JPS6310252A - ログ・デ−タを管理する方法 - Google Patents

ログ・デ−タを管理する方法

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JPS6310252A
JPS6310252A JP62150368A JP15036887A JPS6310252A JP S6310252 A JPS6310252 A JP S6310252A JP 62150368 A JP62150368 A JP 62150368A JP 15036887 A JP15036887 A JP 15036887A JP S6310252 A JPS6310252 A JP S6310252A
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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。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、同時に実行される複数の障害独立性のある（
ｆａｉｌｕｒｅ　−１ｎｄｅｐｅｎｄｅｎｔ）処理が共
通のログを共用するトランザクション向はシステム（ｔ
ｒａｕｓａｃｔｉｏｎ　−ｏｒｉｅｎｔｅｄ　ｓｙｓｔ
ｅｍ）において、アクセスされ処理されなければならな
いログ・データの鷲を減少するもしくは効率的に管理す
る方法に関する。
Ｂ、従来技術 アジソンーウエスレイ出版株式会社刊Ｃ，Ｊ。
デート著「データ・ベース・システム入門」第１巻、第
４版（著作権１９８６）第１８章（Ｃ，Ｊ。
Ｄａｔｅ、　Ａｎ　Ｉｎｔｒｏｄｕｃｔｉｏｎ　ｔｏ　
Ｄａｔａ　Ｂａ５ｅ　Ｓｙｓｔｅｍｓ”。
Ｖｏｌ、１．４　ｔｈ　Ｅｄｉｔｉｏｎ、　Ａｄｄｉｓ
ｏｎ　−Ｖｅｓｌｅｙ　Ｐｕｂｌｉｓｈｉｎｇ　Ｃｏ、
、　Ｃｏｐｙｒｉｇｈｔｌ　９８６　、　Ｃｈ、　　１
８）に述べられているように、「トランザクション」と
はすべての中間点で必ずしも整合性が保持される必要の
ない、回復可能な資源の整合状態を他の整合状態に変更
する一連の動作を指す作業の論理単位である。この説明
では、データ・ベースは回復可能な資源の代表的例であ
る。
トランザクション処理を支援するシステムは、トランザ
クションがデータ・ベースに対しである更新を実行し、
トランザクションが正常の終了に達する前に障害が生じ
たときには、この更新を無効にする（元の状態に戻す）
ことを保証する。従って、そのトランザクションはその
全体が実行し直されるか、全体が取消される。トランザ
クションはアプリケーションが指定する動作シーケンス
の実行であるから、これは特定のＢＥＧＩＮ　（開始）
トランザクション動作で開始し、ＣＯＭＭＩＴ（確約）
動作もしくはＡＢＯＲＴ　（打切り）動作で終る。ＣＯ
ＭＭＩＴ及びＡＢＯＲＴ動作は処理の単位性（ａｔｏ＋
ｗｉｃｉｔｙ）を与える手掛りとなる。
ＣＯＭＭＩＴ動作はいくつかの属性を有する。
先ずこれはトランザクション成功裡に終了したことを示
す、第２に、そのデータ・ベースが整合状態にあること
を示す。最後にＣＯＭＭＩＴ動作はその作業単位によっ
てなされたすべての更新が現在コミットできること即ち
永続的なものとして確約できることを示す。これに対し
てＡＢＯＲＴ動作はトランザクションが不成功に終った
ことを示す。即ち、ＡＢＯＲＴは障害が生じたこと、デ
ータ・ベースが不整合状態にあること、及びこのトラン
ザクションによってなされたすべての更新を復元（ロー
ルバック）する、即ち、無効にする必要があることを示
す。
トランザクションは、記憶プログラム制御型システムで
実行され、このようなシステムの論理的及び物理的付帯
物は資源と呼ばれている。又このようなシステムは「処
理」モードか、障害発生の場合には「回復」モードで動
作するものと考えることができる。資源へのアクセス及
び資源の操作の制御はオペレーティング・システム（Ｏ
８）ソフトウェアによって実行される。これ等は資源マ
ネジャ（資源管理プログラム）と呼ばれる。同じように
トランザクション向は処理動作及びトランザクション向
は回復動作は［トランザクション処理」及び「回復マネ
ジャ」と呼ばれるＯＳソフトウェアによって管理される
。
アジソンーウエスレイ出版株式会社列ダイチル著「オペ
レーティング・システム入門」改訂第１版（著作権１９
８４）第１０３−１０８頁（Ｄｓｉｔｅｌ。
“Ａｎ　Ｉｎｔｒｏｄｕｃｔｉｏｎ　ｔｏ　Ｏｐｅｒａ
ｔｉｎｇ　Ｓｙｓｔｅｍｓ、”Ｒｅｖｉｓｅｄ　Ｉｓｔ
　Ｅｄｉｔｉｏｎ　Ａｄｄｉｓｏｎ−ｖｅｓｌｅｙＰｕ
ｂｌｉｓｈｉｎｇ　Ｃｏ、、　Ｃｏｐｙｒｉｇｈｔ　１
９８４　、　ｐｐ、　１０３−１０８）に指摘されてい
るように、資源マネジャはモニタとして考えることもで
きる。モニタは特定の共用資源もしくは共用資源群の割
当てを遂行するのに必要なデータと手順の両方を含む同
時実行機構である。即ち、モニタはいくつかの処理間で
データの安全な効率的な共用を可能にする機構である。
トランザクション向はデータ・ベース・システムでは、
データ・ベースに対するすべての変更は中断時の回復を
支援するログ（経過記録）に書込まれる。各トランザク
ションはＢＥＧＩＮ、ＣＯＭＭＩＴ、ＡＢＯＲＴ、もし
くはＥＮＤの基本動作を使用して、各トランザクション
をＣＯＭＰＬＥＴＩＯＮ　（完了）　、ＵＮＤＯ（Ｆｌ
ｙ効）　もＬ＜はＲＥＤＯ（再実行）に分ける。
チェックポイント・レコードはそのチェックポイントの
時点で生きているすべてのトランザクション及び各トラ
ンザクションの最新のログ・レコードのログ・アドレス
を含むリストである。そのレコードがＲＥＤＯに使用さ
れるトランザクションは、最後のチェックポイントと障
害の発生時点間で終了（コミット）されたトランザクシ
ョンである。これに対し、そのレコードがＵＮＤＯに使
用されるトランザクションは障害の発生時点で終了して
いないトランザクションである。従ってＲＥＤＯはトラ
ンザクションを最新のＣＯＭＭＩＴ点に戻すこと及び変
更をログに書込むことを必要とするが、ＵＮＤＯはトラ
ンザクションをＢ　Ｅ　ＧＩＮ点に戻す必要がある。
トランザクションは作業の単位だけでなく１回復の単載
（ＵＰ）をも定義することを理解されたい。システムに
とっては再開始動作即ち回復時にどのトランザクション
がＵＮＤＯで、どのトランザクジョンがＲＥＤｏである
かを知る必要である。
予定の時間に取ったスナップショットもしくはチェック
ポイント・レコードはチェックポイントの時点で進行中
であったすべてのトランザクションを確実にリストする
。従って障害が発生した時点に依存して、システムはロ
グを逆方向にたどって作業することによってＵＮＤＯリ
スト及びＲＥＤＯリストを構成でき、それＵＮＤＯリス
ト中のトランザクションを無効にし、又再び順方向に作
業を行ってＲＥＤｏリスト中のトランザクションを再実
行する。すべてのこのような回復活動が完了した時にの
み、システムは新しい作業を受入れる状態にある。厳密
には、ＵＮＤＯ及びＲＥＤｏのリストを確定するために
処理しなければならないのはチェックポイント及び相継
ぐログ活動である。
従来、いくつかの文献が障害に耐性があるトランザクシ
ョン向はデータ・ベース・システムを説明している。こ
れ等の文献には次のものがある。
（１）米国特許第４５０７７５１号 （２）米国特許第４４９８１４５号 （３）米国特許第４１５９５１７号 上記文献によって代表される現在のロギング技術は、ト
ランザクション向はシステムによって発生されるすべて
のログ・データをＤＡＳＤ又はテープ装置に単一のデー
タ流（ストリーム）として書込んでいる。上述した文献
は夫々（１）レコードの更新前にログに書込む（２）ロ
グへのバッファ・ダンピング及び（３）多重行の更新を
保証するためのハード及びソフト・ログへの同時書込み
を説明している。
従来技術は又システムの障害回復に必要な情報の型と資
源の障害回復に含まれる情報とを区別している。システ
ムの回復はシステムの資源を整合性（一貫性）のある前
の状態にもたらすが、他方資源の回復は資源のイメージ
が改変された後に資源の整合性あるイメージを再構成す
ることを含む。
従来技術はある用語を同義語として使用する。
例えば資源もしくはシステムの「制御」及び「情報状態
」はその「イメージ」とも呼ばれる。トランザクション
処理では、イメージはしばしば、トランザクションを記
憶したデータ・セットを指す。
Ｃ０発明が解決しようとする問題点 本発明の目的はトランザクション向はシステムにおいて
、ログに基づく回復を効率的に管理する方法を与えるこ
とにある。
本発明に従えば、上述の回復を効率的に行うアクセス及
び処理しなければないログ・データの址を減少する方法
が与えられる。
Ｄ０問題点を解決するための手段 本発明の方法は、第１のログ流（ストリーム）からタグ
につき（区分し及び分類した）レコードを回復流（スト
リーム）に書込み１回復単位が終了した時に上記第１の
ログ流から上記タグつきレコードを捨て、第１のログ流
の再使用を可能にする。具体的に説明すると、本発明の
方法は（ａ）ログ・データを回復単位（ＵＲ）で区分し
てログ・データをトランザクション回復流（ＴＲ８）中
に記録し、（ｂ）ログ・データをその機能（ＢＥＧＩＮ
。
ＣＯＭＭＩＴ、ＡＢＯＲＴ、ＥＮＤ、ＲＥＤＯ。
ＵＮＤＯ）によって類別し、（Ｃ）回復単位の状態変化
（Ｃ：ＯＭＭＩＴ／ＡＢＯＲＴ）に応答して、ＴＲ５上
のＵＲ区分からログ・データの部分集合（ＲＥＤＯ／Ｕ
ＮＤＯ）資源回復流（ＲＲ５）にマツピングし、（ａ）
回復単位の状態の終了変化（ＥＮＤ）時にＲＲ８を使用
して、ＵＲに関連するすべてのログ・データをＴＲ５か
ら消去する。
本発明の方法は２つのデータ構造を発生して回復を支援
する。これ等はＴＲ５及びＲＲ５である。
ＴＲ８はチェックポイント及びステータス変化情報とと
もに障害後のトランザクション管理環境を回復するのに
使用される。ＴＲ８は回復単位（ＵＲ”）の状態を決定
するためのデータ、即ち、ＵＲのＡＢＯＲＴを保証する
データ及びＵＲのＣＯＭＭＩＴを保証するデータを含む
。ＵＲのためにログされたすべてのデータはＴＲ５の一
部として含められる。
ＲＲ８は資源を順方向に回復するために使用されるにの
ことはある予定の時点で生じた資源の有効コピーから出
発して資源の有効イメージを再生成することを意味する
。ＵＲＣＯＭＭＩＴもしくはＡＢＯＲＴに基ずいて、順
方向資源回復に必要なレコードはＴＲ５から予定の１つ
もしくはそれ以上のＲＲ５にコピーされる。
ＴＲ３は高度にダイナミックなログ・データ構造であり
、障害の発生時にアクティブであったＵＲによって生じ
た資源の不整合を解決するものである。ＴＲ８はアクテ
ィブなＵＲに関連していたログ・データのための記憶場
所である。アクティブなＵＲとはＢＥＧＩＮとＥＮＤの
区切り間で実行中のトランザクションのことである。
各トランザクションはＢＥＧＩＮ、ＣＯＭＭＩＴ、ＡＢ
ＯＲＴ　（ＲＥＤＯ，ＵＮＤＯ）もしくはＥＮＤ基本動
作を使用して、トランザクションを区切る。ＲＥＤＯは
トランザクションが最新のＣＯＭＭＩＴ点に戻ることを
保証し、ＵＮＤＯはトランザクションがＢＥＧＩＮ点に
戻ることを保証する。
上述のように、ＲＲ８は資源のイメージ・コピーから順
方向回復するのに必要なデータを含む。
本発明の方法は任意の数のＲＲ３を生成する。従つて、
トランザクション向はデータ・ベース・システムを利用
する各アプリケーション・ソフトウェアは資源名を指定
できる。又各ログ書込み要求は特定のレコードが属する
資源を指定できる。ログ要込み要求は所与のレコードが
ＴＲ３からＲＲ８にコピーされる条件を指定するレコー
ド型の意味を選択することを含む、トランザクションの
ＲＥＤＯを保証するのに必要とされるレコードは、一度
関連ＵＲがＣＯＭＭＩＴ確保状態に入った時に、ＲＲ３
にコピーするだけでよい。トランザクションのＵＮＤＯ
を保証するのに必要なレコードは、一度関連ＵＲがＡＢ
ＯＲＴ確保状態に入った時に、ＲＲ８にコピーするだけ
でよい。
上述のことから、本発明の方法を使用し、ＲＲ８中にデ
ータの整合イメージだけを保持することによって、ＲＲ
５情報のためのメモリの減少が達成されることが明らか
であろう。それはＵＲ状態レコード及びコミットされな
いデータ・レコードを（ＲＲ８の）保管データ中に含め
る必要がないからである。又関係のないレコードの除去
によって資源回復中のＩｌｏが減少する。最後にデータ
・イメージをコピーする前にＵＲ状態を確立する必要が
ないので回復処理が減少する。
Ｅ、実施例 第２図を参照するに、チェックポイント及びシステム障
害に関連するトランザクションの基本動作量の発生の時
間関係が示されている。障害の発生時に、従って再始動
時には１回復マネジャ（ＲＭ）は再始動ファイルもしく
は等価ファイルから最新のチェックポイント・レコード
のアドレスを求め、システム・ログの中からチェックポ
イント・レコードを見つけ出し、ログを通してそのチェ
ックポイントから終り迄順方向に探索を進める。この処
理の結果１回復マネジャは無効（Ｕ　Ｎ　Ｄ　Ｏ）にす
る必要があるトランザクション及び再実行（ＲＥＤＯ）
をする必要があるトランザクションの両方を決定して、
資源を整合状態に復元することができる。
各トランザクションは５つのクラスのうちの１つに分類
できる。型Ｔ１のトランザクションはチェラグポイント
の時刻をＴｃ前に完了する。トランザクションＴ２は時
刻Ｔｃ前に始まって時刻Ｔｃの後に、ただしシステム障
害の時刻Ｔｆ前に完了する。トランザクションＴ３は同
じように時刻Ｔｃ前に開始するが時刻Ｔｆ以前には完了
しない。
トランザクションＴ４は時刻Ｔｃ以後に開始するが、時
刻Ｔｆ以前に完了する。最後に、トランザクションＴ５
は時刻Ｔｃ後に開始するが１時刻Ｔｆ迄には完了してい
ない、従って、トランザクションＴ２及びＴ４はＲＥＤ
ｏを生じ、他方トランザクションＴ３及びＴ５はＵＮＤ
Ｏを生ずる。
回復マネジャ（ＲＭ）は２つのリストを生成する。ＵＮ
ＤＯリストは最初、チェックポイント・レコード中にリ
ストされたすべてのトランザクションを含むが、ＲＥＤ
Ｏリストは最初空である。
回復マネジャはチェックポイント・レコードから始まっ
て、ログを通して順方向に探索する。もし回復マネジャ
が所与のトランザクションのためのＢＥＧＩＮトランザ
クション・レコードを見出すと、このトランザクション
をＵＮＤＯリストに加える、同じように、回復マネジャ
が所与のトランザクションのためのＣＯＭＭＩＴトラン
ザクトランザクションを見出すと、このトランザクショ
ンをＵＮＤＯリストからＲＥＤＯリストに移す。
回復マネジャはログを再び逆方向にたどり（作業して）
ＵＮＤＯリスト中のトランザクションを無効にする。回
復マネジャは再び順方向にたどって、ＲＥＤＯリスト中
のトランザクションを再実行する。
上述の説明はＲＥＤＯ／ＵＮＤＯとして選択されるレコ
ード型を特徴付ける基本的者えを与える。
回復単位（ＵＲ）並びに回復単位を区切る基本動作を示
す第３図及び第４図を参照されたい。
以下の本発明の説明で、第１図、第６図、第１表乃至第
６表は本発明の方法の概念に関し、第７図乃至第１８図
は例示的な実施例に関する。
従来技術ではログは単一の流れであり、その上にシステ
ムの再始動に必要とされるデータ及び媒体（資源）回復
に必要なデータが記録されたものである。本発明におい
ては、単に直列化した事象の記録を使用するのでなく、
再使用可能なトランザクション回復流及び複数の資源回
復流のデータ構造体を使用する。
第１図を参照すると、本発明に従うトランザクション回
復流（ＴＲＳ）とＵＲ基本動作（ＢＥＧＩＮ、ＣＯＭＭ
ＩＴ／ＡＢＯＲＴ、ＥＮＤ）によってトリガされる複数
のＲＲ８間の関係が示されている。１度トランザクショ
ンが整合性の遷移点（ａｔｏ■ｉｃ　ｐｏｉｎｔ）に到
達して、その変更が例えばデータ・ベースのような外部
資源に加えられると。
このトランザクションに関するすべてのレコードによっ
て占有されていたＴＲＳ中の空間は再使用可能になる。
資源（媒体）回復に必要なデータはＲＲ３に保持される
。関連ログ・マネジャ（ロガーと呼ばれる）にはＲＲ８
／資源名のマツピングが与えられる（第１表参照）。資
源名はログＷＲＩＴＥコール（呼出し）で指定される。
資源回復に必要とされるデータの鴬は通常量が多い、そ
の理由は１回復に必要データには、修正可能な資源にな
されたすべての永続性のある変更の歴史が含まれている
からである。
再び第１図を参照するに、ＴＲ５から適切なＲＲ８への
データの移動及びＴＲ８内の空間の再利用はロガーによ
って指定されるＵＲ制御トリガによって制御されること
が明らかである。これ等のトリガは次の通りである。
（１）ＢＥＧＩＮ／ＥＮＤ　　ＯＲ：このトリガは資源
に対するアプリケーション・プログラムの更新の集合と
して、回復単位の区切りを指定する。
（２）　Ｃ０ＭＭ　Ｉ　Ｔ　　ＵＲ：このトリガは遷移
点に到達したことを示す決定点を与える。変更は障害間
で資源になされる。
（３）ＡＢＯＲＴ　　ＵＲ：このトリガは部分的変更が
修正可能な資源になされた場合にプログラムの更新が元
に戻されることを示す決定点を与える。
本発明の方法の利点はログ上のスペースを再使用するこ
と、そしてシステムの再開時に媒体回復レコードを読取
る必要がないことにある。
ここで第６図を参照すると、ＴＲ５内のログ・レコード
のフォーマットが示されている。ＵＲＩＤフィールドは
所与のログ・レコードが所属するＵＲ区分を定義する。
型フィールドは回復期間における関連データの役割（機
能）を示す。型は２つの類に分類される。これ等はＵＲ
制御及び資源回復である。ＵＲ制御レコードはＵＲの状
態の変化を示す。この状態変化は機能コールによってロ
グ・マネジャに伝えられる。これ等の機能コールはＢＥ
ＧＩＮ　　ＵＲ，ＣＯＭＭＩＴ　　ＵＲ，ＡＢＯＲＴ　
　ＵＲ及びＥＮＤ　　ＵＲである。各事象がＵ　Ｒ１ｌ
ｌＪ御ログ・レコードを創生ずる。ＵＲ制御レコードが
支持可能な型はＢＥＧＩＮ、ＣＯＭＭＩＴ、ＡＢＯＲＴ
及びＥＮＤである。資源回復レコードは資源の変更を記
録する。資源回復レコードが支持する型はＵＮＤＯ及び
ＲＥＤＯである。ＲＥＤＯレコードは資源の変更を繰返
すのに必要な情報を含む。
資源名は資源回復レコードのみに存在するフィールドで
ある。このフィールドは修正される資源を識別する。資
源名は第１表のＲＲＳマツピング表にも示されている。
最後に、データ・フイールドはアプリケーションから渡
される資源固有もしくは制御固有の情報である。ログ・
マネジャはこのデータのフォーマットもしくは内容には
反応しない。
第　　１　　表 ここで第１表を参照すると、ＲＲＳマツピング表が示さ
れる。資源のための回復データはこの表によって指定さ
れるＲＲ５にコピーされる。ＲＲ８は１以上の資源のた
めのデータを含むことができる。即ち１：ｎのマツピン
グが行われることに注意されたい、ここで回復不能な資
源は空白資源ＲＲＳマツピングを与えることによって支
援される。従って、資源りはＲＲ５空白に割当てられる
。
回復不能な資源のためのレコードはトランザクション回
復のための利用可能であるが、ＲＲ３には伝えられない
。
ここで第２表乃至第５表を参照すると、ＵＲ制御機能の
擬似コードの輪郭が示されている。この擬似コード表現
は制御及びデータ・フローの設計に代表的に使用される
形式のものである。このような使用法はアジソンーウエ
スレイ出版株式会社システム・プログラム・シリーズ、
リンガ−等著ｒ構造化プログラミング：理論と実際」第
４−５章、著作権１９７９年、ｌ５ＢＮＯ−２０１−１
４４６１−１（Ｌｉｎｇｅｒ　ｅｔ　ａｌ、　”Ｓｔｒ
ｕｃｔｕｒｅｄＰｒｏｇｒａｍｍｉｎｇ　　：　　Ｔｈ
ｅｏｒｙ　　ａｎｄ　　Ｐｒａｔｉｃｅ”、　ＴｈｅＳ
ｙｓｔｅｍ　　Ｐｒｏｇｒａ＋＋ｎｓｉｎｇ　　５ｅｒ
ｉｅｓ、　　Ａｄｄｉｓｏｎ　−リｅｓｌｅｙＰｕｂｌ
ｉｓｈｉｎｇ　Ｃｏ、、　Ｃｏｐｙｒｉｇｈｔ　１９７
９、ｌ５ＢＮＯ−２０１−１４４６１−１、Ｃｈａｐｔ
ｅｒ４−５）に例示されている。
ＢＥＧＩＮＵＲ ＩＮＰＵＴ：ＩＮ　ＤＡＴＡ ＯＵＴＰＵＴ：０ＵｊｊＪＲＩＤ Ｄｏ： ＵＲＩＤ　＝　０ＵＴ−ＵＲＩＤ ＴＹＰＥ　＝　ＢＥＧＩＮ Ｅｎｄｄｏ； ＣＯＭＭＩＴ　ｕＲ ＩＮＰＩＪτ：ＩＮ　ＵＲＩＤ ＩＮ　ＤＡＴＡ ＤＯ； ログ・レコードを次のように創生せよ ＵＲＩＤ　：　ＩＮ　ＵＲＩＤ ＴＹＰＥ　＝　ＣＯＭＭＩＴ Ｅｎｄｘｆ　； Ｅｎｄｄｏ； Ｅｎｄｆｏｒ： １ｓｅ ＯＵＴＮ　ＲＥＴＵＲＮ　Ｃ０ＤＥ　＝Ｉｎｖａｌｉｄ
　ＵＲＩＤ：Ｅｎｄｘｆ： 第４表 （ＡＢＯＲＴ　ＯＲ手順） ＡＢＯＲＴＵＲ Ｉ！ＩＩＰＵＴ：ＩＮ　ＵＲＩＤ ＩＮ　ＤＡＴＡ ＯＵＴＰＵＴ：０ＵＴｊ（ＥＴＵＲＮ；ＤＨもし耐；Ｒ
ＩＤが有効なら。
ＤＯ； 次のようにログ・レコードを創生ぜよ ＵＲＩＤ　＝ＩＮ　ＵＲＩＤ ＴＹＰＥ　＝　ＡＢＯＲＴ ＤＡＴＡ　＝　ＩＮ−ＤＡＴＡニ レコードをＴＲ５中に置け； 各ログ・レコードについて （ＵＲＩＤ　＝　ＩＮ−ＵＲＩＤ　＆ ＴＹＰＥ　＝　ＵＮＤＯ） ｂ； ＲＲＳマツピング表を使用して宛先ＲＲ５を識別せよＲ
Ｒ５が非空白でならデータを逆順にＲＲ５中にコピーせ
よＥｎｄｉｆ： Ｅｎｄｄｏ； Ｅｎｄｆｏｒ： ０ＵＴＮ　ＲＥＴＵＲＮ　Ｃ０ＤＥ　＝　Ｏｋ：Ｅｎｄ
ｄｏ　： １ｓｅ ＯＵＴＮ−ＲＥＴＵＲＮ　Ｃ０ＤＥ　＝　Ｉｎｖａｌｉ
ｄ　ＵＲＩＤ；Ｅｎｄｉｆ　； 第５表 （ＥＮＤ　ＯＲ手順） ＥＮＤ−ＯＲ ＩＮＰＵＴ：ＩＮ　ＵＲＩＤ ＩＮ−ＤＡＴＡ ＯＵＴＰＵＴ：ＯＵＴ　ＲＥＴＬＩＲＮ　Ｃ０ＤＥもし
ＩＮ−ＵＲＩＤが有効なら ＤＯ； 次のようにログ・レコードを創生ぜよ ＵＲＩＤ　＝　ＩＮ　ＵＲＩＤ ＴＹＰＥ　＝　ＥＮＩ） ＤＡＴＡ　＝　ＩＮ−ＤＡＴＡニ レコードをＴＲＳ中に置け； 指定ＯＲ区分についてＲＲ３へのコピー機能が完了する
迄待機せよ； 各ログ・レコードについて （ＵＲＩＤ　、　ＩＮ；ＲＩＤ） ＴＲ５からログ・レコードを削除せよ ＩＥｎｄｆｏｒ： ０ＵＴＮ−ＲＥＴＬＩＲＮ匹ＯＤＥ　＝　Ｏｋ；Ｅｎｄ
ｄｏ　； Ｅｌｓｅ ＯＵＴＮ　ＲＥＴＵＲＮ　Ｃ０ＤＥ　＝　Ｉｎｖａｌｉ
ｄ　ＵＲＩＤ；Ｅｎｄｉｆ： 第２表参照するに、疑似コードはＵＲ区分のためのＩＤ
を割当て、ＴＲ８上にログ・レコードを生成する。ＵＲ
の期間のある時刻、ＣＯＭＭＩＴであるかＡＢＯＲＴで
あるかの判断がなされる。
もしＣＯＭＭＩＴと判断された場合は、第３表に示した
ロガーのＣＯＭ　Ｍ　Ｉ　Ｔ　　Ｕ　Ｒ手順が呼出され
る。ＣＯＭＭＩＴ点に到達する前に、いくつかの関与手
順がレコードをＴＲ５に与えていることに注意されたい
、これらのレコードはトランザクション・マネジャもし
くはデータ・ベース・マネジャ（存在する場合には）に
よってＲＥＤｏ／ＵＤｏの名前がつけられ、情報の一部
としてロガー供給される。基本動作（手順）、その制御
レコードの表示及び応答を次の第６表に示す。
第６表 生成） ＣＯＭＭＩＴ　　　ＣＯＭＭＩＴ／ＲＥＤＯＴＲ５／Ｒ
ＲＳ（ＲＥＤＯレコードの１：ｎマツピング） ＡＢＯＲＴ　　　　ＡＢＯＲＴ／ＵＮＤＯＴＲ５／ＲＲ
５（逆順にＵＮＤＯレコードのｌ：ｎのマツピング） ＡＢＯＲＴ手順はＣＯＭＭＩＴ手順と対称をなすことが
わかる。第６表は第２表乃至第５表に示された手順を説
明している。しかしながら、第７表の書込みＯＲ手順は
形式ＢＥＧＩＮ・・・・ＷＲＩＴＥ、ＷＲＩＴＥ、・・
・・ＣＯＭＭＩＴ／ＡＢＯＲＴ　　ＥＮＤのようにトラ
ンザクション流中に何回が埋込まれる。書込みＯＲ手順
はＵＮＤＯ／ＲＥＤｏ型のレコードがＲＲＳマツピング
表に見出される資源名を含むならば、このレコードをＴ
Ｒ８上に置く。
第７表 （書込みＯＲ手順） ｗＲＩＴＦ　０Ｒ ＩＮＰＵＴ：ＩＮ　ＵＲＩＤ ＩＮ　ＴＹＰＥ　（ＵＮＤＯｏｒ　ＲＥＤＯ）ＩＮ　Ｒ
ＥＳＯＵＲＣＥ　ＮＡＭＥ　（ＲＲ５ｍａｐｐｉｎｇ　
ｔａｂｌｅ）ＩＮ　ＤＡＴＡ ＯＵＴＰＵＴ：ＯＵＴ　ＲＥＴＵＲＮ　Ｃ０ＤＥもしＩ
Ｎ−ＵＲＩＤが有効なら そしてＩＮ　ＲＥＳＯＬＩＲＣＥ　ＮＡＭＥがＲＲＳマ
ツピング表中にあるならＤｏ； 次のようにログ・レコードを創生ぜよ ＵＲＩＤ　＝　ＩＮ　ＵＲＩＤ ＴＹＰＥ　＝　ＩＮ　ＴＹＰＥ Ｒ四０ＵＲＣＥ　ＮＡＭＥ　＝　ＩＮ　ＲＥＳＯＵＲＣ
Ｅ　ＮＡＭＥＤＡＴＡ　＝　ＩＮ　ＤＡＴＡ； レコードをＴＲ５中に置け； ＯＵＴ　ＲＥＴＵＲＮ　Ｃ０ＤＥ　＝　Ｏｋ；Ｅｎｄｄ
ｏ　； １ｓｅ ＯＵＴ　ＲＥＴＵＲＮ　ＤＯＤＥ　＝無効資源各Ｅｎｄ
ｉｆ　； １ｓｅ ＯＵＴ　ＲＥＴＵＲＮ　ＤＯＤＥ　＝無効ＩＪＲＩＤＥ
ｎｄｉｆ； ここでいくつかの註解を行う。先ず、用語１：ｎマツピ
ングとはｎ個のＲＲ５間に分散されるｍ個の資源の各々
について定義されるＵＲ区分を指す。ｍ　）　ｎなる場
合には、少なくとも２つの資源のレコード／回復データ
を含む少なくとも１つのＲＲ８が存在する（表１参照）
。これはジリチェリ（Ｄｉｒｉｃｈｌｅｔ）の［鳩小屋
の原理Ｊ　（ＰｉｇｅｏｎｈｏｌｅＰｒｉｎｃｉｐｌｅ
）の−例である。他の註解は疑似コードの手順に関する
ものである。多くの疑似コード手順はＤＯブロックを含
む。これ等はＤｏループと同一ではないａＤＯブロック
は１回通して実行されるだけである。従って、第１図で
、その目的は回復単位を確立することにある。その手順
へのコール（呼出し）は外部的に駆動されるがログ・マ
ネジャによって応答される。これによってＴＲ３中にレ
コードが置かれる。
次に第７図を参照すると、２つのＵＲ，即ちＵＲｌ及び
ＵＲ２が示されている。これ等のＵＲは資源Ａ、Ｂ、Ｃ
，及びＤを変更するものである。
この例でＵＲＩはそのデータをＣＯＭＭＩＴ　（確定）
し、ＵＲ２はそのデータ活動をＡＢＯＲＴ（打切り）し
つつある０重要なことは、ＣＯＭＭＩＴ／ＡＢＯＲＴの
判断ブロック・マネジャの外部で行われることである６
例示の活動は（１）　Ｔ　Ｒ８からＲＲ８へデータを移
動すること（２）のその後ＥＮＤ基本動作に基づいてＴ
Ｒ８から移動したデータを削除することを含む。
第７図で、ＵＲＬ及びＵＲ２は対応するＢＥＧＩＮ指令
によって創生され、ＴＲ５上に置かれたものである。こ
こでＲＥＤＯ／ＵＮＤＯのようなレコードの指定はトラ
ンザクション・マネジャもしくはデータ・ベース・マネ
ジャによってなされ、ログ・マネジャによってはなされ
ないことを強調しておきたい、第７図中のレコードは左
側に番号順に示されている０例えば、レコード１−１０
はＵＲＬ及びＵＲ２のＴＲ８を更新する。レコード１１
はＵＲ２（７）ＡＢＯＲＴを示し、ＵＲ２（７）ＵＮＤ
Ｏレコード６．８及び１０をＴＲ８から適切なＲＲＳヘ
コピーする動作をトリガする。ここで。
レコード６（資源Ａ）はＲＲ８ｌ上に置かれ、レコード
８（資源Ｂ）及び１０（資源Ｃ）はＲＲ８２上に置かれ
る。第８図に示されているこの位置づけは第１表に示し
たＲＲＳマツピング表による。
ＵＮＤＯレコードが逆順にＲＲ８Ｚ上に置かれることは
興味がある。これによって資源回復中の正確な順方向処
理が可能になる。この点に関してＡＢＯＲＴ　（ロール
バックの一形式）はバックアウトの目的を有することを
想起されたい。トランザクション管理がデータ・ベース
のコピー動作を支援するならば、ＵＮＤＯレコードはた
だＲＲ５上にあるだけでよいことに注意されたい。
ＲＲ８はコミットされるイメージだけから成るので、Ｔ
ＲＳレコード・シーケンス中に存在するデータの一部だ
けが資源回復に必要である。ＡＢＯＲＴ（７）場合は、
３つ（７）ＵＮＤＯＵＲ２Ｌ／：）　−ドだけがＴＲ５
上の７つのＵＲ２レコードからＲＲ８Ｉ及び２にコピー
される。
次に第９図及び第１０図を参照すると１本発明によって
ＴＲ８上にレコード１４として記録されたＵＲＩ　　Ｃ
ＯＭＭＩＴ指令に要求される応答が示されている。ＣＯ
ＭＭＩＴはＵＲＩ　　ＲＥＤＯレコード４，１２及び１
３の夫々ＲＲ５Ｉ及び２並びにＲＲ５空白へのコピー動
作をトリガする。
決定点の各トランザクションはＣＯＭＭＩＴもしくはＡ
ＢＯＲＴのいずれかで駆動されるので、ＴＲ８上のレコ
ードの半分だけがＲＲ５にコピーされる。もしＣＯＭＭ
ＩＴによって駆動される時は。
ＲＥＤＯ型レコ型上コードＲＲ８にコピーされ、ＡＢＯ
ＲＴならばＵＮＤＯ型レコードがＲＲＳ　ニコピーされ
る。
第１１図に示したように、ＥＮＤ　　ＵＲＩ指令が受取
られると、これによってＴＲ５からＵＲＩを除去するた
めのレコード削除処理がトリガされる。第１２図に示し
たようにＲＲ３の内容はそのまま保持される。Ｅ　Ｎ　
Ｄ指令の実行によって、第１３図に示したようにＴＲ８
からＵＲＩのすべての傷跡が除去される。ＵＲ２のＥＮ
Ｄ指令の実行も同様に第１５図及び第１７図に示したよ
うにＴＲ８から対応するレコードを除去する。ＲＲＳレ
コード・シーケンスは第１４．第１６及び第１８図に示
したようにそのまま残される。
Ｆ０発明の効果 本発明に従い、トランザクション向はシステム中のログ
をベースとする回復を効果的に管理する方法が与えられ
る。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明に従うロギング方法の高レベル制御の流
れ図である。第２図は従来方法に従う、チェックポイン
ト及びシステム障害点に対するトランザクションの発生
を示した図である。第３図及び第４図は回復単位及びこ
れを区切る基本動作を示した図である。第５図は順方向
資源回復過程を概略的に示した図である。第６図は本発
明に従う、トランザクション回復流内のログ・レコード
のフォーマットを示した図である。第７図、第８図、第
９図、第１０図、第１１図、第１２図、第１３図、第１
４図、第１５図、第１６図、第１７図及び第１８図はＣ
ＯＭＭＩＴ／ＡＢＯＲＴへの応答及びＴＲ８からの回復
単位のレコードの除去を示した本発明に従うＴＲ８及び
ＲＲ８の構造化過程を示す図である。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　山　　本　　仁　　朗（外１名） 才１回 才　２　日 ＴＲ５寸７　目 責淫コピー ＾す：４ＷＰレプー１− 賓：厚田榎しコ斗 ・Ｆ？ＥＤＯ 才　８　回　　　　Ｆ？Ｒ５２ 才１０図　　ＲＲ５２ 才（２図　ＲＲ５２ Ｒ５ ）；Ｐ　９　口 丁Ｒ５ 才ＩＩ図 矛１３圀 ＴＲ５ ＲＲ５２ 寸１６　　日 才旧口 Ｒ５ 才１７図

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 （ａ）ログ・データを回復単位（ＵＲ）で区分して、ト
    ランザクション回復流（ＴＲＳ）中に記録することと、 （ｂ）ログ・データをその機能（ＢＥＧＩＮ、ＣＯＭＭ
    ＩＴ、ＡＢＯＲＴ、ＥＮＤＯ、ＲＥＤＯ、ＵＮＤＯによ
    つて類別することと、 （ｃ）回復単位の状態変化（ＣＯＭＭＩＴ／ＡＢＯＲＴ
    ）の応答して、上記トランザクション回復流上の所定の
    回復単位区分のログ・データの部分集合（型ＲＥＤＯも
    しくはＵＮＤＯのもの）を資源回復流上にマッピングす
    ることと、 （ｄ）ＵＲの状態変化の終了時に、上記資源回復流を使
    用して、上記所定の回復単位区分に関連するすべてのロ
    グ・データを上記トランザクション回復流から消去する
    ことと、 を含む、ログ・データを管理する方法。
JP62150368A 1986-06-30 1987-06-18 ログ・デ−タを管理する方法 Granted JPS6310252A (ja)

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US880387 1986-06-30

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JPS6310252A true JPS6310252A (ja) 1988-01-16
JPH0560617B2 JPH0560617B2 (ja) 1993-09-02

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