＲＱＥならびにＴＵＲ
が削除される（８２）。
【００５０】コミット・ログ・レコードを受け取った場
合（８４）、このトランザクションに対するＴＵＲが見
つけだされ、このＴＵＲに接続された対応するｒｅｄｏ
レコードがコミットされたものと指定され、さらに処理
するためアキュムレータの制御部へ転送される（８
６）。
【００５１】コミットされたｒｅｄｏレコードをレコー
ド・プロセッサからアキュムレータへ転送するプロセス
を図６を参照して説明するが、この図はコミット・ログ
・レコードを受け取った場合のレコード・プロセッサに
あるｒｅｄｏレコードを示している。ＥＲＱＥＮＥＸＴ
７９によって連鎖された各ＥＲＱＥ７２は、これを適用
するのかどうかについて検査される。バックアップ・シ
ステムによる検査プロセスが正常に完了した場合、ｒｅ
ｄｏレコード７２はコミットされたものとされる。検査
プロセスが失敗した場合、ＥＲＱＥが削除されるか、あ
るいはＥＲＱＥ７２がＴＵＲ６６から、後入れ先出し
（ＬＩＦＯ）構成のログ・アキュムレータに対する待機
ＥＭＡＣ待ち行列９２のＥＭＡＣＥＲＱＥ＿ＷＡＱとい
う制御ブロック・ポインタ９０に再連鎖される。ＥＭＡ
ＣＥＲＱＥ＿ＷＡＱ９０はログ・アキュムレータによる
他の処理（分類や格納）を待っているＥＲＱＥ７２に対
するアンカ・ポイントの働きをする。トラッキング域制
御ブロックＥＭＡＣ９２はログ・アキュムレータに対す
る待機ＥＭＡＣ待ち行列としてＥＤＢＴＷＡＱ制御ブロ
ックに連鎖される。ＥＲＱＥが処理された後、ＴＵＲ６
６が削除される。
【００５２】ログ・アキュムレータが他のｒｅｄｏレコ
ードの処理中で、レコード・プロセッサからのｒｅｄｏ
レコードを処理できない場合、アキュムレータはＩＷＡ
ＩＴ状況という待機モードとなる。アキュムレータがＩ
ＷＡＩＴ状況である場合、新規にコミットされたｒｅｄ
ｏレコードがＩＰＯＳＴという内部通知を出すことによ
って処理が必要であることを通知し、これによって非同
期リクエスタに作業項目が完了したことを知らせる。
【００５３】コミット−ｒｅｄｏレコード、ｉｎｉｔ／
ｔｅｒｍレコード、更新終了レコード、及び活動ストリ
ーム終了レコードなどのその他のログ・レコードも、ロ
グ・レコード・プロセッサによって処理される（９
４）。
【００５４】アキュムレータ９８の好ましい実施例を図
７ないし図９を参照して説明する。ログ・アキュムレー
タはログ・プロセッサと入出力ハンドラの間に配置され
た中間機能である。これは各データベースごとにすべて
のｒｅｄｏレコードをまとめ、ｒｅｄｏレコードを当該
データベースのブロック内の相対オフセットにしたがっ
て昇順（ascending order）に並べることによって、入
出力プロセッサの性能を改善する。
【００５５】図８を参照すると、ＥＲＱＥ７２に対する
ＥＤＢＴＷＡＱ１００という制御ブロック・アンカ・ポ
イントがアキュムレータに対する入力待ち行列に作用し
て、ログ・アキュムレータに対する「要活動」ＥＭＡＣ
制御ブロック９４を見つけだす。処理対象の各ＥＲＱＥ
７２はＥＭＡＣ９２のＥＭＡＣＥＲＱＵＥ＿ＷＡＱ９０
という制御ブロックに連鎖される。ログ・アキュムレー
タはＥＲＱＥをブロック内のオフセット（レコード・ブ
ロック・アドレスＲＢＡと呼ぶ）にしたがって昇順で分
類し、入出力操作の効率を改善する。
【００５６】ＥＲＱＥを分類するパス長を節約するため
に、各ＥＭＡＣ９２はＥＭＡＣＥＲＱＥ＿ＷＩＯＱ１０
３というヘッダ制御ブロックからの連続記憶域にＥＲＱ
Ｅ挿入リスト（ＥＩＬ）１０２を維持している。リスト
１０２の項目１０６は、データベースのブロック内のＥ
ＲＱＥの相対オフセット（ＣＩのＲＢＡ）及び実際のＥ
ＲＱＥ７２がデータスペース作業域に格納される場所へ
の対応アドレスである。ＥＩＬ１０２を使用することに
よって、ｒｅｄｏレコードを探し出して、対応するレコ
ードの相対アドレスを決定する必要がなくなる。これに
よって、ｒｅｄｏレコードを分類するときの探索が容易
となる。
【００５７】図７を参照すると、ログ・アキュムレータ
はＥＲＱＥをコミットされたトランザクション・リスト
（ヘッダＥＭＡＣＥＲＱＥ＿ＷＡＱで示されている）か
ら待ち行列解除し（１１０）、ＥＩＬを探索して、分類
された順序でリストに挿入されるＥＲＱＥと同じオフセ
ットを有する項目を見つけ出す（１１２）。対応する項
目が見つかったら（１１４）、挿入されるＥＲＱＥが後
入れ先出し（ＬＩＦＯ）順で項目１１６に連鎖される。
ＥＲＱＥと同じオフセットを有する項目がない場合（１
１８）、新しい項目がＥＲＱＥに対してＥＩＬ１２０の
適切な場所に作成されるので、すべての項目がＲＢＡ昇
順で配置される。
【００５８】ＥＩＬ１０２内の項目の配列によって、項
目の一部を項目の長さ（８バイト）によって移動しなけ
ればならないことが必要となる。このリストに対する連
続記憶域は必要に応じて、データベース内に動的に作成
される。ＥＩＬのサイズが１６Ｋバイトであるから、１
つのＥＩＬは２０００の項目を有することができる。Ｅ
ＩＬが項目で一杯になった場合、他のＥＩＬがログ・ア
キュムレータによって作成され、アキュムレータはこの
ＥＩＬをＬＩＦＯ構成でＥＩＬヘッダ（ＥＭＡＣＥＲＱ
Ｅ＿ＷＩＯＱ１０３で示される）に連鎖する。当分野の
技術者に周知の２等分探索アルゴリズムを使用して、該
当するｒｅｄｏレコードに付いてＥＩＬを探索し、性能
を改善することができる。
【００５９】同じデータベースに対するｒｅｄｏレコー
ドのＥＲＱＥ（ＣＩ）がＥＲＱＥＮＥＸＴというポイン
タによって連鎖される。これらのｒｅｄｏレコードを入
出力ハンドラによる１回の入出力操作によって処理する
ことができる。それ故、トランザクション間隔外のいく
つかのｒｅｄｏレコードが同じオフセット（同じ区域名
及びＲＢＡを有する）にある同じデータベースの同じブ
ロックに格納されたレコードに対するものであれば、入
出力回数を少なくすることができる。さらに、ＣＩの完
全な内容を含んでいるｒｅｄｏレコードを処理する場
合、ＣＩが入出力ハンドラに必要ないものであるため、
ＣＩが削除される。
【００６０】アキュムレータ９８はあるトランザクショ
ン及び以降のトランザクションに対するコミットされた
ｒｅｄｏレコードの処理を継続する（１２２）。マイル
ストーン要素が示すように、データベースに対する入出
力マイルストーンに到達した場合、そのデータベースに
対するｒｅｄｏレコードが入出力操作を処理することに
よってディスク１２４に書き込まれる。ログ・アキュム
レータが作業域を終了し、クリーンアップするＴＲＭの
通知コードというメッセージを受け取ると、ログ・アキ
ュムレータは制御ブロック・ポインタＥＭＡＣＥＲＱＥ
＿ＷＡＱに連鎖されているすべてのｒｅｄｏデータに対
するサービスを完了した後、制御をデータベースに戻
す。
【００６１】図９はマイルストーン・トリガ入出力プロ
セスの先頭にあるデータベースのバッファリングされた
データを示す。ブロック内のオフセットに対するＥＲＱ
Ｅ７２はすべてＥＩＬ１０２のデータベースに対するト
ラッキング域回復ブロック（ＥＭＡＣで示す）１００に
対してＲＢＡの昇順で配列される。
【００６２】図１０及び図１１に、トラッカの入出力ハ
ンドラ・ルーチン１１８の好ましい実施例を示す。各バ
ックアップ・データベースは間欠的に呼び出される、関
連した入出力ハンドラを有している。入出力ハンドラは
シングル入出力スレッドＩＴＡＳＫ（ＩＯＴＩ ＩＴＡ
ＳＫとする）の下で作動し、いくつかのタスクが同時に
作動することができる。非同期要求に作業項目が完了し
たことを知らせるために内部で通知される（「ＩＰＯＳ
Ｔされる」）ＩＯＴＩ ＩＴＡＳＫの数が、「ＢＥＧＩ
Ｎ ＭＩＬＥＳＴＯＮＥ（マイルストーン開始）」論理
によって（マイルストーン・ルーチンによって）計算さ
れ、負荷バランス技法を使用して時間間隔の終了を示
す。負荷バランス論理を使用することによって、入出力
処理の周期的な影響が最小限となる。
【００６３】入出力ハンドラがマイルストーン制御ルー
チンからの「マイルストーン開始」信号によって呼び出
される。入出力プロセスは次のマイルストーン（指定さ
れた間隔の終わり）までに完了しなければならない。マ
イルストーンの期間が始まった場合、多くのｒｅｄｏレ
コードがデータベースにあると考えられるので、入出力
操作を最適な効率で実施できる。
【００６４】ＩＰＯＳＴされた場合、入出力ハンドラは
ＥＩＬがＥＭＡＣＥＲＱＥ＿ＷＩＯＱという制御ブロッ
クに連鎖しているＥＭＡＣ１００を探す。ＥＩＬは後入
れ先出し（ＬＩＦＯ）から先入れ先出し（ＦＩＦＯ）に
並べ変えられるので、ＥＲＱＥはＲＢＡの降順で配列さ
れる。ＥＩＬの各項目が処理され、データベース・ブロ
ック（ＣＩ）を入出力バッファに読み出す。データベー
ス名（ＤＢＤ名）、ブロック番号（ＤＳＩＤ）及びオフ
セット（ＲＢＡ）が各ＥＲＱＥに読み出される。これは
ＤＭＨＲ１２０という制御ブロックにセットされるが、
この制御ブロックは入出力バッファ１２２に読み出され
るブロックのリストである。次いで、ＤＭＨＲ１２０が
読取り要求に合わせて設定される。読取り要求はバック
アップ・データベースによってこの位置から行われる。
【００６５】データベース１２４からのデータのいくつ
かのブロック（バッファで可能なだけの数）をバッファ
に読み込ませるＳＲＢというＭＶＳオペレーティング・
システムのスケジューリング機能によって呼出しを行う
ためのモジュールが呼び出される（図１０の１３０）。
使用される入出力バッファの数は次のように計算され
る。Ｎ＝ＤＢＢＦ／ＯＴＨＲ。ただし、Ｎは各ＩＯＴＩ
に割り当てられる入出力バッファの数、ＤＢＢＦは入出
力バッファの総数（ルーチンに対する呼出しに関するＥ
ＸＥＣパラメータのＤＢＢＦ＝ｐａｒｍによって指定さ
れる）、ＯＴＨＲはＩＯＴＩ ＴＡＳＫの数（ＥＸＥＣ
パラメータのＯＴＨＲ＝ｐａｒｍによって指定される）
である。
【００６６】ｒｅｄｏレコードはＥＲＱＥの連鎖をＬＩ
ＦＯからＦＩＦＯに並べ変えてから、入出力バッファに
適用される（１３２）。
【００６７】ｒｅｄｏレコードがバッファの更新ブロッ
クに適用された後、更新バッファがデータベースに書き
戻される（１３４）。すべてのＥＲＱＥが処理された
後、入出力の完了を待っていたデータベースに対するＡ
ＷＥ要求が処理される。入出力ハンドラはすべてのＡＷ
Ｅが各々に対して要求されたサービスを実行したことを
チェックする。
【００６８】入出力ハンドラは次いで、処理を必要とす
る他のＥＭＡＣを探す。１つのＥＭＡＣが１つのＩＴＡ
ＳＫ（ＩＯＴＩで示す）によって処理されるので、ロッ
ク機構は必要ない。トラッキング域制御ブロックＥＭＡ
Ｃが処理された後、このＥＭＡＣに対するすべてのＥＩ
Ｌ及びＥＲＱＥが削除される。
【００６９】すべてのＥＭＡＣが処理されると、入出力
バッファはＩＷＡＩＴという待機状況になる。これが最
後のＩＯＴＩ ＩＴＡＳＫである場合、ＩＰＯＳＴ終了
マイルストーンを出すことによって、マイルストーンを
終了することができる。
【００７０】入出力処理がトリガされると、多数の入出
力プロセスが再開される。各入出力プロセスは処理のた
めの区域を選択し、ｒｅｄｏレコードのその分類された
リストを取り入れ、これらをすべて処理する。入出力プ
ロセッサは多重ブロックの読取りを行い、ｒｅｄｏレコ
ードが存在しているブロックの最初のシリーズを取得す
る。次いで、ｒｅｄｏの変更点がこれらのブロックに適
用される。その後、多重ブロック書込みが行われ、ディ
スク・ブロックを継続記憶域に書き戻す。多重ブロック
読み書きを使用することによって、ＣＰＵの消費量が最
小限となる。今日のディスクの場合、ｒｅｄｏレコード
の分類順序はディスク当たり１つの区域しかない場合、
効率のよいスイープをもたらす。
【００７１】
【発明の効果】入出力前に多数のレコードを蓄積する
と、同じディスク・ブロックに対するトランザクション
間変更が１回の操作で処理されるようになる。しかしな
がら、ディスクへの書込み間の時間を最短のものとしな
いと、障害時の回復時間に悪影響が及ぼされる。ディス
ク・ブロックを記憶するよりもｒｅｄｏレコードを記憶
する方が使用されるスペースが少ないので、これによっ
てスペース効率のよいバッファ・プールがもたらされ
る。さらに、トラッカ・システムはログ・ルータを待機
させず、活動データベースよりも少なくとも２倍の速度
で作動するので、バックアップ・システムに対するスル
ープットが改善される。
【図面の簡単な説明】
【図１】活動及びバックアップ・データベース・システ
ムの概要図である。
【図２】ｒｅｄｏログ・レコードの図である。
【図３】ログ・レコードを遠隔データベースに適用する
ためのシステムのブロック図である。
【図４】コミットされたものと示されていないトランザ
クションのｒｅｄｏログ・レコードの処理に関する流れ
図である。
【図５】コミットされたものと示されていないトランザ
クションのｒｅｄｏログ・レコードの処理に関するブロ
ック図である。
【図６】コミットされたトランザクションのｒｅｄｏロ
グ・レコードのブロック図である。
【図７】アキュムレータによるｒｅｄｏログ・レコード
の処理に関する流れ図である。
【図８】アキュムレータ内のｒｅｄｏログ・レコードの
ブロック図である。
【図９】アキュムレータに格納されている分類されたｒ
ｅｄｏログ・レコードのブロック図である。
【図１０】ｒｅｄｏログ・レコードをディスク記憶装置
に書き込むためのプロセスの流れ図である。
【図１１】ｒｅｄｏログ・レコードをディスク記憶装置
に書き込むためのプロセスのブロック図である。
【符号の説明】
１２ 活動コンピュータ・システム １３ バックアップ・コンピュータ・システム １４、１５ プロセッサ １６、１７ メモリ １８、１９ データ記憶装置 ２０、２１ 補助記憶装置 ２２ ネットワーク機構

Claims (8)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】バックアップ・コンピュータ・システムと
    通信する少なくとも１つの活動コンピュータ・システム
    を含んでおり、各コンピュータ・システムがプロセッサ
    （ＣＰＵ）、メモリ、ならびに複数個のデータ・レコー
    ドが格納されたデータベースを有する少なくとも１つの
    データ記憶装置を具備し、データベース・トランザクシ
    ョンがコミットされたときに、該データベース・トラン
    ザクションの一部として、ｒｅｄｏログ・レコードを用
    いてデータベースを変更するトランザクション処理シス
    テムにおいて、バックアップ・データベースを活動デー
    タベースと一貫したものにするために該バックアップ・
    データベースを更新する方法であって（ａ）活動システ
    ムから伝送されたｒｅｄｏレコードをバックアップ・シ
    ステム・メモリのデータスペース作業域で受け取り、
    （ｂ）コミットされていないデータベース・トランザク
    ションから作業域のｒｅｄｏレコードをグループ化し、
    （ｃ）トランザクションがコミットされたときに、該コ
    ミットされたトランザクションのｒｅｄｏレコードを、
    データベース名、データベース内のブロック番号、該ブ
    ロック内のオフセット位置、及びレコードの発生順にし
    たがって、他のコミットされたトランザクションのｒｅ
    ｄｏレコードとともに分類し、（ｄ）バックアップ・デ
    ータベースからの複数個の更新ブロックをバックアップ
    ・システム・メモリのバッファに読み出し、（ｅ）分類
    済みのコミットされたｒｅｄｏレコードを、前記更新ブ
    ロックの対応するデータ・レコードに順次適用し、
    （ｆ）更新ブロックに対する前記分類済みのコミットさ
    れたｒｅｄｏレコードを該更新ブロック内の対応するデ
    ータ・レコードに適用した後、該更新ブロックをデータ
    ベースに直ちに書き込むステップからなる、データベー
    スの更新方法。
  2. 【請求項２】データベースのすべてのブロックが分類済
    みのコミットされたｒｅｄｏレコードによって更新され
    るまで、前記ステップ（ｄ）ないし（ｆ）を複数回反復
    する、請求項１記載の方法。
  3. 【請求項３】前記のｒｅｄｏレコードが、識別されたデ
    ータベース名と、識別されたブロック番号と、該ブロッ
    ク内の識別されたオフセット値と、更新データとを含む
    フィールドからなり、 前記ｒｅｄｏレコードを更新ブロックに適用するステッ
    プが、識別されたデータベース・ブロック内の識別され
    たオフセット位置に格納されているデータを、対応する
    ｒｅｄｏレコードからの更新データに変更する、請求項
    １記載の方法。
  4. 【請求項４】活動システムからのｒｅｄｏレコードを発
    生順に伝送することを含む、請求項１記載の方法。
  5. 【請求項５】コミット・ログ・レコードをバックアップ
    ・システムが受け取ったことに応答して、トランザクシ
    ョンがコミットされたものとされる、請求項１記載の方
    法。
  6. 【請求項６】バックアップ・コンピュータ・システムと
    通信する少なくとも１つの活動コンピュータ・システム
    を含んでおり、各コンピュータ・システムがプロセッサ
    （ＣＰＵ）、メモリ、ならびに複数個のデータ・レコー
    ドが格納されたデータベースを有する少なくとも１つの
    データ記憶装置を具備し、データベース・トランザクシ
    ョンがコミットされたときに、該データベース・トラン
    ザクションの一部として、ｒｅｄｏログ・レコードを用
    いてデータベースを変更するトランザクション処理シス
    テムにおいて、バックアップ・データベースを活動デー
    タベースと一貫したものとするために該バックアップ・
    データベースを更新するためのシステムであって、 トランザクションがコミットされるまで、発生順に、各
    個別のトランザクションごとに、ｒｅｄｏレコードをバ
    ックアップ・コンピュータ・メモリにグループ化するた
    めのログ・レコード処理手段と、 データベース名、該データベース内のブロック番号、及
    び該ブロック内のオフセット位置にしたがって、発生順
    に、コミットされたトランザクションのコミットされた
    ｒｅｄｏレコードを分類する分類手段と、 複数個の更新ブロックをデータベースからバックアップ
    ・システム・メモリのバッファに読み出す手段と、 コミットされた前記ｒｅｄｏレコードを更新ブロックに
    適用する手段と、 前記更新ブロックをデータベースに書き戻す手段とから
    なる、 データベースの更新システム。
  7. 【請求項７】前記バックアップ・システムが、ｒｅｄｏ
    レコード及びコミット・ログ・レコードを活動システム
    からバックアップ・システム・メモリに受け取る手段を
    含む、請求項６記載のシステム。
  8. 【請求項８】データ記憶装置に格納されたデータベー
    ス、ならびにコミットされたトランザクションの一部と
    してデータベースに実行される変更を表すｒｅｄｏレコ
    ード及びトランザクションがコミットされたことを示す
    コミット・レコードを含む、補助記憶装置に格納された
    データベース・トランザクションを記録するためのログ
    を使用して、データベースを更新するトランザクション
    処理システムにおいて、 トランザクションに対するコミット・レコードを受け取
    るまで、発生順に、コミットされたｒｅｄｏレコードを
    分類するレコード処理手段と、 コミットされたトランザクションに対する複数個の分類
    されたｒｅｄｏレコードを格納するログ・アキュムレー
    タ手段であって、該格納されたｒｅｄｏレコードが、デ
    ータベース名、該データベース内のブロック番号、該ブ
    ロック内のオフセット位置及び発生順に従って分類され
    たｒｅｄｏレコードである、ログ・アキュムレータ手段
    と、 複数個の更新ブロックをデータベースからバッファに定
    期的に順次読み出す手段と、 分類された前記ｒｅｄｏレコードをバッファ内の更新ブ
    ロックに順次適用する手段と、 前記更新ブロックを記憶装置に書き戻す手段とを有する
    データベースを更新するための装置。
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