JPH05210555A

JPH05210555A - ゼロ時間データ・バックアップ・コピーの方法及び装置

Info

Publication number: JPH05210555A
Application number: JP4211913A
Authority: JP
Inventors: Claus W Mikkelsen; クラウス・ウィリアム・ミッケルセン
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1991-10-18
Filing date: 1992-08-10
Publication date: 1993-08-20
Also published as: WO1993008529A1; CN1071770A; EP0608255A1; CA2071346A1; CN1025381C; KR930008636A; KR950014175B1

Abstract

(57)【要約】【目的】コピーによって生じる保留時間の短縮を目的
とする。【構成】ある時点で一貫性を表わす指定されたデータ
セットのバックアップ・コピーを、ＤＡＳＤ記憶サブシ
ステム上のＣＰＵにより、ＣＰＵアプリケーションの実
行と並行して実行するために、論理アドレスと物理アド
レスの同調を取るのに充分な時間にのみ実行が保留さ
れ、その後、記憶サブシステム上のデータセットが、ス
ケジュールまたは機会をベースに物理的にバックアップ
される。コピーされていない指定データセットに対する
アプリケーションによって開始された更新の内容は、初
めに一時格納され、影響を受けたデータセットからサイ
ドファイルが作成され、更新内容が記憶サブシステムに
記憶された後、サイドファイルが、同調によって制御さ
れるバックアップ・コピーの順序で記憶される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、外部記憶装置のデータ
セットを、アクセスするコンピュータ・システム（ＣＰ
Ｕ）が連続的に利用できるようにすることに関し、特
に、外部記憶装置のレコードのバックアップ・コピーに
よって生じるＣＰＵアプリケーション実行の保留時間を
大幅に短縮しながら実行される、このバックアップ・コ
ピーに関する。

【０００２】

【従来の技術】データ処理システムは、格納データの破
損をはじめ、ノイズ・バースト、ソフトウェアのバグ、
媒体の障害、書き込みパス・エラーなどからの復旧のみ
ならず、ＣＰＵの電源障害など影響の大きい事象からの
復旧にも備えなければならない。データを連続的に利用
できるようにする手法として最も一般的なのは、ＣＰＵ
のデータセットのコピーをとってそれを安全な場所に置
くことである。この "バックアップ" プロセスが生じる
のは、機能が増えている記憶系のコンテキスト内であ
る。

【０００３】アプリケーションはＣＰＵ上で、バッチ
（ストリーム）モードまたはインタラクティブ（トラン
ザクション）モードで実行される。バッチ・モードでは
通常、１度に１つのアプリケーションが割り込みなく実
行される。インタラクティブ・モードは、割り込み主体
の複数のアプリケーションまたはトランザクションに特
徴がある。

【０００４】バックアップをどうするかはスケジューリ
ングの問題である。バックアップには、様々なデータセ
ット及び発生頻度に代表される時間と空間がある。全バ
ックアップでは、すべてのデータセットが、更新されて
いるかどうかに係らずコピーされる。"インクリメンタ
ル"バックアップは、最後のバックアップ（全またはイ
ンクリメンタル）の後に変更された部分のデータセット
しかコピーしない。バックアップ・コピーにより、コピ
ーすなわちスナップ−ショットが行なわれた時点のデー
タの一貫性をチェックできる。

【０００５】バックアップ頻度が高ければ高いほど、バ
ックアップ・コピーはデータの現在のコピーをよく反映
する。データ量が多い場合、バックアップは瑣末な保守
作業ではなくなる。すなわちバックアップにかかるコス
トは、大規模な多重処理、マルチプログラミングの機構
では他の処理に比べて大きくなる。

【０００６】バックアップ・ウィンドウとバッチ／トラ
ンザクション処理の効果ストリームまたはバッチ・モードのシステムでＣＰＵが
データをバックアップする際には、プロセス、タスク、
アプリケーションなどがすべて関係する。つまり、スト
リーム・モードまたはバッチ・モードの操作をサポート
するプロセスは、コピー中は保留されることになる。こ
の状態を造語で "バックアップ・ウィンドウ" という。
バッチ・モードとは対照的に、ログ・ベースのアプリケ
ーションまたはトランザクション管理のアプリケーショ
ンは、インタラクティブ・モードで処理される。その場
合、"バックアップ・ウィンドウ"を実質上なくすため
に、オンライン・データセットが同時に更新されて変更
内容がログされる。但しこれは、一貫性が"ファジー"と
なるバックアップ・コピーの形である。すなわち、ある
時点でのデータセット／データベースの状態のスナップ
ショットは得られない。ログは、データベースに対する
後処理を要するイベント・ファイルである。

【０００７】Wangらによる関連特許出願書類３８５６４
７号（1989年7月25日出願）は、"AComputer Based Meth
od For Dataset Copying Using an Incremental Backup
Policy" と題し、変更インクリメンタル法によるバッチ
・モード・システムのバックアップについて説明してい
る。変更インクリメンタル法は、最後のバックアップの
後、新しいデータまたは更新データしかコピーしない。
コピー中はアプリケーションが保留されることに注意し
たい。

【０００８】上述のように、ログ・ベースのシステムで
一貫性をみるために、時間的に前のポイントを設けるに
は、"履歴を繰り返す"ために、データセットまたはデー
タベース上の最後のチェックポイントからのログを再生
する必要がある。バッチ・モードとログ・ベースのバッ
クアップの違いは、バックアップ・コピーに一貫性があ
り、それが最後に記録された時点について何らかの情報
を伝えることにあるが、障害が発生した場合には、時間
的な一貫性をみるポイントを設けるためにログとデータ
ベースの後処理が必要である。

【０００９】米国特許出願第４５０７７５１号明細
書、"Method and Apparatus forLogging Journal Data
Using a Write Ahead Dataset"（1985年3月26日発行）
は、トランザクションがすべて、データセットの先書き
をベースにログに記録される代表的なトランザクション
管理システムを示している。ここではワーク単位が最初
にバックアップ媒体（ログ）に記録された後、その外部
記憶装置のアドレスに書き込まれる。

【００１０】ＤＡＳＤ媒体の保守操作に於けるサイドフ
ァイルの生成 Anglinらによる関連特許出願書類第５２４２０６号"Met
hod and Apparatusfor Executing Critical Disk Acces
s Commands" （1990年5月16日出願）では、媒体の保守
が、トラックを持ち、周期的に動作可能な磁気媒体の各
部に対して実行されるのと同時に、このＤＡＳＤ媒体の
他の部分に対してアクティブ・アクセスが実行される。
この方法では、カスタマ・データがターゲット・トラッ
クと代用トラックの間で移動（phased movement）さ
れ、並行アクセス要求がすべて代用トラックへ、また保
守の完了とコピーバックが代用トラックからターゲット
・トラックへ移される。

【００１１】トラックからトラックへのカスタマ・デー
タの移動の前に生じる要求や割り込みにより、プロセス
が再始動する。他の場合、データ移動の間に生じる要求
や割り込みに対しては、"デバイス・ビジー"状態が生じ
る。これにより要求などの再キューイングが起こる。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、外部
記憶装置へのレコードの一貫したバックアップ・コピー
を行なうと同時に、かかるコピーによって生じるＣＰＵ
アプリケーションの実行の保留時間を大幅に短縮する方
法及び装置を提供することにある。

【００１３】本発明の目的は、全バックアップ、インク
リメンタル・バックアップ、或いはそれらを合わせたバ
ックアップ・スケジューリング法のサポートを受け易い
バックアップ・コピーの方法及び装置を提供することも
含まれる。

【００１４】

【課題を解決するための手段】上記の目的を果たす方法
及び手段は、コピー対象のデータをバックアップ・コピ
ー媒体にアトミックに、並行更新の影響を受けるデータ
のサブセットを一時格納するサイドファイルを用いてマ
ップする。これにより更新結果が外部記憶装置に書き込
まれる（ライトスルー）と同時に、一貫性とコピーバッ
クの順序の両方が保たれる。

【００１５】本発明の方法は、一意に識別されるセッシ
ョンで、指定されたデータセットのバックアップ・コピ
ーをとることによって実現される。セッションごとに、
セッションが記録、初期化され、所定時間（ｔ０）後に
更新結果がすべて外部記憶装置に書き込まれる（ライト
スルー）間に、ｔ０現在の指定データセットの状態がコ
ピーされる。この方法のステップでは、（１）コピーさ
れなかったデータセットのうち影響を受けた部分のサイ
ドファイルが書き込まれ、（２）外部記憶装置上の所定
位置の元のデータが更新され、（３）サイドファイルが
バックアップ・コピーの順序で媒体にコピーされる。

【００１６】この方法のメリットは、コピーされたデー
タセットの整合性が保たれるとともに、プロセス保留時
間がほとんどなくなることにある。また、本発明の方法
及び装置は、前出のAnglinの文献とは異なり、サイドフ
ァイルの生成を新しい形で利用することに着目してい
る。すなわちデータセットのうちコピーされなかった部
分のサイドファイルの生成をどのように用いるかに違い
があり、サイドファイルの利用により、通常のコピー順
序でのデータセットのバックアップ及び、バックアップ
と更新のオーバラップの両方が促進される。

【００１７】

【実施例】

本発明の方法を適用するＣＰＵ環境本発明は、システムの各ＣＰＵが、ＩＢＭＭＶＳオペ
レーティング・システム等を使用するＩＢＭ／３６０ま
たは３７０アーキテクチャのＣＰＵであるような構成で
容易に実現される。ＩＢＭ／３６０アーキテクチャのＣ
ＰＵについては、Amdahlらによる米国特許出願第３４０
０３７１号明細書"Data ProcessingSystem" （1968年9
月3日発行）に詳しい。外部記憶装置へのアクセスを共
有するＣＰＵを伴う構成については、Luizらによる米国
特許出願第４２０７６０９号明細書"Path Independent
Device Reservation and Reconnection in a Multi-CPU
and Shared Device Access System"（1980年6月10日発
行）を参照されたい。

【００１８】ＭＶＳオペレーティング・システムについ
ては、ＩＢＭ誌GC28-1150、"MVS/Extended Architectur
e System Programming Library: System Macros andFac
ilities"、Volume1にも解説がある。標準ＭＶＳ等のオ
ペレーティング・システム・サービス（ローカル・ロッ
ク管理、割り込みやモニタによるサブシステムの起動、
タスクの通知と待機等）は省略している。これらＯＳサ
ービスは当業者には馴染み深いものとされている。

【００１９】データへの経路、バッチ／インタラクティ
ブ・モード、バックアップ・コピー図１は、従来技術に
従った多重処理、マルチプログラミングのシステムであ
る。この種のシステムには、冗長なチャネル要求／応答
インタフェース（５、７、９）を通して外部記憶装置
（２１、２３、２５、２７、２９）をアクセスする複数
のプロセッサ（１、３）が含まれる。Luizらの解説にあ
る通り、ＣＰＵプロセスは、ＩＢＭシステム３７０等で
ＭＶＳ等のオペレーティング・システムを通して外部に
格納されたデータへの経路を確立するため、"Ｉ／Ｏ開
始"を起動し、制御をチャネル・サブシステムへ渡す。
チャネル・サブシステムは、転送が行なわれるデータへ
の経路を確保する。通常、アプリケーションにはデータ
依存性があり、フェッチや更新が完了するまで操作を一
時保留することがある。経路は、転送の間は、転送が完
了するまでロックされる。

【００２０】図２は、従来技術に従ったバッチ／ストリ
ーミング・プロセス間のバックアップ・ウィンドウのタ
イムラインを示す。つまり、アプリケーションは、バッ
クアップ直前に保留されるか停止される。保留は、バッ
クアップ・プロセスが完了するまで継続する。バックア
ップの終了は、完了とコミットを意味する。完了とは、
コピー予定だったデータがすべて実際にソースから読み
取られたことを意味する。コミットとは、コピー対象の
データがすべて実際に出力媒体に書き込まれたことを意
味する。

【００２１】論理的完了と物理的完了の区別図３は、本発明の方法及び手段の結果としてバックアッ
プ・ウィンドウがほぼなくなったことを示す。本発明の
バックアップ法で（ｔ０コピー）プロセスが開始される
と、データは（コピーに関する限り）その時点で"凍結"
される。その時点でコピーは"論理的に完了した"とい
う。コミット状態すなわち"物理的完了"状態となるのは
この後である。"論理的完了"の時点では、データがアプ
リケーションによって完全に再使用できるようになる。
ｔ０バックアップが実行されてからデータが再び使用で
きるようになるまでの時間は、１秒以内のわずかな時間
である。換言するとアプリケーション・データ停止時間
の全体（バックアップ・ウィンドウ）はミリ秒単位で測
定できる。

【００２２】異常終了ｔ０バックアップ・プロセスが、論理的完了の時点と、
物理的完了の時点の間で異常終了した場合、バックアッ
プ・コピーは役に立たなくなり、プロセスを再開しなけ
ればならない。この点、本発明の方法及び装置も、従来
技術と同じように効力が弱くなる。つまりバックアップ
をすべて再実行しなければならない。スナップショット
の時間的重要性が失われることが１つの制限になる。

【００２３】概念局面図４、図５は、本発明の方法のコンセプトの流れを示
す。ここでは、各バックアップ・セッションに一意のセ
ッションＩＤが割り当てられ、各セッションが初期化と
バックアップ処理から成るということである。複数のバ
ックアップ・セッションを同時に実行することはできる
が、セッションＩＤしたがって "スナップショット"は
各々一意である。

【００２４】各ＣＰＵは、記憶マネジャを１要素とした
オペレーティング・システムを含む。ＭＶＳオペレーテ
ィング・システム上で動作するＩＢＭシステム３７０タ
イプのＣＰＵは、Ferroらによる米国特許出願第４８５
５９０７号明細書"Method forMoving VSAM Base Cluste
rs While Maintaining Alternate Indices into theClu
ster"（1989年8月8日発行）に述べられているデータ機
構データセット・サービス（ＤＦＤＳＳ）のタイプの記
憶マネージャを含む。ＤＦＤＳＳについてはＩＢＭ誌GC
26-4388、"Data Facility Data Set Services: User^s
Guide"にも説明されている。

【００２５】データは論理的に編成されてレコードやデ
ータセットとなる。外部記憶装置内のデータの実アドレ
スは、ＤＡＳＤのボリューム、トラック、及びシリンダ
による。その仮想アドレスは、べアドレス＋オフセット
／エクステントで表わされる。

【００２６】レコードには、カウント・キー・データ
（count-key-data）フォーマットのものがある。これは
実記憶装置の要素を占有する。複数のレコードの論理的
集合としてのデータセットは、実記憶装置の連続した要
素に格納または分散される。バックアップがデータセッ
トのレベルで進む場合は、実記憶装置への逆のインデク
スを作るためにソートを何回か行なわなければならない
ことになる。

【００２７】本発明の目的から、バックアップ処理は２
つのレベルで管理される。ＣＰＵＯＳリソース・マネー
ジャのレベル（図１の１、図１の３）と記憶制御装置の
レベル（図１の２１、図１の２３）である。

【００２８】初期化図４、図５を参照する。初期化プロセスは、特定のデー
タのコピーまたはバックアップの要求を受け取るリソー
ス・マネージャ（ＤＦＤＳＳ等）に応答する３つの大ス
テップから成る。これらのステップには、データセット
のソート、ビット・マップの作成、及びＣＰＵの起動プ
ロセスへの論理的完了の通知が含まれる。リストアップ
または識別されたデータセットは、アクセス経路の要素
に従って、ＤＡＳＤトラックの単位までソートされる。
次に、データセットとアクセス経路を、それらの何れか
１つでもコピー・セッションに加え、それから除外され
たのであれば、関連づけたビット・マップが作成され
る。最後にリソース・マネージャが論理的完了を、つま
り更新がデータセットに対して、わずかな遅れを伴って
処理されたことが通知される。

【００２９】具体的には、記憶装置（ＤＦＤＳＳ）のリ
ソース・マネージャが、データのコピー要求またはバッ
クアップ要求を受け取る。通常この要求は、データセッ
トのリストまたはフィルタリングされたデータセット・
リストの形を取る。ＤＦＤＳＳは要求をＤＡＳＤ記憶ボ
リューム別及び記憶制御装置（ＳＣＵ）別に物理エクス
テントのリストにマップする。次にＤＦＤＳＳは、関係
の各ＳＣＵに要求を記録する。この時点でセッションＩ
Ｄが設定されセッションが成立する。

【００３０】ＤＦＤＳＳは各ＳＣＵとともにセッション
を初期化するために、各ＳＣＵの各ボリュームについて
コピーされたエクステントをすべて引き渡すことに注意
されたい。そこで各ＳＣＵは、セッションに加わる各ボ
リュームのビット・マップを作成する。このビット・マ
ップは、どのトラックがｔ０コピー・セッションの１部
かを示す。制御はＤＦＤＳＳに戻る。これが"論理的完
了"点であり、そこでデータが再び使用できるようにな
る。ＤＦＤＳＳは、システムによって管理される記憶装
置内のスケジューラ等のオペレーティング・システム要
素に必要な通知を行なう。

【００３１】バックアップ処理ＤＦＤＳＳは、初期化に続いて、要求されたトラックの
読み取りを開始する。ｔ０コピー・セッションがアクテ
ィブであれば、各ＳＣＵは更新をすべてモニタする。更
新結果が受け取られると、ＳＣＵは、更新を考慮した所
定のアルゴリズムを実行する。

【００３２】更新が、ｔ０セッションにはないボリュー
ムに対するものである場合、更新は正常に終了する。一
方、更新がセッションの１部であるボリュームを対象と
する場合、ビット・マップがチェックされ、そのトラッ
クが保護されているかどうかが調べられる。ビットがオ
フ（バイナリ０とみなす）場合、これはトラックが現時
点ではコピー・セッションにないことを示し、更新は正
常に終了する。トラックが保護されている場合（ビット
がオン）、これはトラックがコピー・セッションの１部
であり、まだＤＦＤＳＳによって読み取られていないこ
とを示す。その場合ＳＣＵは、（１）更新結果を保持する。（２）トラックを装置から、独立したキャッシュ・パー
ティションにステージする（このトラックは、ｔ０バッ
クアップ・プロセスが開始された時点で存在していたデ
ータを格納する）。（３）更新の継続を可能にする。（４）トラックが、独立したキャッシュ・パーティショ
ンに格納されている場合、ＤＦＤＳＳは速やかにこれら
のトラックを読み取って通常のキャッシュ操作の影響を
最小限にする。

【００３３】図４にこの方法のステップを示す。トラッ
ク４、トラック７の更新では、変更のなかったトラック
が、更新完了前に別のキャッシュ・パーティションにス
テージされる。ＤＦＤＳＳはその後、別のキャッシュ・
パーティションからトラックを読み取る。まだ出力媒体
にマージできる状態ではなく、ＤＦＤＳＳによって読み
取られたトラックは、ホストのサイドファイルに一時格
納される。

【００３４】独立したキャッシュ・パーティションがキ
ャッシュを使いすぎないように、アテンション処理が実
行される。アテンションがホストに認識されると、オペ
レーティング・システムがＤＦＤＳＳタスクに通知を行
ない、ＤＦＤＳＳタスクが、独立したキャッシュ・パー
ティションを空にする。

【００３５】図４で、ｔ０コピー・プロセスによってコ
ピーされたデータが、"Ａ"でアプリケーションによって
ランダムに更新される。これらのトラックの元のイメー
ジは、独立したキャッシュ・パーティションにコピーさ
れる。ＤＦＤＳＳは、"Ｂ"で、ＤＡＳＤ装置から未変更
トラックを読み取る。ｔ０プロセスが開始された後で変
更されたトラックがあれば、それはＤＦＤＳＳには戻さ
れない。更新の結果 "Ｃ" でトラックが、独立したキャ
ッシュ・パーティションに移った場合、ホストはしきい
値アテンション割り込みを認識する。この割り込みはオ
ペレーティング・システムのサービス対象である。オペ
レーティング・システムは、ＳＣＵに対してコマンドを
実行し、割り込み理由を把握する。割り込みが特定のｔ
０プロセスに対するものであれば、その指示はＤＦＤＳ
Ｓに引き渡される。

【００３６】ＤＦＤＳＳは、割り込みを受けると、独立
したキャッシュ・パーティションに累積したトラックを
空にし始める。まだ出力媒体に置かれる状態にない読み
取られたトラックは"シーケンス外"とみなされ、ホスト
・メモリのサイドファイルに一時格納される。

【００３７】最後の処置として、データはＤＡＳＤ装置
から直接読み取られ、ホストのサイドファイルに格納さ
れたデータは最終的に、ステップ"Ｄ"で出力媒体に正し
いシーケンスでマージされる。

【００３８】具体例再び図４、図５を参照する。ｔ０プロセスを起動するプ
ロセスが、所定の１００個のＤＡＳＤトラックに格納さ
れたデータセットのバックアップ・コピーを行なおうと
するケースを想定する。コピー・プロセスの間これらの
トラックのどれも変更されなかった場合、ＤＦＤＳＳは
トラック１ないし１００を読み取り、出力媒体に収める
だけである。バックアップ・コピーの間に外部記憶装置
の同時更新を可能にするには、所定トラックに格納され
たデータに、変更される予定の裏付けがなくてはならな
い。

【００３９】プロセスがすでにスタートし、ＤＦＤＳＳ
がすでにトラック１ないし２０をコピーしたと仮定す
る。つまり、トラック２１ないし１００はまだコピーさ
れていない。アプリケーションまたはプロセスがトラッ
ク７を変更しようとする場合、それは、トラック７がす
でにコピーされているため、"平常通り"完了可能であ
る。しかしトラック４４が変更されようとした場合は、
トラック４４はまだコピーされていないため、その変更
が"平常通り"完了することはない。コピーのためには、
トラック４４が元の状態に保たれるようにしなければな
らない。そこで、コピーされていないトラックを更新す
る前に、トラック４４の一時コピーがサイドファイルに
保持されてから、変更の完了が可能になる。トラック４
４の一時コピーは、後にＤＦＤＳＳによって検索できる
ように、独立したキャッシュ・パーティションに置かれ
る。ＤＦＤＳＳはこのトラックを検索し、適切な時間に
トラック４４を出力媒体に置く。

【００４０】ＤＦＤＳＳは、バックアップ・プロセスに
より、所定トラックに格納されたデータを次の２つのソ
ースから取得する。（１）ＤＡＳＤから直接読み取られるトラック。これら
は、ｔ０コピー・プロセスが開始された後に（アプリケ
ーションによって）変更されていないトラックである。（２）キャッシュ・パーティションから読み取られたト
ラック。これらは、ｔ０プロセスが開始された後に変更
されたトラックの元のイメージである。

【００４１】目的の１つは、正常なキャッシュ操作への
影響を最小限にすることであるから、トラックは、個別
のキャッシュ・パーティションに読み取られるとすぐに
ＤＦＤＳＳによって読み取れるようになる。

【００４２】バックアップ・プロセスのロジックの流れ図５、図６は流れ図である。図５は、初期化とＳＣＵバ
ックアップ・プロセスを、図５は、サイドファイルのＣ
ＰＵＯＳ処理（非同期処理）とＳＣＵから出力媒体へ
のコピー・セッションのデータ転送のＣＰＵＯＳ管理
を示す。以下、これらの内容を補うために、制御の流れ
について詳述する。これら制御のリスト項目は、図５、
図６に示した流れ図に対する多対１のマッピングであ
る。

【００４３】初期化の流れのリスト項目初期化プロセスでは初めに、ＣＰＵオペレーティング・
システム（ＯＳ）が、いくらかのデータのバックアップ
またはコピーの要求を受け取る。この要求は、次のよう
なロジックに従って処理される。１．バックアップ対象のデータセットのリストを作成す
る。２．データセットが置かれるＤＡＳＤボリューム別にデ
ータセットのリストをソートする。３．どのボリュームがどのＳＣＵに属するかを判定す
る。４．セッションの各ＳＣＵに通知を行ない、すべてのＳ
ＣＵについて一意のセッションＩＤを設定する。５．各ＳＣＵの各ボリュームについて、どのトラックが
ｔ０コピー・セッションの１部であるかを通知する。Ａ．次にＳＣＵがセッションの各ボリュームについてビ
ット・マップを作成する。Ｂ．ビット・マップの中で"０"は、トラックがｔ０コピ
ー・セッションの１部でないことを、"１"は、当該トラ
ックがｔ０コピー・セッションの１部であることを示
す。６．ＣＰＵＯＳが起動プロセスに、"論理的完了"点に
届き、アプリケーションがそのデータを再使用できると
いう指示を返す。

【００４４】ＳＣＵの流れのリスト項目この相には、同時に実行される２つのプロセスが関係す
る。１つはＳＣＵによって、１つはＣＰＵオペレーティ
ング・システムによって実行される。１．更新が行なわれるごとに、その更新が、現時点でｔ
０コピー・セッションをもつボリュームに対するものか
どうかがチェックされる。２．＃１の答えがＮＯなら、更新は正常に終了する。３．＃１の答えがＹＥＳなら、更新が、ｔ０コピー・セ
ッションの１部であるトラックに対するものかどうかを
みるために当該ビット・マップがチェックされる。４．＃３の答えがＮＯなら、更新は正常に終了する。５．＃３の答えがＹＥＳなら、次のステップが取られ
る。Ａ．更新は一時的に保持される。Ｂ．更新されようとしたトラックがＳＣＵキャッシュの
サイドファイル領域にコピーされる。Ｃ．更新の完了が可能になる。Ｄ．当該トラックのビット・マップ・エントリがＯＦＦ
になり、そのトラックがｔ０コピー・セッションの１部
でなくなったことが指示される。これにより後の更新は
影響を受けない。Ｅ．現時点でサイドファイルに格納されているトラック
の数が所定しきい値を超えるかどうかがチェックされ
る。（１）しきい値を超えなければ操作は継続する。（２）しきい値を超えれば、ＣＰＵＯＳは、サイドフ
ァイルを直ちに読み取るべき（空にすべき）とのアテン
ションを認識する。６．ＣＰＵＯＳのｔ０コピー・プロセスからのみ生じ
た（ＤＡＳＤからの）読み取りの結果、次のステップが
取られる。Ａ．要求されたデータ・トラックがＣＰＵＯＳのｔ０
コピー・プロセスに転送される。Ｂ．ビット・マップ内の当該ビットがＯＦＦになり、Ｓ
ＣＵに関する限りトラックがｔ０コピー・セッションの
１部でなくなったことが示される。７．ＳＣＵのすべてのビット・マップ内のすべてのビッ
ト（１つのセッションに属する）がＯＦＦになると、そ
のセッションは当該ＳＣＵについては基本的に完了す
る。

【００４５】ＣＰＵＯＳの流れのリスト項目ＣＰＵＯＳの流れは非同期プロセスと同期プロセスよ
り成る。

【００４６】非同期プロセス１．アテンション（ＳＣＵからＣＰＵＯＳに送られ
る、所定イベントの発生を知らせる"シグナル"）に注目
する。２．ＳＣＵでアテンションが発生した時、ＳＣＵサイド
ファイルからのデータ読み取りを開始し、それが空にな
るまで継続する。３．サイドファイルから読み取られたトラックは各々"
シーケンス外"のトラックであり、出力媒体に置ける状
態になるまでホストの作業ファイルに格納される。４．＃１に戻る。

【００４７】同期プロセスｔ０コピー・プロセスは最初、データ・トラックを所定
順序で読み取る。１．ｔ０コピー・プロセスは、１回のＩ／Ｏ要求でどの
トラックが読み取られるかを判定する。２．ホストの作業ファイルに対して、読み取られるトラ
ックがすでに作業ファイルにあるかどうかという照会が
出される。Ａ．＃２の答えがＮＯなら、トラックはまだ、未変更状
態でＤＡＳＤ装置に存在するとみなされる。Ｂ．＃２の答えがＹＥＳなら、すでに読み取られたトラ
ックの読み取りを避けるために読み取りコマンドが変更
される。すなわちトラックは先に更新されており、元の
トラックはサイドファイルにステージされた後にホスト
の作業ファイルに移されている。３．いくつかのトラックに対してセッション読み取りが
実行される。Ａ．現時点でセッションにはないトラック上でセッショ
ン読み取りが行なわれようとしたことをＳＣＵが示す
と、ＣＰＵＯＳは、トラックがＳＣＵのサイドファイ
ルまたはホストの作業ファイルにあるとみなし、そのト
ラックがそこから復元される。４．＃３で取得されたデータは、＃２Ｂで取得されたデ
ータ・トラックとマージされた後に出力媒体に書き込ま
れる。５．読み取るトラックが残っている場合は＃１へ戻る。６．他の場合、すべてのトラックが読み取られ、出力媒
体に書き込まれた時は、Ａ．関係するすべてのＳＣＵとのセッションを終了す
る。Ｂ．起動プロセスに"物理的完了"シグナルを返す。これ
は、バックアップ対象のデータが実際に出力媒体に書き
込まれたことを示す。

【００４８】拡張本発明については、ＩＢＭＭＶＳオペレーティング・
システムの範囲内で解説したが、一般に入手できる汎用
オペレーティング・システム（ＶＭ、ＯＳ２等）でも同
じように適用できる。またＤＦＤＳＳは、具体的な外部
記憶装置のリソース・マネージャとしているが、本発明
は、普通の技術者が過度の実験を行なわずとも、これと
同等のマネージャで実施できる。

【００４９】

【発明の効果】以上のように本発明によれば外部記憶装
置へのレコードの一貫したバックアップ・コピーを行っ
て同時に、かかるコピーによって生じるＣＰＵアプリケ
ーションの実行の保留時間を大幅に短縮できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】実行中のプロセスやアプリケーションがランダ
ムまたは順次に外部記憶装置のデータにアクセスする従
来の技術に従った代表的な多重処理、マルチプログラミ
ング環境を示す図である。

【図２】従来技術に従ったバッチ・プロセスまたはスト
リーミング・プロセス間のバックアップ・ウィンドウの
タイムラインを示す図である。

【図３】本発明の方法及び装置の結果、バックアップ・
ウィンドウがほぼなくなった状態を示す図である。

【図４】本発明のｔ０バックアップ・コピー法のコンセ
プトの流れ宇を示す図である。

【図５】外部記憶装置の制御の流れ図である。

【図６】ＣＰＵオペレーティング・システム・レベルの
制御の流れ図である。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ＣＰＵを接続する記憶サブシステム上のデ
ータの一貫性をある時点で表わす指定のデータセットの
バックアップ・コピーを取る方法であって、該バックア
ップ・コピーがＣＰＵアプリケーションの実行と並行し
て行なわれ、（ａ）アプリケーションの実行を保留し、
データセットの記憶サブシステムの論理アドレスと物理
アドレスとの同調をとり、その後にアプリケーションの
実行を再開するステップと、（ｂ）上記記憶サブシステ
ム上の上記指定データセットを、スケジュールまたは機
会をベースに物理的にバックアップするために、該デー
タセットを、該記憶サブシステムから上記ＣＰＵへコピ
ーさせ、該ＣＰＵが該データセットを他の記憶サブシス
テム位置に書き込むステップと、（ｃ）上記記憶サブシ
ステムにて、コピーされていない指定データセットに対
してアプリケーションによって開始された更新を処理す
るために、更新内容を一時格納し、該更新によって影響
を受けた該データセットまたはその１部のサイドファイ
ルを書き込み、該更新内容を該記憶サブシステムに書き
込み（ライトスルー）、該サイドファイルを上記ＣＰＵ
にコピーし、ＣＰＵにて該指定データセットを、ステッ
プ（ｂ）のように、同調性によって定義されるバックア
ップ・コピー順序で記憶装置に書き込むステップとを含
むことを特徴とするバックアップ・コピー法。
【請求項２】ＣＰＵに接続する外部記憶装置上のデータ
セットに対して、該データセットがバックアップ・コピ
ーの影響を受ける間、操作の保留を最小限にする方法で
あって、（ａ）所定のデータセット・エクステントを、
上記外部記憶装置上の第１範囲内の位置から第２範囲内
の位置へ、該第２範囲上にバックアップ・コピーが作成
されるようにアトミックにコピーするステップと、
（ｂ）上記第１範囲上の上記所定データセット・エクス
テントの内コピーされていない部分に対する並行更新を
処理するために、（１）上記更新の影響を受けた上記未コピー部分をサイ
ドファイルへ書き込み、（２）上記第１範囲内の位置に対する更新を処理し、（３）上記サイドファイルを通常のバックアップ順序で
上記第２範囲へコピーするステップとを含むことを特徴
とする操作の保留を最小限にする方法。
【請求項３】上記更新が、すでにコピーされた上記デー
タセット・エクステントの部分に影響する場合に、上記
第１範囲の該エクステントに対する更新を例外なく処理
するステップ（ｃ）が含まれることを特徴とする請求項
２記載の方法。
【請求項４】定義された少なくとも１つのアクセス経路
を通して、トラックを持つ周期的記憶装置の外部サブシ
ステムに通信可能に接続されたＣＰＵ上のアプリケーシ
ョンの実行と並行して、データセットのバックアップ・
コピーを管理する方法であって、（ａ）上記ＣＰＵに於
けるアプリケーションの実行を保留し、バックアップ・
コピーのために少なくとも１つのデータセットを指定
し、指定された該データセットのコピーを上記記憶サブ
システムに要求するステップと、（ｂ）上記記憶サブシ
ステムに於いてデータセットと装置トラックの同調を取
り、上記ＣＰＵにバックアップ・コピーの論理的完了を
通知するステップと、（ｃ）上記論理的完了の通知に応
答して、上記ＣＰＵに於いてアプリケーションの実行を
再開するステップと、（ｄ）指定データセットを上記記
憶サブシステムから上記ＣＰＵへ、スケジュールまたは
機会をベースにコピーするステップと、（ｅ）上記記憶
サブシステム内のデータセットに対するアプリケーショ
ンの更新を処理するために、コピーされていない指定デ
ータセットの部分にアドレスされない限り該更新内容を
上記ＣＰＵに書き込み（ライトスルー）、他の場合は、
該更新内容を一時格納し、該指定データセットの未コピ
ー部分のサイドファイルを書き込んだ後に該更新内容を
書き込み（ライトスルー）、該サイドファイルを該ＣＰ
Ｕへコピーするステップと、（ｆ）上記ＣＰＵによって
累積された指定データセット及びサイドファイルを、ス
テップ（ｄ）及び（ｅ）と非同期に、コピー順序で他の
記憶サブシステム位置へ書き込むステップとを含むこと
を特徴とするバックアップ・コピーの管理方法。
【請求項５】データセットとトラックの位置の同調がビ
ット・マップの形で表わされ、該ビット・マップに於い
て、コピーされていない指定データセットに第１ブール
値が割り当てられる一方、未指定のデータセットに第２
ブール値が割り当てられ、指定データセットが、その装
置トラックの内容によって表わされるときに、上記ＣＰ
Ｕにコピーされるごとに、相対するビット・マップ属性
を第１ブール値から第２ブール値に変更するステップが
実行されることを特徴とする請求項４記載の方法。
【請求項６】指定データセット及びサイドファイルのす
べてが上記他の記憶サブシステム位置に書き込まれた時
にのみバックアップ・コピーの物理的完了が通知される
ステップ（ｇ）を含むことを特徴とする請求項４記載の
方法。
【請求項７】サイドファイルが、上記記憶サブシステム
にて累積され、しきい値番号が生じた時にのみ上記ＣＰ
Ｕにコピーされるようにステップ（ｅ）を変更できるこ
とを特徴とする請求項４記載の方法。
【請求項８】ＣＰＵを接続し、トラックを持つ周期的記
憶装置の外部サブシステムに於ける位置からデータセッ
トまたはその部分を参照する該ＣＰＵより成るシステム
に於いて、（ａ）所定のデータセット・エクステント
を、上記外部記憶サブシステム上の第１範囲内の位置か
ら第２範囲内の位置へアトミックにコピーする（バック
アップ・コピー）手段と、（ｂ）上記第１範囲上に位置
する上記所定のデータセット・エクステントのうち未コ
ピー部分に対する並行更新を処理するために、（１）更新の影響を受ける上記未コピー部分をサイドフ
ァイルに書き込み、（２）上記第１範囲の位置に対する更新を処理し、（３）上記サイドファイルを通常のバックアップ・コピ
ー順序で上記第２範囲へコピーする手段とを含む装置。