JPS61201351A - 垂直分散形デ−タベ−スシステムの障害処理方式 - Google Patents
垂直分散形デ−タベ−スシステムの障害処理方式Info
- Publication number
- JPS61201351A JPS61201351A JP60042382A JP4238285A JPS61201351A JP S61201351 A JPS61201351 A JP S61201351A JP 60042382 A JP60042382 A JP 60042382A JP 4238285 A JP4238285 A JP 4238285A JP S61201351 A JPS61201351 A JP S61201351A
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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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明は垂直分散形データベースシステムにおいて、デ
ータベースの転送中に通信路あるいはノードで障害が発
生した場合、再開始時、セントラルデータベースとプラ
イベートデータベース間のデータベースの整合処理を高
速に行うことを可能にした障害処理方式に関するもので
ある。
ータベースの転送中に通信路あるいはノードで障害が発
生した場合、再開始時、セントラルデータベースとプラ
イベートデータベース間のデータベースの整合処理を高
速に行うことを可能にした障害処理方式に関するもので
ある。
垂直分散形データベースシステムでは、種々の業務で使
用する各種のデータベースを一元的番コ管理するセント
ラルデータベース（ＣＤＢ）の存在システムと、特定業
務のためにＣＤＢの一部をコピーしたプライベートデー
タベース（ＰＤＢ）の存在システムから成る。両システ
ムは別ノードあるいは同一ノードに存在する。
用する各種のデータベースを一元的番コ管理するセント
ラルデータベース（ＣＤＢ）の存在システムと、特定業
務のためにＣＤＢの一部をコピーしたプライベートデー
タベース（ＰＤＢ）の存在システムから成る。両システ
ムは別ノードあるいは同一ノードに存在する。
従来の垂直分散形データベースシステムの概略構成は第
３図及び第４図に示す。第３図はＣＤＢとＰＤＢの存在
ノードが異なる場合で、ノード１−１はＣＤＢ存在ノー
ド、ノード１−２はＰＤＢ存在ノードであり１両ノード
は通信路で結ばれている。ノード１−１はデータベース
２−１．状態情報記録装置３−１、履歴情報記録装置４
−１、データベース処理部５−１から構成される。ノー
ド１−２も同様であるが、さらに業務処理部６一２が加
わっている。第４図はＣＤＢとＰＤＢの存在ノードが同
一ノードの場合であり、第３図と同一記号は同一部分を
示す。
３図及び第４図に示す。第３図はＣＤＢとＰＤＢの存在
ノードが異なる場合で、ノード１−１はＣＤＢ存在ノー
ド、ノード１−２はＰＤＢ存在ノードであり１両ノード
は通信路で結ばれている。ノード１−１はデータベース
２−１．状態情報記録装置３−１、履歴情報記録装置４
−１、データベース処理部５−１から構成される。ノー
ド１−２も同様であるが、さらに業務処理部６一２が加
わっている。第４図はＣＤＢとＰＤＢの存在ノードが同
一ノードの場合であり、第３図と同一記号は同一部分を
示す。
以下の説明は第３図の場合に対して行うが、データベー
スの転送がノード間の通信により行われるかノード内の
通信により行われるかの相違があるのみで、第４図に対
しても同様のことがいえる。
スの転送がノード間の通信により行われるかノード内の
通信により行われるかの相違があるのみで、第４図に対
しても同様のことがいえる。
第５図は第３図におけるＰＤＢの転送処理を説明する図
である。ノード１−２側の業務処理部６−２がデータベ
ースの占有を宣言するロック命令を発行すると、データ
ベース処理部５−２はノード１−１側に対してブロック
命令を送る。ノード１−１側のデータベース処理部５−
１はロック処理を行い、正常終了すると、ロック情報を
状態情報記録装置３−１に記録したのち、ノード１−２
側に対して正常終了の応答を返却する。これを受けて、
ノードｌ−２側のデータベース処理部５−２はロック処
理を行い、ロック情報を状態情報記録袋！！３−２に記
録し、業務処理部６−２に正常終了の応答を返却する。
である。ノード１−２側の業務処理部６−２がデータベ
ースの占有を宣言するロック命令を発行すると、データ
ベース処理部５−２はノード１−１側に対してブロック
命令を送る。ノード１−１側のデータベース処理部５−
１はロック処理を行い、正常終了すると、ロック情報を
状態情報記録装置３−１に記録したのち、ノード１−２
側に対して正常終了の応答を返却する。これを受けて、
ノードｌ−２側のデータベース処理部５−２はロック処
理を行い、ロック情報を状態情報記録袋！！３−２に記
録し、業務処理部６−２に正常終了の応答を返却する。
次に、ノード１−２の業務処理部６−２がＣＤＢからＰ
ＤＢへの転送命令（ＬＯＡＤ命令）を発行すると、デー
タベース処理部５−２はノード１−１側に対して、ＬＯ
ＡＤ命令を送る。ノード１−１側のデータベース処理部
５−１はデータベース（ＣＤＢ）２−１よりデータを読
み出し、ノード１−２側へ転送する。ノード１−２側の
データベース処理部５−２はこれを受取り、データベー
ス（ＰＤＢ）２−２へ書き込み、業務処理部６−２に正
常終了の応答を返却する。このロード処理において、Ｃ
ＤＢ２−１からＰＤＢ２−２へのデータの転送処理が正
常終了すると、ノード１−１側のデータベース処理部５
−１は、ロード処理が完了した旨の情報を状態情報記録
袋［３−１に取得する。同様に、ノード１−２側のデー
タベース処理部５−２もロード処理が完了した旨の情報
を状態情報記録袋！３−２に取得する。
ＤＢへの転送命令（ＬＯＡＤ命令）を発行すると、デー
タベース処理部５−２はノード１−１側に対して、ＬＯ
ＡＤ命令を送る。ノード１−１側のデータベース処理部
５−１はデータベース（ＣＤＢ）２−１よりデータを読
み出し、ノード１−２側へ転送する。ノード１−２側の
データベース処理部５−２はこれを受取り、データベー
ス（ＰＤＢ）２−２へ書き込み、業務処理部６−２に正
常終了の応答を返却する。このロード処理において、Ｃ
ＤＢ２−１からＰＤＢ２−２へのデータの転送処理が正
常終了すると、ノード１−１側のデータベース処理部５
−１は、ロード処理が完了した旨の情報を状態情報記録
袋［３−１に取得する。同様に、ノード１−２側のデー
タベース処理部５−２もロード処理が完了した旨の情報
を状態情報記録袋！３−２に取得する。
ロード処理が完了すると、ノード１−２側の業務処理部
６−２では、ロードしてきたデータベース（ＰＤＢ）２
−２に対し、業務処理を行い、適時、データベース２−
２を更新する。業務処理が完了すると、更新した結果を
ＣＤＢに返却する場合は、ノード１−２側の業務処理部
６−２がＰＤＢからＣＤＢへの転送命令（ＳＡＶＥ命令
）を発行する。データベース処理部５−２は、これを受
けてデータベース２−２を読みだし、ノード１−１側へ
転送する。ノード１−１側のデータベース処理部５−１
はデータベース２−１へこれを書き戻し、ノード１−２
側に正常終了の応答を返却する。ノード１−２側のデー
タベース処理部５−２は、業務処理部６−２にセーブ処
理終了を返却する。このセーブ処理においても、ロード
処理と同様、処理が正常に完了すると、各データベース
処理部５−１．５−２は、各々の状態情報記録装置３−
１．３−２にセーブ処理が完了した旨の情報を取得する
。
６−２では、ロードしてきたデータベース（ＰＤＢ）２
−２に対し、業務処理を行い、適時、データベース２−
２を更新する。業務処理が完了すると、更新した結果を
ＣＤＢに返却する場合は、ノード１−２側の業務処理部
６−２がＰＤＢからＣＤＢへの転送命令（ＳＡＶＥ命令
）を発行する。データベース処理部５−２は、これを受
けてデータベース２−２を読みだし、ノード１−１側へ
転送する。ノード１−１側のデータベース処理部５−１
はデータベース２−１へこれを書き戻し、ノード１−２
側に正常終了の応答を返却する。ノード１−２側のデー
タベース処理部５−２は、業務処理部６−２にセーブ処
理終了を返却する。このセーブ処理においても、ロード
処理と同様、処理が正常に完了すると、各データベース
処理部５−１．５−２は、各々の状態情報記録装置３−
１．３−２にセーブ処理が完了した旨の情報を取得する
。
次にノード１−２側の業務処理部６−２がデータベース
の占有を解除するアンロック命令を発行すると、データ
ベース処理部５−２はノードｌ−１のデータベース処理
部５−１に対してアンロック命令を送る。データベース
処理部５−１でのアンロック処理が正常に終了すると、
ロック情報を状態情報記録装置３−１から消去し、ノー
ドｌ−２側に対し、正常終了の応答を返却する。これを
受けて、ノード１−１のデータベース処理部５−２はア
ンロック処理を行い、ロック情報を状態情報記録装置３
−２から消去し、アンロック処理終了の応答を業務処理
部６−２に返却する。
の占有を解除するアンロック命令を発行すると、データ
ベース処理部５−２はノードｌ−１のデータベース処理
部５−１に対してアンロック命令を送る。データベース
処理部５−１でのアンロック処理が正常に終了すると、
ロック情報を状態情報記録装置３−１から消去し、ノー
ドｌ−２側に対し、正常終了の応答を返却する。これを
受けて、ノード１−１のデータベース処理部５−２はア
ンロック処理を行い、ロック情報を状態情報記録装置３
−２から消去し、アンロック処理終了の応答を業務処理
部６−２に返却する。
上記ロード、セーブ処理において、データの転送が１回
の通信で終了しない場合、複数回のデータ転送処理が行
われる。また、第５図では省略したが、履歴情報記録装
置４−１．４−２へは、ロック／アンロック処理、ロー
ド／セーブ処理に伴う状態記録装置！３−１．３−２へ
の書込み処理の都度、また、ロード／セーブ処理に伴う
データの読出し１ｇ込みの都度、それらの処理履歴が逐
次取得される。
の通信で終了しない場合、複数回のデータ転送処理が行
われる。また、第５図では省略したが、履歴情報記録装
置４−１．４−２へは、ロック／アンロック処理、ロー
ド／セーブ処理に伴う状態記録装置！３−１．３−２へ
の書込み処理の都度、また、ロード／セーブ処理に伴う
データの読出し１ｇ込みの都度、それらの処理履歴が逐
次取得される。
このような処理において、データ／命令の転送中に通信
路障害やノード障害が発生すると、両ノードでデータベ
ース／状態情報に矛盾が生じる。
路障害やノード障害が発生すると、両ノードでデータベ
ース／状態情報に矛盾が生じる。
このため、障害復旧後、これらを一致させる処理（これ
を整合処理という）を行う必要がある。この場合、従来
は各ノードで取得している履歴情報より順次処理履歴を
逆読みし、データベース／状態情報を両システム間で矛
盾しない状態まで復旧後、処理を再開していた。
を整合処理という）を行う必要がある。この場合、従来
は各ノードで取得している履歴情報より順次処理履歴を
逆読みし、データベース／状態情報を両システム間で矛
盾しない状態まで復旧後、処理を再開していた。
第６図はこの従来の整合処理を説明する図で、ノード１
−２側の処理を示したものである。ノード１−２のデー
タベース処理部５−２は、履歴情報記録装置１４−２か
らデータベースの更新情報および状態情報を読み出しく
６０１）、処理の逆順にデータベース２−２、状態情報
記録装置３−２へ上書きしく６０２）、矛盾のない状態
まで復旧する（６０３）。ノード１−１についても同様
である。
−２側の処理を示したものである。ノード１−２のデー
タベース処理部５−２は、履歴情報記録装置１４−２か
らデータベースの更新情報および状態情報を読み出しく
６０１）、処理の逆順にデータベース２−２、状態情報
記録装置３−２へ上書きしく６０２）、矛盾のない状態
まで復旧する（６０３）。ノード１−１についても同様
である。
従来の整合処理では、履歴情報記憶装置により多量の履
歴情報を処理の逆順に読み出し、逐次データベース、状
態情報に上書きしていくため、復旧処理に時間がかぎる
。したがって、本発明は。
歴情報を処理の逆順に読み出し、逐次データベース、状
態情報に上書きしていくため、復旧処理に時間がかぎる
。したがって、本発明は。
垂直分散形データベースシステムにおいて、データベー
スの整合処理を高速に行うことを目的とするものである
。
スの整合処理を高速に行うことを目的とするものである
。
本発明は、垂直分散形データベースシステムにおいて、
障害復旧後、ＣＤＢ存在システムとＰＤＢ存在システム
で各々取得している状態情報をシステム間で参照し、自
動的に整合処理を行う機能を設ける。
障害復旧後、ＣＤＢ存在システムとＰＤＢ存在システム
で各々取得している状態情報をシステム間で参照し、自
動的に整合処理を行う機能を設ける。
垂直分散形データベースシステムでは、ＣＤＢとＰＤＢ
間の転送はデータベースのコピーである。
間の転送はデータベースのコピーである。
また、通信路あるいはノードの障害時、それがＣＤＢか
らＰＤＢへの転送時ではＣＤＢが、ＰＤＢからＣＤＢへ
の転送時ではＰＤＢが正常な状態で存在する。これらの
ことから、履歴情報からデータベースを処理開始前の状
態に復旧する必要はなく、両データベースの状態情報を
一致させたのち。
らＰＤＢへの転送時ではＣＤＢが、ＰＤＢからＣＤＢへ
の転送時ではＰＤＢが正常な状態で存在する。これらの
ことから、履歴情報からデータベースを処理開始前の状
態に復旧する必要はなく、両データベースの状態情報を
一致させたのち。
再度、コピー処理を初めから行ってデータベース上で上
書きすればよい。
書きすればよい。
第２図は本発明を適用した垂直分散形データベースシス
テムの実施例を示す。第２図において。
テムの実施例を示す。第２図において。
ノード１−１はＣＤＢ存在ノードで、データベース（Ｃ
ＤＢ）２−１．状態情報記録装置３−１、履歴情報記録
装置４−１．データベース処理部５−１に加え、整合処
理部７−１からなる。ノード１−２はＰＤＢ存在ノード
で、その構成はノード１−１と同様であるが、業務処理
部６−２が加わっている。ノード１−１のデータベース
処理部５−１、及びノード１−２のデータベース処理部
５−２．業務処理部６−２の動作は第５図と同様である
。
ＤＢ）２−１．状態情報記録装置３−１、履歴情報記録
装置４−１．データベース処理部５−１に加え、整合処
理部７−１からなる。ノード１−２はＰＤＢ存在ノード
で、その構成はノード１−１と同様であるが、業務処理
部６−２が加わっている。ノード１−１のデータベース
処理部５−１、及びノード１−２のデータベース処理部
５−２．業務処理部６−２の動作は第５図と同様である
。
第１図は第２図の整合処理部７−１．７−２の整合処理
を説明する図である。第１図では、ノード１−２側の整
合処理部７−２で状態情報の一致処理を実行するとした
が、ノード１−１側の整合処理部７−１で行っても同様
である。障害が復旧した後、ノード１−１．１−２側の
整合処理部７−１．７−２は、それぞれ状態情報記録装
置３−１．３−２の状態情報を読み出す。ノード１−１
側の整合処理部７−１では、読み出した状態情報をノー
ド１−２側に転送する。ノード１−２側の整合処理部７
−２は、ノード１−１側の状態情報と自ノードの状態情
報の状態不一致に応じて、いずれかの状態に一致させ、
更新後の状態情報を状態情報記録装置３−２に書込むと
共にノード１−１側に転送する。ノード１−１側の整合
処理部７−１は、転送されてきた状態情報を状態情報記
録装置３−１に書込む。整合処理の詳細は以下の通りで
ある。
を説明する図である。第１図では、ノード１−２側の整
合処理部７−２で状態情報の一致処理を実行するとした
が、ノード１−１側の整合処理部７−１で行っても同様
である。障害が復旧した後、ノード１−１．１−２側の
整合処理部７−１．７−２は、それぞれ状態情報記録装
置３−１．３−２の状態情報を読み出す。ノード１−１
側の整合処理部７−１では、読み出した状態情報をノー
ド１−２側に転送する。ノード１−２側の整合処理部７
−２は、ノード１−１側の状態情報と自ノードの状態情
報の状態不一致に応じて、いずれかの状態に一致させ、
更新後の状態情報を状態情報記録装置３−２に書込むと
共にノード１−１側に転送する。ノード１−１側の整合
処理部７−１は、転送されてきた状態情報を状態情報記
録装置３−１に書込む。整合処理の詳細は以下の通りで
ある。
ロック情報が不一致の場合；
これは、ノードｌ−１側のロック処理は正常に終了した
が、ノード１−２側のロック処理は未終了状態になって
いるケースである。この場合、ノード２側の状態情報を
ロック処理完了の状態にしてノード１−１側の状態情報
に一致させ、ロード処理から処理を再開せしめる。
が、ノード１−２側のロック処理は未終了状態になって
いるケースである。この場合、ノード２側の状態情報を
ロック処理完了の状態にしてノード１−１側の状態情報
に一致させ、ロード処理から処理を再開せしめる。
ロード処理情報が不一致の場合；
これは、ノード１−１側のロード処理は正常に終了した
が、ノード１−２側のロード処理は終了していないケー
スである。この場合、ノードｌ−１側の状態情報をロー
ド処理未終了の状態にしてノード１−２側の状態情報に
一致させ、ロード処理から処理を再開せしめる。すなわ
ち、ＰＤＢが正常な状態で存在するため、ロード処理を
初めからやり直す。
が、ノード１−２側のロード処理は終了していないケー
スである。この場合、ノードｌ−１側の状態情報をロー
ド処理未終了の状態にしてノード１−２側の状態情報に
一致させ、ロード処理から処理を再開せしめる。すなわ
ち、ＰＤＢが正常な状態で存在するため、ロード処理を
初めからやり直す。
セーブ処理情報が不一致の場合；
これは、ノードｌ−１側のセーブ処理は正常に終了した
が、ノード１−２側のセーブ処理は未終了状態になって
いるケースである。この場合、ノード１−２側の状態情
報をセーブ処理完了の状態にしてノード１−１側と一致
させ、アンロック処理から再開せしめる。すなわち、ノ
ード１−２で更新されたデータベースはノード１−１側
に正常にセーブされているため、セーブ処理から再開す
る必要はない。
が、ノード１−２側のセーブ処理は未終了状態になって
いるケースである。この場合、ノード１−２側の状態情
報をセーブ処理完了の状態にしてノード１−１側と一致
させ、アンロック処理から再開せしめる。すなわち、ノ
ード１−２で更新されたデータベースはノード１−１側
に正常にセーブされているため、セーブ処理から再開す
る必要はない。
アンロック情報が不一致の場合；
この場合、ノード１−１側のアンロック処理は正常に終
了しているため、ノード１−２側の状態情報をアンロッ
ク処理完了とする。
了しているため、ノード１−２側の状態情報をアンロッ
ク処理完了とする。
Ｃ９，明の効果〕
本発明によれば、垂直分散形データベース処理における
データベースの整合処理を従来力によりも高速に行うこ
とができるため、垂直分散形データベースシステムの運
用処理速度の向上がもたらされるという利点がある。
データベースの整合処理を従来力によりも高速に行うこ
とができるため、垂直分散形データベースシステムの運
用処理速度の向上がもたらされるという利点がある。
第１図は本発明による障害処理方式の一実施例を示す図
、第２図は本発明によるシステム構成の一実施例のブロ
ック図、第３図及び第４図は従来のシステム構成の一例
を示す図、第５＠は第３図の動作を説明する図、第６図
は第３図による障害処理方式を説明する図である。 １−１．１−２・・・ノード。 ２−１．２−２・・・データベース、 ３−１．３−２・・・状態情報記録装置。 ４−１．４−２・・・履歴情報記録装置、５−１１５−
２・・・データベース処理部、６−２・・・業務処理部
、 ７−１．７−２・・・整合処理部。 第 １ 図 第２図 第 ３ 図 第 ４ 図
、第２図は本発明によるシステム構成の一実施例のブロ
ック図、第３図及び第４図は従来のシステム構成の一例
を示す図、第５＠は第３図の動作を説明する図、第６図
は第３図による障害処理方式を説明する図である。 １−１．１−２・・・ノード。 ２−１．２−２・・・データベース、 ３−１．３−２・・・状態情報記録装置。 ４−１．４−２・・・履歴情報記録装置、５−１１５−
２・・・データベース処理部、６−２・・・業務処理部
、 ７−１．７−２・・・整合処理部。 第 １ 図 第２図 第 ３ 図 第 ４ 図
Claims (1)
- （１）一元的に全データが管理されているセントラルデ
ータベース（ＣＤＢ）の一部を、特定業務に対するプラ
イベートデータベース（ＰＤＢ）として随時に複写・転
送し、管理する垂直分散形データベースシステムにおい
て、データベースの転送処理中に障害が発生した時、Ｃ
ＤＢ存在システムとＰＤＢ存在システムでデータベース
の転送処理中に取得している状態情報を一致させた後、
該状態情報にもとづいて復旧処理を行うことを特徴とす
る障害処理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP60042382A JPS61201351A (ja) | 1985-03-04 | 1985-03-04 | 垂直分散形デ−タベ−スシステムの障害処理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP60042382A JPS61201351A (ja) | 1985-03-04 | 1985-03-04 | 垂直分散形デ−タベ−スシステムの障害処理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS61201351A true JPS61201351A (ja) | 1986-09-06 |
Family
ID=12634508
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP60042382A Pending JPS61201351A (ja) | 1985-03-04 | 1985-03-04 | 垂直分散形デ−タベ−スシステムの障害処理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS61201351A (ja) |
-
1985
- 1985-03-04 JP JP60042382A patent/JPS61201351A/ja active Pending
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