JPS62105247A - デ−タ・ベ−ス・システムの管理方法 - Google Patents

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】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、再始動可能なデータ・ベース・システムにお
けるデータ可用性を維持する方法に関し。

さらに詳しくは、該システムが少なくとも１つの端末装
置ｉ！１（端末、ターミナル）によって外的にアクセス
可能な場合におけるかかる方法に関する。

Ｂ、従来技術およびその問題点 長い間、バックアップ用のプロセッサまたはシステムが
、性能の低下した活動（アクティブ）プロセッサまたは
システムに代われるならば、サービスの連続性は維持で
きると考えられてきた。そのような例は、防空システム
（ＳＡＧＥ）、指揮と統制（ＳＡＣ）、宇宙飛行法（Ａ
ＰＯＬＬＯ）、および航空便予約システム（ＳＡＢＲＥ
）に見受けられる。これらのシステムでは、同じデータ
に対してタンデム操作を行う多重プロセッサが用いられ
ており、活動システムに障害が起きたならば、バックア
ップがとって代わるようになっている。

他の方法として、タンデム操作を行う多重プロセッサを
用い、オペレータがどのプロセッサをアクティブな制御
プロセッサとして扱うか、または到着した結果が信頼で
きるか否かを選択することが可能である。しかしながら
、そのようなシステムではバックアップ・プロセッサが
性能の低下した活動プロセッサにとって代わる最中にキ
ャッチされたトランザクションの保全性の維持について
、めったに関心を払っていない。例えば、航空便予約シ
ステムでは、処理におけるどのトランザクションの状況
の確認も、そして、どの回復プロシージャーの開始も、
切符販売店の責任であって、システム自身の責任ではな
かった。

他に関連のある先行技術として、（ｉ）米国特許第３６
２３００８号明細書（プログラム制御式データ処理シス
テム）、（ｉｉ）同第３６５１４８０号明細書（プログ
ラム制御式データ処理システ）、（ｎｉ）同第４４５５
６０１号明細書（多重プロセッサ・システムにおけるサ
ービス・プロセッサ間のクロス・チェツキング）を挙げ
ることができる。

前記（ｉ）、（ｎ）の文献では、電話接続のやり取りを
制御するための、活動プロセッサおよびバックアップ・
プロセッサを持つ電話交換システムにおける障害の許容
範囲について、記載されている。電子スイッチング・シ
ステム（ＥＳＳ）と呼ばれるそれらのシステムでは、各
プロセッサのメモリや制御アレンジメント等の構成要素
間の接続をスイッチすることができる。これは、活動プ
ロセッサの障害が起きたメモリが、直ちにバックアップ
・プロセッサからのメモリによってとって代わられるこ
とを意味する。この場合、進行中のコールまたはこのよ
うな切換によって影響を受ける処理中のコールの一方の
損失を最小にするため、両プロセッサの構成要素間にお
いて、近回−にア・アイデンティカル）の情報状況を維
持する必要がある。

したがって、本発明の目的は、再始動可能なデータ・ベ
ース・システムにおりるデータ可用性を維持するための
方法の提供にある。関連する目的として、そのようなデ
ータ・ベース・システムにおいて、新しいトランザクシ
ョンを再始動回復操作と重複させる一方、トランザクシ
ョンの保全性と一貫性を最大化する方法の提供を挙げる
ことができる。

Ｃ０問題点を解決するための手段 前述の目的は、バックアップ・プロセッサと性能の低下
したプロセッサとの間の交換を維持する方法において達
成される。そして、その交換は、原子的なトランザクシ
ョンで活動プロセッサにアクセスする端末装置にとって
透過性を有するものである。バックアップ・プロセッサ
は、活動プロセッサによって、活動プロセッサのログ・
エントリと同期をとり、該ログ・エントリを追跡、モニ
タすることにより、故障停止に備える。活動プロセッサ
に障害が生じると、バックアップ・プロセッサは、必要
な回復処理を実行するとともに、新しい活動プロセッサ
としてトランザクション処理を引き継ぐ。同期化は、活
動プロセッサのログに記録されているような、活動プロ
セッサの現在状況の「スナップショット」を取り出す形
式において、明白である。追跡は、活動プロセッサのロ
グの更新を走査することにより、達成される。したがっ
て、該システム・ログに従うことにより、バックアップ
・プロセッサは、活動プロセッサについてなされるもの
と同じ処理の複写を行わないだけでなく、活動システム
に対する処理にも関係しない。

有利なことに１本発明は、端末装置、活動プロセッサお
よびロギング機構を含む経路を通じての、バックアップ
・プロセッサの連続的な更新を含む。

この点について、活動プロセッサは、ログを更新する一
方、バックアップ・プロセッサは、更新のためにログを
ポーリングする。これは、前記（ｉ）。

（ｉｉ）の文献に記載された、同じデータ・ベースの複
製に頼るシステムと対照的な点である。実際、本発明で
は、更新と同期をとるための「スナップショット」が、
追跡のために用いられている。

Ｄ、実施例 ■ 従来の情報管理システム（ＩＭＳ）では、緊急再始動プ
ロシージャーによって故障停止時の回復処理が行われて
いた。緊急再始動をサポー１〜するため、各ＩＭＳシス
テムは、回復のために必要なすべての事象と情報を記録
（ログ）していた。システムに障害が起きると、オペレ
ータは、これが緊急再始動であることをＩＭＳシステム
に知らせるコマンドを入力し、ジョブを再始動する。す
ると、ＸＭＳは、必要とされるどんな回復作業をも遂行
するために、障害の起きたＸＭＳシステムによって作ら
れたログ・レコードを読み取り、次いで障害の起きたシ
ステムがやめた箇所の処理を続行する。回復の際に必要
とされるファクタの中には、もう１つのＸＭＳシステム
を緊急再始動モードに立ち上げること、回復処理（バッ
クアウトおよび順方向回復）を遂行すること、従属領域
の始動とすべての端末セツションの再始動をマニュアル
で行うこと、および要求に応じてデータベースの許可（
オーツライジング）、割振り、再開放（再オープン）を
行うことが含まれていた。

過去の要件と対比すると、本発明の方法では、活動プロ
セッサのログ・レコードを処理することによって、活動
プロセッサの状態をモニタできるとともに、予定済の休
止や予定外の障害の際に、「活動プロセッサ」にとって
代わることのできるバックアップ・プロセッサを立ち上
げる。バックアップ・プロセッサは、東に「活動」と同
じ処理を複写しないだけでなく、活動プロセッサによる
処理にも全く関係しない６むしろ、バックアップ・プロ
セッサは、活動プロセッサのログから状況および回復情
報を引き出し、可能な処理は何でも行う。その結果、エ
ンド・ユーザーの手を最小限わずられせるだけで、引継
実行することができる。

第１図には、アクティブ（活動）およびバックアップ（
すなわち、「代替」）の画構成が示されている。データ
・ベースは、活動プロセッサおよびバックアップ・プロ
セッサの間で共有される。

活動プロセッサのＩ　Ｍ　Ｓログは、バックアップにと
って使用可能とされている。バックアップ・プロセッサ
は、活動プロセッサと「同期」をとり、該プロセッサを
「追跡（トラッキング）」シ、故障の徴候を探して該プ
ロセッサを「モニタ」することにより、故障停止に備え
る。

活動プロセッサの性能が低下すると、バックアップは必
要な回復処理を行い、「新しい」活動プロセッサとして
ユーザー・１−ランザタション処理の責任を引き継ぐ。

責任の転換には、活動ターミナルのセツションをバック
アップ・プロセッサに転送することに加えて、バックア
ップにとって、活動プロセッサが使用可能であったすべ
てのデータ・ベースを使用可能とすることも含まれる。

このようにして、第１図の２つのＩＭＳ／ＶＳサブ・シ
ステムは協働し、エンド・ユーザーに対してあたかも単
一の活動ＸＭＳ／ＶＳシステムのように振舞うのである
。

同じまたは異なるプロセッサ」―でスタートすると、バ
ックアップ・システムは、活動プロセッサに対して現在
の状況のチェックポイント（スナップショット）の取出
しを求める。バックアップ・プロセッサは、このチェッ
クポイント・データを活動プロセッサのログから得て、
該活動プロセッサとの「同期化」を達成するために用い
る。次に、バックアップは、活動プロセッサによって作
成されつつあるログ・データに同時にアクセスすること
によって、活動プロセッサの状況のどの変化も追跡し、
反映する。

バックアップ・プロセッサは、活動プロセッサの活動を
モニタし、故障の徴候を探す。この監視機能は、「引継
」の開始を要求する条件の検出のための、いくつかの方
法を含み得る。これらの方法は、活動プロセッサのログ
および再始動データセット（ＲＤＳ）の利用を含む。

第２図には、活動プロセッサとバックアップ・プロセッ
サ間の通信が示されている。活動プロセッサは、活動プ
ロセッサのＩＭＳログと再始動データ・セットを走査し
、ＶＴＡＭ　　ＬＵ６と呼ばれる通信リンクを共有する
。

本明細書の以下のセクションは、解決すべき問題点、お
よび本発明によるそれらの解決のし方の説明に割り当て
られている。説明は、第１表に記されるような特定の処
理段階と関連させることによって、より理解しやすくな
るであろう。第１表の諸段階は、続く説明で参照されて
いる。後のセクションは、これらの段階を用いて、Ｉ　
ＭＳ／ＸＲＦ（拡張回復機構）の「代替」サブシステム
が、障害の起きた「活動Ｊサブシステムにとって代わる
一例を追っている。

エンド・ユニ並二涜りｌションノ蔓文 ＸＭＳサブ・システムが始動されると、端末セツション
が始動され、ユーザーがＩＭＳにトランザクションを入
力できるようになる。続くパラグラフで記載されている
機能を除き、ＶＴＡＭ　（仮想記憶通信アクセス方式）
制御式の端末をＩＭＳに接続する方法は変化していない
。以下のＶＴＡＭのマニュアルは、ＸＲＦの変更前にセ
ツションを確立する方法を述べている。

１、ＡＣＦ／ＶＴＡＭ　　Ｖ２　　総合情報、ＩＢＭ刊
行物ＧＣ２７−０６２８ ２、ＡＣＦ／ＶＴＡＭ　　Ｖ２　　プラニングとインス
トレージョン、ＩＢＭ刊行物５Ｃ２７−０３、ＡＣＦ／
ＶＴＡＭ　　Ｖ２　　操作法、ＩＢＭ刊行物５Ｃ２７−
０６１２ エンド・ターミナルのユーザーにとって、ＩＭＳが「単
一のシステム・イメージ」のように振舞うために、ＶＴ
ＡＭは、ユーザー・アプリケーション名変数のサポート
を実現した。この名前を用いて、エンド・ターミナルの
ユーザーは、ＩＭＳサブシステムの現実のＶＴＡＭアプ
リケーション名を知らなくても、活動ＸＭＳサブシステ
ムに接続してトランザクションの処理能力を得ることが
できる。なぜなら、ＶＴＡＭが、ユーザー・アプリケー
ション名変数を、ＩＭＳがトランザクション処理能力を
持つ活動サブシステムになったときにＩＭＳによってセ
ットされた現実のＶＴＡＭアプリケーション名に翻訳す
るからである。

また、Ｖ　Ｔ　Ａ　ＭとＮＣＰ　（ネットワーク制御プ
ログラム）は、セツション確立の間、活動ＥＭＳに提供
されるＣＩＮＩＴ上で、接続によりＸＲＦ可能セツショ
ンをサポートできるか否かを示すように、修正された。

もし可能ならば、ＩＭＳはＸＲＦ可能セツションを「活
動」で束縛（Ｂ　Ｉ　ＮＤ）する。この結果、ＮＣＰに
よって付加的な記憶が割り当てられ、該セツションが特
別のセツション状況情報を維持する。これらのセツショ
ンについて書かれたログ・レコードは、Ｘ　ＲＦ可能セ
ツションが確立されたか否かを示す。

代替サブシステムが存在するならば、バックアップ・セ
ツションは、各ＸＲＦ可能セツションのために同期化／
追跡プロセスの一部として確立される。これにより、引
継時において、超高速で、かつセツション保３的な端末
のスイッチが可能となる。ＮＣＰの維持するセツション
状況情報が工ＭＳに戻ると、エンド・ユーザーの透過性
を与えるのに必要とするような「セツション回復」の実
行が、ＩＭＳによって可能となる。セツション回復につ
いては、後のセクションで説明する。

盃肱犬ヱ２入元ムの°　のモニタ尤乙ダ代替サブシステ
ムは、特定時において、「活動の」処理の追跡がその時
点以後可能となるように。

活動サブシステムと同期をとらなければならない。

活動サブシステムは、このためにｒＳＮＡＰＱＪチェッ
クポイントを取り出す、これは、チェックポイントが取
り出されたときのシステムの状況を含むログ・レコード
のセットからなる。「活動」によるｒｓＮＡＰＱＪチェ
ックポイントの取出しは、随意のＮ５Ｃ（ファイル統合
制御機構）リンクを経由する「代替」からの直接の要求
、またはオペレーターのコマンドによって行われる。後
者の場合、オペレータは、「代替」からの、／ＣＨＥ　
　５ＮＡＰＱコマンドの活動サブシステムへの入力を求
めるメツセージを受信する。これらのチェックポイント
・レコードが「活動の」システム・ログに書き込まれて
いるならば、「代替」はそれらを同期化のために読み取
り、処理する。

代替サブシステムが、一旦、　　ｒ　Ｓ　Ｎ　Ａ　Ｐ　
Ｑ　Ｊチェックポイントから活動サブシステムの初期ま
たは始動状況を把握すると、「活動」の状況は、「活動
」によって作られる最新のログ・レコードから、「代替
」によって維持される。第１表では、このような活動は
、同期化段階および追跡段階に記されている。

このような、代替サブシステムによるモニタリングまた
は追跡活動は、３つの目的を果たす。以下、これらの目
的の見地から記す。

１゜「代替」は、引継のために、「活動」についての十
分な情報を維持する。

ＩＢＭ／ＶＳの５ＮＡＰＱチｚｙ’）ポイントノログ・
レコードおよび関連する「変更（チェンジ）」レコード
は、十分な情報を含むように拡張された。その結果、代
替サブシステムが次のことを行えるようになった。

（ａ）「活動の」ネットワーク（セツションが活動的で
ある）の現在の状況の識別および維持。この情報は、ユ
ーザーとシステム間の通信関係を、引継が行われるとき
に、活動サブシステムから代替サブシステムへ転送する
のに用いられる。

（ｂ）スケジュールされたアプリケーション・プログラ
ムの現在の状況の識別と維持 端末からアプリケーション・プログラムがスケジュール
されると、データベース・システムは、スケジュール機
能をサポートする制御ブロックのセットをロードしなけ
ればならない。また、データ・システムはどのデータ・
ベース・アプリケーション・プログラムが、関連するデ
ータ・ベースの記述および制御ブロックにアクセスでき
、ロードできるかについて決定しなければならない。ア
プリケーション・プログラムが終了すると、これらの制
御ブロックは解放される。したがって、活動サブシステ
ムがシステム・ログを経由して。

「代替」にアプリケーション・プログラムの開始および
終了を知らせることが、必要である。これによって、「
代替」には、必要な制御ブロックが、障害時に活動して
いるアプリケーションのためにロードされる。

（ｃ）データ・ベースの開閉、および中止の識別と追跡 エンド・ユーザーに対する単一システムのイメージを保
つために、代替サブシステムは、すべてのデータ・ベー
スの正確な状態を追跡しなければならない。これは、活
動サブシステムに５次のデータ・ベース活動を記録（ロ
グ）させることにより、達成される。

イ、データ・ベースの開／閉活動 口、データ・ベースのデータ・セットの割振り７割振り
解除活動 ハ、データ・ベース許可およびレベル共有活動 この情報によって、代替サブシステムは、活動サブシス
テムの障害時においてエンド・ユーザーが使用可能だっ
たデータ・ベースが引継後に使用可能となることを知る
ことができる。

（ｄ）引継後の可能なデータ・ベース回復処理をサポー
トするための、「イン・フライト（飛行中）」データ・
ベースの変更の、現在状況の識別および維持。

（ｅ）Ｑ在、活動サブシステムの持つデータ共有ロック
の識別および追跡。これは、引継時において、代替サブ
システムが、障害時に「活動」の持っていたロックを再
獲得できるようにすることを目的としている。これらの
ロックを用いて「代替」は、「活動」の後を継ぐ際、バ
ックアウトや順方向回復処理と並行して、（そのために
ロックを再獲得した）新しいトランザクションが始まる
ことを許すことができる。

（ｆ）代替サブシステム上の「クロック」が、「活動」
上の「タロツク」よりも早くないことの保証、これは、
引継後のデータ・ベースの保全性を破壊しないために、
必須である。

５ＮＡＰＱチエツクボンイトの第１のレコードのタイム
スタンプを、変更サブシステムの現在時と比較するため
に、ＸＭＳ／ＸＲＦロジックが付加された。「代替の」
時間が「活動の」タイムスタンプよりも早い場合は、調
整ファクタが計算され、「代替」が発生するすべてのタ
イムスタンプに加えられる。また、追跡段階を通じて確
実な。

クリティカルなログのために、調整ファクタの再計算も
必要となった。

２、「代替」は、引継処理のスピード・アップのために
、できるだけ多くの処理を行う。

以下の事前処理方法は、ＩＭＳ／ＸＲＦにおいて、活動
サブシステムの障害から、代替サブシステム上でのエン
ド・ユーザー・トランザクションが可能になるまでの経
過時間を減らすために実現された。

（ａ）バックアップ端末セツションの開始この目的は、
ユーザーとシステム間の通信関係を、活動サブシステム
から代替サブシステムへ、できるだけ速く、しかもエン
ド・ユーザーに対してほとんどまたは全く分裂すること
なしに転送することにある。

ネットワーク・スイッチング時間を最小にするため、Ａ
ＣＦ／ＮＣＰおよびＡ　ＣＦ　／　Ｖ　Ｔ　Ａ　Ｍ　ニ
対して、活動セツションと並存するバックアップ。

端末セツションの確立と、端末活動をバックアップ・セ
ツションにスイッチする（このようにして。

活動セツションにする）能力をサポートするとともに、
セツション状況情報を代替サブシステムに戻すように、
修正がなされる。このようなサポートの下、ＸＭＳ／Ｘ
ＲＦは、代替サブシステムに次のことを許す修正を含む
ことになる。

イ、「活動」からＸＲＦ可能端末セツションが確立した
ことを「代替」に知らせ るログ・レコードを受信すると、バッ クアップ端末セツションを要求する。

口、引継時において、各バックアップ・セツションに活
動セツションとして引き 継がせるネットワーク・スイッチを要 求する。

ハ、エンド・ターミナルのユーザーに対して透過性をも
って通信状態を回復する ために、ネットワーク・スイッチから 戻ったセツション状況情報をログから 得た情報と比較する６ 端末ユーザーの観点から言えば、セツションは１つしか
ない、しかしながら、ＮＣＰ　（ネッ１〜ワーク制御プ
ログラム）の観点から言えば、１つの端末につき２つの
セツションがあり得のであり、そのうちの１つがアクテ
ィブなのである。この関係をＸ　Ｍ　Ｓ　／　Ｘ、　Ｒ
Ｆで実現して示すのが第３図である。

（ｂ）アプリケーション・プログラム・スケジューリン
グ・ロックの事前ロード 引継の際に、各活動アプリケーション・プログラム用の
スケジューリングをサポートする制御ブロックをロード
すれば、引継の完了を著しく遅らせることになる。この
ための解決策は、ＩＭＳを修正して、十分な情報を記録
させることであり、その結果、「代替」は、追跡段階の
際にこれらのブロックのほとんどまたは全部を事前ロー
ドすることができる。

（ｃ）データ・ベースの事前割振り／事前開放引継処理
が始まった後で、データ・ベースのデータ・セットの動
的な割振り、開放という時間のかかる処理の必要を減ら
す、もしくはなくすため、代替サブシステムは、追跡段
階の間に、「活動」によって記録されたデータ・ベース
状況情報に基づいて、これらの機能を実行する。「活動
」によってデータ・ベースが閉じられ、かつ割振り解除
されると、「代替」にはシステム・ログを経由して知ら
され、その結果、先例にならうことが可能になる。

（ｄ）データ・ベースの事前許可 データ・ベースの事前許可は、潜在的なユーザーにとっ
て、データ・ベースがアクセス可能か否かを判断する処
理を指す０例えば、バックアウトの障害のせいで中止さ
れたデータ・ベースは、回復処理が完了するまで、アク
セスできない。活動サブシステムに、すべての許可関連
の活動を記録させることによって５代替サブシステムは
、これらの記録を用い、追跡段階の間に許可処理を駆動
することができる。Ｉ　Ｍ　Ｓ　／　Ｘ　ＲＦは６障害
の起きた「活動」から現在のデータ・ベースの許可を「
受は継ぐ」ことを、代替サブシステムに可能とすること
によって、この概念を実現する。この場合、「代替」は
、何を受るづ継いだのかわかるように、「活動の」許可
活動を追跡さえすればよい、、３゜「代替」は、活動サ
ブシステノ、の潜在的な障害を検出するため、監視機能
を実行する７代替サブシステムは、いくつかの方法を用
いて、活動サブシステムの潜在的な障害を自動的に検出
する。ＩＭＳ／ＸＲＦのすべての監視機構は、直接的な
ユーザー制御の下にある。ユ・−ザーは、どの機構を活
動化させるか選択するとともに２そｉぞれのタイムアウ
ト値を指定する。監視！！！構には、次のものがある。

（ａ）ＤＡ、ＳＤ　（直接アクセス記憶装置）監視この
機構のためには、共有されるＤＡＳＤ上のデータ・セッ
ト（「活動」によって規則正しく更新される）が必要と
される。ＩＭＳ／ＸＲＦはその再始動データ・セットを
用いる。「活動」はデータ・セット中のタイムスタンプ
を周期的に更新する。代替サブシステムは、周期的にタ
イムスタンプをチェックして、タイムスタンプを更新せ
ずにユーザー指定の時間間隔が過ぎてしまったか否か判
断する。もしそうならば、引継判断ロジックが呼び出さ
れる。

（ｂ）ログ監視 「代替」は１周期的にシステム・ログをチェックして、
「活動」から最後のログ・レコードを受信して以来、ユ
ーザー指定の時間間隔が過ぎてしまったか否かを判断す
る。もしそうならば、引継判断ロジックが呼び出される
。

（ｅ）リンク監視 ＩＭＳ／ＸＲＦによれば、２つのサブシステム間の随意
的なＬＵ６（ＩＳＯ）リンクを監視のために用いること
ができる。該リン・りが用いられると、活動サブシステ
ムは、このリンクを経由して規則正しくメツセージを送
る。「代替」は、周期的にリンクをチェックして、これ
らのメツセージがまだ受信中であるか否かを判断する。

もしメツセージ間のユーザー指定時間間隔が超過したな
らば、引継判断ロジックが呼び出される、（ｄ）ログ状
況監視 活動サブシステムは、ログ・レコードを発生させ、「代
替」に異常状態を知らする。監視機能は、この情報を用
いて、引継判断ロジックを呼び出すべきか否かを判断す
る。異常状態の例としては、次のようなものがある。

イ、ＩＭＳ資源ロック・マネジャーの障害口、ＶＴＡＭ
の障害 ハ、ＩＭＳのタスク異常終了（アベンド）監視機構の選
択に加えて、ユーザーは、監視機構の障害のどの組合せ
が引継を招くかも選択できる。さらに、ユーザーは、引
継が自動的に開始されるべきか、またはマスター・ター
ミナル・オぺレータに障害を知らせるべきか、について
指示することができる。後者の場合、マスター・ターミ
ナル・オペレータは、引継の開始の選択権を持つ。

この引継判断ロジックは、選択された監視機構のどれか
が問題を検出すると、いつでも呼び出される。

■雀？ｊン（〜のＪ１降の」引通 このセクションには、代替サブシステムが障害の生じた
活動サブシステムからエンド・ユーザー処理の責任を引
き継ぐために必要な活動が含まれている。

以下の機能は、新しいエンド・ユーザー・トランザクシ
ョンの処理が可能になる前に、実行される。

１、活動サブシステムによる、より一層のロギングを禁
止する。

２、活動システム・ログの処理を終了する。

３、オペレータ、ロック・マネジャー（ＩＲＬＭ）、お
よびデータ・ベース回復制御（ＤＲＢＣ：）に引継を知
らせる。

４゜障害の生じた活動サブシステムの持つロックを再獲
得することにより、ＸＭＳ資源を保護する。

５、Ｉ１０許容（トレレイション）機能を呼び出す。

この機能により、たとえ、Ｉ１０防止 （プリペンション）が活動サブシステム上で完了したこ
とをバックアップ・サブシステムが保証できなくても、
引継の完了が可能になる。　Ｉ１０許容は、データ・ベ
ースのうちの、性能の低下した「活動」によって重ね書
きされ得た部分へ書き込もうとする試みを妨害し、結果
をバッファ中にセーブする。

Ｉ１０防止が終了すると、Ｉ１０許容機能は、維持され
たバッファからデータ・ベースへ物理的な書込みを行う
。

各端末セツションが代替サブシステムにスイッチされる
と、エンド・ユーザーは新しいトランザクションの入力
を開始できる。最初、トランザクションは、データ・ベ
ースの、バックアウトや順方向回復処理（フォワード・
リカバリー）を必要としないような部分に制限される。

しかし、バックアウトおよび順方向回復処理がデータ・
ベースの一部で終わりになると、該部分はすぐにエンド
・ユーザーにとって使用可能となる。一旦すべてのバッ
クアウトおよび順方向回復処理が完了すると。

代替サブシステムは、障害が生じる市の活動サブシステ
１１と全く同様に動作する。

以下に掲げるのは、新しいトランザクションの処理と並
行して実行される機能である。

１、引継時において、ＩＭＳはＶ　Ｔ　Ａ　Ｍユーザー
・アプリケーション名変数を、「代替のＪ　ＶＴＡＭア
プリケーションＩＤにセットする。これにより、新しい
エンド・ユーザーのログオンの要求は、すべて、今アク
ティブである代替サブシステムに導かれる。そして１通
信ネッｌ−ワークのスイッチングが開始され、バックア
ップＶＴＡＭセツションは、セツション制御を失うこと
なく、活動セツションとなる。これは、事前に確立した
バックアップ・セツションのモードを「活動」に変更す
ることにより行われる。

既に述べたように、ＡＣＦ／ＮＣＰは。

セツション状況情報を維持するとともに。

この情報を引継中のＸＭＳサブシステムに戻す。このセ
ツション情報をシステム・ログ上の情報と比較すること
により、今アクティブであるＩＭＳサブシステムは、セ
ツション回復を行い、エンド・ユーザーの透過性をもた
らすことができる。普通、この場合、特別な回復アクシ
ョンは必要とされない。障害の起きた「活動」から送ら
れつつある回答が受信されなかった場合、引継後に該回
答は再び送られる。あるいは、新しい「活動」は、ログ
さ九なかった要求の再送付を求めることができる。どち
らの場合でも、これらのセツション回復アクションは引
継後に自動的に行われ、エンド・ユーザーの透過性がも
たらされる。

２、通常のトランザクション作業のスケジューリングを
可能にする。

３、データ・ベースのバックアウトおよび順方向回復を
開始する。

これらは、新しい作業と並行して行われ得る。

なぜなら、障害の生じた「活動」の持っていたすべての
ロックは、引継の際に、「代替」が再獲得したからであ
る。つまり、回復作業を求める。データベースの特定部
分は、新しい作業から保護される。

４、回復および引継関連の仕事がすべて終了したら、簡
単なチェックポイントを取り出す。

ＩＭＳ／Ｘ引ＬΔ夾里 しセクションに記載された本発明の方法および概念を明
確にするため、ＩＭＳ／ＸＲＦの構成の１例を取り上げ
、ＩＭＳ／ＸＲＦがどのようにしてこれらの方法を実現
するかについて、説明する。

このセクションにおいて、データ言語／Ｉ（ＤＬ／Ｉ）
およびＦａｓｔ　Ｐａｔｈ　（ファスト・バス）は。

２つの択一的なデータ操作言語を指す。ユーザーはこれ
らから選択して、ＩＭＳデー・夕・ベースを作成、修正
することができる。詳しくは、ＩＢＭ刊行物ＧＨ２０−
１２６０、ｒＩＭＳ／ＶＧ総合情報マニュアル」を参照
することができる。

また、このセクシ五ンにおいて、「従属領域」とは、ア
プリケーション・プログラムを含む、Ｏ５／ＶＳ仮想記
憶領域を指すゆアプリケーション・プログラムは、いく
つかの形式をとり得る。すなわち、バッチ・メツセージ
処理（ＢＭＰ）プログラム、ＩＭＳファスト・パス（Ｉ
ＦＰ）プログラム、または、メツセージ処理プログラム
（ＭＦＰ）である。詳しくは、ＩＢＭ刊行物ＧＨ２０−
１２６０を参照することができる。

このセクションでは、いくつかのＩ　Ｍ　Ｓ　＄ＩＪ御
ブロブロックいて触れる。プログラム指定ブロック（Ｐ
ＳＢ）は、ユーザーが作成する制御ブロックであって、
特定のアプリケーション・プログラム必要とされる論理
端末および論理データ構造を記述する。区画指定テーブ
ル（ＰＳＴ）は、従属領域の情報を含む制御ブロックで
ある。ＰＳＥディレクトリ（ＰＤＩＲ）は、ポインタを
含み、該ポインタはアプリケーション・プログラムが必
要とするすべてのプログラム通信ブロックを含むＰＳＢ
を指す。アプリケーション・プログラムがアクセス可能
の各データ・ベース用には、ＤＭＢディレクトリ（ＤＤ
ＩＲ）がある。各ＤＤＩＲはポインタを含み、該ポイン
タは、アクセス可能なデータ・ベースの１つを記述する
制御ブロック（ＤＭＢ）を指す。詳しくは、ＩＢＭ刊行
物５Ｈ２０−９０２９Ｊ　　ｒＩＭＳ／ＶＳ　　、：Ｌ
−テリティー参照マニュアル」および同５Ｈ２０−９０
２６、「工ＭＳ／ＶＳアプリケーション・プログラミン
グ」を参照することができる。

このセクションでは、ＩＭＳシステム・ログを参照する
とき１次のような用語を用いる。０ＬＤＳ（オンライン
・データ・セラ１−）はｒＩＭｓシステム・ログ」と交
換可能な使い方をしている。

ＷＡＤＳ　（ライト・アヘッド・データ・セット）は、
完了した操作を反映するけれども、まだ「ＤＬＤＳＪに
は書き込まれていないデータ・セットを指す、詳しくは
、ＩＢＭ刊行物５Ｈ２０−９０２９、ｒＩＭＳ／ＶＳユ
ーティリティー参照マニュアル」を参照することができ
る。

最後に、このセクションでは、ＩＭＳの用いるいくつか
のデータ管理アクセス方式、つまり、索引順次アクセス
方式（ＩＳＡＭ）、あふれ順次アクセス方式（Ｏ３ＡＭ
）、および仮想記憶アクセス方式（ＶＳＡＭ）について
触れている。詳しくは、ＩＢＭ刊行物５Ｈ２０−９０２
５、ｒＩＭＳ／ＶＳデータ・ベース・アトミニストレー
ジョン・ガイド」を参照することができる。

第１表に記述されている段階を通して例を追うことによ
り、インプレメンテ−ジョンの一層の理解が可能になる
。第４図は、これらの例を示す。

続くセクションでは活動システムが既に初期設定されて
いて、トランザクションを処理していると仮定する。す
べての段階を通じて、代替サブシステムを追うものとす
る６ 以下の議論では、第４図に関して、次のような仮説を立
てている。

１．ＶＴＡＭおよびＮＣＰは、ＸＲＦ（７）活動セツシ
ョンおよびバックアップ・セツションをサポートする。

２、端末は、ＮＣＰとＶＴＡＭによってサポートされる
。

３、ＤＬ／Ｉおよびファスト・パスのデータ・ベースの
両方にアクセスするＤＬ／Ｉプログラムは、活動サブシ
ステムの中の、メツセージ駆動従属領域にロードされて
いる。

４、活動サブシステムは、現在、端末からのエンド・ユ
ーザー・トランザクションを処理している。

良贋且定反量 この段階は、代替サブシステムを確立するのに必要なす
べての機能を含む。ここでのキー・ファンクシ３ンには
、次のものがある。

１、ＩＭＳ／ＶＳを代替サブシステムとして立ち上げる
。

２、ＸＭＳロード・モジュラスをロードする。

３、ＩＭ、Ｓ制御ブロックおよびプールを初期設定する
。

…見逃および一迫、遊５段−Ｍ− 「活動」との同期をとるため、代替サブシステムは、５
ＮＡＰＱチエツクポイントが「活動」によって取り出さ
れることを要求する。このアクションは、「活動の」現
在状況のロギングによって構成される。現在の状況を反
映するログの列は。

まとめて、５ＮＡＰＱチエツクポイントとして知られて
いる。「活動」がまだこのチェックポイントを発生して
いない場合に、「代替」がチェックポイントの発生を強
制するのには、次の２つの方法がある。

１、「代替」ば、マスター・ターミナル・オペレータに
メツセージを送り、オペレータに対して。

活動ＩＭＳサブシステムへのコマンドの入力を求め、５
ＮＡＰＱチエツクポイントを出力させることができる。

「代替」は、チェックポイントが「活動の」システム・
ログに到着するまで待つ。

２、随意的に、「代替」は、活動および代替サブシステ
ム間に、ＸＭＳ管理ＩＳＣ（ＶＴＡＭ　　ＬＵ６）　リ
ンクを確立することができる。一旦確立すると、「代替
」は、該リンクを用いて、５ＮＡＰＱチエツクポイント
を要求できる。第２表の内容は、ＩＳＯリンクを確立す
るコードである。

ステートメント４〜８は、システムにＩＳＣリンクを確
立する能力があるか否かを判断する。もし能力がないな
らば、リンクを確立するコードはバイパスされる。この
ように、活動および代替サブシステム間の直接的なリン
クは、随意的である。

本当に求められるのは、活動サブシステムのログだけで
ある。

５ＮＡＰＱチエツクポイント・ログ・レコードを用いて
１代替サブシステムと活動サブシステムの間の同期をと
ると、直ちに、「追跡段階」に導かれる。該段階におい
て、代替サブシステムは、活動によって発生される付加
的なログ・レコードを連続的に読゛むことにより、「活
動の」状況および回復情報を維持し続ける。これによっ
て、万一活動サブシステムに障害が発生しても、「代替
」はいつでも引き継ぐことができる。

第３〜５表の内容は、５ＮＡＰＱチエツクポイント、お
よび活動サブシステムのログからの続くすべてのログ・
レコードの処理を制御するコードである。ＩＭＳログ・
レコードは、Ｘに続く４桁の数（１６進数）で識別され
る０例えば、Ｘ’　４００１′は、チェックポイント・
ログ・レコードである。最初の２桁がタイプであり、後
の２桁は（利用可能のとき）サブタイプである。第３表
において、ステートメントスは、引継処理が「活動」の
ログ活動を止めるまで、続けて「活動の」ログを読み取
るループの始まりである。ステートメント１７は、次の
ログ・レコードを読み取るサブルーチンを呼び出す。第
４表のコードは、ログ・レコードのタイプ、および処理
に当たるモジュールを判断するものである。５ＮＡＰＱ
チエツクポイントは、すべて、タイプ′４０′のレコー
ドである。タイプ′４０′のレコードによって、ステー
トメント１８は実行され、その結果、”　Ｌ　ＯＧ　０
０４０　”の位置への分岐が起きる。この位置は、第５
表のステートメント３でも見つかる。第５表は、異なる
５ＮＡＰＱチエツクポイント・レコードに含まれる情報
のタイプを判断するコードを含む１例えば、’　４００
１’　レコードによって、ステートメント２４は実行さ
れ、その結果、“ＬＯＧ４００１”の位置への分岐が起
きて、「チェックポイントの始動」が営まれる。各ログ
・レコードの処理後、制御権は第３表のステートメント
２に戻され、次のログ・レコードの読取が可能になる。

　次に、初期５ＮＡＰＱチエツクポイントと、ＸＭＳ／
ＸＲＦの連続的な状況追跡の両方をサポートするログ・
レコードについて、そのサポートする機能に基づき説明
する。

端末／セツション引継へ東備 １、セツション初期設定／終了追跡 以下のログ・レコードは、ＤＣ（データ通信）始動／中
止状況の追跡に用いられる。「活動」上（７）／５ＴＡ
ＲＴ　　ＤＣ＝＋マントは、ＶＴＡＭへのログオンを可
能にするＶＴＡＭ　　ＡＣＢ　（アクセス方式制御ブロ
ック）を開放（オープン）する。

イ、Ｘ’　４００１’チエツクポイント・口グ・レコー
ド：チェックポイントの時 点でのＤＣ始ａ／中止状況を得るのに 用いられる。

ａ、Ｘ’　０２’　　（ＩＭＳ　　Ｄｖ’ｚド）ログ・
レコード：／５ＴＡＲＴ　　ＤＣおよび／５ＴＯＰ　　
ＤＣコマンドの追跡に用いられ、その結果、代替サブシ
ステム による再処理が可能になる。

以下のログ・レコードは、セツション始動／非活動状況
の追跡に用いられる。

ハ、Ｘ’　４００５’　　（ＣＴＢ　　チェックポイン
ト）ニジステム中の各ノード／端 末のセツション状況の獲得に用いられ る。

二、Ｘ’６３’（セツション開始／終了）二ノード／端
末のセツション活動化／非 活動化の追跡に用いられる。

ログ・レコードが、「活動」によって Ｘ、　ＲＦ可能ＶＴＡＭセツションが確立したことを示
すならば１代替サブシステムによって、「バックアップ
Ｊ　ＶＴＡＭセツションの確立が試みられる（第４図参
照）。引継時において、これらの「バックアップ」セツ
ションは「活動」セツションにスイッチされるとともに
、エンドユーザーの透過性をもたらすのに必要などんな
セツション回復アクションも実行される。

２、ＭＦＳ端末形式ブロックの事前ロード／解放ＩＭＳ
メツセージ形式サービス（ＭＦＳ）の端末形式ブロック
は、必要に応じてＭＦＳバッファ・プールに移された、
事前に定義済のメツセージ形式を表わす。メツセージ形
式サービスについては、ＩＢＭ刊行物５Ｈ２０−９０５
３，ｒＩＭＳ／ＶＳメツセージ形式サービス・ユーザー
ズ・ガイド」に記載されている。

端末始動のために活動サブシステムによって作られる、
コミュニケーション・ゲット・ユニーク。

ログ・レコード（Ｘ’３１’）およびキュー（待ち行列
）・マネジャー・エンキュー・ログ・レコード（Ｘ’　
３５’　）に基づき、代替サブシステムは、ＭＦＳ形式
ブロックの事前ロードおよび解放を行う。同様のアクシ
ョンは、ファスト・バス入力ログ・レコード（Ｘ’　５
９０１’　”）およびファスト・パス出力ログ・レコー
ド（Ｘ’　５９０３’　）のために起こる。

このようにして、代替サブ・システムのＭＦＳプール内
容は、「活動」のそれに近似する。「活動」に障害が生
じた場合、「代替」は、ＭＦＳ形式ブロックのロードに
伴う遅れを呈することなく、引き継ぐことができる。

１、追跡ユーザー・プログラム・スケジューリング活動 （初期５ＮＡＰＱチエツクポイントから）ＰＳＴログ・
レコード（Ｘ’　４７’　）、または活動サブシステム
によって作成されたアプリケーション・プログラムスケ
ジュール・ログ・レコード（Ｘ’０８′）を受信すると
、代替サブシステムは、必要とされるＤＬ／Ｉスケジュ
ーリング・ブロックを事前ロードする。アプリケーショ
ン・プログラムが終了し、「活動」がプログラム終了ロ
グ・レコード（Ｘ’０７’）を作ると、「代替」は、対
応する事前ロード済ＤＬ／Ｉスケジューリング・ブロッ
クを解放する。

このようにして、「活動」の中で起きるＤ　Ｌ／ニブロ
グラム・スケジューリングの事象は、代替サブシステム
によって反映される。「活動」に障害が生じた場合、「
代替」は、必要とされるＤＬ／エスケジューリング・ブ
ロックのロードに伴う遅れを呈することなく、引き継ぐ
ことができる。

２、従属領域の事前開放 ＩＭＳ従属領域の初期設定に関連する遅れを除去するた
めに、従属領域を、Ｉ　Ｍ　Ｓ　／　Ｘ　ＲＦ代替サブ
システム上で、追跡段階の間に始動させることができる
。ＸＭＳ／ＶＳバージョン１リリース３の場合と同様に
、ＩＭＳ従属領域を「事前ロードする」機能が実行され
る。これには、必要ならば、仮想取出（フェッチ）に対
する識別が含まれる。Ｉ　Ｍ　Ｓ　識別およびｒｐｓ”
ｒ」を割り当てるサインオン処理の後、従属領域は、Ｉ
ＭＳスケジューラ−の中で引継を待つ。ｒＭＰＰＪ領域
は、スケジューラ・サブキュー３上で待機し、ＢＭＰ（
ＩＦＰを含む）は、マスターｒＰＤＩＲＪからの待ち連
鎖から解放される。

これらの取決により、既存のＩＭＳのｒ／ＤＩＳＰＬＡ
Ｙ　　ＡＪ　　ｒ／５ＴＡＲＴ　　ＲＥＧＩＯＮＪおよ
びｒ／５ＴＯＰ　　ＲＥＧＩＯＮＪというコマンドを用
いてユーザーによる始動５表示および中止の完全な制御
が可能になる。また、引継時におけるトランザクション
処理およびＸＭＳ従属領域の開始の適当な順序づけの手
段をもたらす。

３、従属領域の事前初期設定ルーチン 引継前に１代替サブシステムに関連するＸＭＳ従属領域
において、ユーザーがアプリケーション・プログラムの
初期設定を行えるようにするため、ユーザー事前初期設
定ルーチンへ出る能力が加えられた。これらのルーチン
は、任意のＭＶＳサービスを呼び出したり、あるいはＩ
ＭＳコールの例外をもって他のユーザーの処理を実行し
またりできる。

■だ二＝二じりニーーーでドーニー七５−ｑ〉−弓１１
体奉りａ−１、データ・ベース状況追跡 単一システムのイメージを保つため、代替ザブシステム
は、すべてのデータ・ベースおよびエリアの正確な状態
を追跡しな番プればならない。データ・ベースの状況を
、活動サブシスデムから代替サブシステムに渡すのに用
いられる主なログ・レコードは５次のとおりである。

イ。Ｘ　’　４００６　’　　：　Ｓ　Ｎ　Ａ　Ｐ　Ｑ
　チｘ、　ッ’）ポイント取出時でのＤＬ／Ｉデータ・ ベースの状況を与える。

口。Ｘ’　４０８４’　／Ｘ’　４０８７’　　：　５
ＮＡＰＱチ工ツクポイント取出時での ファスト・パス・エリアの状況を与え る。

／”ｉ、Ｘ’　２０’　／Ｘ’　２１’　：ＤＬ／Ｉデ
ータ・ベースの開閉状況の変化を与え る。

二、Ｘ’　５９２１’　／Ｘ’　５９２２’　　：ファ
スト・パス・エリアの開閉状況の変 化を与える。

ホ、Ｘ’　４ＣＯ４’　／Ｘ’　４ＣＯ８’　／Ｘ’４
Ｃ２０’　／Ｘ’　４Ｃ４０’　／Ｘ’　４Ｃ８２’　
／Ｘ’　４ＣＣＯ’　　：ＤＬ／Ｉデータ・ベース状況
の変化を与える。

へ、Ｘ’　５９５０’　　：ファスト・パス・エリア状
況の変化を与える。

これらのログを受は取ると、代替サ ブシステムは、そのデータ・ベース制 御ブロックを更新する。

どの状況項目が変化したかに応じて、「代替」は、付加
的な準備タスクを行う。このリス１−の残りの項目が、
これらのタスクのいくつかを記述する。

２、データ・ベース／エリアの事＝副ｍ＋ｒｇ、、ｈｕ
事羞皿盈 引継後に、ＩＭＳデータ・ベース／エリアのデータ・セ
ットを動的に割り振ったり、開放したりするという時間
のかかる処理を減らしたり、なくしたりするため、「代
替」は、追跡段階の間に、割振りを試みる。

データ・ベース／エリアの事前割振りが成功したならば
、「代替」は、データ・ベース／エリアのデータ・セッ
トを事前開放する。追跡段階の間で、事前割振りまたは
事前開放が失敗しても、それはエラーとは考えられない
。むしろ、引継後にデータ・ベース／エリアが８要とさ
れたら、また試みられる。

初期５ＮＡＰＱチエツクポイントのＤ　Ｄ　Ｉ　Ｒ状況
（Ｘ’　４００６’　）のログ・レコードによって、代
替サブシステムは、５ＮＡＰＱチエツクポイントの時点
で、「活動」において、割り振られ、かつ開放されてい
たすべてのデータ・ベースおよびエリアのデータ・セッ
ト事前割振りおよび事前開放を行う。

活動サブシステムは、データ・ベースまたはエリアのデ
ータ・セットを開放するとき、いつもＸ′２ｏまたはＸ
’　５９２１’　ログ・レコードを作成するとともに、
これらを閉鎖するとき、いつもＸ′２１′またはＸ’　
５９２２’　ログ・レコードを作成するので、代替サブ
システムは、対応するデータ・ベースまたはエリアのデ
ータ・セットを開閉するために、これらのログ・レコー
ドを使うことができるし、実際に使用する。

３、データ・ベース／エリアの許可および共有レベル追
跡 引継の間または後に、ＤＢＲＣからＩＭＳデータ・ベー
スおよびエリアの許可と共有レベルとを得る処理を減ら
すため１代替サブシステムは、「活動の」許可活動を追
跡する。以下で述べるログ・レコードが受信されると、
「代替」は、許可状況をログ・レコードから適当なデー
タ・ベース／エリア制御ブロックへ転送する。

イ、Ｘ、’４００６’　とＸ’　４０８４’　５ＮＡＰ
Ｑチエツクポイント・レコード ０、Ｘ’　４ＣＯ８’　とＸ’　　５９５０’　Ｌ／：
１−ド ４、データ・ベース／エリアの第１更新の追跡引継後に
おける、ＸＭＳデータ・ベースの最初の更新時の、不必
要なりＢＲＣ呼び出しを除去するため、代替サブシステ
ムは、「活動」で起こる更新活動を追跡する。以下で述
べるログ・レコードが受信されると、「代替」は、第１
更新インデイケータ状況をログ・レコードから適当なデ
ータ・ベース／エリア制御ブロックへ転送する。

ＤＤＩＲ状況（Ｘ’　４００６’　）ＳＮＡＰＱチェッ
グボイント・ログ・レコードは、「代替」によって、そ
のデータ・ベースの第１更新インデイケータを、チェッ
クポイントの時点での「活動」のそれと同じにするのに
用いられる。その後、以下のログ・レコードは、これら
のインディケータに対する変更を追跡するのに用いられ
る。

イ。Ｘ’　５０’　、Ｘ’　５１’およびＸ’　５２′
ログ・レコードは、ターン・オン された第１更新インデイケータを記述 する。

口、Ｘ’　４ＣＯ４’　ログ・レコードは、ターン・オ
フされた第１更新インデイケ ータを記述する。

並行するデータ・ベースのバックアウ±−回復の準附 ＩＭＳ／ＸＲＦ以前のＩＭＳシステムの再始動処理では
、並列処理はほとんど行われなかった。

その結果、すべてのＤＬ／Ｉバックアウトが完了し、か
つすべてのファスト・パス順方向回復処理が完了するま
で、新ユーザー・トランザクションの開始は許可されな
かった。ＩＭＳ／ＸＲＦの故障停止時間の削減という目
的のために、できるだけ皐く、再始動回復処理と並行し
て新しいトランザクションが処理されるように、修正を
施さなければならなかった。これらの変更は、引継段階
のパートとして説明する。以下で述べるのは、いくつか
の「追跡」要求事項であって、ＤＬ／Ｉバックアウトお
よびファスト・パス順方向回復も並行する新しい作業の
始動をサポートするものである。

１、従属領域の状況の追跡 ＩＭＳ／ＸＲＦの以前でさえ、緊急再始動されたＩＭＳ
システムは、未確約ＤＬ／Ｉ変化をバックアウトするた
めに、障害の生じたシステムの活動を追跡しなければな
らなかった。なぜなら、トランザクション処理の際、Ｄ
Ｌ／Ｉは進行するにつれてデータ・ベースを更新するか
らである。更新がすべて完了すると、「確約（コミット
）」がなされる、したがって、「コミット・ポイント」
に至るまでにシステムに障害が生じる場合、ｒ未確約」
データ・ベースの更新はパックアウトされなければなら
ない。しかし、ＸＲＦ代替サブシステムが、新しいトラ
ンザクションの処理と並行してＤＬ／Ｉバックアウトを
実行する必要が生じたので、追跡の問題は非常に複雑に
な−）だ、ＸＲＦ環境では、ＰＳＴナンバは、もはや一
意的に「作業単位」　（２つの連続する同期ポイント間
の、従属領域のための、すべてのＤＬ／Ｉ変更活動を指
す）を識別したりしない。このようなあいまいさを除く
ために、回復トークンが用いられる。

各「作業単位」毎に、一意的な回復トークンがある。そ
して、特定の「作業単位」のために作成されたすべての
ログ・レコードは、ＰＳＴナンバと回復トークンを両方
含む。

「追跡ユーザー・プログラム・スケジューリング活動」
と名づけだ前のセクションで、ＤＬ／Ｉスケジューリン
グ・ブロックの生成および解放をもたらすログ・レコー
ドの識別を行った。同じログ・レコードが代替サブシス
テムを駆動し、再始動ＰＳＴブロック（ＲＰＳＴ）と呼
ばれる新しいブロックの生成／解放も行う。一意的な回
復トークンのそれぞれに、別々のＲＰＳＴがある。各Ｒ
ＰＳＴは、特定の「作業単位」用の回復情報を含む。Ｘ
ＲＦ前のＩＭＳリリースからの古い再始動ＰＳＴテーブ
ルは、ＲＰＳＴのためのアンカーを務めるように修正さ
れた。今は再始動テーブルと呼ばれて、（ログ・レコー
ドから得られた）一意的なＰＳＴナンバ毎に、アンカー
・ポイントを提供する。ＲＰＳＴが生成される際、それ
らは同じＰＳＴナンバを持つ他のＲＰＳＴの鎖につなが
れる。各鎖の最初のＲＰＳＴは、再始動テーブルにつな
がれている（第５図参照）。

２、ＤＬ／Ｉロックの追跡 代替サブシステムは、活動サブシステムにおける「未確
約」のＤＬ／Ｉデータ・ベースの変更のためのロックの
状況を追跡する。この情報は、引継段階の際に、これら
のロックを再獲得するのに使われ、その結果、新しいト
ランザクション処理と並行して、再始動バックアウトを
実行することが可能になる。該ロックは、新しいトラン
ザクション処理から、「未確約」データ・ベースの変更
を保護する。

既存のデータ・ベース変更ログ・レコード上に含まれる
情報量を拡大するとともに、この機能をサポートする新
しいログ・レコードを追加する必要が生じた。そこで、
以下に述べる情報が用いられる。

ａ、Ｘ’　０７’−アプリケーション・プログラム終了
ログ・レコード ｂ、Ｘ’　　２７’−データ・セット拡張ログ・レコー
ド イ、ロック・タイプ ロ、ＤＣＢナンパ ハ、ＤＢＤ名 二、データ・セット・拡張フラグ ｃ、Ｘ’　３７’　−ＤＬ／Ｉ確約ログ・レコードｄ、
Ｘ’　４１’−アプリケーション・チェックポイント・
ログ・レコード ｅ、Ｘ’　５０’　、Ｘ’　５１’およびＸ’　５２’
　−ＤＬ／Ｉ　　ＤＢ変更ログ・レコード イ、領域ナンバと回復トークン 口、第１のセグメント・インディケータハ、ルート／カ
レント・セグメント・インディケータ ニ、ブロック／制御インターバルＲＢＡ（相対バイト・
アドレス） ホ、ブロック／制御インターバル内のオフセット へ、ルート／セグメント・ロックＩＤ ｆ、Ｘ’　５３’　−ＤＬ／Ｉ　　ＶＳＡＭ　　制御イ
ンターバル分割ロック獲得法ログ・レコードイ、領域ナ
ンバと回復トークン ロ、ロック獲得済レコード ハ、ロック値 これらのログ・レコードから得られるロック情報は、ロ
ック追跡記憶管理ルーチンを用いて、「代替」サブシス
テムのロック追跡ブロックのプールに維持される。該プ
ールは、システム活動の命令に従って、動的に拡大、縮
小する。該情報は、ハツシュ・テーブルから解き放たれ
るが。ハツシュ・テーブルは、「活動」サブシステムで
起きる関連従属領域活動の追跡に用いられるシステム・
バックアウトＰＳＴから解き放たれる。

（第６図参照）。

領域ナンバと回復トークンを用いて関連するｒＰＳＴＪ
　を位置させた後、以下のような処理が行われる。

ａ、Ｘ’　０７’　、Ｘ’　３７’およびＸ’４１’　
ログ・レコード これらのログ・レコードに遭遇すると、関連するｒＰｓ
ＴＪから解放されたすべての「エントリ」は、自由空間
としてロック追跡記憶管理ルーチンに戻される。万一引
継が生じても、これらのロックは再獲得されない。

ｂ、Ｘ’　　２７’　ログ・レコード Ｘ’　５０１５１１５２’　ｏ）ｊ−レコ−Ｈのように
、データ・セット拡張ログ・レコードの中の情報は、活
動サブシステムの持つ「拡張」ロックを反映するハツシ
ュ・テーブル中のエントリの生成に用いられる。

ｃ、Ｘ’　５０’　、Ｘ’　５１’およびＸ’５２’　
ログ・レコード ＤＬ／Ｉデータ・ベース変更ログ・レコード中の情報は
、ｒＰＳＴＪの修正に関連する×ハツシュ・テーブル中
のエントリの追加、削除をもたらすことができる。

３、ＤＬ／Ｉ　ｒインダウト（ｉｎｄｏｕｂｔ）　Ｊバ
ッファ追跡／削減 ＤＬ／Ｉ　　Ｉ１０許容（「引継段階」のセクションで
述べた）をサポートするために、代替サブシステムが、
活動サブシステムによる書込みが行われた可能性のある
ＶＳＡＭ制御インターバルおよびＩ　Ｓ　Ａ　Ｍ　／　
ＯＳ　Ａ　Ｍブロックを追跡する必要がある。

これを達成するためには、活動サブシステムによって書
き込まれるＤＬ／Ｉデータ・ベース変更ログ・レコード
上の、次のような情報が必要である。

ａ、Ｘ’　０７’　−アプリケーション・プログラム終
了ログ・レコード ｂ、Ｘ’　３７’−ＤＬ／丁確約ログ−１，／］−ドＣ
，Ｘ’４１’　−アプリケーション・チェックポイント
・ログ・レコード ｄ、Ｘ’　４Ｃ：０１’およびＸ’　４Ｃ８２’−バッ
クアウト完了およびバックアウト障害ログ・レコード ａ、Ｘ’　５０’およびＸ’　５１’　−ＤＬ／丁デー
タ・ベース変更ログ・レコード イ、領域ナンバと回復トークン 口、第１ブロック・インディケータ ハ、新しいブロック・インディケータ ニ、ＰＳＥ　（自由空間要素）ブロックホ９ブロック／
制御インターバルＲＢＡ（相対ブロック・アドレス） へ、ＤＬ／ＩサブプールＩＤ ト、サブプール・バッファ・ナンバ ｆ、Ｘ’　５３’　−ＤＬ／Ｉ　　ＨＤ　（階層直接）
ビット・マツプ更新ログ・レコード イ、領域ナンバと回復トークン ロ、ブロック／制御インターバルＲＢＡハ、ＤＬ／Ｉサ
ブプール　ＩＤ 二、サブプール・バッファ・ナンバ これらのログ・レコードから得られたＤＬ／Ｉバッファ
情報は、代替サブシステムのプールで維持される。該プ
ールは、サブプール・テーブルの連鎖から構成される（
第７図参照）。「活動」によッテ使われるＩ　ＳＡＭｌ
ｏＳＡＭおよびＶＳＡＭのサブプール毎に１つのテーブ
ルがある。各テーブルは、関連するＩ　Ｓ　ＡＭｌｏ　
Ｓ　ＡＭまたはＶＳＡＭサブプールのための、「未確約
」データ変更を含むバッファの追跡に用いられる。「活
動」からの「確約」ログ・レコードが受信されると、関
連するテーブルのエントリ中の「未確約」フラグがリセ
ットされる。必要ならば、関連するサブプールに含まれ
る全バッファを追跡するために、各テーブルは２５５度
まで拡大できる。

ＤＬ／Ｉサブプール中のバッファに対応する各「エント
リ」の内容は１次のとおりである（第８図参照）。

ａ、バッファ内容 イ、データ・ベース 口、データ・セット ハ、相対ブロック・ナンバ ｂ、修正領域ビット・マツプ バッファ追跡ログ・レコード処理は、次のとおりである
。

ａ、Ｘ’　５０’　およびＸ’　５１’　ログ・レコー
ド各ＤＬ／Ｉデータ・ベース変更ログ・レコードは、サ
ブプールＩＤとバッファ・ナンバを用いて処理され、対
応する「エントリ」を位置させる。

バッファ内容が正確にマツチする場合、更新領域に対応
する修正ＰＳＴビット・マツプのビットは、ターン・オ
ンされる。

バッファ内容がマツチしない場合、既存の「エントリ」
の内容は、新しい情報でオーバーレイされるとともに、
修正領域ビット・マツプのビットは、更新領域に対応す
るものを除き、すべてターン・オフされる。すべてのテ
ーブルにおいて、このサブプールを求めてすべての「エ
ントリ」を完全に探索するのは、バッファ内容の複製の
探索のためでもある。もし複製が見つかったら、そのエ
ントリ全体は零にされる。

ｂ、Ｘ’　０７’　、Ｘ’　３７’　、Ｘ’　　３８’
　、Ｘ’４１′およびＸ’　４Ｇ’　ログ・レコードＸ
’　０７’　、Ｘ’　３７’　またはＸ’４１’ｏグ・
レコードに遭遇する度に、全サブプール・テーブル中の
全エントリが処理される。各「エントリ」において、領
域「確約中（コミッテイング）」に対応する修正ＰＳＴ
ビット・マツプは、ターン・オフされる。このビット・
マツプが零になると、「エントリ」全体が零になり、た
とえ引継が起きても、ブロック／制御インターバルを許
容しなくてもよいことが示される。Ｘ’４Ｃ：０１’　
またはＸ’　４Ｃ８２’　ログ・レコードに遭遇すると
、データ・ベース名がログ・レコード中で見つかった名
にマツチしないエントリに対してのみ」二記ビット・マ
ツプ・ロジックが営まれる。

Ｃ，Ｘ’　５３’　ログ・レコード ビット・マツプ更新ログ・レコードは、サブプールＩＤ
とバッファ・ナンバを用い１位置される「エントリ」全
体を零にすることによって、処理される。

４、ファスｌ−・パス「インダウト」バッファ削減ＤＬ
／Ｉと異なり、ファスＩ−・パスは、すべての変更がロ
グされる（「確約される」）まで、データ・ベースへの
書込みを行わない。システムに障害の生じる可能性があ
るのは、変更のロギング以後ではあるが、データ・ベー
スが更新される前のときである。ファスト・パス「イン
ダウＩ−Ｊバッファは、活動サブシステムに障害の生じ
る前に、データ・ベースに書き込まれなかったかもしれ
ないログ済の変更を表わす。順方向回復は、これらの「
インダウト」変更のデータ・ベースへの書込みを、障害
の生じる前に「活動」がそうできなかった場合に行うタ
スクである。

ファスト・パス環境において、ＸＭＳ／ＸＲＦが引継時
間を減らすためには、緊急再始動順方向回復処理の間の
「インダウト」ファスト・パス・エリア制御インターバ
ルの数を減らすことがきわめて重要であった。これは、
活動サブシステムの同期ポイント−Ｄ　Ｍ　ＨＲ（バッ
ファに関連する制御ブロック）の「書込み保留（ベンデ
ィング）」ビットを維持する非同期式バッファの身込処
理の修正によって達成された。

ファスト・パス・エリア変更ログ・レコード（Ｘ’　　
５９５０’　）またはファスト・パス確約ログ・レコー
ド（Ｘ’　　５９３７’　）が発生される度に、２４個
の［順次Ｊ　ＤＭＨＲからのこのビットが組み合わされ
て、３バイトのビット・マツプを形成する。そして、チ
ェックされた第］のＤ　Ｍ　ＨＲのための３バイトのバ
ッファ・ナンバが、これらのログ・レコード中の保留（
リザーブド）エリアに置かれる。次に、第１のＤ　Ｍ　
ＨＲのチェックを制御するフィールドが更新され、その
結果、次のログ・レコードが５次の２４個の「順次ＪＤ
ＭＨＲをチェックする。この結果、全ファスト・パス・
バッファは、循環して同期的に一掃されるので、完了し
た１’１０が検出可能となる。第９図は、この技術を示
す。

代替サブシステムがこれらのログ・レコ−ドを処理する
度に、第１のバッファ・ナンバを用いて対応するＤＭＨ
Ｒが置かれ、次に、保留（ベンディング）Ｉ１０ピッ１
−・マツプが処理される。オフであるすべてのビット毎
に、対応するＩ’、）　Ｍ　ｉ（Ｒの順方向回復要求フ
ラグがクリアされる。エリア変更ログ・レコードの処理
の間、このフラグは、変更されつつある制御インターバ
ルに関連するｌ）ＭＨＲにおいて、ターン・オンされる
。引継の間、順方向回復が行われるときは、このビット
がオンになっているＤＭＨＲだけ処理すればよい。この
ようなスキームは、読み取らなければならない制御イン
ターバルの数を著しく減らすので、引継の時間が減少す
る。

久４３−迫−肺 切換後のデータ・ベースの保全性を破壊しないために、
「代替」」二の「クロック」が「活動」上のそれよりも
早いことは許されない、最終的に、これらはオペレータ
の入力する日付と時間から得られるので、「代替」が時
間の調整をしなければならない可能性がある。実行のた
めには、ＸＭＳ時間ルーチンＤＦｓＦＴＩＭｏが、ＭＶ
Ｓ　Ｃ多重仮想記憶）時間監視機能を、最初に呼び出さ
れたときに発するだけである。この値は、ＩＭＳシステ
ム内容記述ブロック（ＳＣＤ）に記憶されている調整事
項の計算に用いられる。ここで、ＳＣＤは、ハードウェ
ア５ＴＣＫ　（クロック記録）命令値を、現在の日付と
時間に変更することを許可するものである。

時間は、オペレータによってざっとセットされただけな
ので、代替サブシステムは、「活動」によって作られる
次の「クリティカル」ログ・レコード上の「タイムスタ
ンプ」をモニターする。

ａ、Ｘ’　４００１’　−−チェックポイン１−の始動 す、Ｘ’　５０’とＸ’５１’−データ・ベースの変更 ｅ、Ｘ’　５９５Ｘ“−ファスＩ−・バス・エリアの変
更 各「クリティカル」ログ・レコード毎に、代替サブシス
テムは、「活動」により発生された、該レコードの含む
タイムスタンプを、ＤＦＳＦＴＩＭＯが発生する現在の
時間と比較する。タイマ追跡によって活動サブシステム
のタイムスタンプの方が大きいことが発見されると、Ｓ
ＣＤに記憶されている調整事項が再計算され、その結果
、ＤＦＳＦＴＩＭＯの発生する時間が大きくなる。第６
表は、タイマ追跡方式を説明している。

へ　　　　　　　　　　　　　　　　　　呻き　　　　
　　　　　　　　　　　　　く”　　　　　　ｌｈ　”
Ｒｅ　へ 諸１目コなとぶチーへ−の一隨現− 監視機構はすべて、直接的なユーザー制御の下にある。

ユーザーは、活動化する機構を選択するとともに、それ
ぞれのタイムアウト値を指定する。

望ましい監視パラメータは、ＩＭＳ　　ＰＲＯＣＬＩＢ
メンバＤ　Ｆ　Ｓ　ＨＳ　Ｂ　ｎ　ｎにおいて指定され
る。次のような監視関連のパラメータが指定済だと仮定
する。

ＲＤＳ＝　（Ｌ３）、Ｉ、ＯＧ＝　（１，３）、ＬＮＫ
＝　（３，９）、、ＡＵＴＯ＝ＹＥＳＳＷＩＴＣＨ＝　
（ＴＰＥＮＤ）、（ＲＤＳ。

ＬＯＧ）、（ＩＲＬＭ）、・・・・・・・・ここで、 ＬＮＫは、「活動」と「代替」の間のＩＳＯリンクを指
す。

ＬＯＧは、活動サブシステムのシステム・ログを指す。

ＲＤＳは、活動サブシステムの再始動データ・セットを
指す。

ＩＲＩ、Ｍは、ＩＭＳ資源ロック・マネジャを指す。

ＴＰＥＮＤは、ｖＴＡＭから工ＭＳへの■ＴＡＭ障害の
通知を指す。

これらのパラメータは、次のような監視活動の原因にな
る。

ＬＮＫ＝　（３ユ且１− ［活動」がＩＳＣリンクを通して３秒毎に信号を送るこ
とを要求する。「代替」は、９秒以上何の信号も受信し
ない場合、引継判断機能を呼び出す。

↓壁ゴ辷ジエよユ謂り 代替サブシステムが「活動の」システム・ログを毎秒チ
ェックすることを要求する。「代替」は、３秒以上過ぎ
ても新しいログ・レコードが発生されない場合、引継判
断機能を呼び出す。

ＲＤＳ＝　（１，４） 「活動」が２秒毎にＲＤＳにタイムスタンプを置くこと
を要求する。「代替」は、４秒以内に新しいタイムスタ
ンプを受信しなければ、引継判断機能を呼び出す。

一ジ菫上里ρ７−Ｕ−元」ニー！」かＵ２−し２−（久
見−多−−一旦−９−ぷニー＝（↓λに吐 ｒｓＷＩＴｃＨＪパラメータは、障害のどの組合せが引
継（または引継、の要求）の引き金となるかを識別する
のに用いられる。この例では、次のような障害が、考え
られる引継の原因となる。

１゜（ＩＰＥＮＤ）：結果としてＴＰＥＮＤ出口に帰着
するＶＴＡＭ障害は、引継判断ロジックの引き金となる
。

２、　　（ＲＤＳ、ＬＯＧ）：ＲＤＳとＬＯＧのｊ彷の
監視の障害は、引継判断ロジックを呼び出す原因になる
。ｌ一つだけの障害では、引継の引き金となるには不十
分である。

３゜（ＩＲＬＭ）：　ｒＲＬＭ障害は、引継判断ロジッ
クの引き金となり得る。

ＡＵＴＯ＝ＹＥＳ 引継条件が生じたら、オペレータの介在なくして引継が
進行することを要求する。値が「ＮＯ」のときは、オペ
レータに引継条件の発生を警告するが、オペレータの応
答がなければ、引継は起こらない。

追跡は、代替サブシステムによる処理の引継要求する障
害が検出されるまで、または、オペレータが代替に処理
の引継を命じるコマンドを入力するまで、続く。

班監役■ この段階は、代替サブシステムが活動ＩＭＳ／■Ｓサブ
システムとなるのに必要な機能を含む。

ＩＭＳ／ＶＳの保全性にとってクリティカルなアクショ
ンだけが実行される。他のアクションは。

すべて、後で通常のトランザクションと並行して実行さ
れる。第７表および第８表の内容は、モジュールＤＦＳ
ＲＬＰＯＯからの現実のコードである。示されているコ
ードは、引継段階の間に実行される機能の多くを含む。

引継段階の間に実行される機能は、次のとおりである。

活−カフ二１−２−不デ−２４゜（ツ、粘る一ローキー
ングーの一禁止可用性マネジャは、Ｍ　Ｖ　Ｓ　／　Ｘ
、　Ａの構成要素であり、障害の生じたＩＭＳサブシス
テムがデータ・ベースおよびシステム・ログにアクセス
するのを防止する。該方法は、ＩＢＭテクニカル・ディ
スクロージャー・ブリティン、Ｖｏｌ、２８、Ｎｏ　３
　。

１９８５年８月、１１０８ページの「１・−クンおよび
トークン・テーブルを用いて、サブシステムの障害発生
後、選択されたデータ・セラ１−に対する丁１０操作を
防止する方法」に記述されている。

第７表のコードは、次の３つの機能の実行を制御する。

」先刺しΔ２各ケー弥ニー円−スや一カー耶勿濃−ｒ活
動サブシステムのログ上の全レコードは、バンクアウト
および順方向回復のセット・アップが可能になる前に、
読み取られ、かつ処理されなければならない。その後、
ログは閉じられる。

ｆ−タ・ベース・回復制御（Ｉ）　Ｂ　ＲＣ）は、鉄ま
しいシステム・ログ（ＯＬＤＳ）を害１ＩＩＪ当てる。

詩−５行Ｊ更ｐ１−介 追跡段階の間、代替サブシステムは、「ローカル」メツ
セージ待ち行列を用いて、オペレータ通信をサボー１−
する。引継時において、「代替」は、この「ローカル」
メツセージ待ち行列−にのどのメツセージも、「実」通
常メツセージ待ち行列に、自動的に移す。これによって
、オペレータの透過性が維持されるとともに、タリティ
力ルなアクション・メツセージの紛失をなくす。

第８表のコードは１次の２つの機能の実行を制御する。

通−イ１−ネーンー」−タケ下−−り−の一不−イー２
−チー！と聞−イＩ代替Ｉ　ＭＳサブシステムは、ＶＴ
ＡＭにχ＝ｔ　して、そのユーザー・アプリケーション
名変数を代替サブシステムのＶ　Ｔ　Ａ　Ｍアプリケー
ジ１ンＩＤに変更するとともに、セツションのスイッチ
を実行するように命じ、その結果、「バックアップ」の
端末セツションは「活動」セツションになる。

ＤＬ／Ｉ唄ツク−（７）１獲−１１ 活動サブシステムからの、「未確約」データ・ベース変
更のためのロックは、トランザクション処理が可能にな
る前において、これらの変更を保護するため、「代替」
によって再獲得されなければならない。

「代替」がＤ　Ｌ　／　Ｉロックを追跡する方法は、既
に「追跡段階」のパートで述べた。引継では、従属領域
活動の追跡に用いられた再始動Ｐ　Ｓ　Ｔテーブル（Ｒ
ＰＳＴ）が、引継時にアクティブであった従属領域を求
めて探索される。各ＲＰ　Ｓ　Ｔは、ＰＳＴポインタを
含み、ＰＳＴから解放された全ＤＬ／Ｉロックの配置ｄ
に用いられる。これらのロックは、代替サブシステムに
より、再獲得される。

ｊ１０許容機＝熊！す千止μ この機能によれば、たとえ代替サブシステ１２が活動サ
ブシステム上でのＩ１０防止の完了を保証できなくても
、引継の完了は可能である。Ｉ１０許容は、データ・ベ
ースのうちの、障害の生じた「活動」によって重ね書き
されたｉｉＪ能性のある部分へ書き込もうとする試みを
妨害し、変更済ブロックまたは制御インターバルをバッ
ファ中にセーブする。Ｉ１０防止が完了すると、Ｉ１０
許容機能は、維持されたバッファからデータ・ベースへ
物理的な書込みを行う。

以旦／−（−、Ｌ通−領埃辺吸■寺河ｆｉ　ｊ；　１）
）−代替サブシステムにおいて下筋始動された従、！１
ル領域は、使用可能になっており、データ・ベースのバ
ノクアウ１−と並行する新しい１ヘランザクシヨンの入
力を始めることができる。再獲得されたロックは、デー
タ・ベースの保全性を維持する。

ファスト・パスＤＥＤＢにアクセスする従属領域は、留
保されたままである５、該領域は、すへてのファスト・
パス・ロックが再獲得さ１℃だ後、使用可能になる。

苛匂［り階７ この段階は、エンド・ユーザーにサービスを提供するの
に必要な機能を含む。また、引継段階の間にセットアツ
プされたが、新しい作業と並行して実行され得る回復機
能も含む。ここで、引継は完了するとともに、「代替」
システムは「活動」システムになるのである。

下で述べる機能は、通常のＤＬ／Ｉトランザクション処
理と並行して実行される。しかしながら、ファスト・パ
ス・データ・ベースを含む新しいトランザクション処理
は、まだ始まらない。

ｉ！Ｔｉゴ１三べ−４−トゴスニニイケグし不イーンー
天−スク〕グー完二４引継段階の間に始められた端末セ
ツション・スイッチング活動は、完了されるまで、新し
い作業および他の回復活動と並行して続く。セツション
・スイッチが実行されると、ＮＣＰにより維持されるセ
ツション状況情報は、代替ＩＭＳサブシステムに戻され
る。ＩＭＳは、この情報を、障害の生じた「活動」によ
ってシステム・ログに記録されている情報と比較する。

この比較により、紛失した出力回答の再送付、または紛
失した入力要求の再送付の要求の一方を行うことによる
、通信活動および回復の紛失の検出か可能になる。エン
ド・ターミナル・ユーザーの透過性を引継にもたらすの
は、この「セツション回復」機能である。

Ｊ几−Ａニオカイ白≧Ｆ　−一ターー・−−匂メ−・　
どくノ／２−７−ウー１・−の−リーーｔデ 第５図に記した再始動ＰＳＴ（ＲＰＳ’ｒ）は、今度は
、「バックアウト」作用の駆動に用いられる。バックア
ウトが完ｒすると、データ・ベースの影響を受けた部分
は、新しいトランザクションにとって、使用可能になる
。

フニζ３上−ニノ見−Ｌ−見−７−り一Δ再−逸−吐「
代替」は、活動サブシステムからの、「確約済」データ
・ベース変更のためのロックを再獲（：？し、新しいト
ランザクションの処理が可能になる前、これらの変更を
保護しなければならない。

すべてのファスト・パス・バッファ・ヘッダ（ＤＭＨＲ
）は、どれが「インダウト」データ・ベース変更を表わ
しているか判断するために、探索される。行うもののた
めに、適当なファスト・パス・ロックが再獲得される。

代替サブシステムで事前に始動されたファスト・パス従
属領域は、今は使用可能であり、順方向回復と並行する
新しいトランザクションの入力を開始できる。再獲得さ
れたロックは、順方向回復が完了し、かつロックが解放
されるまで、新しいトランザクションによる、データ・
ベースのロックされた部分のアクセスを禁じる。

ファスト・パス類　向卦甚例ス対− ＩＭＳ／ＸＲＦ以前において、ファスト・パス順方向回
復は、完全な直列処理であり、新しい作業の開始前に完
了されていなければならなかった。

しかしながら、そのような点は改められ、ｒＸＲＦ」引
継の間に、ファスト・パス順方向回復と並行する新しい
作業の処理を行えるようになった。

今、多重ＩＭＳ　　ＩＴＡＳＫは、多重順方向回復を同
時に、かつ新しい作業と並行して行うように作られてい
る。

各ＩＴＡＳＫは、順方向回復を必要とするエリアの鎖か
ら、処理するファスト・パス・データ・ベース・エリア
を得る。次に、各ＩＴＡＳＫは、そのエリアのために必
要とされるすへての順方向回復を実行する。１つのエリ
アで終わりになると、該ＩＴＡＳＫは、別のエリアを片
づける鎖に進む。

これは、順方向回復の鎖が空になるまで、続く。

Ｆ９発明の効果 本発明によれば、活動プロセッサの使用不能に際して、
バックアップ・プロセッサは、活動プロセッサの処理を
複写したり、活動プロセッサに対する処理を行ったりす
ることなく、回復処理およびトランザクション処理の引
き継ぎを行う７また、バックアップ・プロセッサは、新
しいｊ−ランザクジョンの処理を２回復操作と重複させ
ることができる。これらの特徴により、再始動可能なデ
ータ・ベース・システムにおけるデータｉｉ’Ｊ用性を
維持することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明による活動および代替データ・ベース
・システムの構成の説明図である。 第２図は、サブシステム間通信の説明図である。 第３図は、付随する普通にアクセスする端末袋置に関し
て、活動およびバックアップ・プロセッサ間の関係を強
調して説明する図である。 第４図は、活動−代替構成の１例を示す図である。 第５図は、従属領域再始動テーブルの構造の説明図であ
る。 第６図は、ＤＬ／Ｉロック追跡におけるプールの構造の
説明図である。 第７図は、ＤＬ／Ｉバッファ追跡におけるプールの構造
の説明図である。 第８図は、バッファ追跡テーブルのエントリの構造の説
明図である。 第９図は、ファスト・バス「インダウト」バッファ削減
の説明図である。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝　　−ＩＭＳ日９
゛ 第１図 ＩＭＳ　ｂケ ＋＋ 第６図

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）バックアップ・プロセッサと性能の低下した活動
   プロセッサの問での再始動可能なデータ・ベース・シス
   テムの交換を保証する方法であって、該交換は、原子的
   トランザクションで活動プロセッサにアクセスする端末
   装置にとって透過性を有するものであり、前記システム
   は、トランザクションに関係するデータ・ベースの参照
   用、およびロギング用に、ステージされた記憶を利用し
   、前記活動プロセッサは、所定の活動クラスに関してロ
   グ・エントリを提供するものであり、 前記方法は、 （ａ）端末装置と活動プロセッサの間のセッションを確
   立し、 （ｂ）バックアップ・プロセッサによって、活動プロセ
   ッサのログ・エントリと同期をとり、該ログ・エントリ
   を追跡、モニタすることにより、活動プロセッサの使用
   不能に備え、 （ｃ）活動プロセッサが使用不能の場合、バックアップ
   ・プロセッサにより回復処理を実行するとともに、新し
   い活動プロセッサとしてトランザクション処理を引き継
   ぐ ステップよりなることを特徴とするデータ・ベース・シ
   ステムの管理方法。
2. （２）バックアップ・プロセッサと性能の低下した活動
   プロセッサの間での再始動可能なトランザクション志向
   のデータ・ベース・システムの交換を保証するとととも
   に、新しいトランザクションを重複させる方法であって
   、該交換は、原子的トランザクションで活動プロセッサ
   にアクセスする端末装置にとって透過性を有するもので
   あり、前記システムは、トランザクションに関係するデ
   ータ・ベースの参照用、およびロギング用に、ステージ
   された記憶を利用し、前記活動プロセッサは、所定の活
   動クラスに関してログ・エントリを提供するものであり
   、 前記方法は （ａ）端末装置と活動プロセッサの間のセッションを確
   立するとともに、選択された資源のロックのテーブルを
   作成、かつ維持し、 （ｂ）バックアップ・プロセッサによって、該選択され
   た資源のロックのテーブルに関して作られたものを含む
   活動プロセッサのログ・エントリと同期をとり、該ログ
   ・エントリを追跡、モニタすることにより、活動プロセ
   ッサの使用不能に備え、（ｃ）活動プロセッサが使用不
   能の場合、バックアップ・プロセッサにより回復処理を
   実行し、新しい活動プロセッサとしてトランザクション
   処理を引き継ぐとともに、前記テーブルに従って以前の
   活動プロセッサのロックを再獲得し、 （ｄ）ロックされた資源に関する回復操作の続行と競合
   しないときは、新しいトランザクションを処理する ステップよりなることを特徴とするデータ・ベース・シ
   ステムの管理方法。
3. （３）バックアップ・プロセッサと性能の低下した活動
   プロセッサの間での再始動可能なトランザクション志向
   のデータ・ベース・システムの交換を保証するとともに
   、新しいトランザクションを重複させる方法であって、
   該交換は、原子的トランザクションで活動プロセッサに
   アクセスする端末装置にとって透過性を有するものであ
   り、前記システムは、トランザクションに関係するデー
   タ・ベースの参照用、およびロギング用にステージされ
   た記憶を利用し、前記活動プロセッサは、所定の活動ク
   ラスに関してログ・エントリを提供するものであり、 前記方法は、 （ａ）端末装置と活動プロセッサの間のセッションを確
   立し、 （ｂ）バックアップ・プロセッサによって、活動プロセ
   ッサのログ・エントリと同期をとり、該ログ・エントリ
   を追跡、モニタすることにより、活動プロセッサの使用
   不能に備えるとともに、端末装置から、活動プロセッサ
   を通して情報を通過させ、ステージされた記憶にロギン
   グし、 （ｃ）活動プロセッサが使用不能の場合、バックアップ
   ・プロセッサにより回復処理を実行するとともに、新し
   い活動プロセッサとしてトランザクション処理を引き継
   ぐ ステップよりなることを特徴とするデータ・ベース・シ
   ステムの管理方法。