JPH0628043B2 - データ・ベース・システムの動作を回復する方法 - Google Patents

データ・ベース・システムの動作を回復する方法

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JPH0628043B2
JPH0628043B2 JP62017469A JP1746987A JPH0628043B2 JP H0628043 B2 JPH0628043 B2 JP H0628043B2 JP 62017469 A JP62017469 A JP 62017469A JP 1746987 A JP1746987 A JP 1746987A JP H0628043 B2 JPH0628043 B2 JP H0628043B2
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Description

【発明の詳細な説明】 Ａ．産業上の利用分野 この発明はトランザクシヨン向きデータ・ベース・シス
テムに関するものであり、詳細にいえば、故障または中
断が発生した際のシステムの活動を調整するＬＯＡＤユ
ーテイリテイおよび回復管理装置を有するシステムに関
するものである。
Ｂ．従来技術 Ｃ．Ｊ．デート（Ｃ．Ｊ．Data）、「データベース・シ
ステム入門(An Introduction to Database Systems)」Vo
1.2、アデイソン・ウエズレイ・パブリツシング・コン
パニー(Addison Wesley Publishing Co.)、著作権１９
８３年の第１章で指摘されているように、データ・ベー
ス・システムの目的はトランザクシヨンを遂行すること
である。この場合、トランザクシヨンとは仕事の単位を
表わすものである。これは特別なＢＥＧＩＮ ＴＲＡＮ
ＳＡＣＴＩＯＮ操作から始まり、ＣＯＭＭＩＴ操作また
はＲＯＬＬＢＡＣＫ操作で終了する適用業務が指定する
一連の操作を実行することからなつている。ＣＯＭＭＩ
Ｔは仕事の単位が適切に完了したことを示すために使わ
れるものであり、ＲＯＬＬＢＡＣＫは何らかの例外的な
状態のため、仕事の単位が適切に完了しなかつたことを
示すために使われるものでるある。トランザクシヨン向
きのシステムの場合、ある口座から他の口座への振替な
どのトランザクシヨンは、単一の単元的(atomic)操作で
ある。このトランザクシヨンは成功するか、失敗するか
のいずれかである。失敗した場合、何も変わつてはなら
ない。すなわち、トランザクシヨンが行なわれなかつた
かのような、結果とならなければならない。
トランザクシヨン向きシステムは通常、回復管理装置を
含んでいる。回復管理装置とは、トランザクシヨンの単
元性を維持し、システム動作を再確立することを専門と
するサブシステム要素である。起こつたことを情報状態
を１００％忠実に再確立するためには、すべての事象の
ロギングが生じる。ログ全体は直接アクセスの現在活動
しているオンライン部分と、保存的(archival)記憶機構
に入つている任意の数の以前の部分とで構成されてい
る。
多くの事象で、システムを停止させ、したがつてその後
システムを再スタートさせなければならなくなることが
ある。このとき、主記憶装置と揮発性バツフアの内容は
失われるが、不揮発性媒体に入つているデータ・ベース
は通常損害をこうむらない。障害が発生した時点で進行
していたトランザクシヨンをロールバツクしなければな
らないのは、トランザクシヨンが完了していないからで
ある。どのトランザクシヨンをロールバックするかを識
別するためには、ログ全体を始めから探索しなければな
らない。このことはＢＥＧＩＮ ＴＲＡＮＳＡＣＴＩＯ
Ｎレコードを有しているが、ＣＯＭＭＩＴその他の基本
単位(primitive)などの終了レコードのないトランザク
シヨンに注目すれば明らかであろう。これを避けるた
め、従来技術ではチエツクポイント法を利用している。
このことは処理中のトランザクシヨンを表わす揮発性メ
モリの内容を活動ログに複写することを意味する。実際
には、チエツクポイント自体を構成する情報はレコード
からなつており、かつログ・データ・セットに書き込ま
れ、またそのアドレスも不揮発性記憶機構のＲＥＳＴＡ
ＲＴフアイルに適正に書き留められる。各チエツクポイ
ント・レコードは、チエツクポイントに時点で活動して
いるすべてのトランザクシヨンのリストを含んでいる。
それ故、システムの再スタート時に、回復管理装置はＲ
ＥＳＴＡＲＴフアイルから、最も新しいチエツクポイン
ト・レコードのアドレスを得ることができる。回復管理
装置は次いで、チエツクポイント・レコードをログに入
れ、その点から終りまでログの探索を進める。この処理
の結果として、回復管理装置はＲＯＬＬＢＡＣＫを実施
するために取り消さなければならないトランザクシヨン
と、データ・ベースを正しい状態に復元するため、ＣＯ
ＭＭＩＴを実施するのに再度行なわなければならないト
ランザクシヨンの両方を決定できるようになる。これを
満たすため、回復管理装置は２つのリスト、すなわちＵ
ＮＤＯリストとＲＥＤＯリストから始まる。ＵＮＤＯリ
ストは当初、チエツクポイント・レコードに挙げられた
すべてのトランザクシヨンを含んでいる。これとは対照
的に、ＲＥＤＯリストは最初は空である。回復管理装置
はチエツクポイント・レコードから前方へログの探索を
開始する。所定のトランザクシヨンに対するＢＥＧＩＮ
ＴＲＡＮＳＡＣＴＩＯＮレコードを発見すると、回復
管理装置はこのトランザクシヨンをＵＮＤＯリストに追
加する。所定のトランザクシヨンに対するＣＯＭＭＩＴ
レコードを発見すると、このトランザクシヨンをＵＮＤ
ＯリストからＲＥＤＯリストへ移す。回復管理装置がロ
グの終りに到達すると、ＵＮＤＯリストとＲＥＤＯリス
トは、取り消さなければならないトランザクシヨンと再
度行なわなければならないトランザクシヨンのそれぞれ
を識別する。次に、回復管理装置はログを前方へ進み、
ＲＥＤＯリストのトランザクシヨンを再度行なう。最後
に、回復管理装置はログ内を逆行して、ＵＮＤＯリスト
のトランザクシヨンを取り消す。この処理が完了するま
で、新規の作業をシステムは受け入れることができな
い。
データ・ベースへの変更の書込、およびこの変更を表わ
すログ・レコードの書込は、２つの異なる動作である。
これら２つの動作の間に、故障が発生する可能性があ
る。安全度を高めるため、ログ・レコードは常に最初に
書き込まれる。これを「ログ書込優先プロトコル」とい
う。すなわち、対応するログ・レコードの少なくともＵ
ＮＤＯ部分が物理的ログに書き込まれるまで、トランザ
クシヨンはレコードを物理的データ・ベースに書き込む
ことはできず、また同様にトランザクシヨンに対するす
べてのログ・レコードのＲＥＣＯ部分とＵＮＤＯ部分の
両方が物理的ログに書き込まれるまで、トランザクシヨ
ンはＣＯＭＭＩＴ処理を完了することができない。
上述の型式のトランザクシヨン向きデータ・ベース・シ
ステムにおいては、中断が発生した場合、回復機能の助
けを借りて、データ・ベースに対するすべての変更がロ
グに書き込まれる。前述のように、各トランザクシヨン
はＢＥＧＩＮ、ＣＯＭＭＩＴまたはＲＯＬＬＢＡＣＫと
いうプリミテイブを利用して、トランザクシヨンの範囲
を定めている。この場合、ＲＥＤＯは常にトランザクシ
ヨンを最も新しいＣＯＭＭＩＴポイントへ戻すものであ
る。これに対し、ＵＮＤＯは常にトランザクシヨンをト
ランザクシヨンのＢＥＧＩＮポイントへ戻すものであ
る。トランザクシヨン・システムのログの書込と利用の
操作の例としては、下記のものが挙げられる。
(a)ガウリツク(Gawlick et al)米国特許第４５０７７５
１号「ログ書込優先データ・セツトを用いてジヤーナル
・データのロギングを行なう方法および装置(Method an
d Apparatus for Logging Journal Data Using a Log W
rite Ahead Date Set)」１９８５年３月２６日発行。
(b)パラダイン他(Paradine et al)米国特許第４１５９
５１７号「データ処理装置用ジヤーナル・バツク・アツ
プ記憶抑制装置(Journal Back-up Storage Control for
a Data Processing System)」１９７９年６月２６日発
行。
(c)ベーカー他(Baker et al)米国特許第４４９８１４５
号「データベース・システムにおける複数行更新操作の
原子性を確保する方法および装置(Method and Apparatu
s for Assurig Atomicity of Multirow Update Operati
on in a Database Systm)」１９８５年２月５日発行。
上記米国特昨第４５０７７５１号、第４１５９５１７号
および第４４９８１４５号はそれぞれ、(a)レコードの
更新前にログへの書込を行なうこと、(b)ログへのバツ
フアのダンピング、および(c)複数行の原子更新を確保
するためハード・ログおよびソフト・ログへ同時に書き
込むことを記載している。詳細にいえば、上記米国特許
の方法はすべて、トランザクシヨンのＣＯＭＭＩＴポイ
ントによつて歩調が合わされる、あるいは決定されるデ
ータのローデイングを含む、データの移動に関するもの
である。
リレーシヨナル・データ・ベース型式のトランザクシヨ
ン向きシステムの場合、順次データ・セツトを関係テー
ブルベースに移動させるのは、ＬＯＡＤソフトウエア・
ユーテイリテイである。
中断が発生した場合、ログ書込のオーバーヘツドを避け
るため最初から再スタートするか、あるいは最後のＣＯ
ＭＭＩＴポイント（すなわち、最後のトランザクシヨン
の終了点）から再スタートし、上記のログ書込を行なう
かのいずれかを行なわなければならないのも、ＬＯＡＤ
ユーテイリテイである。
Ｃ．発明が解決しようとする問題点 この発明の目的はトランザクシヨン向きシステムにおい
て、長い時間がかかり、障害に対する許容範囲の広い動
作を再スタートする際に関与する工程の数を最小とする
方法を提供することにある。これに関連する目的は、こ
の方法が再スタート可能なＬＯＡＤユーテイリテイを、
動作上望ましくない特性を生起することなく中間のＣＯ
ＭＭＩＴポイントから特に利用できるようにすることで
ある。
Ｄ．問題点を解決するための手段 上述の目的は、中断が生じた場合に、回復機能の助けを
借りてデータ・ベースに対するすべての変更を、通常は
ログに書き込むトランザクシヨン向き関係データ・ベー
ス・システムで再スタート可能なＬＯＡＤ操作を実行す
ることによつて達成される。
このシステムにおいて、各トランザクシヨンはＢＥＧＩ
Ｎ、ＣＯＭＭＩＴまたはＲＯＬＬＢＡＣＫという基本単
位を利用して、トランザクシヨンの範囲を定める。ＲＥ
ＤＯ操作は常にトランザクシヨンを最も新しいＣＯＭＭ
ＩＴポイントへ戻すものである。これに対し、ＵＮＤＯ
操作は常にトランザクシヨンをトランザクシヨンのＢＥ
ＧＩＮポイントへ戻すものである。システムは順次入力
データ・セツトを収めた第１アドレス空間と、関係テー
ブルスペースを収めた第２アドレス空間を含んでいる。
ＬＯＡＤ操作は一連の重なり合わないトランザクシヨン
によつて、データ・セツトを第１アドレス空間から第２
アドレス空間へ移動させる。この場合、ＬＯＡＤ操作は
ロードされるデータ・セツトに対するログで、事前イメ
ージも事後イメージも用いない。複数個のアドレス空間
を上で述べたが、これらは必ずしも限定的なものではな
い。
この発明の方法は、(a)所定量のデータ・セツトをテー
ブルスペースの最後へ反復して転送し、データ・セツト
内での現在位置を記録し、かつテーブルスペース内で他
の終了位置を確立し、データ・セツトがなくなるか、あ
るいは進行中のトランザクシヨンが中断されるまで、反
復転送を継続し、(b)トランザクシヨンが中断された場
合に、ログからテーブルスペースの事前および事後のイ
メージによらないでＲＥＤＯおよびＵＮＤＯをエミユレ
ートすることよつて、最後のＣＯＭＭＩＴポイントから
ＬＯＡＤ操作を再スタートさせるという工程からなるも
のである。
Ｅ．実施例 従来技術に係る第３図にはトランザクシヨンの範囲を定
めるさまざまな型式の基本単位（ＢＥＧＩＮ、ＣＯＭＭ
ＩＴ、ＲＯＬＬＢＡＣＫ）のタイムラインが示されてい
る。これにおいては、トランザクシヨンをネストできな
いことがわかる。トランザクシヨンがＢＥＧＩＮプリミ
テイブで始まり、ＣＯＭＭＩＴプリミテイブで終わるこ
とに留意されたい。トランザクシヨンが失われたり、部
分的に行なわれたり、あるいは２回以上行なわれること
は絶対にない。トランザクシヨンの遂行と、中断が生じ
た場合の回復の両方を確実に行なうために、トランザク
シヨン向きデータ・ベース・システムは回復管理装置を
含んでいる。回復管理装置は外部からの要求に応じてト
ランザクシヨンを開始し、データ管理装置およびバツフ
ア管理装置へのサービス・コールによつて必要なアクセ
ス経路を開き、トランザクシヨンの要素が進行するのに
応じて、ログ管理装置へのサービス・コールによつて、
ロギングを維持し、適切なＣＯＭＭＩＴポイントでトラ
ンザクシヨンを終了する。トランザクシヨンの処理が中
断された場合にも、回復装置が呼び出される。
やはり従来技術に係る第４図には、チエツクポイント時
間Ｔｃとシステム故障時間Ｔｆに関するトランザクシヨ
ンのタイムラインＴ１−Ｔ５が示されている。システム
故障が時間Ｔｆで発生したこと、および時間Ｔｆ以前の
最も新しいチエツクポイントが時間Ｔｃで取られたこと
がわかる。型式Ｔ１のトランザクシヨンが時間Ｔｃより
も前に完了していることに、留意されたい。型式Ｔ２の
トランザクシヨンは時間Ｔｃよりも前に始まり、時間Ｔ
ｃの後で、時間Ｔｆの前に完了している。また、型式Ｔ
４のトランザクシヨンは時間Ｔｃの後で始まり、型式Ｔ
２のトランザクシヨンと同様、時間Ｔｃの後で、時間Ｔ
ｆの前に完了しており、ＲＥＤＯの対象となつている。
これとは対照的に、型式Ｔ３およびＴ５のトランザクシ
ヨンは、ＵＮＤＯの対象となつている。Ｔ３およびＴ５
は両方とも時間Ｔｆにおけるシステム故障よりも前には
完了していない。
上述したように、ソフトウエアＬＯＡＤユーテイリテイ
は順次データ・セツトを、第１アドレス空間から関係テ
ーブル・スペースに移動させる。ＬＯＡＤユーテイリテ
イが多量のデータを処理することは、珍しいことではな
い。これにはかなり長い時間を要する。この期間中に、
ＬＯＡＤ操作が完了する前に中断された場合、ＬＯＡＤ
操作全体を始めから再スタートしなければならないの
は、ユーザの見地から満足できるものではない。
ソフトウエアＬＯＡＤユーテイリテイを含んでいる従来
技術の解決策のひとつは、バツフアに入つているデータ
の所定のブロツクの各々の処理の終了後に、ＬＯＡＤユ
ーテイリテイが内部ＣＯＭＭＩＴポイントを出すことを
可能とするものである。このことはロードされたレコー
ドのコピーをログに書き込むことによつて、再スタート
を最後の内部ＣＯＭＭＩＴポイントから行なう機能を保
証するものである。ログの活動部分が有限のデータ・セ
ツトなのであるから、このことは実行中にログを強制的
に保管することがしばしばある。一方、このようなこと
を避けなければならないのであれば、ログ書込操作を負
担することに対する唯一の代替策は、始めから再スター
トすることであつた。詳細については、下記のＩＢＭ刊
行物を参照されたい。
(1)ＶＭ／ＳＰに関するＳＱＬ／データ・システムの概
要と機能、ＧＨ２４−５０５６(SQL/Data Systm Concep
ts and Facilities for VM/SP,CH24-5056) (2)ＶＭ／ＳＰに関するＳＱＬ／データ・システムの計
画と管理、ＳＨ２４−５０４３（ＳＱＬ／Data System
Planning and Administration forＶＭ／ＳＰ，ＳＨ２
４−５０４３） (3)ＶＭ／ＳＰに関するＳＱＬ／データ・システムのデ
ータ・ベース・サービス・ユーテイリテイ、ＳＨ２４−
５０６９（ＳＱＬ／Data System Data Base Services U
tility forＶＭ／ＳＰ，ＳＨ２４−５０６９） この発明の目的を満たすには、この発明の方法はデータ
・レコードでログを溢れさせずに、中間のＣＯＭＭＩＴ
ポイントから再スタートするものでなければならない。
このことは最小量の情報だけをログし、移動させなけれ
ばならないデータ・セツト内の部分と、ロードしなけれ
ばならないテーブルスペース内の部分とを記録すること
によつて達成される。
第１表にはＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出し用のＪＣＬ
と構文が示されており、第２表にはＬＯＡＤ ＬＯＧ
（ＮＯ）呼出しの再スタート用のＪＣＬと構文が示され
ている。ＪＣＬとはジヨブ制御言語(Job Control Langu
age)の頭字語である。ＪＣＬは、ＩＢＭ３７０などの大
型システムで使われる言語機能であつて、(a)実行しな
ければならない一連のプログラムに名前をつる、(b)実
行機械パラメータを定義し、(c)プログラムに優先順位
を設定し、データ・セツトを特定のシステム機能と関連
づけるものである。ＬＯＡＤ ＬＯＧコマンドには「ｙ
ｅｓ」または「ｎｏ」のいずれかを指定できる。「ｎ
ｏ」を指定した場合、ＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）を実行
するとこによつて、ロードされたデータを含むＲＥＤＯ
またはＵＮＤＯレコードがログに書き込まれることはな
い。しかしながら、このコマンドは各ＣＯＭＭＩＴポイ
ントにおいて、最小量の情報をログに記録する。この情
報は移動すべきデータ・セツト内、ワーク・データ・セ
ツト内、およびＣＯＭＭＩＴが出された時点でロードさ
れるテーブルスペース内のユーテイリテイの位置を識別
するものである。この情報によつて、ＬＯＡＤ ＬＯＧ
（ＮＯ）呼出しが再スタート時にこれらのオブジエクト
の内部で一致するように、呼出し自体を再配置すること
が可能となる。
ＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出しには、再スタート処理
中にテーブルスペースの状態を再構成するＲＥＤＯログ
がない。さらに、コミツトされたテーブルスペースのペ
ージが書き込まれてから、ユーテイリテイ再スタート処
理が開始されるという保証はない。したがつて、ＬＯＡ
Ｄ呼出し自体が更新されたすべてのテーブルスペースの
ページが書き込まれてから、２段階ＣＯＭＭＩＴ操作の
終了段階（第II段階）になることを、保証しなければな
らない。なお、２段階ＣＯＭＭＩＴの最初の段階は、シ
ステムがトランザクシヨンを含むすべてのログ・レコー
ドをログへ送らなければならないことを意味する。トラ
ンザクシヨンに複数の関係者がいた場合には、関係者の
それぞれが対応する要素に対して、事態を示さなければ
ならない。第II段階において、調整機能がトランザクシ
ヨンの関係者全員に対してＣＯＭＭＩＴを連絡し、処理
を完了するようにしなければならない。これが発生する
のは、関係者全員が同じ完了状態になつたときだけであ
る。それ以外の場合には、トランザクシヨンを関係者全
員が放棄する。
上述のように、ＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出しはＣＯ
ＭＭＩＴの第II段階以前に、すべての更新されたテーブ
ルスペースのページが書き込まれることを保証しなけれ
ばならない。このことはＣＯＭＭＩＴの第１段階中に、
同期強制書込操作をバツフア管理装置に要求することに
よつて、達成される。これは特定のテーブルスペースに
まだ書き込まれていない、すべての更新されたシステム
・ページの同期書込を開始させる。
再スタート処理中にテーブルスペースの状態を、ＬＯＡ
Ｄ ＬＯＧ（ＮＯ）を呼出しが再構成することを可能と
するＵＮＤＯログを、この呼出しが有していないものと
想定する。また、書込が済んでいるがコミツトされてい
ない更新されたシステム・ページが、このユーテイリテ
イの再スタートの開始時にテーブルスペースに存在する
ものとする。再スタートされたＬＯＡＤ ＬＯＧ（Ｎ
Ｏ）呼出しによつて、関連するレコードが再度ロードさ
れるのであるから、ＬＯＡＤユーテイリテイ自体はこの
場合も、他の更新されたページが最後のＣＯＭＭＩＴポ
イントからの再スタート前に、テーブルスペースから移
動されるということを保証しなければならない。ユーテ
イリテイは再度データ管理装置を参照し、コミツトされ
ていないデータをテーブルスペースから取り除くＬＯＡ
Ｄプロトコルを開始させることができる。この呼出しは
データ管理装置に、最後のＣＯＭＭＩＴポイントにおけ
るテーブルスペース内の位置を与える。データ管理装置
は次いで、あらゆる無関係なデータを消去し、それ故、
テーブルスペース・ページ制御情報がテーブルスペース
の内容と合致していることを保証できる。この時点で、
ＬＯＡＤユーテイリテイは最後のＣＯＭＭＩＴポイント
から再スタートできるようになる。
データ管理装置のプロトコルによつて、ＬＯＡＤ ＬＯ
Ｇ（ＮＯ）呼出しが、(a)テーブルスペース内の最後の
レコードの位置を要求するか、あるいは、(b)テーブル
スペース内のある点から先のすべてのレコードを削除
し、かつテーブルスペース内の最後のレコードの位置を
含めたテーブルスペース・ページ制御情報をこれに応じ
て、更新することを要求できるようになる。
バツフア管理装置のプロトコルは、ＬＯＡＤ ＬＯＧ
（ＮＯ）呼出しがこの呼出しが専用のロツクを保持して
いるテーブルスペースに対して、バツフアの強制書込を
行なえるようにする。
テーブルスペースに対してバツフアを強制書込すること
は、既知の量のテーブルスペース・データがデイスクに
書き込まれたことを保証するものである。ＬＯＡＤ Ｌ
ＯＧ（ＮＯ）はこのプロトコルを使つて、最後のＣＯＭ
ＭＩＴポイントからの再スタートの要求前に、最後のＣ
ＯＭＭＩＴポイントで再スタートするのに必要な最小量
のデータが必ずデイスクに書き込まれることを、確実と
する。
ＬＯＡＤ呼出しは２つのアドレス空間、すなわち適用業
務アドレス空間と、拡張データ・ベース管理機能（ＡＤ
ＭＦ）アドレス空間という関係データ・ベース・アドレ
ス空間で実行される。ＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出し
に対する各アドレス空間内の基本的な流れは、次のとお
りである。
適用業務アドレス空間 −ＡＤＭＦロード・ユーテイリテイ・モジユール（ＤＳ
ＮＵＲＷＩＴ）がＡＤＭＦアドレス空間初期化処理を行
なうよう要求する。
−入力データ・セツト内のすべての未処理レコードが処
理されるまで、処理を行なう。
適用業務アドレス空間に入力データ・セツトからの未処
理レコードを入れる。
ＡＤＦロードユーテイリテイ・モジユール（ＤＳＮＵＲ
ＷＢＦ）が適用業務アドレス空間バツフアからの入力デ
ータ・レコードを、ロードされるテーブルスペースにロ
ードするよう要求する。
最後のＣＯＭＭＩＴ以降に処理された適用業務アドレス
空間バツフアの数が、内部限界値を超えているか、また
は入力データ・セツト全体が処理されている場合には、 入力データ・セツトをワーク・データ・セツトを同期さ
せる。
ＡＤＭＦバツフア管理装置モジユール（ＤＳＮＢＷＦＯ
Ｒ）がＡＤＭＦバツフアを、デイスクにロードされるテ
ーブルスペースに対して強制書込するよう要求する。
ロードされるテーブルスペース内の現在位置に関する情
報（ＵＳＲＡに含まれている）を、ＡＤＭＦアドレス空
間から適用業務空間へ転送する。
入力データ・セツト内の未処理レコードの現在位置、ロ
ードされるテーブルスペース内の現在位置、およびワー
キ・データ・セツト内の現在位置に関する情報をＬＯＧ
する。
最後のＣＯＭＭＩＴ以降、または処理のスタート以降
に、ロードされるテーブルスペースに行なわれた変更を
ＣＯＭＭＩＴする。
−ＡＤＭＦロード・ユーテイリテイ・モジユール（ＤＳ
ＮＵＲＷＩＴ）がＡＤＭＦアドレス空間終了処理を行な
うよう要求する。
ＡＤＭＦアドレス空間 ＤＳＮＵＲＷＩＴ −初期化処理が要求された場合 ＬＯＡＤユーテイリテイ処理用にＡＤＭＦアドレス空間
制御ブロツク（ＵＲＴＳという制御ブロツクを含む）を
初期化する。
ＬＯＧ（ＮＯ）処理用にバツフア管理装置制御ブロツ
ク、データ管理装置制御ブロツク、および内部標識を初
期化する。
データ管理装置を呼び出して（ＤＳＮＩＳＬＯＤ）、ロ
ードされるテーブルスペース内の最後のレコードに置
き、内部位置情報を戻す。
内部位置情報をＵＲＴＳに記録する。
位置情報制御ブロツク（ＵＣＲＡとも呼ばれる）を割り
振る。
再スタートされた呼出しでない場合 内部位置情報をＵＲＴＳからＵＣＲＡにコピーする。
再スタートされた呼出しの場合 ロードされるテーブルスペースに対する最後のＬＯＡＤ
呼出しの際にログされた情報から、内部位置情報をＵＣ
ＲＡに復元する。
ロードされるテーブルスペース内の内部位置情報を、Ｕ
ＣＲＡからＵＲＴＳにコピーし、データ管理装置が次の
データ管理装置スタート・ロード（ＤＳＮＩＳＬＯＤ）
呼出しで行なう必要のある再配置に備える。
−終了処理が要求されている場合 バツフア管理装置を呼び出して（ＤＳＮＩＣＬＰＳ）、
ロードされるテーブルスペースを強制クローズする。こ
れにはそれまで書き込まれていないバツフアの強制書込
が含まれる。
ＤＳＮＵＲＷＢＦ −ロードされる入力データ・レコードを含んでいる適用
業務アドレス空間を、ＡＤＭＦアドレス空間に移動す
る。
−データ管理装置を呼び出して（ＤＳＮＩＳＬＯＤ）、
ロードされるデーブルスペース内の、データ管理装置が
扱う必要のある再配置を含むスタート・ロード処理を行
なう。
−ＡＤＭＦアドレス空間バツフアの入力データ・レコー
ドが処理待ちとなつている間に、次のことを行なう。
データ管理装置を呼び出して（ＤＳＮＩＬＯＡＤ）、Ｕ
ＮＤＯまたはＲＥＤＯレコードを入力データ・レコード
用のＬＯＧに書き込まずに、次の入力データ・レコード
をロードされるテーブルスペースにロードし、かつロー
ドされるテーブルスペース内の現在位置に関する情報
を、ＵＲＴＳに記録する。
−ロードされるテーブルスペース内の現在位置に関する
情報を、ＵＲＴＳからＵＣＲＡにコピーする。
−データ管理装置を呼び出して（ＤＳＮＩＥＮＤＬ）、
テーブルスペース・ページ制御情報を更新を含むエンド
・ロード処理を行なつて、ＣＯＭＭＩＴに備える。
本発明の方法の適用例 ＬＯＡＤユーテイリテイの呼出し 従業員に関する情報をＥＭＰＬＯＹＥＥテーブルにロー
ドするＬＯＡＤユーテイリテイの呼出しを考察する。
入力データ・セツトがそれぞれの長さが１００バイト
の、１，０００，０００個の固定長の従業員レコードか
らなつており、かつ各サコードが従業員の名前、住所、
役職、部門番号、および作業場所と共に独自の従業員番
号を含んでいるものと仮定する。
さらに、適用業務アドレス空間バツフアとＡＤＭＦアド
レス空間バツフアの大きさが３２Ｋバイトであり、かつ
ＣＯＭＭＩＴの内部限界値が１００であると仮定する。
また、テーブルスペース・ページの大きさが４Ｋバイト
であると仮定する。
最後に、ＥＭＰＬＯＹＥＥテーブルが他のテーブルと同
じテーブルスペースに常駐しており、かつＥＭＰＬＯＹ
ＥＥテーブルと他のテーブルがＬＯＡＤユーテイリテイ
呼出しの実行前に、それぞれ２１５２行と２１２行を含
んでいるものと仮定する。
表１はこのタスクを行なうＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼
出しのＪＣＬと構文を示すものである。ＳＹＳＩＮ Ｄ
Ｄステートメント・ストリームがＬＯＡＤユーテイリテ
イ呼出しを定義し、ＳＹＳＲＥＣ ＤＤステートメント
が入力データ・セツトを定義し、かつＳＹＳＵＴ１ Ｄ
Ｄステートメントが索引を構築するために後で使われる
ワーク・データ・セツトを定義していることに留意され
たい。
バツフアの使用量とＣＯＭＭＩＴの頻度 適用業務アドレス空間バツフアとＡＤＭＦアドレス空間
バツフアは、データ・レコードと制御長さ情報の両方を
含んでいる。バツフア長さ制御情報はバツフアあたり４
バイトを取り、レコート長さ制御情報はレコードあたり
４バイトを取る。したがつて、３２Ｋバイトの適用業務
アドレス空間バツフアを充填するたびに、３１５のレコ
ードが入力データ・セツトから適用業務アドレス空間の
メモリへ転送されるが、これは制御情報が１２６４バイ
トてを取るからである。
したがつて、ＬＯＡＤユーテイリテイ呼出しは３２Ｋバ
イトの適用業務アドレス空間バツフアを３１７５回充填
する。呼出しが１００の適用業務アドレス空間バツフア
ごとにコミツトするのであるから、ＬＯＡＤユーテイリ
テイ呼出しは３２のトランザクシヨンで構成されてい
る。それ故、中断後の、内部ＣＯＭＭＩＴポイントから
のＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出しの再スタートは論理
的には、３２のトランザクシヨンのひとつの始めから行
なわれる。
チエツクポイント情報およびログの使用 ＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出しとＬＯＡＤ ＬＯＧ
（ＹＥＳ）呼出しは両方とも、入力データ・セツト内の
未処理レコードの現在位置、ロードされるテーブルスペ
ース内の現在位置、および、ひとつまたはそれ以上のワ
ーク・データ・セツト内の現在位置に関する情報をログ
する。ログ・レコード制御情報とチエツクポイント制御
情報には、５２バイトが必要である。テーブルスペース
内の現在位置を記録するのには、２４バイトが必要であ
る。入力データ・セツト内の位置またはワーク・データ
・セツト内の位置を記録するのには、アクセス方法サー
ビス・バツフアあたり７６バイトが必要である。位置情
報をログするのに必要なログ・レコードあたりのログ空
間は、ＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出しおよびＬＯＡＤ
ＬＯＧ（ＹＥＳ）呼出しのものと同様である。しかし
ながら、ＬＯＧ（ＮＯ）呼出しが位置情報を記録するた
めにログ・レコードを書き込む頻度は、ＬＯＧ（ＹＥ
Ｓ）呼出しの１０分の１程度である。
ＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出しはロードされるレコー
ドに関するログに対して、ＲＥＤＯまたはＵＮＤＯレコ
ードの書込を行なわない。このことは大量のデータをロ
ードするＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出しに対するログ
の使用量を大幅に削減するものである。表１のＬＯＡＤ
ＬＯＧ（ＮＯ）呼出しと同じタスクを行なうＬＯＡＤ
ＬＯＧ（ＹＥＳ）呼出しは、テーブルスペースに書き
込まれた各ページに、ログ・レコードを書き込む。４０
の入力データ・セツトが１ページに入つているのである
から、１，０００，０００のレコードをロードすると、
約２５，０００ページにロードすることになる。各ログ
・レコードが制御情報ならびにページのイメージ用に４
０バイトを必要とするのであるから、ＬＯＡＤ ＬＯＧ
（ＹＥＳ）呼出しは付加的な約１０３，４００，０００
バイトのログを消費することになる。
ＬＯＡＤユーテイリテイの実行 表１のＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出しを実行するため
初期化処理は、ＵＲＴＳおよびＵＣＲＡを含む、必要な
制御ブロツクと構造を獲得して、初期化する。初期化処
理はロードの開始位置を、テーブルスペースに存在する
２３６４のレコード以降の最初の自由位置として確立す
ることも行なう。初期化処理はこの最初の位置を、ＵＲ
ＴＳおよびＵＣＲＡ両方の内部に記録する。
ＬＯＡＤユーテイリテイは次いで、最初の３１５のレコ
ードを入力データ・セツトから提供業務アドレス空間バ
ツフアに転送する。テーブルペース内での再配置が必要
ないのであるから、レコードのローデイングはＵＲＴＳ
およびＵＣＲＡ内に記録されている位置から始まる。Ｌ
ＯＡＤレコード処理は各連続レコードを、最後にロード
されたレコードの直後のテーブルスペースに入れ、ＵＲ
ＴＳ内の現在位置を記録する。適用業務アドレス空間バ
ツフアに対するロード・レコード処理が完了すると、ロ
ード処理はロードされるテーブルスペース内の現在のレ
コード位置を、ＵＲＴＳからＵＣＲＡにコピーする。
ＬＯＡＤユーテイリテイは同様な態様で、入力データ・
セツト内の次の３１，１８５のレコードへ進む。このユ
ーテイリテイは入力データ・セツトから３１５のレコー
ドを、反復して適用業務アドレス空間バツフアへ転送
し、最初のバツフアを処理したのと同様にして、このバ
ツフアの内容を処理する。
１００番目のバツフアに対するロード・レコード処理が
完了すると、ロード処理は最初のコミツトの準備をす
る。ＣＯＭＭＩＴの準備はＡＤＭＦバツフアをデイスク
へ強制書込すること、および位置情報をログすることか
らなつている。最も最近ロードされた３１，５００のレ
コードのうち任意のものを含んでおり、かつまだ書き込
まれていない、すべてのＡＤＭＦバツフアを強制書込す
ることで、準備は始まる。ロード処理が次いで、位置情
報を収集する。この処理はテーブルスペース内のその現
在位置を、３３，８６４番目のレコードにあるものとし
て、入力データ・セツト内のその現在位置を、３１，５
００番目のレコードにあるものとして記録し、かつワー
ク・データ・セツト内の対応する位置を記録する。ワー
ク・データ・セツト内の位置は、ＥＭＰＬＯＹＥＥテー
ブルに定義された索引の数、および索引のキーのバイト
数によつて決定される。現在位置情報をログしたのち、
ロードは最も最近ロードされた３１，５００のレコード
をコミツトする。
ロード処理は継続され、最後の適用業務アドレス空間バ
ツフアをロードし、最後のＣＯＭＭＩＴを出すまで、３
１，５００のレコードの各々のローデイングが終わつて
から、コミツトされる。
中断および再スタート処理の例 ＬＯＡＤユーテイリテイが６３６，３４８番目のレコー
ドをロードしたときに、このユーテイリテイの中断が生
じたものと仮定する。この点で、ＬＯＡＤユーテイリテ
イは２０２１番目の適用業務アドレス空間バツフアの４
８番目のレコードをロードしている。テーブルスペース
内の現在位置は６３８，７１２番目のレコードにある。
入力データ・セツト内の現在位置は６３６，６１５番目
のレコードまたはその以降のレコードにある。ワーク・
データ・セツト内の位置はＥＭＰＬＯＹＥＥテーブルで
定義した索引の数、索引のキーのバイト数、および中断
の発生するまでに、２０２０のバツフアのロードが無事
完了したということによつて、決定される。第１図は中
断が発生するまでの、ＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出し
の実行を示すものである。
表２はＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出しを、内部ＣＯＭ
ＭＩＴポイントから再スタートする場合の、ＪＣＬと構
文を示すものである。最初のＪＣＬおよび構文との唯一
の違いが、ＥＸＥＣ ＪＣＬステートメントにＲＥＳＴ
ＡＲＴパラネメータを追加したことであることに、留意
されたい。
再スタート・ロード・レコード処理は２００１番目の適
用業務アドレス空間バツフアの始めからテーブルスペー
スへの、レコードのローデイングを開始する。この態様
で再スタートを行なうため、初期化処理は内部処理状態
が２０番目のＣＯＭＭＩＴの後にある場合に、この状態
を再構成する。
再スタート処理は初期化処理から始まる。初期化処理は
ＵＲＴＳおよびＵＣＲＡを含む、必要な制御ブロツクと
構造を獲得して、初期化する。初期化処理は次いで、中
断前にデイスクに書き込まれた、テーブルスペース内の
最後のレコードの位置を確立する。ＬＯＡＤ ＬＯＧ
（ＮＯ）呼出しが中断された場合には、この位置は６３
２，３６４番目のレコードから６３８，７１２番目のレ
コードまでのテーブルスペースの任意の場所となる。初
期化処理は次いで、ログされた情報を読み取つて、２０
番目のＣＯＭＭＩＴが生じたときの入力データ・セツト
内の位置、ロードされるテーブルスペース内の位置、お
よびワーク・データ・セツト内の位置を獲得する。初期
化処理はこの情報を、ＵＣＲＡおよびＵＲＴＳの適切な
フイールドに記録する。
初期化後、ＬＯＡＤユーテイリテイは入力データ・セツ
トとワーク・データ・セツトを開き、その現在位置を２
０番目のＣＯＭＭＩＴの完了後保持されている位置の各
々の内部に復元する。ロード呼出しは次いで、次の３１
５のレコードを入力データ・セツトから適用業務アドレ
ス空間バツフアに転送する。適用業務アドレス空間バツ
フアの最初のレコードは、入力データ・セツトの６３
０，００１番目のレコードである。この場合、テーブル
スペース内での再配置が必要であるから、ＬＯＡＤユー
テイリテイはデータ管理装置を呼び出して、テーブルス
ペース内に存在している６３２，３６４番目のレコード
以降のあらゆるレコードを削除する。次いで、再スター
ト処理が完了し、ロード呼出しの実行が通常に行なわ
れ、入力データ・セツトのすべてのレコードが処理され
るまで、入力データがバツフアごとにロードされる。第
２図は２０番目のＣＯＭＭＩＴポイントから最後までの
ＬＯＡＤ ＬＯＧ（ＮＯ）呼出しの再スタートの実行を
示したものである。
この発明の幾つかの好ましい特徴を例示したが、多くの
変更や改変を当分野の技術者が行なえるのであろう。し
たがつて、特許請求の範囲がこの発明の真の精神に属す
るこれらの変更および改変のすべてを対象とするもので
あると、理解すべきである。
Ｆ．発明の効果 以上説明したように、この発明によれば、トランザクシ
ヨン向きシステムにおいて、長い時間がかかり、障害に
対する許容範囲の広い動作を再スタートする際に関与す
る工程の数を最小とする方法が与えられる。
【図面の簡単な説明】
第１図および第２図は、トランザクシヨン、バツフアの
強制書込、チエツクポイント、およびＣＯＭＭＩＴポイ
ントを含む、ＬＯＡＤ操作が行なわれているデータ・ベ
ース・システムの、この発明によるＬＯＡＤユーテイリ
テイを使うことに関するタイムラインの図である。 第３図は、従来技術によるトランザクシヨンの実行を示
す図である。 第４図は、チエツクポイントおよびシステム故障に関し
て完了した状態の、従来技術によるトランザクシヨンの
タイムラインの図である。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭60−142446（ＪＰ，Ａ) 特開 昭58−164358（ＪＰ，Ａ) 特開 昭59−108441（ＪＰ，Ａ) ｂｉｔ別冊コンピュ−タ サイエンス ａｃｍ ｃｏｍｐｕｔｎｇ ｓｕｒｖｅｙ ｓ’83，（1985）共立出版ｐｐ．137−164

Claims (1)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】トランザクション向きデータ・ベース・シ
    ステムの動作を回復する方法において、各トランザクシ
    ョンは、該トランザクションの境界を設けるためにＢＥ
    ＧＩＮ、ＣＯＭＭＩＴまたはＲＯＬＬＢＡＣＫ基本単位
    を利用し、前記システムは記憶装置を有し、該装置は順
    次的データ・セットを含む第１の記憶位置と、データ・
    ベース形式にされた対象を含む第２の記憶位置を含み、
    さらに前記方法は、 (a)一連の重なり合わないトランザクションによって予
    定の量の前記順次的データ・セットを前記記憶装置の第
    １の記憶位置から第２の記憶位置へ移動し、該予定の量
    の順次的データ・セットを前記データ・ベース形式にさ
    れた対象の終了位置に追加することを繰り返し実行する
    とともに、その際に事前イメージまたは事後イメージを
    ログとして用いず、前記順次的データ・セット内の現在
    の位置と新しく確立された該データ・ベース形式にされ
    た対象の終了位置とをログに記録し、このことを、デー
    タ・セットがなくなるか、または進行中のトランザクシ
    ョンが中断されるまで継続する段階と、 (b)トランザクションの中断の場合に、前記ログに記録
    された前記順次的データ・セットの最近の位置及び前記
    データ・ベース形式にされた対象内の最近の終了位置を
    参照してトランザクションの中断前に完了した最後のＣ
    ＯＭＭＩＴ地点から動作を再スタートし、前記データ・
    ベース形式にされた対象内の最近の終了位置以降のレコ
    ードを削除し、前記順次的データ・セットの最近の位置
    以降のデータ・セットについて段階(a)の処理を繰り返
    す段階と、 を有するデータ・ベース・システムの動作を回復する方
    法。
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