JPS599764A - 複数行更新動作の原子性を保証する方法 - Google Patents

複数行更新動作の原子性を保証する方法

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JPS599764A
JPS599764A JP58102962A JP10296283A JPS599764A JP S599764 A JPS599764 A JP S599764A JP 58102962 A JP58102962 A JP 58102962A JP 10296283 A JP10296283 A JP 10296283A JP S599764 A JPS599764 A JP S599764A
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ジエリ−・ウエイン・ベ−カ−
リチヤ−ド・アンソニ−・クルス
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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】 本発明はデータベースを管理する新しい計算方法、特に
関係データベースにおけるような複数行更新動作の原子
性（ａｔｏｍｉｃｉｔｙ）を保証する方法に係る。
〔先行技術の説明〕
先行技術のデータ管理システムでは、データベ−ｘに作
用する動作の原子性を保証するす゛ポー１が必要に応じ
て与えられている。そのような動作が”原子的”と呼ば
れるのは、該動作が完全に成功した場合、または該動作
が失販してもデータベースの状態が不変のままに留まる
場合である。
ＩＢＭ情報管理システムＣＩＭＳ／ＶＳ）バージョン１
では、１回にルコード、すなわちテーブルの１行を更新
する動作の原子性を保証するサポートが与えられている
。しかしながら、ＩＭＳ／ＶＳには複数”行の更新機能
はない。
複数行の更新動作を与えるデータベース管理システムは
、ＩＢＭのシステムＲ１実験用データベース管理システ
ム、およびＩＢＭの構造化照会言語／データ・システム
（ＳＱＬ／ＤＳ）のよウナ、関係モデルに基づいたシス
テムを含む。システムＲは、刊行物であるＢｌａｓｇｅ
ｎ他、”　ＳｙｓｔｅｍＲ：　　Ａｎ　　Ａｒｃｈｉｔ
ｅｃｔｕｒａｌ　　Ｏｖｅｒｖｉｅｗ”ＩＢＭ　　Ｓｙ
ｓｔｅｍ　　Ｊｏｕｒｎａｌ、Ｖｏｌ、２０．Ｎｏ。
１．１９８１、　ＰＰ４ｌ−６２に説明されている。Ｉ
ＢＭ　ＳＱＬ／Ｄｓは、刊行物であるｓＱＬ／Ｄａｔａ
　　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｐｌａｎｎｉｎｇ　　ａｎ、ｄＡｃ
ｄｆｍｉ：ｒｔｔ　ｓ　ｔ　ｒａ　ｔ　ｉ　ｏｎ”、Ｉ
ＢＭ　Ｐｕｂｌｉｃａ目０ｎＳＨ２４−５０１４−０，
Ｐｒｏｇｒａｍ　　Ｎｕｍｂｅｒ５７４　Ｂ−ＸＸ　、
Ｊ、、Ａｕｇｕｓｔ　　１９８１に説明されており、そ
のうち回復に関係するものはＰ、Ｐ９−１ないし９〜１
９に説明されている。以下、間作データベースとは、複
数行の更新動作を可能にするすべてのデータベー・ス管
理モデルを含むものとする。
ＳＱＬ言語（これはシステムＲまたはＳＱＬ／ＤＳによ
って管理されたデータベースにアクセスするだめの外部
言語である）は、ユーザが定義したデータの状態を変更
するだめの動作、すなわちＵＰＤＡＴＥ（更新）、ＤＥ
ＬＥ’ＴＥ（削除）、ｌＮ５ＥＲＴ（挿入）等の動作を
提供する。これらの動作を利用すると、ＳＱＬユーザは
指定されたデータベースのテーブルで、複数行（すなわ
ち、レコード）の更新、削除、挿入等を行うことができ
る。システムＲおよびＳＱＬ；／ＤＳで実現されたよう
に、ＳＱＬは前記複数行動作の部分的成功を可能にしだ
が、これによれば例えば複数行更新の最中にエラーが検
出された場合には、当該動作が終了せしめられ、要求さ
れたレコードのサブセットのみが更新されるにすぎ々い
。従って、テーブルは矛循性を含む状態に留まり、か゛
くてＳＱＬ動作を要求しているアプリケーション・プロ
グラムは特定のレコードが更新されているか否かを正確
に決定する実際的な手段を持たない。もし回復可能なフ
ァイルが使用されるならば、前記エラーが検出されると
きロールバック、または回り動作を遂行することにより
、回復ユニツ）（ＵＲ）内のすべての仕事、すなわちト
ランザクションを元通りに復元（ｕｎｄｏ）Ｌなければ
ならない。この動作は、エラーを生ぜしめた動作の結果
を取消すげかりではなく、同じ回復ユニット内の他の動
作の結果をも取消す、という問題を含んでいる。もし回
復不能なファイルが使用されているならば、問題は更に
深刻である。その場合、ロールバック・プロ七スは全く
効果がなく、従って、アプリケ−ション・プログラムは
データ回復を処理しなければならない。
複数行更新動作シーケンスの間にエラーを生じた場合、
トランザクションを完全に復帰させる必要をなくするだ
めの各種の一提案が行なわれた。たとえば、複雑な動作
の各々を保管点（ｓａｖｅｐａｉｎｔ）で開始し且つエ
ラー発生時にこの保管点まで復帰させることが提案され
た。これについては、Ｇｒａｙイ献　”Ｔｈｅ　　Ｒｅ
ｃｏｖｅｒｙ　Ｍａｎａｇｅｒ　　ｏｆ　　ａＤａｔａ
　Ｍａｎａｇｅｍｅｒ＋ｔ　　Ｓｙｓｔｅｍ”、ＩＢＭ
Ｒｅｓｅａｒｃｈ　　Ｐｕｂｌｉｃａｔｉａｎ、Ｃｏｍ
ｐｕｔｅｒＳｓｃｉｅｎｅｅ　　ＲＪ２６２３（−＃５
３８０１　）、Ａｕｇｕｓｔ　　１５．１９７９（およ
びＡＣＭＣｏｍｐｕｔｉｎｇ　　５ｕｒｖｅｙｓ％Ｖｏ
１．１５、Ｎｏ、２、Ｊｕｎｅ　　１９８１、ＰＰ２２
３−２４２）を参照されたい。前記提案のシステムＲの
説明では、前記保管点の方法は実現されておらず、どち
らかといえば未解決の言語設計の問題であることが指摘
きれている。
〔発明の概要〕
本発明によれば、関係データベースにおけるように、ユ
ーザが要求したテーブルに対する複数行更新動作の原子
性を保証する方法が与えられる。
この方法では、更新動作が成功した場合は、すべての記
述された結果が生じるのに対し、更新動作が失販した場
合は、ユーザが認識するシステム状態は不変のままに留
まることが保証される。こうするため、複数行の更新動
作要求に応答して所与の実行モジュールを確立すること
が行なわれるが、該実行モジュールはその開始点に保管
点要求を持つ更新動作要求を実現するように複数の機械
語コード命令を含んでいる。実行モジュール中の、また
は実行モジュールによって呼出される命令の各セットが
、ユーザが認識したシステム状態を変更するようなもの
であれば、その各々ごとに復元情報がハード・ログまた
はソフト・ログに選択的に記録される。実行モジュール
がエラーを伴なわずに完了すると、保管点が削除されて
この保管点以後に記録されたすべてのソフト・ログ情報
が削除され、かつ保管点要求時にユーザが認識したシス
テムの状態の復元を保証するために保持されたすべての
資源が解放される。モジュールと実行中にエラーが検出
９されると、ユーザが認識した状態を保管点要求時に存
在していた状態に復元するために、記録された復元情報
が使用される。
〔実施例の説明〕
第１図を参照するに、図示された高レベルの記憶マツプ
は、例えば、ＤＢＭＳ（データベース管理システム）１
０を実現したＩＢＭシステム／６７０多重仮想記憶（Ｍ
ＶＳ）における２つの私用アドレス空間を表わしている
。ＩＢＭシステム／３７０のアーキテクチャは、刊行物
であるＩＢＭシステム／　３７　Ｄ　Ｐｒ１ｎｃｉｐｌ
ｅｓ　ｏｆ　０ｐｅｒａｔｉｏｎ。
ＦＯｒｍ　Ｎｏ、ＧＡ２２−７００．０−６に説明され
ている。本例では、ＤＢＭＳ　１０はＭＳＴ（アドレス
空間マスク）１２の領域およびＤＢＭ（データベース・
マネージャ）１４の領域を含むものとする。ハード・ロ
グ２２は、米国特許出願第３９０１６３号（１９８２年
６月２１日）および米国特許出願第３９０４５４号（１
９８２年６月２１日）にそれぞれ説明しているように、
ＭＳＴ１２の制御の下に維持される。第７表に本説明で
使用される略語を示す。
ＤＢＭＩ　４はＲＤ　Ｓ　（、関係データ・システム）
１６およびＤＭ（データ・マネージャ）１７を含み、こ
れらは共同してデータベース２４に記憶されたデータ対
象の生成、変更、アクセスおよび削除を管理する。前記
動作は、連合アドレス空間（図示せず）で実行中のアプ
リケーションまたはタスクからの呼出に応答して、実行
されることがある。前記連合アドレス空間とＤＢＭＳ　
１０によって与えられた機能との間の連結を確立する１
つの方法が、米国特許出願第５９５２４４号（１９８２
年６月２９日）に説明されている。
ＲＤＳ１６がその機能を実行する方法が、前記Ｏｖｅｒ
ｖｉｅｗ”、ＩＢＭ　　Ｓｙｓｔｅｍ　　Ｊｏｕｒｎａ
ｌ。
Ｖｏｌ、２０、Ｎｏ、１．１９８１および米国特許出願
第３９３９０２号（、１９８２年６月６０日）に詳細に
示されている。
第３図は、代表的なＳＱＬステートメントすなわち要求
６６を示す。コマンド・フィールド５゜は”従業員”と
命名されたファイルの”更新″が行ワレることを示し、
オペレーション・フィールド５２は”給与″フィールド
が１０％増加されることを示し、選択基準フィールド５
４は部門Ｍ１０における従業員の給与フィールドが更新
されることを示す。選択基準フィールド５４には１つ以
上の述部（後に説明する）が含まれる。
ＲＤＳ　１６は、連合アドレス空間（図示せず）で実行
中のアプリケーションから、ＤＢＭ１４内のＤＭ１７を
呼出すのに必要な制御ブロックと実行モジュールとに受
取られたＳＱＬステートメントを処理する。各々の実行
モジュールは、処理中のＳＱＬステートメントを実現す
る１セツトの機スフ４中のデータを検索し且つ変更する
ために、ＤＭ１７中で定義された１セツトのプロトコル
の呼出しを含む（このプロトコル・セットはＭＳＩと呼
ばれる）。
次に第４図を参照して、ＳＱＬステートメントのｌＮ５
ＥＲＴ、ＵＰＤＡＴＥ、ＤＥＬＥＴＥ命令を含むデータ
処理動作を行うために、実行モジュールからＤＢＭ１４
の０Ｍ１７に渡される各種の制御ブロックについて説明
する。第４図には、ＭＳＩＢ（操作システム人力ブロッ
ク）６０％ＭＳＩＦＬＤ（操作システム入力フィールド
）７０、ＭＳ　Ｉ　５ＥＬＬ（操作システム選択ブロッ
ク）８Ｑ、ＣＵＢ（カーソル・ブロック）９０およびぺ
・ジセット１００が示されている。ＭＳＩＢ６０はメイ
ン・アンカー制御ブロックであり、ＣＵＢ９０へのポイ
ンタ６２、ＭＳＩＳＥＬＬ８０へのポインタ６４および
ＭＳＩＦＬＤ７０へのポインタ６６を含む。ＣＵＢ９０
はページ・セット１００中の走査位置を識別する情報を
含む。この情報は、カーソル・ブロックのタイプを識別
するコード、ページ・セラ）１００の識別子９２および
ＲＩＤＩＤＯのＲ，ＴＤスロット１１２を識別するＲＩ
Ｄ番号９４を含み、該ＲＩＤスロット１１２は走査位置
に置かれたレコード１０６に対するページ１０２のポイ
ンタを含む。ＭＳＩＳＥＬＬ８Ｄは、′サーガブル”（
ｓａｒｇａｂｌｅ）述部を指定する。サーガプル述部は
、ＤＢＭ１４の０Ｍ１７にとって意味のある述部である
。非す−ガル述部は、０Ｍ１７が処理できない述部であ
り、ＲＤＳ１６によって検査しなければならない。ＭＳ
ＩＳＥＬＬ８０は、述部が適用されるフィールドの識別
子、比較演算子（〉、く、≧、≦、〈〉）のオヘレーシ
ョン・コート、比較される値へのポインタ、およびＡＮ
Ｄ、ＯＲのようなプール結合子を含む。ＭＳＩＳＥＬＬ
８０の各々は、１つの述部を指定するのに用いられる。
複数の述部は、複数のＭＳＩＳＥＬＬ８０およびプール
結合子フィールドを用いて指定される。ＭＳＩＦＬＤ７
０は値が戻されるか、または供給されるフィールドを指
定し、フィールドの識別子、フィールド・データ・タイ
プ、フィールド長、および関係するバッファ７６および
７８へのポインタを含む。
ここで第２図を参照するに、そこには複数のＳＱＬステ
ートメント６３．６４．３６および５８を含むトランザ
クションがＵＲ３０として示されている。ＵＲ（回復ユ
ニット）とは、所与のプロセスによってなされる仕事で
あって、矛循性の無いある時点から他の時点への１つ以
上の回復可能な資源（データベース２４）の状態に影響
するようなものである。ＵＲの範囲は、複数の実行モジ
ュールを含むことがある。第２図のＵＲ３０は、ＳＱＬ
ステートメント３３．６４、′５６および６８を実現す
る実行モジュールを含む。ＵＲ３０はｌＮ５ＥＲＴステ
ートメント３３の開始点３２で開始され、現行ＳＱＬス
テートメント開始点４０で始まるＤＥＬＥＴＥステート
メント６８を越える時点まで及んでいる。ここで、複数
行のＤＥＬＥＴＥステートメント３８を実行する間に、
システム・クラッシュまたは他の揮発性記憶（ソフト・
ログ２０を含む）の喪失を除くエラーが４２で生じるも
のとする。この場合、本発明によって復元動作が与えら
れ、これにょシ同じＵＲ３０中のＵＰＤＡＴＥステート
メント３乙によって外された変更に悪影響を与えること
なく、データベース２４を現行ＳＱＬステートメント開
始点４ｏにおける状態に復元することができる。本発明
がなければ、前記米国特許出願第３９０１６５号（１９
８２年６月２１日）で説明されているように、ハード・
ログ２２を利用する回復動作４６が必要となるであろう
。（もしエラーがソフト・ログ２゜の喪失をもたらすな
らば、前記回復動作はデータベース２４をＵＲ開始点６
２におけるその状態に回復するのに利用することができ
る。）従って、本発明の手順を実行する際、０Ｍ１７は
主記憶中のソフト・ログ２ｏおよびＤＡＳＤ中のハード
・ログ２２を利用する。データベース２４でデータ対象
が変更される毎に、０Ｍ１７はハート・ログ２２または
ソフト・ログ２０　Ｋ　Ｉ　Ｌ／　：７−ドまたは複数
レコードを記憶する。ページ・セラ）１００が回復可能
であり、そして更新を含むヘーシカデータベース２４（
データベース２４４）ＤＡＳＤである）にコピーされた
かもしれなければ、ハード・ログ２２が使用される。も
しコミットされた変更の結果がＤＢＭＳ　１０によって
システム故障を切り抜けることを保証されるならば、ペ
ージ・セット１υＯは回復可能であるとみなされる。も
しページ・セット１００が回復可能でないか、またはペ
ージ１０２がデータベース２４にコピーされていないと
保証されるならば、ソフト・ログ２０が使用される。ハ
ード・ログ２２上の各レコードはデータベース２４に対
する変更を表わしており、次の３フイールドを含んでい
る。
（ａン　ハード・ログ見出し くｂ）　　データ・マネージャ・ログ見出しくＣ）アベ
ンデージ ハード・ログ見出しには、ログ・レコード・タイプを指
定するフィールドおよび前の・・−ド・ログ・レコード
に対するポインタを保持するフィールドが含まれる。デ
ータ・マネージャ・ログ見出しには、次の４フイールド
が含まれる。
（ａ）変更されるページ・セットを識別するページ・セ
ット識別子フィールド 本例では、ページ・セットは１乃至′５２データ・セッ
トの組であり、これらは論理的に連結されて２”３２バ
イＩｔでの線形アドレス空間を形成する。データ・セッ
トはデータベース２４の特定の部分であり、ＭＶＳオペ
レーティング・システムを介して読取られかつ書込まれ
る。
（ｂ）変更中のページ・セットにおけるページを識別す
るページ識別子フィールド 本例では、ページはページ・セット中の４０９・６また
は３２７６８バイトの連続領域であり、４０９６または
３２７６８バイトの境界で始まる。
（ｃ）変更を行なうＤＢＭ１４のＤＭ１７の手順を識別
するフィールド （ｄ）　／・−ド・ログ・レコードがＵＮＤＯ（復元）
、ＲＥＤＯ（再実行）またはＵＮＤＯ／ＲＥＤＯ情報を
含むか否かを示すフラグ ＵＮＤＯ情報は、あたかも所与の更新動作が実行されな
かったかのように、該更新動作を元通シに復元するのに
必要な情報である。ＲＥＤＯ情報は、更新動作を再実行
するのに必要な情報である。
アペンデージのフォーマットは、変更のタイプによって
異なる。ある場合に咳、アベンデージは変更中のデータ
対象の変更前後のイメージを含み、他の場合には、アペ
ンデージは復元動作を実施するのに必要な情報を含む。
回復不能なデータベース２４でデータ対象全変更する毎
に、そして保管点（ｓａｖｅｐｏｆｎｔ）が確立される
毎に、ＤＭ１７はソフト・ログ２ｏにソフト・ログ・レ
コードを記憶する。ソフト・ログ２０のレコードには次
のものが含まれる。
（、）　　ソフト・ログ・レコード見出しこれには ・前のソフト・ログ２０のレコードに対するポインタ ・このログ・レコードの長さ ・ログ・レコード・タイプを識別するオペレーション・
コード が含まれる。
（ｂ）　　フォーマットがログ・レコード・メインニよ
って異なるアペンデージ ログ・レコードがデータ変更の場合には、アペンデージ
にはＵＮＤＯ情報が含まれる。もしログ・レコードが保
管点を記述するならば、アベンデージには次のものが含
まれる。
ａ、ユーザが与えた保管点の名前 す、前の保管点のソフト・ログ２ｏのレコードに対する
ポインタ Ｃ４このソフト・ログ・レコードを書込む保管点モジュ
ールによって書込まれた最初のハード・ログ２２のレコ
ードのＲＢＡ（相対バイト・アドレス） ｄ１位置が保管されるＣＵＢ（カーソル・ブロック）を
記述する項目リスト これＫは （ａ）ＲＩＤ（レコード識別子） （ｂ）ＣＵＢの位置（すなわちＣＵＢ位置およびその前
後のＷＲ’ｌ’レコード） が含まれる。ＣＵＢは、データベース２４中の行または
レコードの位置を維持するのに用いられるＤＭ１７の制
御ブロックである。各々のＣＵＢは、とりわけ、インデ
ックスおよびページ・セット１００のようなデータ・マ
ネージャの対象内の位置を表わす。
次に、以上の制御ブロックおよびモジュールの動作を説
明する。本発明の原子性プロトコルは、ＤＢＭＩ４のＤ
Ｍ１７によってカニられる保管点／復元機構を用いて実
現される。これらの２つの動作を用いることによ、ｊ）
、ＤＭ１７のユーザはデータベース２４の状態をＵＲ３
０内の前もって決められた点（保管点）、すなわち現行
ＳＱＬステートメント開始点４０に戻すことができ、従
って前記点の後に生じた変更の結果を取消すことができ
る。
複数行を対象とするＳＱＬのＵＰｐ４ＴＥ％　ｌＮ５Ｅ
ＲＴｊたはＤＥＬＥＴＥ命令を実現した各実行モジュー
ルは、原子性を保証するために、保管点および復元動作
を利用する。これらの実行モジュールは第５および６図
に示されている。第６図の更新／削除用の実行モジュー
ルは、第６表の擬似コ５−ドで示されている。第５図に
示した実行モジュールの開始端では、データベース２４
が変更される前に保管点コマンド１５０（第７図参照）
がＤＢＭＩ４のＤＭ１７に送られる。この動作に対する
入力としてＵＲ３０内で一意的な１つの名前が渡される
。この名前は、保管点コマンド１５０（第２図の例では
、これはＤＥＬＥＴＥステートメント３８の始めに相当
する現行ＳＱＬステートメント開始点４０である）、お
よび状態を保管すべきＣＵＢ９０−のりストを識別する
。第４表は保管点生成手順を擬似コードで示す。
もしエラー１６０（第２図のエラー４２）が実行モジュ
ール第５図または第６図の）で検出されたならば、復元
コマンド１６２が生じ（第８図に示すように）、保管点
コマンド１５０で指定された名前がパラメータとして渡
される。復元コマンド１６２はすべてのユーザおよびシ
ステム・データの状態を、第８図および第５表に示す方
法によって保管点コマンド１５０が出された点（現行Ｓ
ＱＬステートメント開始点４０）における状態に戻す。
第８図および第５表には、ソフト・ログ２０にある保管
点レコードを取込むステップ１９０、ソフト・ログ２０
のレコードからハード・ログ２２にある保管点レコード
のＲＢＡを取込むステップ１９２、エラー１６０（第２
図のエラー４２）に応じてハード・ログ２２のＵＮＤＯ
レコードを処理することによシ保管点のＲＢＡ（現行Ｓ
ＱＬステートメント開発点４０）へ戻すステップ１９４
、および保管点で及在していた位置にＣＵＢ９０のＲＩ
Ｄ番号９４の値をセットするステップ１９６が含まれる
。
データベース２４の状態を変更するＳＱＬの動作を実現
したすべての実行モジュールは、保管点コマンド１５０
および復元コマンド１６２を用いて原子性を保証する。
コンパイルによってコードを生成するのではなく、（定
義および許可ステートメントのように）解釈されつつ実
行される他のＳＱＬ動作は、同じ接近方法を用いる。す
なわち、保管点コマンド１５０はデータベース２４が変
更される前に出され、そして復元コマンド１６２はデー
タベース２４の変更後にエラーが検出された場合に出さ
れる。この実現形態による実質的な作用は、ＳＱＬのユ
ーザがすべての動作を原子的であると認識する点、すな
わち完全な成功またはデータベース２４が不変の！まに
留まることを認識する、という点にある。
こうして、ソフト・ログ２０は回復ユニットごとに揮発
性記憶で生成され、そして後入れ先出しくＬＩＦＯ）式
に管理される。ＤＢＭＩ　４のＤＭ１７は、ＣＵＢ９０
％回復不能なデータ・ページ、寸たはデータベース２４
にコピーされていないことが保証される回復可能ページ
に対して変更を行なうように要求されると、この変更を
要求していル回復ユニット（ＵＲ）についてソフト・ロ
グ２０にレコードを挿入する。このレコードには、ＣＵ
Ｂ９０またはデータ・ページ１０２の変更の結果を復元
するのに必要なＵＮＤＯ情報そのものが含まれる。復元
動作を行なうために呼出されるモジュール名も、ソフト
・ログ・２ｏのレコードにおいて指定される。ノ１−ド
・ログ２２は、データベース２４にコピーされたかもし
れないデータのページ１０．２に対して行なわれた変更
のＵＮＤＯおよびＲＥＤＯ情報を記録するとともに、デ
ータベース２４にコピーきれなかったことが保証される
ページのＲＥＤＯ情報のみを記録するのに用いられる。
もしＵＲろＯ中の実行モジュール（第５図または第６図
の）が保管点コマンド１５０を出したならば、指定され
た保管点名を有する特定のレコードがソフト・ログ２０
およびノ・−ド・ログ２２の両方に挿入される。もし復
元コマンド１６２が出されたならば、復元段階４４０間
にログ２０および２２の両方からＵＮＤＯレコードがＬ
ＩＦ’Ｏ式に応取られ、そして復元コマンド１６２で指
定された名前を含む保管点レコードが見つかるまで、前
記動作が実行される。
ＵＲ３０によって複数の保管点レコードをスタックする
ことも可能である。例えば、２つの保管点コマンド１５
０を両者の間に復元コマンド１６２を持たずに出したＵ
Ｒ３０の場合を考えると、ソフト・ログ２０の内容はス
タックされた保管点レコードを示す第１表のように現わ
れる。
第１表 スタックされた保管点： 保管点５ｐｉ ＵＮＤＯレコード１ ＵＮＤＯレコード２ ＵＮＤＯレコード５ 保管点５Ｐ２ ＵＮＤＯレコードｉ＋１ ＵＮＤＯレコードｉ＋２ ＵＮＤＯレコードに この時点で、ＵＲ３０は保管点Ｓ　’Ｐ　２に対する復
元コマンドを出し、かくて保管点ＳＰ２以後になされた
データベース２４の変更のすべてを復元させるであろう
。ソフト・ログ２０はそのとき第２表に示す情報を有す
るであろう。
第　　　２　　　表 復元後のスタックされた保管点： 保管点５ｐｉ ＵＮＤＯレコー・ド１ ＵＮＤＯレコード２ ＵＮＤＯレコードｉ しかしながら、もしＳＰｌに対する復元コマンドが出さ
れたならば、ソフト・ログ２０のスヘテのレコードは処
理され削除されることになる。
復元プロセスの効率を高めるために、ＤＢＭＩ４のＤＭ
１７は、ソフト・ログ２０の各レコードが単一のページ
１０２の変更を記述し、かつこの変更をページ１０２お
よびログ２０１．２２のレコードに含まれた情報のみを
用いて照会しうるような方式を採用することがある。従
って、復元を行なうのに、他のページ、ディレクトリま
たはカタログをアクセスする必要はない。
０８Ｍ１４のＤＭ１７は、他の構成要素のソフト・ログ
２０またはハード・ログ２２へのレコード書込みを可能
にするオペレータを与えることによって、本発明の原子
性プロトコルを簡略化する。
従って、他の構成要素によって管理される資源の変更も
、前記機構によって復元可能である。また０８Ｍ１４の
ＤＭ１７は、ソフト・ログ２０およびハード・ログ２２
を用いてそれ自身の動・作の原子性を保証する。従って
、０８Ｍ１４のＤＭ１７を用いる構成要素は、データベ
ース２４の呼出間の無矛循性について心配する必要はな
い。
ソフト・ログ２０は、ユーザおよびシステム・データの
変更を復元するのに必要な情報を集中管理する機構を与
えるか１本発明の原子性プロトコルの良好な実施例の重
要な構成要素である。
Ｎ寸℃の　ＯＦ〜寸℃の０〜寸℃ Ｎ’）　　　（イ）　　Ｎ’）　　　哨　　　　　寸　
　寸　　寸　　寸　　寸　寸　　の　　の　　的　　の
１し コ　率　　　　　　　　　　　。　＼　す、７−０　　
や　ｊ ト　Ｖ 率　Ｓ ゛へ　　　　　　　　　　　　　　　　　１　　　　　
　　　へ１　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　口　　　　　　　　　　　　　７＼
ψ　賭　米　ヤ で霞　　　　　　　　で１　　　で１　　−　　　で１
　　　で１　　−　　　で１　　−　　　で鴇へへへ　
へへへへへへへへＮへへ 匡　　　　Ｓ Ｈ：Ｉ　　　　ｊ 剥べρシＯ巾１１トロＯ ム　Δ　べ、、Ｌ　峙に・口 ＼　率　φ へ　　へ　　へ　　ヘ　　ヘ　　へ　　へ　　へ　　へ
　　へ　　へ　　　　　へ　　ヘ　　へ叩　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　呻０　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　＋Ｏρ　　　　　　　
　禾　　　　　　　　　”六　本　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　へ即　−
中 止　ＦＱ　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　コ第　　　７　　　表 ＣＵＢ　　　　　：カーソル・ブロックＤＡＳＤ　　　
　：直接アクセス記憶装置ＤＢＭ　　　　　：データベ
ース・マネージャＤＢＭＳ　　　　：データベース管理
システムＤＭ　　　　　：データ・マネージャ ＭＳＩＦＬＤ　　：操作システム入力フイールドＭＳＩ
Ｂ　　　：操作システム人力ブロックＭＳＩＳＥＬＬ：
操作システム選択ブロックＭＳＴ　　　　　ニアドレス
空間マスクＭＶＳ　　　　　：多重仮想記憶 ＲＤＳ　　　　　：関係データ・システムＲＩＤ　　　
　　ニレコード識別 ＳＱＬ　　　　　：構造化照会言語 ＵＲ：回復ユニット
【図面の簡単な説明】
第１図は関係データ・システム、データ・マネージャ、
ノ・−ド・ログおよびソフト・ログを含むデータベース
管理システムを示す図、 第２図は回復粋よび復元動作を含む代表的な口笛６図は
代表的なＳＱＬステートメントを示す図、 第４図は本発明の方法を実行する際に参照される種々の
制御ブロックおよびデータ領域を示す図、第５図はｌＮ
５ＥＲＴ動作を実現する実行モジュールによって実行さ
れる手順を示す流れ図、第６図はＵＰＤＡＴＥまたはＤ
ＥＬＥＴＥ動作を実現する実行モジュールによって実行
される手順を示す流れ図、 第７図は第５および６図に示された保管点動作を示す流
れ図、 第８図は第５および６図に示された復元動作を示す流れ
図である。 １０・・・・ＤＢＭＳ、１２・・・・ＭＳＴ、１４・・
・・ＤＢＭ、１６・・・・ＲＤＳ、１７・−・ＤＭ、２
０・・・・ソフト・ログ、２２・・・・ハード・ログ、
２４・・・・データベース、３０・・・・ＵＲ，１２・
・・・ＵＲ開始、６５・・・・ｌＮ５ＥＲＴ、３４・・
・・５ＥＬＥＣＴ１３６・・・・ＵＰＤＡＴＥ、３８・
・・・ＤＥＬＥＴＥ、４０・・・・現行ＳＱＬステート
メント開始、４２・・・・エラー、４４・・・・復元、
４６・・・・回復、５０・・・・コマンド・フィール）
”、５２・・・・オペレーション・フィールド、５４・
・・・選択基準フィー／ｌ／ド、　６０・・・・ＭＳＩ
Ｂ、６２、６４．６６・・・・ポインタ、７０・・・・
ＭＳ　Ｉ　ＦＬＤ、’７６．７Ｂ・・・・バッファ、８
０・・・・ＭＳ　Ｉ　Ｓ　ＥＬＬ、’９０・・・・ＣＵ
Ｂ、９２・・・・識別子、９３・・・・バッファ、９４
・・・・ＲＩＤ番号、１００・・・・ページ・セット、
１０２・・・・ページ、１０６・・・・レコード、１１
２・・・・ＲＩＤスロット。 出願人　　インターカンヨナノいピン木ス・マシーンズ
・コーポレーションＦＩＧ、７ ＦＩＧ。８

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 関係データベース内のテーブルに対してユーザが要求す
    る複数行更新動作を行なう場合、該更新動作が成功する
    ときは記述されたすべての結果が生じ且つ更新、挿入お
    よび削除命令を含む該更新動作が失敗するときはユーザ
    によって識別されるシステム状態が不変のままに留まる
    ように、前記複数行更新動作の原子性を保証する方法で
    あって、更新動作要求に応答して、該要求を実現するだ
    めの複数の機械語コード命令を有し且つその開始部に保
    管点要求を有する実行モジュールを確立し、前記実行モ
    ジュール中の、または前記実行モジュールによって呼出
    される各命令セットがユーザによって認識されるシステ
    ム状態を変更するようなものである場合には、その各セ
    ットごとに復元情報をソフト・ログまたはハード・ログ
    に選択的に記録し、 前記保管点要求時点でユーザによって認識されたシステ
    ム状態への復元を保証するため、実行モジュールの終了
    時に前記保管点を落し、該保管点以後に記録されたすべ
    てのソフト・ログ情報を削除するとともに、保持された
    すべての資源を解放し、 エラーを検出した際、ソフト・ログおよび／またはハー
    ド・ログに記録された修復情報に応答して、ユーザが認
    識したシステム状態を前記保管点要求時点のシステム状
    態に復元するようにしたことを特徴とする複数行更新動
    作の原子性を保証する方法。
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