JPH0683677A - データの増分タイム・ゼロ・バックアップ・コピーの方法及びシステム - Google Patents

データの増分タイム・ゼロ・バックアップ・コピーの方法及びシステム

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JPH0683677A
JPH0683677A JP5016574A JP1657493A JPH0683677A JP H0683677 A JPH0683677 A JP H0683677A JP 5016574 A JP5016574 A JP 5016574A JP 1657493 A JP1657493 A JP 1657493A JP H0683677 A JPH0683677 A JP H0683677A
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Abstract

(57)【要約】 【目的】データ処理システムにおいてアプリケーション
実行と並行して、最初に論理アドレスと物理アドレスを
一致させるのに十分な長さだけアプリケーション実行を
延期した後、計画的に又は必要に応じて記憶サブシステ
ム上でデータセットを物理的にバックアップすることに
より、接続された記憶サブシステム上で第１の選択時点
の無矛盾性を表わす指定データセットのバックアップ・
コピーを実行する方法及び手段を提供すること。 【構成】第１の選択時点の後に起きる指定データセット
の選択部分の各更新の指示が記憶され、コピーされない
指定データセットのアプリケーション開始の更新が最初
に緩衝記憶される。その後、影響されたデータセット又
はその一部からサイドファイルが構成され、次に記憶サ
ブシステムに更新が書込まれ、そしてアドレス一致によ
る制御に従ってバックアップ・コピー順に代替記憶ロケ
ーションにサイドファイルが書込まれる。後続の時点
で、最初に選択された期間及び時点の後に更新された指
定データセットの部分だけが同じ手法を用いてコピーさ
れる。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は一般にアクセス中のデー
タ処理システムに関連した外部記憶装置内のデータセッ
トの連続使用可能性を維持する方法及びシステムに関す
る。詳しくは本発明は前記コピーに起因するデータ処理
システム・アプリケーション実行停止の期間を劇的に短
縮すると同時に外部記憶装置でレコードをバックアップ
・コピーすることに関する。更に詳しく言えば、本発明
はデータ処理システムでレコードを増分バックアップ・
コピーし、前記コピー中のデータ処理システム・アプリ
ケーション実行の停止期間を更に短縮するの方法及びシ
ステムに関する。
【０００２】
【従来の技術】最新のデータ処理システムは、ノイズ・
バースト、ソフトウェア・バグ、媒体欠陥及び書込み経
路エラーによる記憶データの精度低下からだけではな
く、データ処理システム電源故障のような全体的な事象
からも回復しなければならない。データ処理システム内
のデータの連続使用可能性を保証する最も一般的な手法
は、データ処理システム内の選択されたデータセットの
少なくとも１つのコピーを生成してこれらのコピーを非
揮発性環境に記憶することである。このいわゆるバック
アップ・プロセスは最新のデータ処理システムでは最新
技術の外部記憶システムで起きる。
【０００３】バックアップ方式はスケジューリングの問
題として実現される。バックアップ方式はデータセット
の範囲及びバックアップ発生の頻度として例示される空
間及び時間の次元を有する。全量(FULL)バックアップ
は、当該データセットの個々の部分が更新されたかどう
かにかかわらず、データセットの範囲全体のバックアッ
プを必要とする。増分(INCREMENTAL) バックアップは、
前の全量又は増分バックアップ以降に更新された当該デ
ータセットの部分だけをコピーする。このように生成さ
れたバックアップ・コピーは、そのコピーが生成された
時点でのデータセット内の無矛盾のデータのビューを表
わす。
【０００４】もちろん、前述のプロセスの結果として、
バックアップ頻度が高ければ高いほどバックアップ・コ
ピーはデータセット内のデータの現在の状態をより正確
に反映することを当業者は理解する。代表的な最新技術
のデータ処理システム内で大量のデータが維持されるこ
とを考慮すると、大量のデータのバックアップは容易な
動作ではない。従って、データセット内のデータをバッ
クアップする機会原価は、大規模多重処理・多重プログ
ラミング機能によって、他のタイプの処理よりもかなり
高くなることがある。
【０００５】データ処理システム内で実行されるアプリ
ケーションは一般にバッチ (ストリーム) モード又は対
話(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、通常は一度に１つのアプリケーションが中断
なしに実行される。対話モードの特徴は複数のアプリケ
ーション又はトランザクションの割込みにより駆動され
ることである。
【０００６】データ処理システムがストリーム／バッチ
・モード・システムでデータをバックアップするプロセ
スを実行しているとき、そのデータ処理システム内のタ
スク又はアプリケーションは影響を受ける。即ち、スト
リーム／バッチ・モード動作をサポートするプロセスは
コピー期間中は延期される。この事象は一般にバックア
ップ・ウィンドウと呼ばれることを当業者は理解する。
バッチ・モード動作と対照的に、ログに基づいた又はト
ランザクション管理アプリケーションは対話モードで処
理される。前記トランザクション管理アプリケーション
は、同時にオンライン・データセットを更新し変更をロ
グすることにより、バックアップ・ウィンドウを除去す
る。しかしながら、このタイプのバックアップ・コピー
は、ファジーと呼ばれる無矛盾性を生じる。即ち、バッ
クアップ・コピーは１つの時点でのデータセット／デー
タベースの状態の正確なスナップショットではない。む
しろ、ログはそれ以上のデータベースの処理を必要とす
る事象ファイルを含む。
【０００７】米国特許出願第07/385647号(1989年7月25
日出願)は、改良された増分方式を用いるバッチ・モー
ド・システムにおけるバックアップを開示する。改良さ
れた増分方式は最後のバックアップ以降の新たなデータ
又はデータ更新だけをコピーする。このシステムでは、
データ処理システム内のアプリケーションの実行はコピ
ー中は延期される。
【０００８】前述のように、ログに基づいたシステムで
前の無矛盾点を確立するために、関心のあるデータセッ
ト又はデータベースを介して最後の検査点からのログを
再び行うことによって経歴を反復する必要がある。バッ
チ・モードとログに基づいたバックアップとの差は、バ
ックアップ・コピーは無矛盾でありその最後の記録の時
点について伝えるのに対し、ログ及びデータベース・モ
ードは無矛盾時点を表示するために障害の事象に際して
更に処理する必要がある。
【０００９】米国特許第4507751 号は全てのトランザク
ションが先行書込みデータセットに基づいてログに記録
されるトランザクション管理システムを例示する。この
特許で記述されているように、最初に作業の単位がバッ
クアップ媒体(ログ)に記録され、次いでその外部記憶ア
ドレスに書込まれる。
【００１０】米国特許出願第07/524206号(1990年5月16
日出願)は、追跡巡回動作可能磁気媒体の選択部分で媒
体を維持すると同時に他の記憶媒体の部分をアクセスす
る動作を開示している。そこに記述されている方法は、
目標トラックから代替トラックへの顧客データの位相移
動、全ての同時アクセス要求から代替トラックへの転換
ならびに代替トラックから目標トラックへの再コピーの
終了及び維持を必要とする。
【００１１】トラックからトラックへの顧客データ移動
を実行する前に起きる要求及び割込みはプロセスの再開
始を生じる。さもなければ、データ移動の実行中に起き
る要求及び割込みは装置使用中(DEVICE BUSY) 状態を見
る。これは一般に要求のリキューを生じる。
【００１２】よって、データ処理システム内の最大のア
プリケーション実行可能性を維持すると同時に関連デー
タベース内のデータの、特定の時点での、無矛盾のビュ
ーを表示するバックアップ・コピーを生成する方法及び
システムが必要である。
【００１３】
【発明が解決しようとする課題】本発明の第一の目的は
アクセス中のデータ処理システムに関連した外部記憶装
置内のデータセットの連続使用可能性を維持する改良さ
れた方法及びシステムを提供することにある。
【００１４】本発明の第二の目的は外部記憶装置内のレ
コードをバックアップ・コピーすると同時に、前記コピ
ーによって起きることがあるデータ処理システム・アプ
リケーション実行の遅延を劇的に短縮する改良された方
法及びシステムを提供することにある。
【００１５】本発明の第三の目的はデータ処理システム
でレコードを増分バックアップ・コピーし、前記コピー
中にデータ処理システム・アプリケーション実行の延
期、及びバックアップを必要とする実際のデータ量を最
小にする改良された方法及びシステムを提供することに
ある。
【００１６】
【課題を解決するための手段】前記目的は以下に記述さ
れるように達成される。最初に選択された時点の無矛盾
を表わす指定されたデータセットのバックアップ・コピ
ーは、接続された記憶サブシステム上のデータ処理シス
テムで、最初に論理アドレスと物理アドレスを一致させ
るのに十分な長さだけアプリケーション実行を延期さ
せ、その後に計画的に又は必要に応じて記憶サブシステ
ムにデータセットを物理的にバックアップすることによ
り、データ処理システム・アプリケーション実行と同時
に実行できる。最初に選択された時点の後に起きる指定
されたデータセットの選択部分に対する各更新の表示が
記憶され、コピーされない指定データセットに対するア
プリケーション開始の更新が最初に緩衝記憶される。そ
の後、影響を受けたデータセット又はその部分からサイ
ドファイルがつくられ、次に記憶サブシステムに更新が
書込まれ、アドレス一致による制御に従って、サイドフ
ァイルはバックアップ・コピー順に代替記憶ロケーショ
ンに書込まれる。後続の時点で、最初に選択された期間
の後に更新された指定データセットの部分だけが、同じ
手法を用いてコピーされる。
【００１７】
【実施例】図１は従来の技術による多重処理、多重プロ
グラミング・データ処理システムを示す。一般に前記シ
ステムは冗長チャネル要求／応答インタフェース5、7及
び9により外部記憶装置21、23、25、27及び29をアクセ
スする複数のプロセッサ1及び3を備える。
【００１８】図１に示す実施例では、データ処理システ
ム内の各プロセッサは、一例として、IBM MVS オペレー
ティングシステムを備えるIBM/360又は370構成のプロセ
ッサ・タイプを用いて実現される。IBM/360構成のプロ
セッサは米国特許第3400371号に十分に記述されてい
る。複数のプロセッサが外部記憶装置のアクセスを共有
する構成は米国特許第4207609号に開示されている。
【００１９】MVSオペレーティングシステムは IBM Publ
ication GC28-1150, entitled MVS/Extended Architect
ure System Programming library: System Macros and
Facilities, Vol. 1.にも記述されている。標準的なMVS
又は他のオペレーティングシステム・サービス、例えば
局所ロック管理、割込み又はモニタによるサブシステム
呼出し、並びにタスクの通知(posting)及び待機(waitin
g)の詳細は省略する。これらのオペレーティングシステ
ム・サービスは当業者には周知であると考えられる。
【００２０】図１で、米国特許第3824563 号に記述され
ているように、プロセッサ・プロセスは、START I/O(入
出力開始) を呼出し、転送が行われるデータへの経路を
予約するチャネル・サブシステムに制御を移すことによ
り、MVS 又は他のオペレーティングシステムを通して、
IBMシステム370又は類似のシステムで外部に記憶された
データへの経路を設定することができる。一般に、アプ
リケーションの実行はデータ従属性を有し、取出し又は
更新が終了するまで一時的に延期できる。このような転
送のあいだ、転送が終了するまで前記経路はロックされ
る。
【００２１】図２乃至図４はタイム・ゼロ・バックアッ
プ・システム及び増分タイム・ゼロ・バックアップ・シ
ステムにおける従来の技術のバッチ・プロセス又はスト
リーム・プロセス中のバックアップ・ウィンドウを示す
タイム・ラインをそれぞれ示す。図２に示すように、バ
ックアップ・ウィンドウ41及び43で複数のバックアップ
動作が起きる。アプリケーション処理は一般に各バック
アップ・ウィンドウがの直前に延期されるか又は禁止さ
れ、この延期はバックアップ・プロセスが終了するまで
続く。バックアップ・ウィンドウの終了はバックアップ
・プロセスの終了及び確約を示す。終了は、コピーされ
ることになっていた全てのデータが実際にソースから読
取られたことを意味する。確約はコピーされる全てのデ
ータが実際に代替記憶ロケーションに書込まれたことを
意味する。
【００２２】図３はタイム・ゼロ・バックアップ・コピ
ー・システムのバックアップ・ウィンドウを示す。相互
参照特許出願に詳細に記述されているように、各バック
アップ・ウィンドウ45及び47はなおアプリケーション処
理の延期又は終了を必要とするが、延期又は終了は非常
に短い期間にだけ起きる。相互参照アプリケーションに
記述されているように、タイム・ゼロ・バックアップ方
法が開始し、当該時点でバックアップされるデータセッ
ト内のデータを凍結する。その後、バックアップされる
データセット内の各トラックを識別するビット・マップ
が生成され、そのビット・マップが生成された後、前記
コピーは論理的に終了したと言われる。確約された状
態、即ち物理的に終了した状態はしばらく後まで起きな
い。しかしながら、論理的に終了した時点で、そのデー
タはデータ処理システム内のアプリケーションにより完
全に使用可能である。このようなシステムでアプリケー
ション処理が延期される時間は一般に低いサブセカンド
の範囲にある。しかしながら、コピーされるデータに対
するビット・マップを生成するために必要な時間はデー
タセット内のデータの量によることを当業者は理解す
る。
【００２３】もちろん、もしタイム・ゼロ・バックアッ
プ・プロセスが論理的な終了点と物理的な終了点の間で
異常に終了すれば、バックアップ・コピーはもはや有用
ではなく、プロセスは再開始される必要があることを当
業者は理解する。ちなみに、タイム・ゼロ・バックアッ
プ・プロセスは従来の技術のバックアップ・システムの
場合に非常によく似てエラーを被りやすい。すなわち、
もしプロセスが終了前に異常に終了すれば、全てのバッ
クアップ動作は再実行されなければならない。
【００２４】図４は増分タイム・ゼロ・バックアップ・
コピー・プロセスを示す。前述のように、アプリケーシ
ョン処理の一時延期又は終了を必要とする初期バックア
ップ・ウィンドウ49が存在する。しかしながら、本明細
書に詳細に説明されるように、初期バックアップ・コピ
ーが開始した後に起きるデータセットへの更新は指定デ
ータセットの代替ビット・マップを用いて追跡される。
その後、変更された指定データ内のトラックだけが後続
の増分コピー・セッション中にコピーされる。前の全量
コピーが終了した後に更新されたデータセット内のこれ
らのトラックを識別するビット・マップの生成は更新プ
ロセス中に起きるから、次の全量コピーが要求されるま
では処理を延期しなくてもよい。このように、アプリケ
ーション処理の延期又は中断はかなり減少する。
【００２５】図５は本発明の方法及びシステムによる増
分タイム・ゼロ・バックアップ・コピー生成の概念的な
流れを示す。図示のように、追跡巡回記憶装置61内のデ
ータの増分タイム・ゼロ・バックアップ・コピーを生成
できる。このような装置内に記憶されたデータは一般に
レコード及びデータセットとして構成されることを当業
者は理解する。外部記憶内のデータの実アドレスは一般
に直接アクセス記憶装置(DASD)ボリューム、シリンダ及
びトラックによって表示される。前記データの仮想アド
レスは一般に基底アドレス及び前記基底アドレスからの
オフセット及び(又は)拡張として表示される。
【００２６】更に、レコードはカウント・キー・データ
形式とすることができる。レコードは１以上の実記憶単
位を占有できる。データセットは複数のレコードの論理
的な集まりであり、連続する実記憶単位に記憶するか又
は分散させることができる。よって、もしバックアップ
・コピーがデータセット・レベルで生成されれば、反転
されたインデックスをつくって実記憶装置に入れるため
に複数の分類を実行する必要があることを当業者は理解
する。本発明の説明のために、バックアップ処理は、デ
ータ処理システム内の資源マネジャ・レベル及び記憶制
御機構レベルの両レベルで管理されるものとして説明す
る。
【００２７】前述のように、各プロセッサは一般に資源
マネジャ素子を含むオペレーティングシステムを備え
る。一般に、MVSオペレーティングシステムの下で走行
するIBMシステム370タイプ・プロセッサは、米国特許第
4855907号に記述されているデータ機能データセット・
サービス(DFDSS)タイプの資源マネジャを備える。DFDSS
はIBM Publication GC26-4388, entitled Data Facilit
y Dataset Services: User^s Guideにも記述されてい
る。従って、追跡巡回記憶装置61内に記憶された指定デ
ータセットの増分バックアップ・コピーを生成するため
に記憶制御機構65とともに資源マネジャ63が用いられ
る。
【００２８】以下に記述するように、バックアップ・プ
ロセスは初期化期間を含み、その間にデータセットが分
類され、少なくとも１つのビット・マップが生成され、
そしてビット・マップの論理的な終了がプロセッサの呼
出しプロセスに通知される。次に、リストされ又は識別
されたデータセットはアクセス経路エレメントによりDA
SDトラック細分性にまで分類される。次に、データセッ
トとアクセス経路を、それらのどれか１つが所与のコピ
ー・セッションに包含されるか又はそこから除外される
限り、相関させるビット・マップが構築される。最後
に、資源マネジャ63は、ごく短い遅延の後に前記物理的
な終了が起きる時点までデータセットの更新が処理され
ることを示す論理的な終了を通知する。
【００２９】初期化に続いて、資源マネジャ63は要求さ
れているデータのトラックの読取りを開始する。コピー
・セッションが活動状態である間に、各記憶制御機構は
データセットの全ての更新をモニタする。もし別のアプ
リケーション67から更新が受取られれば、記憶制御機構
65は当該更新を処理する所定のアルゴリズムを下記のよ
うに実行する。
【００３０】タイム・ゼロ・バックアップ・コピー・シ
ステムで、アプリケーション67により試みられた更新が
現在のコピー・セッション中にはないボリュームのもの
であるかどうかの判定が最初に行われる。もしボリュー
ムが現在のコピー・セッション内になければ、更新は正
常に終了する。代わりに、更新がコピー・セッションの
一部であるボリュームのものであれば、一次セッション
・ビット・マップが検査され、当該トラックが保護され
ているかどうかを調べる。もしビット・マップ内の対応
するビットがオフであり、当該トラックが現在コピー・
セッション内にないことを示すならば、更新は正常に終
了する。しかしながら、もしトラックが保護されている
(ビット・マップ内の対応するビットがオンである)なら
ば、問題のトラックはコピー・セッションの一部であ
り、まだ資源マネジャ63により読取られていない。この
ような場合、記憶制御機構65は一時的に更新を緩衝記憶
し、影響を受けたトラックのコピーを追跡巡回記憶装置
61から記憶制御機構65内のメモリに書込む。その後、更
新は終了することが可能になる。
【００３１】従って、図５に示すように、アプリケーシ
ョン67により開始された更新は記憶制御機構65によって
処理し、追跡巡回記憶装置61内のトラック3及び5でデー
タを更新することができる。更新が起こりうる前に、ト
ラック3及び5がサイドファイルとして記憶制御機構65内
のメモリに書込まれ、その後に更新は終了可能になる。
そして一次ビット・マップが変更され、バックアップ・
コピーが要求された時点で存在したトラックのようなト
ラック3及び5のコピーはもはや追跡巡回記憶装置61内に
はないがいまは記憶制御機構65内のメモリ内に存在する
ことを示す。
【００３２】次に、資源マネジャ63によって追跡巡回記
憶装置61から直に非更新トラックをコピーすることによ
り、又はこれらのトラックを、追跡巡回記憶装置61か
ら、ホスト・プロセッサの拡張メモリ内で生成しうる一
次ホスト・サイドファイル71に間接的にコピーすること
により、バックアップ・コピーが要求された時点での指
定データセットを表わす組合せコピーが参照番号69で生
成される。更に、更新終了前に記憶制御機構65にあるメ
モリ内のサイドファイルに書込まれたデータセット内の
トラックは、記憶制御機構65内のメモリから一次ホスト
・サイドファイル71に間接的に読取られることもある。
このように指定データセットのコピーは追跡巡回記憶装
置61内の変更されないトラックから、記憶制御機構65の
メモリ内に記憶された更新されたトラックから生成し、
そののち一次ホスト・サイドファイル71に転送すること
ができ、これらの指定データセットの部分は、バックア
ップ・コピーが開始された時点で生成されたビット・マ
ップを用いてバックアップ・コピー順に組合せできるこ
とを当業者は理解する。
【００３３】図６は本発明の方法及びシステムに従って
増分タイム・ゼロ・バックアップ・コピーを生成するプ
ロセスの初期化を示す高レベルの論理流れ図を示す。図
示のように、このプロセスはブロック81で開始した後、
ブロック83に進み、初期化プロセスを開始する。その
後、プロセスはブロック85に進み、アクセス経路により
データセットをDASDトラック細分性にまで分類する。こ
の分類は、必然的に、データセットが存在するDASDボリ
ュームの識別及びこれらのボリュームが属する記憶制御
機構の識別を解決する。
【００３４】次にブロック87で、セッション識別が各プ
ロセッサと関連外部記憶制御機構の間で確立される。セ
ッション識別は、複数のプロセッサが互いのバックアッ
プ・コピー・プロセスと干渉しないように、全ての記憶
制御機構にわたって独特であることが望ましい。そして
ブロック89で、本明細書及び相互参照特許出願に詳細に
示すように、利用しうる一次セッション・ビット・マッ
プが確立され、特定のトラックが現在のコピー・セッシ
ョンの一部であるかどうかを示す。そしてブロック91
で、アプリケーション処理が継続できることを示す論理
的終了信号が呼出しプロセスに送られるが、バックアッ
プ・コピーが物理的に終了する時点まで更新の際の僅か
な遅延が起きる。
【００３５】図７は本発明の方法及びシステムによるデ
ータセットの増分バックアップ・コピーを表わす高レベ
ルの論理流れ図を示す。図示のように、ブロック99でプ
ロセスが開始した後、ブロック101に進む。ブロック101
はバックアップ・コピーの読取りの開始を示す。そして
ブロック103 で、バックアップ・コピーが全量コピーて
あるか又は増分コピーであるかを判定する。前述のよう
に、全量コピーは、データセット内のデータが前に変更
されたかどうかに関係なく指定データセット内の各エレ
メントのコピーである。増分コピーは、前のバックアッ
プ・コピーが起きてから更新又は変更されたデータセッ
トの部分だけを含むコピーである。
【００３６】ブロック103で、全量コピーが生成される
場合は、プロセスはブロック107に進み、代替セッショ
ン・ビット・マップを確立する。本明細書で詳細に説明
されるように、代替セッション・ビット・マップは、前
のバックアップ・コピーの開始後に起きる指定データセ
ットの部分の変更又は更新を追跡するために利用され、
変更されたデータセットの部分だけの増分コピーを後に
生成できるようにする。代わりに、増分コピーが生成さ
れる場合は、プロセスはブロック 103からブロック105
に進み、代替セッション・ビット・マップの指定を一次
セッション・ビット・マップの指定に変更する。そして
プロセスはブロック107 に進み、代替セッション・ビッ
ト・マップを確立する。
【００３７】従って、全量バックアップ・コピーが開始
されると、全量コピーの開始後に起きるデータセットの
変更を追跡するために代替セッション・ビット・マップ
が生成される。その後、もし増分コピーが生成されるこ
とになっていれば、前に確立された代替セッション・ビ
ット・マップとして用いられ、そして新しい代替セッシ
ョン・ビット・マップが生成され、システムは増分コピ
ーの開始後に起きるデータセット内のデータの変更を追
跡することができる。
【００３８】次に、ブロック109 は更新が起きたかどう
かを判定する。更新が起きた場合は、プロセスは更新が
起きるまで反復する。更新が起きた場合は、プロセスは
ブロック111に進む。ブロック111はデータ処理システム
内のアプリケーションにより開始された更新がタイム・
ゼロ・データセットの部分の更新であるかどうかを判定
する。結果がノーの場合は、プロセスはブロック113 に
進み、ユーザに透明な形で更新が処理される。しかしん
がら、タイム・ゼロ・データセットの部分の更新である
場合は、プロセスはブロック115 に進む。
【００３９】ブロック115 はタイム・ゼロ・データセッ
トのコピーされた部分の更新であるかコピーされない部
分の更新であるかを判定する。即ち、バックアップ・コ
ピーにコピーされたデータセット内のデータであって更
新が物理的に終了している部分であるか、又はまだバッ
クアップ・コピーにコピーされていない部分であるかが
判定される。もし更新が開始されるデータセットの部分
が既にバックアップ・コピーにコピーされていれば、プ
ロセスはブロック117に進む。ブロック117は代替セッシ
ョン・ビット・マップをマークし、前のバックアップ・
コピー開始後にこのデータセットの部分が変更されたこ
とを示す。その後、プロセスは更新を処理するブロック
113に進む。そして、プロセスはブロック109に戻り、次
の更新の発生を待つ。
【００４０】ブロック115 で、まだバックアップ・コピ
ーにコピーされていないタイム・ゼロ・データセットの
部分の更新が開始される場合は、プロセスはブロック11
9 に進む。ブロック119 は更新を一時的に緩衝記憶し、
影響を受けたタイム・ゼロ・データセットの部分を記憶
制御機構(図５参照)内のメモリ中のサイドファイルにコ
ピーする。その後、プロセスはブロック121 に進み、代
替セッション・ビット・マップをマークし、前のバック
アップ・コピー開始後にこのデータセットの部分に更新
が起きたことを示す。
【００４１】次に、プロセスはブロック123 に進み、一
次セッション・ビット・マップをマークし、このデータ
セットの部分が外部記憶装置内で更新されたこと、及び
このデータセットの部分のタイム・ゼロ・コピーがいま
記憶制御機構65内のキャッシュ・メモリ中か又は、記憶
制御機構65内のキャッシュ・メモリ中のデータのオーバ
フローの阻止に用いられる一時ホスト・サイドファイル
71(図５参照)内にあることを資源マネジャに示す。
【００４２】一次セッション・ビット・マップをマーク
したのち、プロセスはブロック 125に進み、当該更新を
処理する。その後、プロセスはブロック127 に進み、記
憶制御機構65のキャッシュ・メモリ内のキャッシュ・メ
モリ内のサイドファイルしきい値を越えたかどうかを判
定する。越えた場合は、プロセスはブロック129 に進
み、記憶制御機構内のサイドファイルをプロセッサがコ
ピーできることを示す、アテンション(attention) 信号
を生成する。もちろん、記憶制御機構65内のキャッシュ
・メモリからのデータのコピーの失敗は、もし当該メモ
リが重ね書きされればバックアップ・コピーの崩壊を生
じることがあることを当業者は理解する。ブロック127
で、サイドファイルしきい値を越えない場合は、プロセ
スはブロック109 に戻り、次の更新の発生を待つ。
【００４３】記憶制御機構65内のキャッシュ・メモリか
ら一時ホスト・サイドファイル又は組合せバックアップ
・コピーへのサイドファイル・データの非同期コピーは
相互参照特許出願と、追跡巡回記憶装置61から直に読取
られたデータ、記憶制御機構65内のキャッシュ・メモリ
中のデータ及び(又は)一時ホスト・サイドファイル71内
のデータ組合せコピーを生成するプロセスとに詳細に記
述されている。
【００４４】従って、前述の参照により、タイム・ゼロ
・バックアップ・コピーを開始することによって、通常
はバックアップ・コピー・セッションを伴うアプリケー
ション実行の延期は、更新される指定データセット内の
データの各部分を識別するビット・マップを生成したの
ち該データセットをアプリケーション実行のために解放
することにより、かなり減少することを当業者は理解す
る。そして外部記憶サブシステム内の指定データセット
の部分は必要に応じ又は計画的にコピーされ、そこに含
まれたデータを更新する試みは、バックアップ・コピー
の時点で存在した原始データが、終了したバックアップ
・コピー内に含ませるためにサイドファイルに書込みで
きる時点まで一時的に据置かれる。その後、前記データ
の更新が外部記憶サブシステム内に書込まれる。
【００４５】本発明の方法及びシステムは、更新が起き
るか又はシステムがバックアップ・コピーの読取りを開
始する毎に自動的に確立される代替ビット・マップを生
成するために用いることができる。そして、この代替ビ
ット・マップは、最初のバックアップ・コピーが生成さ
れた後、及び次のバックアップ点でデータの変更を追跡
するために用いられ、このビット・マップは、前のバッ
クアップ・コピーが生成された後に更新された指定デー
タセットの部分だけのコピーを容易にするために用いら
れる。後続の増分コピーが開始されると、この代替ビッ
ト・マップは一次ビット・マップになり、増分コピーの
開始後に起きたデータの変更又は更新を追跡するために
別の代替ビット・マップが生成される。このように、バ
ックアップ・コピー中にデータ処理システム内のアプリ
ケーション実行の終了又は延期はかなり削除される。例
えば、物理的な終了前に更新の結果として生成された影
響を受けたトラックのサイドファイルは、図示の実施例
に示すような、記憶制御機構内のメモリ中よりはむし
ろ、追跡巡回記憶装置内の変わったロケーションに記憶
しうることを当業者は理解する。
【００４６】
【発明の効果】本発明はデータ処理システムでレコード
を増分バックアップ・コピーし、前記コピー中のデータ
処理システム・アプリケーション実行の延期の最小化を
一層図る方法及びシステムを提供する。
【図面の簡単な説明】
【図１】実行中のプロセッサ及びアプリケーションが外
部記憶装置からランダムに又は順次にデータをアクセス
する場合の従来の技術による典型的な多重処理、多重プ
ログラミング環境を示す図である。
【図２】タイム・ゼロ・バックアップ・システム及び増
分タイム・ゼロ・バックアップ・システムにおいて、従
来の技術のバッチ・プロセス又はストリーム・プロセス
中のバックアップ・ウィンドウのタイム・ラインをそれ
ぞれ示す図である。
【図３】タイム・ゼロ・バックアップ・システム及び増
分タイム・ゼロ・バックアップ・システムにおいて、従
来の技術のバッチ・プロセス又はストリーム・プロセス
中のバックアップ・ウィンドウのタイム・ラインをそれ
ぞれ示す図である。
【図４】タイム・ゼロ・バックアップ・システム及び増
分タイム・ゼロ・バックアップ・システムにおいて、従
来の技術のバッチ・プロセス又はストリーム・プロセス
中のバックアップ・ウィンドウのタイム・ラインをそれ
ぞれ示す図である。
【図５】本発明の方法及びシステムに従って増分タイム
・ゼロ・バックアップ・コピーの概念的な流れを示す図
である。
【図６】本発明の方法及びシステムに従って増分タイム
・ゼロ・バックアップ・コピーの初期化を示す高レベル
の論理流れ図である。
【図７】本発明の方法及びシステムに従って増分バック
アップ・コピーを示す高レベルの論理流れ図である。
【符号の説明】
1 プロセッサ 3 プロセッサ 5 冗長チャネル要求／応答インタフェース 7 冗長チャネル要求／応答インタフェース 9 冗長チャネル要求／応答インタフェース 21 外部記憶装置 23 外部記憶装置 27 外部記憶装置 29 外部記憶装置 61 追跡巡回記憶装置 63 資源マネジャ 65 記憶制御機構 67 アプリケーション 71 一次ホスト・サイドファイル
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ロバート・フレデリック・カーン アメリカ合衆国85730、アリゾナ州ツーソ ン、イースト・カレクシコ・ストリート 8338 (72)発明者 ジェームス・ミッチェル・ラトリフ アメリカ合衆国85706、アリゾナ州ツーソ ン、イースト・ドーバー・ストラベニュー 4165

Claims (5)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】データ処理システムにおいてアプリケーシ
    ョン実行中に前記データ処理システムに接続された少な
    くとも１つの記憶サブシステム内に記憶された指定デー
    タセットを増分バックアップ・コピーする方法であっ
    て、 第１の時点で前記データ処理システム内のアプリケーシ
    ョン実行を延期し、前記指定データセットの論理記憶シ
    ステム・アドレスと物理記憶システム・アドレスとを一
    致させた後にアプリケーション実行を再開始するステッ
    プと、 前記少なくとも１つの記憶サブシステムから前記指定デ
    ータセットを代替記憶サブシステム・ロケーションにコ
    ピーすることにより、計画的に又は必要に応じて前記少
    なくとも１つの記憶サブシステム内の前記指定データセ
    ットを物理的にバックアップするステップと、 前記第１の時点後に起きる、各アプリケーション開始の
    前記指定データセット更新の指示を記憶するステップ
    と、 前記少なくとも１つの記憶サブシステムで、前記更新を
    緩衝記憶し、前記更新に影響された前記指定データセッ
    ト又はその一部のサイドファイルを書込み、前記更新を
    前記少なくとも１つの記憶サブシステムに書込み、計画
    的に又は必要に応じて前記サイドファイルを前記アドレ
    ス一致によって決められた順序で前記少なくとも１つの
    記憶サブシステムから前記コピーされた指定データセッ
    トに関連した前記代替記憶サブシステム・ロケーション
    にコピーすることにより、任意のアプリケーションが開
    始した、コピーされない指定データセットの更新を処理
    するステップと、 前記第１の時点の後に更新された指定データセット及び
    その一部だけをコピーすることにより、前記第１の時点
    の後の指定時点で前記指定データセットの増分バックア
    ップ・コピーを生成するステップとを含む記憶サブシス
    テム内に記憶された指定データセットを増分バックアッ
    プ・コピーする方法。
  2. 【請求項２】前記指定データセットの増分バックアップ
    ・コピーを生成するステップは前記第１の時点の後に更
    新された指定データセット又はその一部の各々の、前記
    指定時点で第２のデータセットの論理記憶システム・ア
    ドレスと物理記憶システム・アドレスとを一致させるス
    テップと、 前記第１の時点の後に更新された前記指定データセット
    を、前記少なくとも１つの記憶サブシステムから代替記
    憶サブシステム・ロケーションにコピーすることによ
    り、前記第１の時点の後に更新された前記指定データセ
    ットを計画的に又は必要に応じて物理的にバックアップ
    するステップと、 前記少なくとも１つの記憶サブシステムで、前記更新を
    緩衝記憶し、前記更新により影響された前記指定データ
    セット又はその一部のサイドファイルを書込み、前記更
    新を前記少なくとも１つの記憶サブシステムに書込み、
    計画的に又は必要に応じて前記サイドファイルを前記コ
    ピーされた指定データセットに関連した前記第２のアド
    レスの一致によって決められた順序で前記代替記憶ロケ
    ーションにコピーすることにより、前に更新されたコピ
    ーされない指定データセットの任意のアプリケーション
    開始の更新を前記第１の時点の後に処理するステップと
    を含む請求項１の記憶サブシステム内に記憶された指定
    データセットを増分バックアップ・コピーする方法。
  3. 【請求項３】データ処理システムにおいてアプリケーシ
    ョン実行中に前記データ処理システムに接続された少な
    くとも１つの追跡巡回記憶装置内に記憶された指定デー
    タセットを増分バックアップ・コピーする方法であっ
    て、 前記少なくとも１つの追跡巡回記憶装置内に記憶された
    少なくとも１つのデータセットのバックアップ・コピー
    の要求に応答して第１の時点で前記データ処理システム
    内のアプリケーション実行を延期するステップと、 前記少なくとも１つのデータセットについてデータセッ
    トと装置トラックを一致させ、前記データ処理システム
    にその終了を知らせるステップと、 前記終了信号に応答して前記データ処理システム内のア
    プリケーション実行を再開始するステップと、 計画的に又は必要に応じて、前記少なくとも１つの追跡
    巡回記憶装置から代替記憶サブシステムに、前記少なく
    とも１つのデータセットをコピーするステップと、 前記第１の時点の後に起きる前記少なくとも１つのデー
    タセットの任意の部分の各アプリケーション開始の更新
    指示を記憶するステップと、 前記更新を緩衝記憶し、前記少なくとも１つのデータセ
    ットの前記影響された部分のサイドファイルを書込み、
    前記更新を前記少なくとも１つの追跡巡回記憶装置に書
    込み、前記サイドファイルを前記代替記憶ロケーション
    にコピーすることにより、前記少なくとも１つのデータ
    セットのコピーされない部分のアプリケーション開始の
    更新を処理するステップと、 前記少なくとも１つのデータセットの前記第１の時点の
    後に更新された部分だけを前記代替記憶システム・ロケ
    ーションにコピーすることにより、前記第１の時点の後
    の指定された時点で前記少なくとも１つのデータセット
    の増分バックアップ・コピーを生成するステップとを含
    む追跡巡回記憶装置内に記憶された指定データセットを
    増分バックアップ・コピーする方法。
  4. 【請求項４】アプリケーション実行中に、接続された少
    なくとも１つの記憶サブシステム内に記憶された指定デ
    ータセットの増分バックアップ・コピーを実行するデー
    タ処理システムであって、 第１の時点で前記データ処理システム内のアプリケーシ
    ョン実行を延期する手段と、 前記第１の時点で前記指定データセットの論理記憶シス
    テム・アドレスと物理記憶システム・アドレスとを一致
    させる手段と、 その後でアプリケーション実行を再開始する手段と、 前記指定データセットを前記少なくとも１つの記憶サブ
    システムから代替記憶サブシステム・ロケーションにコ
    ピーすることにより、計画的に又は必要に応じて前記少
    なくとも１つの記憶サブシステム内の前記指定データセ
    ットを物理的にバックアップする手段と、 前記第１の時点の後に起きる前記指定データセットの各
    アプリケーション開始の更新指示を記憶する手段と、 前記少なくとも１つの記憶サブシステムで、前記更新を
    緩衝記憶し、前記更新により影響された前記指定データ
    セット又はその一部のサイドファイルを書込み、前記更
    新を前記少なくとも１つの記憶サブシステムに書込み、
    計画的に又は必要に応じて前記アドレス一致によって決
    められた順序で前記少なくとも１つの記憶サブシステム
    から前記サイドファイルを前記コピーされた指定データ
    セットに関連した前記代替記憶サブシステム・ロケーシ
    ョンにコピーすることにより、コピーされない指定デー
    タセットの任意のアプリケーション開始の更新を処理す
    る手段と、 前記第１の時点の後に更新された指定データセット又は
    その一部だけをコピーすることにより、前記第１の時点
    の後の指定された時点で前記指定データセットの増分バ
    ックアップ・コピーを生成する手段とを備える記憶サブ
    システム内に記憶された指定データセットの増分バック
    アップ・コピーを実行するデータ処理システム。
  5. 【請求項５】接続されたデータ処理システムに関連した
    記憶サブシステム内に記憶された指定データセットの増
    分バックアップ・コピーを可能にするキャッシュ・メモ
    リを備える記憶制御機構であって、 第１の時点で前記記憶サブシステム内の前記指定データ
    セットの論理記憶アドレスと物理記憶アドレスとを一致
    させる手段と、 計画的に又は必要に応じて、前記データ処理システムに
    よる前記記憶された指定データセット内の前記指定デー
    タセットのコピーを可能にする手段と、 前記第１の時点の後に起きる前記指定データセットの一
    部の各更新指示を記憶する手段と、 前記更新を緩衝記憶し、前記キャッシュ・メモリ内の前
    記更新により影響された前記指定データセットのコピー
    されない部分のサイドファイルを書込み、前記更新を前
    記関連した記憶サブシステムに書込むことにより、前記
    指定データセットのコピーされない部分の更新を処理す
    る手段と、 前記データ処理システムによる前記サイドファイルのコ
    ピーを可能にする手段と、 前記第１の時点の後の指定された時点で、前記第１の時
    点の後に更新された前記指定データセットの前記部分を
    選択コピーすることを可能にする手段とを含む指定デー
    タセットの増分バックアップ・コピーを可能にするキャ
    ッシュ・メモリを備える記憶制御機構。
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