JPS63278155A - 分散デ−タベ−ス管理処理方式 - 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】 〔概要〕 複数の計算機システムにおいてデータベースを一元管理
する場合に、特定センタ以外のデータベースの利用が制
限されるという問題を解決するため、各システムが原則
として同じ内容のデータベースを保持し、ある期間内に
収集した自センタの更新ログを相手センタへ送り、相手
センタではその更新ログに基づいて、自データヘースに
反映する手段を設けることにより、複数の計算機システ
ムで非同期・独立に更新されたデータベースのデータ整
合性を維持・保証する。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、複数センタで非同期・独立にデータベースの
更新があっても１そのデータ整合性を維持・保証する分
散データベース管理処理方式に関するものである。

〔従来の技術〕

第６図は通信回線結合による従来の分散システムの例を
示す。

計算機システム間が通信回線で結ばれると、他系にある
データベースをリアルタイムでアクセスできるようにな
り、データベースが一元管理できるようになった。しか
し、この場合、データベースが特定センタに集中してし
まい、別センタでそのデータベースを保持して使用する
ことができない。また、複数センタにデータベースを置
いた場合には２両者が更新されると、整合性を維持する
ことができないため１片系しか更新できなかった。

例えば、第６図（イ）に示す分散システムでは。

各ユーザＵｌ、Ｕ２は、それぞれの計算機システムＩＡ
、ＩＢに分散しているが、ファイルｘ、ｙが分散されて
いないため、同時にファイルｘ、ｙの２つを利用するこ
とはできない。

第６図（ロ）に示す分散システムでは、各ユーザおよび
各ファイルが、計算機システムＩＡ、ＩＢに分散し、計
算機システムＩＡが持つファイルＸは１例えばサービス
終了後の夜間に、計算機システムＩＢのファイルＸ′に
複写されるようになっている。しかし、ファイルＸ′の
更新骨をファイルＸに反映する手段がないため、ファイ
ルＸ′は参照専用となる。ユーザＵ２が更新するために
は、計算機システムＩＡが持つファイルＸを更新しなけ
ればならない。

〔発明が解決しようとする問題点〕

上記従来の方式によれば、システムによってデータベー
スの利用が限定され、特定センタに負荷が集中したり、
また更新処理では２回線を経由して他系システムへのア
クセスが必要になって２応答が遅くなるという問題があ
った。

本発明は上記問題点の解決を図り、各計算機システムが
それぞれ独立にデータベースを保持するかのように、デ
ータベースを非同期・独立に更新できるようにすると共
に、非同期・独立に更新しでも、データ整合性を維持・
保証できるようにすることを目的としている。

〔問題点を解決するための手段〕

第１図は本発明の基本構成例を示す。

第１図において、ＬＡ、ＩＢはそれぞれＣＰＵおよびメ
モリ等を有する計算機システム、２Ａ。

２Ｂはデータベースを参照・更新する端末、３Ａ。

３Ｂはデータベースへの参照・更新を処理する応用処理
部、４Ａ、４Ｂは各計算機システムが持つデータベース
の整合性を保証するデータ整合処理部、５Ａ、５Ｂは更
新ログを他の計算機システムに転送する更新ログ転送部
、６Ａ、６Ｂは他の計算機システムから送られてきた更
新ログを自システムに反映する更新反映処理部、７Ａ、
７Ｂはデータベースへのアクセス機能を提供するデータ
管理部、８Ａ、８Ｂは更新ログ情報を収集する更新履歴
保存処理部、９Ａ、９Ｂは更新ログ情報が格納されるロ
グデータセント、ＩＯＡ、ＩＯＢは同じ内容のデータが
展開されたデータベースを表す。

４一 本発明では、複数の計算機システムＬＡ、ＩＢ−ｈに同
じ内容のデータを持つデータベース１０Ａ。

１０Ｂが展開される。これらのデータベース１０Ａ、１
０Ｂは、それぞれ各計算機システムＬＡ。

ＩＢにおいて、応用処理部３Ａ、３Ｂおよびデータ管理
部７Ａ、７Ｂを介して、非同期・独立に参照・更新され
るようになっている。

更新履歴保存処理部８Ａ、８Ｂは、データベースＩＯＡ
、ＩＯＢを更新するときに、そのレコードの論理キー、
変更項目名、変更項目値などの更新ログ情報を、それぞ
れログデータセット９Ａ。

９Ｂに出力する。

更新ログ転送部５Ａ、５Ｂは３例えば夜間など。

定期的に自センタのログデータセット９Ａ、９Ｂに格納
された更新ログ情報を、相手センタに転送する処理を実
行する。この転送も非同期に行うことができる。

更新反映処理部６Ａ、６Ｂは、相手センタから送られた
更新ログ情報を受け取ると、相手センタでの更新差分（
各論理キー毎の更新内容の最終値または開始値と最終値
）と、自センタにおける更新差分とを算出し１両者を比
較する。そして、相手センタにおける更新項目が自セン
タで更新されていない場合には、自センタのデータベー
ス１０Ａ、１０Ｂにその更新内容を反映する。自センタ
でも更新されていた場合には、予め定めたセンタのレベ
ルによって、それを反映するか否かを決定し、それに従
って処理する。更新ログについての受信処理が完了した
ならば、その旨を発信側センタに報告し３発信側センタ
では９次回の転送骨をマークする。

〔作用〕

本発明によれば、データベースＩＯＡ、ＩＯＢは、原則
として同じ内容のデータを保持し、それぞれの計算機シ
ステムＬＡ、ＩＢにおいて、非同期・独立に参照・更新
することができる。更新によって、データベースＩＯＡ
、ＩＯＢ間に、一時的に不一致が生じるが、データ整合
処理部４Ａ。

４Ｂにより、定期的に他の計算機システムにおける更新
内容が、自システムのデータベースに反映されるので、
データ整合性を維持・保証することが可能になる。

第１図の例では、２つの計算機システムにおける分散デ
ータベース管理を示しているが、３以上の計算機システ
ムによる分散データベース管理についても、同様にデー
タ整合性を保証することができる。

〔実施例〕

第２図（Ａ）、　（Ｂ）は本発明の一実施例に係る転送
フロー、第３図はデータ整合処理説明図、第４図は第１
図図示データ整合処理部の処理構成例。

第５図は本発明の一実施例による動作側説明図を示す。

以下、第２図に従って、第１図に示した本発明の一実施
例に係るシステムの転送フローについて説明する。第１
図に示す計算機システムＩＡを発信側センタ、計算機シ
ステムＩＢを受信側センタとして説明するが、この逆の
転送も同様であり。

独立に処理可能となっている。以下の説明における番号
■〜＠は５第２図（ＡＬ　（Ｂ）に示す■〜［相］に対
応する。

■　第２図（Ａ）に示すように９発信側センタのジョブ
において、データベースＩＯＡに対する更新があると、
更新履歴保存処理部８Ａにより。

ログデータセット９Ａに、その更新履歴のデータを保存
する。

■　例えばサービス終了時など、定期的にログデータを
まとめて、他の計算機システムに転送するが、そのとき
１発信開始を示す転送ログレコードを生成し、ログデー
タセット９Ａの最終位置に書き出す。

■　ログデータセット９Ａから更新データのログレコー
ドを読み、同じ論理キーを持つ更新データがあれば、そ
れらを統合して２発信データを作成し２発信データセン
トに格納する。

■　既存のファイル転送処理機能などにより９発信デー
タセットを、受信側センタへ発信する。

また、計算機システムＩＢの更新データを、以前に発信
側センタである計算機システムＩＡが受信したときに、
自データベースＩＯＡに反映できなかったものがあれば
、その発信側未反映分の更新データからなるデータセッ
トを、受信側センタへ送る。その後、計算機システムＩ
Ｂの受信ジョブを起動する。

■　第２図（Ｂ）に示すように、受信側センタのジョブ
では、前回発信側センタから受信したときに、自データ
ヘースＩＯＢに未反映であった更新データと、今回受信
した発信データセントの更新データとから、更新差分を
算出し、その差分レコードによって９発信側差分データ
セットを作成する。また２発信側センタにおける前回未
反映分の更新データと、受信側センタにおけるそれまで
の更新データが格納された受信側ログデータセント９Ｂ
との更新差分を算出し。

差分レコードを生成して、受信側差分データセットを作
成する。そして１発信側差分データセットと受信側差分
データセントとの内容を比較し、自データヘースＩＯＢ
に反映すべき更新デ−タからなる反映データ保存データ
セットを作成する。発信側センタで更新され、受信側セ
ンタで更新されていない更新項目については２反映デー
タとするが９両センタで更新された項目については、予
め定めたセンタの優先レベルにより、一方の更新データ
だけが有効となるように反映データを生成する。

■　反映データ保存データセントから反映データのレコ
ードを読み出し、データベースＩＯＢに更新内容を反映
する。また、このときに他の利用者が資源を占有してい
るために、データベースＩＯＢへ反映できないデータが
ある場合には。

未反映分保存データセットとして、その反映データを保
存する。この未反映分のデータは１次回に更新データを
受信したとき、上記処理■における発信側差分データセ
ントの作成に用いる。

■　データベースＩＯＢへの更新反映処理が終了したな
らば、処理終了を発信側センタへ通知するための返信レ
コードを生成し、返信データセントを作成する。

■　受信終了を示す転送ログレコードを生成し。

自ログデータセット９Ｂに格納する。

■　処理■により作成した返信データセットを。

発信側センタへ送り、返信受理ジョブを起動する。これ
により、第２図（Ａ）に示す処理［相］が動作する。

［相］　発信側センタでは、受信側センタからの転送結
果を受理し、その返信データセントの内容に基づいて、
上記処理■で書き込んだ発信開始を示す転送ログレコー
ドを、転送終了を示すように更新する。次に更新データ
を受信側センタへ送る場合には、この転送ログレコード
以降の更新データを９発信データセントの作成に利用す
る。

以−ヒの実施例のように、未反映分の更新データを未反
映分保存データセットとして保存しておくことにより、
転送受信中に他の利用者が占有中であったため２反映が
できなかったデータについても、後に対処できるように
なる。また２反映データ保存データセットを確保してお
くことにより。

＝　１１　＝ 転送受信中にジョブが異常終了した場合の復旧も可能に
なっている。

次に第３図に従って、データ整合処理の具体例を説明す
る。

第３図（イ）に示すように、データベース１゜は２項目
１１〜ｉ１を持つＤＢレコードＲ１，Ｒ２、・・・から
なる。今、１回の更新によって３例えばレコードＲ１の
項目ｉｆ、ｉ５．ｉ８．ｉｌｌが更新されたとする。更
新データは、第３図（ロ）に示すように、更新項目番号
を示すレコードと、更新前の各項目の値を持つレコード
と、更新後の各項目の値を持つレコードとからなる。こ
の中の１つの項目は、レコードを識別する論理キーとな
っている。転送終了を示す前回の転送ログレコード以降
の更新データが、受信側センタに対する転送対象となる
。

例えば、同じレコードの項目ｉ５の値が、Ｘがら２に更
新され、さらに２からｙに更新された場合には、転送時
にその２つの更新データを統合し。

Ｘからｙに更新されたことを示す発信データを生成する
。

受信側センタにおける反映データの生成は１例えば第３
図（ハ）に示すように行われる。なお。

説明を簡単化するため、１つのレコードについての更新
データだけを図示している。

受信側センタでは、前回受信時の未反映分と。

今回受信した発信データセントの発信データとから１発
信側差分データセットを作成する。例えば。

項目ｉ５については、旧の値ｒＷＪから新の値ｒｙＪに
更新されたものとして、差分レコードを生成する。同様
に２発信側センタにおける前回受信時の未反映分データ
と、受信側ログデータセットとから、受信側差分データ
セットを作成する。

この発信側差分データセットと受信側差分データセット
とを比較することにより、自データヘースに反映すべき
反映データからなる反映データ保存データセットを作成
する。

第１図に示すデータ整合処理部４Ａ、４Ｂは。

例えば第４図に示す処理を行うプログラム群によって構
成される。

転送データの発信処理４０では、転送ログレコードの追
加処理４１．ログレコードの読み込み処理４２１発信デ
ータセットへのレコード出力処理４３、日本語ラインプ
リンタへの印刷処理４４などを行う。

受信側センタからの返信通知の反映処理５０では、転送
ログレコードの書き換え処理５１９作業データセントの
読み込み処理５２３日本語ラインプリンタへの印刷処理
５３などを行う。

更新データを受信する受信ドライバ６０は、差分レコー
ドの組立て、差分レコードの出力および差分レコードに
ついて論理キーの同じものをまとめる項目マージなどの
差分データセントの生成処理６１を１発信側のものと、
受信側のものとについて行う。その後、データベースの
物理的なキーであるエントリ番号の書き換えと、ヒツト
リストの設定および反映対象データの生成によって９反
映データセットとヒントリストの生成処理６２を行う。

データベースへの反映処理６３では２通知用返信レコー
ドの生成、資源管理ファイルへのアクセス、レコードの
チェックとデータベースへの書き込み処理を行う。この
とき、競合排他制御などにより、未反映分データがあれ
ば、未反映分保存データセントに出力する。最後に、資
源管理ファイルへのアクセスによって、排他制御を解除
スる。

転送受信中にジョブが異常終了した場合、受信復旧ドラ
イバ７０が起動される。受信復旧ドライバ７０は１反映
データ保存データセントから反映済みデータのキーを展
開する処理７１と２反映対象データのヒントリストを生
成する処理７２と。

データベースに反映する処理７３と、資源管理ファイル
へのアクセス処理７４を行う。なお、中断点の検出は、
資源管理ファイルによって行う。

共通処理部８０として、転送ログレコードの追加処理８
１．転送ログレコードの書き換え処理８２、転送ログレ
コードの読み込み処理８３．印刷処理８４．レコードの
入力・出力処理８５などが用意される。

第１図に示す更新反映処理部６Ａ、６Ｂにおけ＝１５− る比較対象ログ範囲を、第５図に示す転送＃１〜転送＃
１０の動作例に従って説明する。

転送＃１：計算機システム（Ｂ）から計算機システム（
Ａ）へ、更新Ｂのデータを送ると、計算機システム（Ａ
）では、更新Ｂと更新Ａとを比較する。

転送＃２：計算機システム（Ｂ）では、転送＃２により
３次の（ａｌ、　（ｂｌを比較する。なお、以下の説明
で「生き残ったもの」とは、相手側でまだ処理されてい
ない有効な更新データを意味する。

（ａｌ　　更新Ａのうち＃１で生き残ったもの十更新Ｃ （ｂｌ＃１未反映分十更新り 転送＃３：次のｔａ）、　ｔｂ＞を比較する。

（ａｌ　　（＃１未反映分十更新Ｄ）のうち＃２で生き
残ったもの十更新Ｆ （ｂｌ＃２未反映分十更新Ｅ 転送＃４：次のｆａｔ、　（ｂｌを比較する。

（ａｌ＃３未反映分十更新Ｈ （ｂｌ　　（＃２未反映分十更新Ｅ）のうち＃３で生き
残ったもの十更新Ｇ 転送＃５：次の＋ａｌ、　（ｂｌを比較する。

ｆａｌ　　ｌ＃２未反映分十更新Ｅ）のうち＃３で生き
残ったもの十更新Ｇ）のうち＃４で生き残ったもの十更
新Ｉ ｆｂｌ＃４未反映分十更新Ｊ 転送＃６：次の＋ａｌ、　（ｂ）を比較する。

ｆａｌ＃５未反映分十更新Ｋ （ｂ）　　（＃４未反映分十更新Ｊ）のうち＃５で生き
残ったもの十更新り 転送＃７：次のｆａｌ、　（ｂｌを比較する。

ｆａ）＃６未反映分十更新０ ｆｂ）　　（（（＃４未反映分十更新Ｊ）で＃５の生き
残り）十更新し）と＃６の生き残り十更新Ｐ十更新Ｒ 転送＃８：次の（ａｌ、　（ｂｌを比較する。

ｆａｌ　　（＃４未反映分十更新Ｊ）のうち＃５の生き
残り十更新り十更新Ｐ （ｂ）＃６の未反映分十更新０＋更新Ｑ転送＃９：次の
ｆａｔ、　（ｂｌを比較する。

（ａｌ　　（＃７未反映分十更新Ｑ）のうち４↑８の生
き残り十更新５ （ｂ）　　（＃８未反映分十更新Ｒ）のうち＃７の生き
残り十更新Ｔ 転送＃１０：次の（ａｌ、　（ｂｌを比較する。

（ａｔ　　（＃８未反映分十更新Ｒ）のうち＃９の生き
残り十更新■ （ｂｌ＃９未反映分十更新Ｕ 以上の動作例のように、未反映分データを処理すること
により、更新ログの転送を非同期に行っても１各計算機
システムのデータ整合性を保証することができる。しか
し、処理を簡易化するため。

更新ログの転送処理を１例えば一般のオンライン・サー
ビス終了後の夜間に、各計算機システムが同期をとって
行うこととし、未反映分データの処理を省略するように
してもよい。

Ｃ発明の効果〕 以上説明したように５本発明によれば、複数の計算機シ
ステムが保持する同様な内容のデータベースを、非同期
・独立に更新しても、そのデータ整合性を維持・保証す
ることが可能になり、効率的な分散データベース管理が
可能になる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の基本構成例、第２図（Ａ）１（Ｂ）は
本発明の一実施例に係る転送フロー、第３図はデータ整
合処理説明図、第４図は第１図図示データ整合処理部の
処理構成例、第５図は本発明の一実施例による動作側説
明図、第６図は従来システムの例を示す。 図中、ＬＡ、ＩＢは計算機システム、２Ａ、２Ｂは端末
、３Ａ、３Ｂは応用処理部、　　４Ａ、　　４Ｂはデー
タ整合処理部、５Ａ、５Ｂは更新ログ転送部、６Ａ、６
Ｂは更新反映処理部、７Ａ、７Ｂはデータ管理部、８Ａ
、８Ｂは更新層厚保存処理部。 ９Ａ、９Ｂはログデータセット、ＩＯＡ、ＩＯＢはデー
タベースを表す。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数の計算機システムにそれぞれ同じ内容のデータを持
   つデータベースを展開し、該データベースを各計算機シ
   ステムが非同期・独立に更新する分散データベース管理
   処理方式であって、 上記データベースの更新に際して更新ログ情報を収集す
   る更新履歴保存処理手段（８Ａ、８Ｂ）と、ある期間内
   に収集された更新ログ情報をまとめて、他の計算機シス
   テムに転送する更新ログ転送手段（５Ａ、５Ｂ）と、 他の計算機システムから受け取った更新ログ情報と、自
   計算機システムにおける更新ログ情報とを比較し、他の
   計算機システムにおける更新ログ情報を自計算機システ
   ム内のデータベースに反映する更新反映処理手段（６Ａ
   、６Ｂ）とを備え、複数の計算機システムにおけるデー
   タベースのデータ整合性を保証するようにしたことを特
   徴とする分散データベース管理処理方式。