JPH10143411A

JPH10143411A - オンラインデータベース管理システム

Info

Publication number: JPH10143411A
Application number: JP8301374A
Authority: JP
Inventors: Masahiro Funekawa; 政博舟川; Mamio Yamagishi; 真実雄山岸; Sumio Watanabe; 澄夫渡辺
Original assignee: Hitachi Software Engineering Co Ltd; Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Software Engineering Co Ltd; Hitachi Ltd
Priority date: 1996-11-13
Filing date: 1996-11-13
Publication date: 1998-05-29
Anticipated expiration: 2016-11-13
Also published as: JP3497053B2

Abstract

(57)【要約】【課題】データベース（ＤＢ）への通常業務による連
続アクセスを保証しながら、過去のある時点のＤＢの内
容に基づく参照・更新処理を可能にする。【解決手段】データベース（ＤＢ）８を第１記憶エリ
ア９、第２記憶エリア１０および第３記憶エリア１１に
分割して管理する。ここで、第１記憶エリア９は、オン
ラインシステムの下で動作する通常のアプリケーション
（ＵＡＰ）による現時点の最新データを記憶する。ま
た、第２記憶エリア１０は、過去のある時点（ｔ₀）で
凍結すべきデータ（ｔ₀データ）を記憶し、第３記憶エ
リア１１は、該ｔ₀データを元に、新たなＵＡＰを実行
した結果の更新後のデータ（ｔ_nデータ）を記憶する。
ＤＢアクセス制御部５は、ＵＡＰ４から最新あるいは過
去のある時点の指定を受けて、ＤＢ８の各記憶エリア
９，１０，１１の参照・更新を制御する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、連続無停止のオン
ラインデータベース管理システムに係り、特に、データ
ベースへの本来業務による連続的なアクセスを保証しな
がら、バックグランドで過去の任意時点のデータを参照
・更新するのに好適なオンラインデータベース管理シス
テムに関する。

【０００２】

【従来の技術】一般にオンラインシステムのデータベー
ス（以下、ＤＢと称す）の日次や月次の処理は、オンラ
イン終了後に、あるいは、ＤＢを閉塞したうえでオンラ
インシステムから一時的に切り離した後に、バッチ処理
で一括してＤＢを参照することで行っていた。

【０００３】従来、連続無停止システムにおけるＤＢの
更新・検索方法としては、特開昭５８−６２７４４号公
報や特開平６−３５７７４号公報に記載のように、ＤＢ
の更新要求には直ちに対象情報が更新される一方、更新
前の情報を保持して、それには更新の時系列情報を付与
しておき、検索要求には要求時点の時系列情報に基づい
て該当時点の情報を検索できるようにする方法がある。
また、ＤＢの回復を容易にしたり、レコードの世代管理
を容易にする方法としては、特開平１−１６６２３２号
公報に記載のように、レコードの更新時刻や更新前情報
を履歴としてＤＢ内に内蔵させることで実現する方法が
ある。さらに、データセットのバックアップを取得する
方法としては、特開平５−２１０５５５号公報に記載の
ように、ＵＡＰ実行の保留時間を大幅に短縮しながらあ
る時点で一貫性を持つデータセットのバックアップを取
得する方法がある。しかし、これらはいずれも、ある時
点でのＤＢの首尾一貫する内容を読み出すことが目的で
あり、直接更新することはできない。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】従来技術では、ＤＢへ
の本来業務による連続アクセスを保証しながら、過去の
ある時点のＤＢの内容（以下、凍結データと称す）に基
づいて別途更新処理等を行うためには、ある時点のＤＢ
を別ファイルにコピーしてからそれを更新することにな
る。実際に、オンラインシステム環境下でのＵＡＰ開発
時は、ＤＢをそのバックアップから回復する作業がＵＡ
Ｐ実行に先駆けてその都度必要になっていた。

【０００５】本発明の目的は、連続無停止のオンライン
データベース管理システム（ＤＢＭＳ）において、ある
時点のＤＢの内容を別のファイルにコピーすることな
く、日次業務や月次業務の更新処理を可能とすることに
ある。また、オンライン環境下でのＵＡＰ開発の際、一
つの凍結データを利用して繰り返し行われるあるいは並
行して行われるテスト、デモンストレーション、予測シ
ミュレーションなどでの更新処理を容易に可能とするこ
とにある。

【０００６】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明では、ＤＢを複数の記憶エリアに分割して管
理する。具体的には、オンラインシステムの通常業務の
ＵＡＰの処理ルート（通常処理ルート）による最新のデ
ータのすべてを保持する第１記憶エリアを中軸にして、
該通常処理ルートの過去のある時点（ｔ₀時点）に遡る
ための更新前のデータ（ｔ₀データ）を記憶する第２記
憶エリアと、該ｔ₀データを元に、過去のある時点から
新たに別のＵＡＰの処理ルート（別処理ルート）を実行
して得られる更新後のデータ（ｔ_nデータ）を記憶する
第３記憶エリアに分割して管理する。

【０００７】過去のある時点に遡る必要がなくなれば、
第２記憶エリアや第３記憶エリアを切り離すだけでよ
い。また、新たな時点を設定する場合には、初期化した
第２記憶エリアや第３記憶エリアを時系列あるいは並列
に接続すればよい。これらの操作は、ＤＢの第１記憶エ
リアへの通常業務によるアクセスを妨げるものではな
い。したがって、ＤＢへの連続的なアクセスは保証され
る。

【０００８】ＤＢを複数の記憶エリアに分割するのに対
応して、ＤＢアクセス制御部では、ＵＡＰから最新ある
いは過去のある時点の指定を受けて、参照要求に対して
は所定の記憶エリアを検索する手段と、更新に際しては
第１記憶エリアあるいは第３記憶エリアに更新後データ
を記憶する手段と、また、第１記憶エリアに記憶する際
には必要に応じて第２記憶エリアに更新前のデータを退
避する手段が組み合わせて用いられる。

【０００９】

【発明の実施の形態】以下に本発明の一実施例を図面に
より説明する。〈システム環境〉図１に本発明のオンラインデータベー
ス管理システム（ＤＢＭＳ）が稼働するシステム環境を
示す。図１において、中央処理装置（ＣＰＵ）１、端末
群６、システムコンソール７およびデータベース（Ｄ
Ｂ）８でオンラインシステムを構成している。ここで、
ＣＰＵ１にはオペレーティングシステム（ＯＳ）２、ト
ランザクション処理モニタ（ＴＰモニタ）３、ユーザア
プリケーションプログラム（ＵＡＰ）４およびＤＢアク
セス制御部５が含まれる。ＯＳ２はシステム全体を効率
よく運用するソフトウェアである。ＴＰモニタ３は、端
末群６から入力されたトランザクションをＯＳ２を介し
て受信し、目的の業務処理を実行するＵＡＰ４に引き渡
す。ＵＡＰ４はＤＢアクセス制御部５を呼び出してデー
タの入出力処理を行う。ＤＢアクセス制御部５はＵＡＰ
４からの参照や更新要求に応じてＤＢ８をアクセスする
制御部であり、ＤＢ８の構成とともに本発明の中心的な
部分である。ＤＢ８は、本オンラインシステムで動作す
る本来のＵＡＰの処理（通常の処理ルート）の現時点で
の最新データを記憶する第１記憶エリア９と、通常の処
理ルートの過去のある時点（ｔ₀）のデータ（ｔ₀デー
タ）を記憶する第２記憶エリア１０と、前記ｔ₀データ
をベースに、新たに別のＵＡＰの処理（別の処理ルー
ト）を実行して得られる更新後のデータ（ｔ_nデータ）
を記憶する第３記憶エリア１１で構成される。第２およ
び第３記憶エリア１０，１１が本発明の特徴的な構成で
あり、それぞれの記憶エリア１０，１１には一つまたは
複数のデータセットを割り当てることができるが、図１
では説明を簡単にするため一つずつとしている。

【００１０】システムコンソール７からはシステムオペ
レータによりＤＢアクセス制御部５への指令、いわゆる
各記憶エリア９，１０，１１に対応するデータセットの
動的な接続・切り離し等の指令が投入されるが、図１は
接続された状態を示す。

【００１１】〈ＵＡＰおよびＤＢアクセス制御部の構
成〉ＵＡＰ４からＤＢアクセス制御部５に対してのＤＢ
８をアクセスする要求は、参照系と更新系に大別され
る。具体的には、アクセスする単位をレコードとする
と、参照系とはレコードの参照、更新系とはレコードの
置換、レコードの追加、およびレコードの削除である。
ここでは、置換・追加・削除の要求を総称して更新要求
と呼ぶことにする。図２にＵＡＰ４およびＤＢアクセス
制御部５の構成例を示す。

【００１２】ＵＡＰ４には参照要求手段２１と更新要求
手段２２が含まれる。さらに、参照要求手段２１には最
新データ２１１、ｔ₀データ２１２、およびｔ_nデータ２
１３のいずれかを選択する項目が含まれる。更新要求手
段２２には、最新データ２２１およびｔ_nデータ２２２
のいずれかを選択する項目が含まれる。なお、更新要求
手段２２にｔ₀データを選択する項目がないのは、ｔ₀デ
ータを更新した結果得られるのがｔ_nデータであり、ｔ₀
データ更新要求は即ちｔ_nデータ更新要求を意味するこ
とによる。

【００１３】ＤＢアクセス制御部５は最新データ検索手
段２３１、ｔ₀データ検索手段２３２、ｔ_nデータ検索手
段２３３の各検索手段と、最新データ記憶手段２４１、
ｔ₀データ記憶手段２４２、ｔ_nデータ記憶手段２４３の
各記憶手段と、第１記憶エリア読み出し制御手段２５
１、第２記憶エリア読み出し制御手段２５２、第３記憶
エリア読み出し制御手段２５３の各読み出し手段と、第
１記憶エリア書き込み制御手段２６１、第２記憶エリア
書き込み制御手段２６２、第３記憶エリア書き込み制御
手段２６３の各書き込み手段とからなる。実線は参照要
求時の制御経路、破線は更新要求時の制御経路を示して
いる。各データの参照要求や更新要求に対する動作につ
いては後述する。

【００１４】〈時点設定〉ＵＡＰからのｔ₀やｔ_nの時点
設定の仕方には、イベントによる方法とスケジュールに
よる方法の二通りがある。イベントによる方法とは、Ｕ
ＡＰから設定要求を発した時刻そのものが設定の時点と
なるもので、ｔ₀データまたはｔ_nデータの記憶を開始す
る時点と解釈される。スケジュールによる方法とは、Ｕ
ＡＰから設定要求を発した時刻よりも先のシステム時刻
を指定する方法である。つまり、ＵＡＰからの予約受け
付けを意味し、受付後にシステムが指定の時刻になった
時、ＤＢＭＳは自動的にｔ₀データまたはｔ_nデータの記
憶を開始する。

【００１５】〈処理ルートとレコードの更新〉図３
（１）に、通常の処理ルートと別の処理ルートの基本ツ
リーを示す。ＤＢ作成時点３１においてＤＢの初期作成
が行われた後に、通常処理ルート（実線で示す）は、該
ＤＢ作成時点３１をベースとして３２の時点ｔ₀が設定
され、現時点３３に至っている。このルートが最新デー
タをあらわす。一方、別処理ルート（破線で示す）は、
３２の時点ｔ₀が設定された後に、該時点ｔ₀をベースと
して３４時点ｔ_nが設定され、現時点３５に至る。この
処理ルートがｔ_nデータをあらわす。

【００１６】図３（２）に、それぞれの処理ルートによ
って一つのレコード（レコードＡ）が更新されてゆく様
子を示す。ＤＢ作成時点３１の作成３６のレコードの内
容はＡであり、その後、通常処理ルートの更新３７によ
ってＢとなり、３２の時点ｔ₀の設定の後の更新３８に
よってＣとなる。したがって、最新データはＣであり、
ｔ₀データはＢである。一方、ｔ₀データのＢは、３４の
時点ｔ_nからの別の処理ルートでの更新３９によってＤ
となる。したがって、ｔ_nデータはＤである。

【００１７】図３（３）に、さらにその後の様子を示
す。即ち、３４の時点ｔ_nからの別の処理ルートで、更
新３９１によってＤがＥとなる。一方、通常の処理ルー
トの最新データのＣは更新３８１によってＦとなる。こ
の結果、現時点３３１および３５１での最新データは
Ｆ、ｔ₀データはＢ、ｔ_nデータはＥである。

【００１８】上記時点ｔ₀やｔ_nは各処理ルート上に時系
列に複数設定してもよい。図４（１）は、時点ｔ₀につ
いて２回設定した通常処理ルートツリーの例を示したも
のである。即ち、通常処理ルートは、ＤＢ作成時点４１
の後、一回目の時点ｔ₀［１］の設定４２、二回目の時
点ｔ₀［２］の設定４３、そして現時点４４に至ってい
る。また、図４（２）は、時点ｔ_nについて２回設定し
た別処理ルートツリーの例を示したものである。即ち、
これは、ＤＢ作成時点４５および時点ｔ₀の設定４６の
後、別の処理ルートが、時点ｔ₀をベースとする一回目
の時点ｔ_n［１］の設定４７、時点ｔ_n［１］をベースと
する二回目の時点ｔ_n［２］の設定４８、そして現時点
４９に至っている。なお、時点ｔ₀、時点ｔ_nのいずれの
場合も、３回以上の設定についても容易に類推できる。

【００１９】図４は時点ｔ₀やｔ_nを同じ処理ルート上に
時系列に複数設定する例であったが、時点ｔ₀をベース
に別の処理ルートを複数設定することも可能である。図
５は、同一の時点ｔ₀をベースに二つの時点ｔ_nを設定し
て二つの別処理ルートを走行させた例を示したものであ
る。即ち、ＤＢ作成時点５１および時点ｔ₀の設定５２
の後、通常ルートとは別に、時点ｔ₀５２をベースとす
る一つ目の時ｔ_n１を設定５３し、現時点５４に至る第
１の別処理ルートがある。一方、同じ時点ｔ₀５２をベ
ースとする二つ目の時点ｔ_n２を設定５５し、現時点５
６に至る第２の別処理ルートがある。これら二つの処理
ルートは、ベースとする時点ｔ₀は共通しているが、時
点ｔ_n以降は独立した処理ルートを形成している。

【００２０】〈ＤＢアクセス制御部の動作〉図６から図
１１は、図２のＤＢアクセス制御部５の各手段の処理フ
ローチャートを示したものである。

【００２１】図６は、最新データの参照要求に対応して
動作する最新データ検索手段２３１のフローチャートで
ある。ＵＡＰ４から最新データの参照要求２１１がある
と、最新データ検索手段２３１は第１記憶エリア読み出
し制御手段２５１を呼び出し（ステップ２３１１）、Ｄ
Ｂ８の第１記憶エリア９をアクセスせしめて、目的の最
新データを得る。その後、最新データ検索手段２３１は
ＵＡＰ４に制御を戻す。

【００２２】図７は、最新データの更新要求に対応して
動作する最新データ記憶手段２４１のフローチャートで
ある。ＵＡＰ４から最新データの更新要求２２１がある
と、最新データ記憶手段２４１は、時点ｔ₀が設定され
ているか判定し（ステップ２４１１）、設定されていな
ければ、直ちに第１記憶エリア書き込み制御手段２６１
を呼び出し（ステップ２４１３）、ＤＢ８の第１記憶エ
リア９に目的の最新データを記憶せしめる。一方、ｔ₀
が設定されている場合は、まず、更新前のデータをｔ₀
データとして第２記憶エリア１０に記憶せしめるために
ｔ₀データ記憶手段２４２を呼び出し（ステップ２４１
２）、該ｔ₀データ記憶手段２４２の実行後、当該最新
データ記憶手段２４１は第１記憶エリア書き込み制御手
段２６１を呼び出す。そして、最新データの更新要求の
処理が終了すると、最新データ記憶手段２４１は制御を
ＵＡＰ４に戻す。

【００２３】図８は、上記最新データの更新要求に対応
して動作するｔ₀データ記憶手段２４２の詳細フローチ
ャートである。最新データ記憶手段２４１から呼び出さ
れたｔ₀データ記憶手段２４２は、まず、ＤＢ８の第２
記憶エリア１０に該当ｔ₀データが記憶されているかを
確認するために第２記憶エリア読み出し制御手段２５２
を呼び出し（ステップ２４２１）、第２記憶エリア１０
をアクセスせしめる。なお、第２記憶エリア１０が時系
列ｔ₀［１］〜ｔ₀［ｎ］に分割されている時には、最後
に時点設定ｔ₀［ｎ］されたエリアが対象になる。そし
て、該当ｔ₀データがあるかを判定し（ステップ２４２
２）、あれば、なにもせずに最新データ記憶手段２４１
に制御を戻す。一方、該当ｔ₀データがない場合には、
第１記憶エリア読み出し制御手段２５１を呼び出し（ス
テップ２４２３）、第１記憶エリア９をアクセスせしめ
る。即ち、第１記憶エリア９に該当データがあれば、そ
れがｔ₀データとなる。次に、第２記憶エリア書き込み
制御手段２６２を呼び出し（ステップ２４２４）、第１
記憶エリア９から読み出した更新前データをｔ₀データ
として第２記憶エリア１０に記憶せしめる。この場合
も、第２記憶エリア１０が時系列ｔ₀［１］〜ｔ₀［ｎ］
に分割されている時には最後に時点設定されたエリアが
対象になる。また、第１記憶エリアへのレコード追加の
場合には、第１記憶エリアにｔ₀データが存在しないの
で、第２記憶エリアには、その旨を表す空ｔ₀データ
（後述の図１２のデータ部７２なし）を書き込む。その
後、ｔ₀データ記憶手段２４２は最新データ記憶手段２
４１に制御を戻す。

【００２４】図９は、ｔ₀データの参照要求に対応して
動作するｔ₀データ検索手段２３２のフローチャートで
ある。ＵＡＰ４からｔ₀データの参照要求２１２がある
と、ｔ₀データ検索手段２３２は、まず、第２記憶エリ
ア読み出し制御手段２５２を呼び出し（ステップ２３２
１）、ＤＢ８の第２記憶エリア１０をアクセスせしめ
て、該当データがあるかを判定する（ステップ２３２
２）。第２記憶エリア１０に該当データがあれば、それ
が求めるｔ₀データである。ｔ₀データ検索手段２３２
は、該第２記憶エリア１０から読み出されたｔ₀データ
をＵＡＰ４に渡し、制御をＵＡＰ４に戻す。なお、第２
記憶エリア１０が時系列ｔ₀［１］〜ｔ₀［ｎ］に分割さ
れていて、ｔ₀［１］より順に時点設定がされている場
合には、時点ｔ₀［ｉ］を指定する参照要求に対応し
て、該当データをｔ₀［ｉ］→ｔ₀［ｉ＋１］→・・・ｔ₀
［ｎ］の順で検索し、最初に見つかったところで検索を
終了する。第２記憶エリア１０に目的のｔ₀データがな
い場合、ｔ₀データ検索手段２３２は、第１記憶エリア
読み出し制御手段２５１を呼び出し（ステップ２３２
３）、ＤＢ８の第１記憶エリア１０をアクセスせしめ
る。即ち、第１記憶エリア１０に該当データがあれば、
それが求めるｔ₀データである。そこで、ｔ₀データ検索
手段２３２は、該第１記憶エリア９から読み出されたデ
ータをｔ₀データとして得て、制御をＵＡＰ４に戻す。

【００２５】図１０は、ｔ_nデータの参照要求に対応し
て動作するｔ_nデータ記憶手段２３３のフローチャート
である。ＵＡＰ４からｔ_nデータの参照要求２１３があ
ると、ｔ_nデータ検索手段２３３は、まず、第３記憶エ
リア読み出し制御手段２５３を呼び出し（ステップ２３
３１）、ＤＢ８の第３記憶エリア１１をアクセスせしめ
て、該当ｔ_nデータがあるかを判定する（ステップ２３
３２）。第３記憶エリア１１に該当データがあれば、そ
れが求めるｔ_nデータである。ｔ_nデータ検索手段２３３
は、該第３記憶エリア１１から読み出されたｔ_nデータ
をＵＡＰ４に渡し、ＵＡＰ４に制御を戻す。なお、第３
記憶エリア１１が時系列ｔ_n［１］〜ｔ_n［ｎ］に分割さ
れていて、１より順にｎまで設定されている場合、ｔ_n
［１］，ｔ_n［２］・・・ｔ_n［ｎ−１］は参照だけが行
われるが、ｔ_n［ｎ］は参照と更新が行われるエリアと
なる。今、ｔ_n［ｉ＋１］を指定した参照要求を受け付
けたとすると、ｔ_n［ｉ］→ｔ_n［ｉ−１］→・・・ｔ
_n［２］→ｔ_n［１］の順で該当データを検索し、最初に
見つかったところで検索を終了する。最新のｔ_nデータ
の要求であれば、ｔ_n［ｎ］のエリアから検索をはじめ
る。第３記憶エリア１１に目的のｔ_nデータがない場
合、ｔ_nデータ検索手段２３３はｔ₀データ検索手段２３
２を呼び出し（ステップ２３３３）、図９で説明した如
く、第２記憶エリア１０または更に第１記憶エリア９を
アクセスせしめる。即ち、第２または第１記憶エリアに
該当するｔ₀データがあれば、それが求めるｔ_nデータで
ある。ｔ_nデータ検索手段２３３は該ｔ_nデータをＵＡＰ
４に渡し、ＵＡＰ４に制御を戻す。

【００２６】図１１は、ｔ_nデータの更新要求に対応し
て動作するｔ_nデータ記憶手段２４３のフローチャート
である。ＵＡＰ４からｔ_nデータの更新要求２２２があ
ると、ｔ_nデータ記憶手段２４３は、第３記憶エリア書
き込み制御手段２６３を呼び出し（ステップ２４３
１）、ＤＢ８の第３記憶エリア１１に目的のｔ_nデータ
を記憶せしめる。なお、第３記憶エリア１１が時系列ｔ
_n［１］〜ｔ_n［ｎ］に分割されていて、１より順にｎま
で設定されている場合、ｔ_n［１］，ｔ_n［２］・・・ｔ_n
［ｎ−１］は参照だけが行われるが、ｔ_n［ｎ］は参照
と更新が行われるエリアとなる。したがって、ｔ_nデー
タはｔ_n［ｎ］のエリアに書き込まれる。

【００２７】以下に、図３の（２）、（３）の例につい
て、図６乃至図１１のフローチャートを用いてＤＢアク
セス制御部５の動作を説明する。

【００２８】ＤＢ作成時点３１の作成３６によって、レ
コードＡは既に第１記憶エリア９に記憶されているとす
る。更新３７のレコードＢは、時点ｔ₀の設定前である
ため、最新データ記憶手段２４１によって直ちに第１記
憶エリア書き込み制御手段２６１に渡され、第１記憶エ
リア９に記憶される。即ち、第１記憶エリア９のデータ
はＡからＢに更新される。

【００２９】時点ｔ₀の設定３２以降は、参照要求およ
び更新要求に対してＤＢアクセス制御部の動作は次のよ
うになる。最新データの参照要求に対しては、最新デー
タ検索手段２３１によって第１記憶エリア読み出し制御
手段２５１が動作し、第１記憶エリア９からレコードＢ
を得る（図６：ステップ２３１１）。更新３８では、レ
コードＣの更新要求に対して、最新データ記憶手段２４
１によってｔ₀データ記憶手段２４２が呼び出される
（図７：ステップ２４１２）。ｔ₀データ記憶手段２４
２は、第２記憶エリア読み出し制御手段２５２を呼び出
すが、第２記憶エリア１０に更新前データが記憶されて
いない通知を該第２記憶エリア読み出し制御手段２５２
より受けて（図８：ステップ２４２１，２４２２）、引
き続いて第１記憶エリア読み出し制御手段２５１を呼び
出し、更新前データであるレコードＢを該第１記憶エリ
ア読み出し制御手段２５１から受け取って（図８：ステ
ップ２４２３）、第２記憶エリア書き込み制御手段２６
２に渡す（図８：ステップ２４２４）。これにより、第
２記憶エリア１０にレコードＢがｔ₀データとして記憶
される。一方、更新後のデータであるレコードＣは、最
新データ記憶手段２４１によって第１記憶エリア書き込
み制御手段２６１に渡され（図７：ステップ２４１
３）、第１記憶エリア９には、レコードＣが更新データ
として記憶される。

【００３０】次に、時点ｔ_nの設定３４があり、ｔ_nデー
タの参照要求が発生したとする。該ｔ_nデータの参照要
求に対して、ｔ_nデータ検索手段２３３は、最初に第３
記憶エリア読み出し制御手段２５３を呼び出すが、第３
記憶エリア１１に該当データが記憶されていない通知を
該第３記憶エリア読み出し制御手段２５３から受取り
（図１０：ステップ２３３１，２３３２）、次にｔ₀デ
ータ検索手段２３２を呼び出す（図１０：ステップ２３
３３）。ｔ₀データ検索手段２３２は、第２記憶エリア
読み出し制御手段２５２を呼び出し、その結果、第２記
憶エリア１０にｔ₀データとして記憶されているレコー
ドＢを該第２記憶エリア読み出し制御手段２５２から受
け取り（図９：ステップ２３２１，２３２２（Ｙe
s））、これをｔ_nデータ検索手段２３３に渡す。こうし
て、レコードＢを得る。その後、ｔ_nデータの更新３９
が発生すると、当該更新要求のレコードＤは、ｔ_nデー
タ記憶手段２４３が呼び出した第３記憶エリア書き込み
制御手段２６３に渡され（図１１：ステップ２４３
１）、第３記憶エリア１１に記憶される。

【００３１】続いて、ｔ_nデータの参照および更新３９
１が発生したとする。まず、ｔ_nデータの参照要求に対
して、ｔ_nデータ検索手段２３３は、第３記憶エリア読
み出し制御手段２５３を呼び出し、第３記憶エリア１１
に該当データのレコードＤが記憶されていることを該第
３記憶エリア読み出し制御手段２５３から受け取る（図
１０：ステップ２３３１，２３３２（Ｙes））。この場
合、第３記憶エリア１１の読み出しだけで、目的のレコ
ードＤを得る。その後、更新３９１の更新要求のレコー
ドＥは、ｔ_nデータ記憶手段２４３が呼び出した第３記
憶エリア書き込み制御手段２６３に渡され（図１１：ス
テップ２４３１）、第３記憶エリア１１に記憶される。
この結果、第３記憶エリア１１にはＥがＤに置き換わっ
て記憶され、また、第１および第２記憶エリア９，１０
には、それぞれＣ、Ｂが記憶されたままとなる。

【００３２】最後に、最新データの更新３８１では、最
新データ記憶手段２４１はｔ₀データ記憶手段２４２を
呼び出し（図７：ステップ２４１２）、ｔ₀データ記憶
手段２４２は、第２記憶エリア読み出し制御手段２５２
を呼び出し、第２記憶エリア１０に更新前データが記憶
されている旨の通知を受けるため（図８：ステップ２４
２１，２４２２（Ｙes））、第２記憶エリア書き込み制
御手段２６２の呼び出しをバイパスする。この点が先の
更新３８の動作と異なる。その後、最新データ記憶手段
２４１は第１記憶エリア書き込み制御手段２６１を呼び
出す（図７：ステップ２４１３）。結果として、第１記
憶エリア９には今回の更新要求のレコードＦが記憶さ
れ、第２記憶エリア１０にはレコードＢが記憶されたま
まとなる。

【００３３】〈第２および第３記憶エリアのデータ形
式〉第１記憶エリア９は、一般に知られている階層モデ
ル、ネットワークモデル、あるいはリレーショナルモデ
ルのＤＢに適用できる。そのデータの格納形式は、従来
のＤＢのデータ形式そのもので実現できる。しかし、第
２および第３記憶エリア１０，１１については、更新系
のレコードアクセスに対して時系列のエリア管理をすべ
きことから、第１記憶エリア９とは異なるデータ形式が
必要となる。すなわち、レコードの追加・削除に関する
記録である。

【００３４】具体的な一例として、図１２に第２および
第３記憶エリア１０，１１のデータ形式を示す。これ
は、ヘッダ部７１をフラグフィールド７１１、キー長フ
ィールド７１２、レコード長フィールド７１３およびキ
ーフィールド７１４で構成し、データ部７２をレコード
フィールド７２１だけで構成する。フラグフィールド７
１１にはアクセスの種別として更新フラグ・追加フラグ
・削除フラグを設定する。キー長フィールド７１２はキ
ーフィールド７１４のサイズを表わし、レコード長フィ
ールド７１３はレコードフィールド７２１のサイズを表
わす。第１記憶エリアへのレコード追加に対しては、第
２記憶エリアへはレコード長フィールドの値がゼロ、す
なわちデータ部なしの情報をｔ₀データとして記憶す
る。図８のｔ₀データの記憶でも説明したように、ステ
ップ２４２３において第１記憶エリアに該当データがな
いレコード追加の場合でもステップ２４２４のｔ₀デー
タ記憶が必要であり、データ部なしのｔ₀データを書き
出す。また、ｔ₀データのレコード削除に対しては、や
はり、レコード長フィールドの値がゼロの情報をｔ_nデ
ータとして記憶する。図１１のステップ２４３１でデー
タ部なしのｔ_nデータを書き出すことになる。

【００３５】このように、第２記憶エリアのｔ₀データ
および第３記憶エリアのｔ_nデータはキーフィールド７
１４によって第１記憶エリアのデータと論理的に関連付
けされている。

【００３６】なお、レコードのアクセス性能については
本発明の主たる目的ではないが、各手段相互の連携によ
って向上させることができる。これには、バッファリン
グ手法、あるいは連想による並列実行制御の手法が考え
られる。また、第２あるい第３記憶エリアについては、
必要に応じてヘッダ部７１のキーでの索引を持つ手法が
ある。また、第２や第３記憶エリアの場合、時系列にｎ
分割しているならば連続する分割エリアを併合すること
で検索効率（同様にスペース格納効率も）を高めること
ができる。

【００３７】

【発明の効果】以上説明したように、本発明のオンライ
ンデータベース管理システムでは、ＤＢを複数の記憶エ
リアで構成して各目的のデータを一元管理するので、従
来のように別ファイルにコピーして、重複したデータを
持つ必要がない。このため、データの管理が容易にな
る。さらに、データの重複がないことから、ＤＢの格納
スペース効率がよい、ＤＢのコピーに要する時間が節約
になる等の効果がある。一方、システムの業務・運用面
では、過去の複数の時点のＤＢの内容を後にまとめて参
照できることから、統計処理やバックアップ処理が容易
となる。また、ＤＢへの連続的なアクセスを保証しなが
ら、過去のある時点を基点とする更新処理が複数の記憶
エリアで多重化できることから、オンライン環境でのＵ
ＡＰ開発（テスト作業等）でもＤＢのスペース量やリロ
ード（再作成）回数を削除でき、効率良くＤＢを利用で
きる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のオンラインデータベース管理システム
が稼働するシステムの全体構成図である。

【図２】本発明によるＤＢアクセス制御部の一実施例の
構成図及びＵＡＰとの関連を示した図である。

【図３】本発明による処理ルートツリーの例およびデー
タ更新の様子を示す図である。

【図４】処理ルート上に複数の時点設定した例を示す図
である。

【図５】独立した複数の処理ルートを設定した例を示す
図である。

【図６】ＤＢアクセス制御部の最新データ参照要求の処
理フローチャートである。

【図７】ＤＢアクセス制御部の最新データ更新要求の処
理フローチャートである。

【図８】ＤＢアクセス制御部のｔ₀データ記憶の処理フ
ローチャートである。

【図９】ＤＢアクセス制御部のｔ₀データ参照要求の処
理フローチャートである。

【図１０】ＤＢアクセス制御部のｔ_nデータ参照要求の
処理フローチャートである。

【図１１】ＤＢアクセス制御部のｔ_nデータ更新要求の
処理フローチャートである。

【図１２】第２および第３記憶エリアのデータ形式の例
を示す図である。

【符号の説明】

１中央処理装置（ＣＰＵ）２オペレーティングシステム（ＯＳ）３トランザクシヨン処理モニタ（ＴＰモニタ）４ユーザアプリケーションプログラム（ＵＡＰ）５データベースアクセス制御部８データベース（ＤＢ）９第１記憶エリア１０第２記憶エリア１１第３記憶エリア

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者山岸真実雄神奈川県横浜市中区尾上町６丁目81番地日立ソフトウェアエンジニアリング株式会社内 (72)発明者渡辺澄夫神奈川県横浜市戸塚区戸塚町5030番地株式会社日立製作所ソフトウェア開発本部内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】データを記憶するデータベースと、オン
ラインシステムの下で動作するアプリケーション（以
下、ＵＡＰと称す）からの要求により前記データベース
のデータを参照および更新するデータベースアクセス制
御部（以下、ＤＢアクセス制御部と称す）とを具備する
オンラインデータベース管理システムにおいて、前記データベースを、オンラインシステムの下で動作す
る通常のＵＡＰの処理ルート（以下、通常処理ルートと
称す）による現時点での最新データを記憶する第１記憶
エリアと、前記通常処理ルートの過去のある時点（以
下、ｔ₀時点と称す）でのデータ（以下、ｔ₀データと称
す）を記憶する第２記憶エリアと、前記ｔ₀データを元
に、新たなＵＡＰを実行する処理ルート（以下、別処理
ルートと称す）による更新後のデータ（以下、ｔ_nデー
タと称す）を記憶する第３記憶エリアとで構成すること
を特徴とするオンラインデータベース管理システム。
【請求項２】請求項１記載のオンラインデータベース
管理システムにおいて、前記ＤＢアクセス制御部は、ＵＡＰからの最新データの参照要求に対応して、第１記
憶エリアのデータを読み出す手段と、ＵＡＰからの最新データの更新要求に対応して、ｔ₀時
点が設定されている場合、既に第２記憶エリアにｔ₀デ
ータが記憶されているかを確認して、記憶されていない
時には第１記憶エリアのデータを読み出して第２記憶エ
リアに書き込む手段と、当該更新要求のデータを最新デ
ータとして第１記憶エリアに書き込む手段と、ＵＡＰからのｔ₀データの参照要求に対応して、既に第
２記憶エリアに該当データが記憶されているかを確認し
て、記憶されている時は第２記憶エリアのデータを読み
出し、記憶されていない時は第１記憶エリアのデータを
読み出す手段と、ＵＡＰからのｔ_nデータの参照要求に対応して、既に第
３記憶エリアに該当データが記憶されているかを確認し
て、記憶されている時は第３記憶エリアのデータを読出
し、記憶されていない時は第２記憶エリアを、第２記憶
エリアにも記憶されていない時にはさらに第１記憶エリ
アを確認して、第２あるいは第１記憶エリアの該当デー
タを読み出す手段と、ＵＡＰからのｔ_nデータの更新要求に対応して、当該更
新要求のデータを最新のｔ_nデータとして第３記憶エリ
アに書き込む手段と、を有することを特徴とするオンラ
インデータベース管理システム。
【請求項３】請求項１、２記載のオンラインデータベ
ース管理システムにおいて、通常処理ルート上に、ｔ₀
時点を時系列に複数設定し、第２記憶エリアを各ｔ₀時
点に対応して時系列に複数に分割し、ＵＡＰから任意の
ｔ₀時点に対応するｔ₀データを読み出しできるようにし
たことを特徴とするオンラインデータベース管理システ
ム。
【請求項４】請求項１、２記載のオンラインデータベ
ース管理システムにおいて、別処理ルート上に、時系列
の時点（以下、ｔ_n時点と称す）を複数設定し、第３記
憶エリアを各ｔ_n時点に対応して時系列に複数に分割
し、ＵＡＰから任意のｔ_n時点に対応するｔ_nデータを読
み出しできるようにしたことを特徴とするオンラインデ
ータベース管理システム。
【請求項５】請求項１、２記載のオンラインデータベ
ース管理システムにおいて、別処理ルートを複数設定
し、第３記憶エリアを各処理ルートに対応して各々独立
に設けることを特徴とするオンラインデータベース管理
システム。