KR930008684B1 - 데이타 베이스 백업카피 발생 방법 - Google Patents

데이타 베이스 백업카피 발생 방법 Download PDF

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Abstract

내용 없음.

Description

[발명의 명칭]
데이타 베이스 백업카피 발생 방법
[도면의 간단한 설명]
제 1 도는 본 발명의 실행에 이용되는 중앙처리기와 한개이상의 스위칭 모듈을 포함하는 분산 컴퓨터-제어 텔리폰 시스템의 블록다아아그램.
제 2 도는 제 6 도와 연관되어 스위칭 모듈과 연관된 데이타 베이스 메모리가 어떻게 페이지로 분할되며, 메모리의 백업카피의 마지막 발생 이후 변형된 메모리의 페이지를 기록하는데 어떻게 비트맵이 이용되는 것을 나타낸 도면.
제 3 도는 백업 발생동안 중앙 처리기를 제어하기 위해 사용되는 주 백업 프로그램의 플로우챠트.
제 4 도는 제 3 도의 주 프로그램에 의해 호출된 백업 서브루틴에 대한 플로우챠트.
제 5 도는 각 스위치 모듈에서 메모리내에 위치된 백업프로그램에 대한 플로우챠트.
제 6 도는 백업 처리동안 중앙처리기에 스위치 모듈에 의해 전송되는 차이 백업 메세지에 대한 포맷.
[발명의 상세한 설명]
본 발명은 중앙컴퓨터, 중앙컴퓨터 주 메모리, 중앙컴퓨터 매스(mass) 메모리 및 다수의 주변 데이타 베이스 메모리로 이루어진 분산 데이타 베이스 시스템내의 중앙컴퓨터 메스 메모리의 주변 데이타 베이스 메모리 각각의 내용에 대한 백업카피(back up copy)를 발생시키는 방법에 관한 것이다.
[발명의 배경]
데이타 베이스 시스템내에 기억된 정보의 내용에 대한 백업카피 또는 덤프(dump)를 주기적으로 발생시키는 것이 모든 데이타 베이스 시스템내에 실제적으로 필요하다. 이는 데이타 베이스내에 기억된 정보가 시간에 따라 변하기 때문이다. 임의의 점에서 데이타 베이스의 내용에 대한 백업카피는 데이타 베이스를 불순하게 하는 기능이 발생하는 경우에 상기 점에 존재하는 상태로 데이타 베이스를 복원 시키는 것을 보장한다.
데이타 베이스 백업카피를 발생시키는 고전적인 방법은 데이타 베이스에 대한 변형은 허용되지 않는 상태를 설정하여, 그후 백업디스크나 테이프와 같은 매스메모리상에 직접 전 데이타 베이스 정보를 카피하는 것이었다. 불행히, 많은 형태의 데이타 베이스에 있어서, 상기 방법은 사용자에 대한 시스템 비유용성 때문에 큰 비용을 치러야 한다. 예로, 1981년 11월호 오스트레일리아 컴퓨터 저널 13권 4번내에 나타난 카우니쯔 및 에케르에 의한 기사 "제목"데이타 베이스 백업-대용량 데이타 베이스의 문제점"에 따르면, 10억 바이트 이상의 백업 데이타 베이스에 요구되는 시간 및 자원이 데이타 베이스 사용자에 의해 심각한 문제점이 대두되었다.
분산 데이타 베이스의 백업이 디스크와 같은 단일 자원상에서 발생되는 소규모 분산 데이타 베이스 시스템에서도 유사한 문제가 발생될 수 있다. 만일, 분산 데이타 베이스간의 통신채널이 느리거나 혼잡하다면, 각 데이타 베이스 위치의 전체 백업을 취하기 위해 요구되는 실제시간은 대규모 중앙 데이타 베이스 위치의 전체 백업을 취하기 위해 요구되는 실제 시간과 비숫할 것이다. 그러므로, 종래 덤핑 방식에서의 고질적인 단점이 존재하게 될 것이다.
상기 기사는 데이타 베이스 백업의 문제점을 경감시키기 위해 제안된 여러가지 기술을 제공한다. 상기 기사에 따르면, 몇몇의 시스템은 정교한 동적 백업 메카니즘을 제공하므로써 데이타 베이스 정보의 변형을 포함하여 정상의 사용자 처리 존재시에만 전적으로 데이타 베이스 백업이 이루어지도록 한다. 상기 기술에서, 임의의 주어진 시간에서 완성된 백업은 보통 데이타 베이스의 일정한 상태를 나타내지 않기 때문에. 백업파일로부터 재장전된 데이타 베이스를 논리적을 일정한 상태로 위치시키기 위해 다른 수단이 사용 되어야만 한다. 이와같이 하기 위한 전형적인 방법은 변형이 이루어질 때 데이타 베이스에 대한 변형의 오디트 트레일(andit trail)을 유지시키는 것이다. 백업파일로부터 데이타 베이스를 재장전시킴에 따라, 백업파일에 의해 영향을 받은 시간내의 가장 빠른 점으로부터 데이타 베이스가 불순하게 되는 시간까지 오디트 트레일에 재처리되어야 한다. 그후 실제의 시간에 진행중이었던 변형의 효과는 몇몇의 처리에 의해 제거되어야만 한다. 명백하게, 이는 비싸며, 복잡한 처리를 요한다.
카우니쯔 및 에커트는 또한 종래의 백업 기술에 대한 대안으로 차이 백업 기술에 대한 언급하고 있다. 데이타 베이스는 고정된 크기의 다수의 페이지로 이루어져 있다고 간주한다. 완전한 백업은 처음에 데이타 베이스를 취한다. 그후, 데이타 베이스에 변형이 이루어질 때, 영향을 받은 페이지에 따라 비트 지시가 비트맵내로 인입된다. 결과적으로, 비트맵에 의해 지시된 바와같이 변형된 페이지만을 저장하므로써 백업 차이 파일이 생성된다. 주기적으로, 이와같은 차이 백업파일은 마지막 차이 백업 이후 변화된 페이지로 갱신된다. 어느 점에서, 차이 백업파일은 완전한 백업파일과 함께 합체되거나 새로운 완전한 백업이 취해진다.
또한, 상술된 차이 방법은 특정한 문제를 갖는다. 첫째, 완전한 백업파일에 부가하여 분리된 차이 백업파일의 유지되어야 한다는 점이다. 데이타 베이스가 재형성되어야만 하는 경우, 완전한 백업이 재장전되어 그후 차이 파일과 함께 합체되어야만 한다. 둘째, 백업처리동안 갱신에 대해서는 시스템이 사용되지 말아야 한다는 점이다.
[발명의 요약]
상기 문제는 본 발명에 따라 주변 데이타 베이스 메모리 각각의 양에 대한 백업카피를 발생시키는 방법에 의해 해결되는데, 상기 방법은 각 주변 메모리상의 제 1 갱신패스를 한번 이상 실행시키는 단계와, 각 주변 메모리상에 제 2 갱신패스를 실행시키는 단계를 포함하는데. 여기에서 상기 제 1 패스는 제 1 패스의 실행동안 주어진 시간에서 백업되는 주변 메모리에 갱신 변형이 허용되는 상태를 설정하는 단계와, 주어진 시간에서 백업되는 주변 메모리에 대한 모든 변형을 중앙 컴퓨터 및 매스 메모리로 전송하는 단계를 포함하며, 상기 제 2 패스는 주어진 시간에서 갱신되는 주변 메모리에 대한 갱신변형이 허용되지 않는 상태를 설정하는 단계와, 마지막 제 1 패스의 실행 이후 백업되는 주변 메모리에 대한 모든 부가적인 변형을 중앙컴퓨터와 매스 메모리로 전송하는 단계를 포함한다.
본 발명의 양호한 실시예는 각 데이타 베이스와 중앙 처리기간의 저속의 통신 채널을 포함하는 분산 데이타 시스템내에 존재한다. 이와같은 시스템은 백업을 발생시키기 위해 요구되는 시간의 항으로 백업 타임이 문제화 되는 큰 데이타 베이스와 동등하다. 양호한 실시예에서 두개의 처리가 행해진다. 각 데이타 베이스는 각 패스동안 순차적으로 백업된다. 임의의 주어진 시간에서 백업되는 각 데이타 베이스는 마지막 패스동안 변형이 중단된다. 이는 전체로서의 분산 데이타 베이스가 백업을 발생하는데 요구되는 전 시간동안 사용자에 유용하다.
[상세한 설명]
제 1 도는 분산된 전자 스위칭 전화시스템의 간략화된 블록 다이아그램을 도시한다. 이와같은 시스템은 본 발명의 원리를 설명하는데 사용된다. 기본적으로, 상기 시스템은 중앙처리기(100) 및 한 개 이상의 스위칭모듈(102-1 내지 102-N)로 이루어져 있다. 도시된 시스템에서, 중앙처리기(100)는 상업적으로 유용한 처리기이다. 상기 중앙 처리기는 자원의 할당, 전반적인 유지를 포함하는 집중된 정보 및 기록보관, 고장 발견수리 등등을 위한 오퍼레이션 보조 시스템과의 인터페이스를 요하는 기능을 조정한다.
중앙처리기(100)는 스위치모듈, 메세지 스위치(104) 및 시분할 스위치(106)에 접속된다. 메세지 스위치(104)는 중앙처리기(100)와 스위치 모듈간에 그리고 스위치 모듈 자체간에 제어 메세지의 경로를 지정한다. 이들 메세지는 시분할 스위치(106)를 통해 전송된다.
스위치 모듈(102)은 대부분 호출 처리 기능을 제공하는 마이크로 프로세서 제어 유니트이다. 상기 모듈은 시스템과 스테이션, 트렁크(108),(110) 사이에 인터페이스를 제공한다. 각 스위치 모듈은 제 1 단계의 스위칭을 수행하는 타임 슬롯 상호 변환 유니트를 포함한다. 시분할 스위치(106)에 의해 단일 스위칭 모듈에 포함되는 접속부가 제공된다.
중앙 처리기(100)는 랜덤 액세스 메모리(112)과 연관되는데, 상기 랜덤 액세스 메모리의 일부가 CP데이타 베이스(114)이다. 상기 데이타 베이스는 CP(100)에 의해 수행되는 기능에 대해 집중화된 접근을 요하는 사무실 관련 데이타 및 고객 데이타와 같은 아이템을 포함한다. 스위치 모듈(102-1 내지 102-N) 각각은 또한 분리 랜덤 액세스 메모리(116-1 내지 116-N)에 연관되는데, 상기 분리 랜덤 액세스 메모리의 일부가 스위치 모듈 데이타 베이스(SMDB)(118-1 내지 118-N)이다. SMDB는 통상적으로 스테이션 및 트렁크 외형 및 SM에 의해 제공된 스테이션에 특정한 특정 데이타와 같은 SM과 독립적인 사무실 관련 데이타를 포함한다. CP 데이타 베이스(114) 및 SM 데이타 베이스(118)는 분산 데이타 베이스 시스템을 형성한다. CP(100)는 또한 디스크 메모리(103)에 연관되는데, 이는 분산 데이타 베이스의 최근의 백업카피를 저장하는데 이용된다.
SM 메모리(116)의 다른 부분은 비트맵(120)이다. SM 데이타 베이스(118)는 임의의 고정된 크기의 페이지로 분할된다. 도시된 실시예에서 한 페이지는 길이로 128바이트 이다. 고객호출 특성의 활성화와 같은 SMDB(118)에 변형이 행해질때, 변형을 포함하는 페이지를 규정하는 비트 위치의 적당한 비트맵내로 "1"이 인입된다. 이는 제 2 도에 도시되어 있는데, 여기에서 워드 0 내지 P를 갖는 하나의 비트맵이 도시되며, 워드 각각은 10개의 비트를 갖는다. 비트맵의 우측은 SMDB의 페이지 레이아웃이다. 도시된 바와같이, 제 1 비트의 비트맵은 페이지 0의 데이타 베이스에 연관된다. 워드 0의 최우측 비트는 페이지 9와 연관되어 마지막 백업카피가 행해져 페이지 9가 변형될 때 "1"로 세트된다.
이하 설명될 프로그램 제어 기능은 간결 및 이해를 위해 간단하게 되어 있다. 예로, 제 3 도 내지 제 5 도의 플로우챠트는 실제시간 프로그램 흐름내에서 파괴될 수 있다는 것에 관심을 두지 않고 도시된 것이다. 이는 일반적으로 행해지는 것이며 통상의 기술자등의 능력에 속하는 것이다.
데이타 베이스 백업은 하루에 한번 주기적으로 실행되거나 시스템 오퍼레이터로부터의 명령하에 실행되도록 계획되어질 것이다. 어떠한 경우에도, 백업을 시작하기 위해 CP(100)에 앤트리가 행해져 제 3 도의 프로그램 어드레스 "개시"로 시작된다. "개시"는 백업 제어 프로그램이다. 기본적으로 "개시"는 사무실내의 각 SM(102)에 대해 제 4 도에 도시한 백업 서브루틴의 연속적인 실행을 제어한다. 백업 서브루틴이 사무실의 모든 SM 상에서 완성되는 각 시간에 패스가 완성되었다고 말한다. 적어도 두 개의 패스 및 소망의 많은 패스가 수행될 수 있다. 본 발명에 따라, 마지막 패스를 제외한 모든 패스동안 백업이 수행되는 동안 SM 데이타 베이스(148)에 변형이 발생된다. 초기의 패스동안 다수의 변형이 CP(100)로 그후 마스크(103)도 전송되도록 예기되며, SMDB(118)는 계속 변형될 수 있다. 마지막 패스동안, SM 데이타 베이스 변형 록 아웃(rock out)은 바로 전 패스에 의해 SM 데이타 베이스에 발생되는 소수의 변형을 전송하는데 요구되는 매우 짧은 시간 주기 동안에만 발생한다. 변형된 페이지는 순서대로 각 SMDB로부터 전송되기 때문에 데이타 베이스상의 한 패스동안 이미 조사되어진한 페이지 위치에서 118-1과 같은 SM 데이타 베이스에 발생하는 변형은 상기 데이타 베이스상의 다른 패스동안 백업된다.
세개의 백업 패스 1 내지 3이 제 3 도에 도시되어 있는데, 표준 시스템에서는 두 개의 패스가 변형 록 아웃 시간을 만족할만한 값으로 감소시킨다. 제 3 도에서, 단계(300)에서 패스 지시기는 패스 1로 세트된다. 단계(302),(304)에서는 패스가 모든 SM상에서 실행될 때까지 사무실의 각 SM에 대한 백업 서브루틴 백업이 순차적으로 호출된다. 단계(306),(308),(310)에서 너무 늦게 도달되어 패스 1동안에 포함되지 못한 SM 데이타 베이스에 중개 변형을 백업시키기 위해 모든 SM상에 패스 2가 실행된다. 본 발명에 따라, 정상적으로 단계(310)에서 백업된 변형숫자가 단계(304)에 의해 백업된 변형 숫자 보다 더 적은 것이 예견된다.
단계(310)가 모든 SM상에서 실행된 후, 단계(312)에서는 패스 지시기가 패스 3으로 세트된다. 단계(313)에서는 CP 데이타 베이스(114)에의 변형이 록아웃되도록 CP 메모리(112)내의 지시기가 세트된다. 패스 3백업이 수행되는 SM에는 변형이 허용되지 않기 때문에, CP 데이타 베이스에 대한 변형도 허용되지 말아야 한다.
다음, 단계(314),(316)은 SM(102) 각각에 순차적으로 백업 서브루틴을 실행한다. 마지막 SM이 완성되었을 때, 단계(318)에서는 전체의 CP 데이타 베이스를 디스크(103)에 카피하므로써 CP 데이타 베이스(114)를 백업시킨다. CP 데이타 베이스와 CP(100)간에는 느린 통신 채널이 존재하지 않으며, 단지 한 개의 CP 데이타 베이스만이 존재하기 때문에, CP 데이타 베이스를 패스들내에서 백업시킬 필요가 없다. 디스크(103)내에 CP 데이타 베이스 백업을 발생시키는 속도는 상기 실시예의 부당하게 긴 시간 주기동안 변형을 록아웃시키지 않을 정도로 충분하다. 그러나, CP 백업은 상황이 정상되는 경우의 문제점을 피하기 위해 패스내에서 발생될 수 있다는 점에 주지해야 한다.
CP 데이타 베이스의 백업이 완성된 후, 단계(320)는 메모리(112)내의 CP 로크 지시를 재세트시키므로써 데이타 베이스를 록크 해제한다. 이때 백업이 완성된다. 이점에서 존재하는 CP 데이타 베이스의 카피와 각각의 데이타 베이스상에 패스 3이 완성되는 시간에서 존재하는 SM 데이타 베이스의 카피가 디스크(103)내에 존재한다.
제 4 도는 CP(100)의 동작을 제어하는 BACKUP서브루틴에 대한 상세도이다. 단계(400)에서 패스 3이 진행중인가가 결정된다. 만일 진행중이지 않다면, 록업 갱신은 행해지지 않으며, 단계(402)에서는 CP(100)로 하여금 상기 패스 3이 실행되는 SM에 백업 경보 메세지를 전송하도록 한다. 이와같은 경보 메세지는 패스 1,2동안 "언록크"플래그를 포함한다. 한편, 패스 3이 유효화되면, 단계(404)는 SM에 "록크"플래그를 포함하는 경보 메세지를 전송한다. 제 5 도는 CP(100)로부터의 제어 메세지에 응답하여 SM(102)내에 마이크로프로세서를 제어하는 상세한 프로그램을 나타낸다. 단계(504)는 주소 지정된 SM(102)내에서 CP(100)로부터의 경보 메세지를 인식한다. 단계(506)는 경보 메세지가 데이타 베이스 변형을 록아웃 시키기 위한 요청을 포함하는가를 결정한다. 만일 그렇다면, 단계(508)는 록아웃상태를 실효화시킨다. 어느 경우에도, 단계(510)는 패스를 시작할 모든 준비가 되어 있는 ACK메세지를 CP(100)로 복귀시킨다.
CP(100) 프로그램내의 단계(406)는 ACK 메세지의 수신을 인식하여 단계(408)에서는 백업 초기화 메세지를 SM으로 전송시킨다. 제 5 도를 다시 참조하면, 단계(502)는 초기 메세지를 인식한다. 이에 응답하여, 단계(512)는 비트맵의 시작에서 비트맵 탐색 포인터를 개시시키도록 세팅하는 것과 같은 특정 소수 초기화 기능을 수행한다. 단계(514)는 페이지 변형을 지시하는 "1"을 위치시키도록 제 2 도에 도시된 비트맵의 탐색을 시작한다. 만일 어떠한 "1"도 발견되지 않는다면, 단계(516),(530)은 "종료"플래그 세트를 갖는 메세지를 발생하여 CP(100)로 메세지를 전송한다. 단계(534)는 CP(100)로부터 ACK 메세지가 수신되었는가를 결정하여, 수신되었을 때 SM 시작 프로그램 동작을 중단한다. 한편 제 1 "1"이 발견되었다고 가정하면, 단계(520)는 적절한 SM 데이타 베이스(118)내의 페이지 주소로 비트맵내의 "1"의 위치로 변환시킨다. 단계(522)는 비트맵내의 "1"을 클리어 한다. 단계(528)는 처음 "1"과 연관된 페이지를 "0"으로 세트된 종료플래그를 갖는 CP(100)로 전송한다. 단계(532)는 CP(100)로부터 ACK 메세지를 기다리고 단계(514)에서 ACK 메세지가 수신되었을 때 비트맵내에 다음의 "1"을 위치시키는 것을 계속한다. 이와같은 처리는 비트맵내에 지시된 모든 변형된 페이지가 CP(100)로 전송될때까지 계속된다.
SM 백업 프로그램에 대한 상술된 설명은 다소 간단화 되었다. 제 1 도에 언급된 특정 시스템에서, 제 5 도와 관련화여 설명한 바와같이 한번에 한 페이지를 전송하는 것보다 CP부터 ACK메세지를 대기함이 없이 CP(100)로 한번에 5개의 변형된 페이지를 전송하는 것이 효율적이다. 그러나, 이는 특정 시스템 조건 및 적절한 변형에 따라 변화된다.
제 4 도에 도시된 CP(100) 프로그램을 다시 언급해 보면, 단계(410)는 SM으로부터 변형된 페이지의 각 전송을 수신하며, 그후 한 패스내에서 활성화된다. 단계(411)는 ACK 메세지에 응답하여 SM으로 ACK 메세지를 복귀시킨다. 단계(412)는 메세지내의 "종료"플래그를 테스트 하여 현 SM에 대한 현 패스상에 백업이 완성되었는가를 결정한다. 플래그가 세트되지 않는다면, 메세지는 한 페이지의 데이타를 포함한다. 단계(414)는 상기 페이지를 디스크(103)상에 존재하는 선행의 백업카피내로 침투시킨다. 그후 단계(410)에서의 처리가 상기 SM상에서 계속된다. 또한, 단계(424)는 방금 완성된 SM에 데이타 베이스 갱신 언록크 매세지를 전송한다. 상기 메세지는 제 5 도내의 SM 프로그램의 단계(500)에서 디코드되어 단계(501)에서 SM 데이타 베이스에 대한 변형을 언록크하도록 된다. 이와같은 단계는 실제적으로 마지막 패스(패스 3)에 대해서만 유효한데, 이는 선행의 패스에 대해서는 갱신이 이미 언록크 되었기 때문이다.
제 4 도는 다시 참조하면, 단계(426)에서 CP(100) 백업 서브루틴의 언록크 메세지가 전송된 후 주프로그램내의 단계(304,310 또는 316)의 적절한 점으로 복귀된다.
상기 설명에 비추어 SM 데이타 베이스(118)는 전 시간의 백업을 사용자에 의해 갱신시키기 위해 유용하다. 마지막 패스(패스 3)동안에 조차, 단지 임의의 시간에서 백업된 SM 데이타 베이스가 갱신으로 고정된다. 또한, 차이 백업 즉 변형된 페이지만의 전송 및 특이한 갱신의 영구 백업 디스크 카피로의 침투는 종래의 완전 카피 방법에 의해 처리 되어지는데 요구되는 데이타의 양을 크게 감소시킨다.
상술된 구성은 단순히 본 발명의 원리의 응용을 설명한 것이고 본 발명의 영역을 벗어나지 않는 한도내에서 여러 가지 변형이 가능하다.

Claims (10)

  1. 중앙 컴퓨터, 중앙 컴퓨터 주메모리, 중앙 컴퓨터 매스 메모리 및 다수의 주변 데이타 베이스 메모리를 갖는 분산 데이타 베이스 시스템에서 중앙 컴퓨터 매스 메모리에 있는 각각의 주변 데이타 베이스 메모리의 내용에 대한 백업 카피를 발생시키는 방법이 변형이 이루어질 때 변형 표시를 주변 메모리의 기억 내용에 세팅시키는 단계와, 각각의 주변 메모리에서 다수의 갱신 패스를 실행하고, 여기에 최종 패스를 제외한 각각의 패스가 포함되게 하는 단계와, 순차적으로, 변형 표시를 검토하는 한편 소정시간에 주변 메모리로부터 백업되는 주변 메모리의 변형 표시를 매스 메모리에 전송하는 단계와, 상기 변형 표시가 매스 메모리에 전송될 때 변형 표시를 제거하는 단계와, 각각의 주변 메모리에서 최종 갱신 패스를 실행하고, 여기에 최종 패스가 포함되게 하는 단계와, 소정 시간에 갱신되는 주변 메모리로의 갱신 변형을 금지하는 한편, 최종 패스의 시점에서 백업되는 주변 메모리로의 모든 변형을 패스 메모리에 전송하는 단계로 이루어진 데이타 베이스 백업 카피 발생 방법.
  2. 제 1 항에 있어서, 각각의 주변 메모리는 규정된 싸이즈로된 페이지내에 분할되고, 세팅 표시 단계가 상기 주변 메모리에 포함되고 그리고 주변 메모리에 있는 페이지에 대응하는 비트맵에서의 한 비트를 규정 상태로 세팅시켜, 상기 페이지로의 변형이 표시되도록 하는 단계를 추가로 포함하는 데이타 베이스 백업 카피 발생 방법.
  3. 제 2 항에 있어서, 변형 전송 단계가 다음의 비트 세팅동안 비트맵을 제 1 규정 상태로 순차적으로 주사하는 단계와, 다음 비트를 제 2 규정 상태로 세팅하는 단계와, 비트에 의해 식별되는 주변 메모리의 페이지 내용을 매스 메모리에 전송하는 단계를 추가로 포함하는 데이타 베이스 백업 카피 발생 방법.
  4. 제 3 항에 있어서, 비트맵을 순차적으로 주사하는 단계가 제 1 규정 상태로 세팅된 비트를 위치 설정시킨 후 바로 다음의 비트 어드레스에서 비트 맵에 대한 연속 주사를 제개하는 단계를 추가로 포함하는 데이타 베이스 백업 카피 발생 방법.
  5. 중앙 컴퓨터, 중앙 컴퓨터 주 메모리, 중앙 컴퓨터 매스 메모리 및 다수의 주변 데이타 베이스 메모리를 갖는 분산 데이타 베이스 시스템내에서 중앙 컴퓨터 매스 메모리에 있는 각각의 주변 데이타 베이스 메모리에 대한 백업 카피 발생 방법이 A. 주변 메모리에서의 정보가 변형될 때, 각각의 주변 데이타 베이스 메모리에 대한 변형 표시 레코드를 각각의 주변 데이타 베이스 메모리에 유지시켜주는 단계와, B. 중앙 컴퓨터의 요청에 응답하여, 임의의 변형 표시를 레코드에 순차적으로 위치시키고 그리고 주변 메모리중 제 1 메모리로부터의 관련 변형을 중앙 컴퓨터에 전송하고 따라서 이것이 매스 메모리에 전송되도록 함과 동시에 모든 주변 메모리에 추가적인 변형이 발생되도록 하는 단계와, C. 관련 변형 각각이 중앙 컴퓨터에 전송될 때, 레코드에 있는 변형 표시를 클리어하는 단계와, D. 나머지 주변 메모리 각각에 대해 단계 B 및 C를 반복하는 단계와, E. 단계 D가 끝난후, 영(0)변 또는 한번 또는 그 이상 단계 B, C 및 D를 반복하는 단계와, F. 단계 E가 끝난 후, 제 1 주변 메모리로의 변형을 금지하는 단계와, G. 단계 F가 끝난후, 임의의 변형 표시를 레코드에 순차적으로 위치시키고 그리고 제 1 주변 메모리에서의 관련 변형을 중앙 컴퓨터에 전송하여, 따라서 이것이 매스 메모리에 전송되도록 하는 단계와, H. 관련 변형이 중앙 컴퓨터에 전송될 때, 레코드에 있는 변형 표시를 클리어하는 단계와, I. 나머지 주변 메모리에 각각에 대해 단계 F, G 및 H를 반복하는 단계로 이루어진 데이타 베이스 백업 카피 발생 방법.
  6. 제 5 항에 있어서, 상기 변형 표시 레코드는 주변 메모리중 대응 메모리에 있는 규정된 싸이즈로된 독특한 식별가능한 페이지에 대응하는 각각의 비트를 갖는 비트 맵으로 되어 있으며, 레코드 유지 단계가 변형되는 페이지에 대응하는 레코드에 있는 비트를 제 1 규정 상태로 세팅하는 단계를 포함하는 데이타 베이스 백업 카피 발생 방법.
  7. 제 6 항에 있어서, 단계 B 및 G가 비트 맵에 있는 대응비트가 제 1 규정 상태로 세팅되는 주변 메모리의 모든 페이지를 중앙 컴퓨터에 순차적으로 전송하는 단계를 포함하는 데이타 베이스 백업 카피 발생 방법.
  8. 제 7 항에 있어서, 단계 C가 비트 맵에 있는 소정 비트를 제 2 규정 상태로 세팅하는 단계를 추가로 포함하는 데이타 베이스 백업 카피 발생 방법.
  9. 제 7 항에 있어서, 비트 맵에 있는 대응 비트가 제 1 규정 상태로 세팅되는 주변 메모리의 모든 페이지를 중앙 컴퓨터에 순차적으로 전송하는 단계가, 비트가 제 1 규정 상태로 세팅되는 경우 비트맵을 순차적으로 검색하는 단계와, 상기 비트가 순간 패스시 우선적으로 검토되는 비트 맵의 진행 비트에 관계없이 발견되고 그리고 그것의 대응 주변 메모리 페이지에 대한 잇따른 변형이 이루어질 때, 대응 주변 메모리 페이지를 전송하는 단계를 추가로 포함하는 데이타 베이스 백업 카피 발생 방법.
  10. 제 9 항에 있어서, 비트 맵에서 제 1 규정 상태로 세팅되는 비트를 갖는 주변 메모리의 최종 페이지가 중앙 컴퓨터에 전송될 때, 중앙 컴퓨터에 종료 표시를 전송하는 단계를 추가로 포함하는 데이타 베이스 백업 카피 발생 방법.
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