JP3020539B2 - 並列動作型データベース管理方式 - Google Patents
並列動作型データベース管理方式Info
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- JP3020539B2 JP3020539B2 JP2053695A JP5369590A JP3020539B2 JP 3020539 B2 JP3020539 B2 JP 3020539B2 JP 2053695 A JP2053695 A JP 2053695A JP 5369590 A JP5369590 A JP 5369590A JP 3020539 B2 JP3020539 B2 JP 3020539B2
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- Japan
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- database
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- computer system
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- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、データベースを有する計算機システムにお
けるデータベース管理方法に関するものである。
けるデータベース管理方法に関するものである。
将来の技術では、オンラインシステムの信頼性向上策
として次のようにしていた（第９図参照）。
として次のようにしていた（第９図参照）。
データベースレコードを蓄積し、オンライン中に更新
する外部記憶装置（33と34）を２重にもち、データベー
スレコードの更新が必要になった場合には、それぞれの
外部記憶装置内にあるデータベースレコード（35と36）
を、同時に中央処理装置（32）から更新（）する。同
一のデータベースレコードを別の外部記憶装置に常に２
重にもつことにより、片方の外部記憶装置（33又は34）
障害時でも、別の外部記憶装置上のデータベースレコー
ドを使用出来るようにしていた。
する外部記憶装置（33と34）を２重にもち、データベー
スレコードの更新が必要になった場合には、それぞれの
外部記憶装置内にあるデータベースレコード（35と36）
を、同時に中央処理装置（32）から更新（）する。同
一のデータベースレコードを別の外部記憶装置に常に２
重にもつことにより、片方の外部記憶装置（33又は34）
障害時でも、別の外部記憶装置上のデータベースレコー
ドを使用出来るようにしていた。
また、オンラインと接続されていない外部記憶装置
（37）にデータベースのバックアップを取得し（）、
オンラインシステムと同一の計算センタ（31）内又は別
の倉庫又は計算センタ（38）に保存することにより、外
部記憶装置33,34の同時障害又は、外部記憶装置37を加
えた同時障害発生時にデータベースの回復を図ってい
た。
（37）にデータベースのバックアップを取得し（）、
オンラインシステムと同一の計算センタ（31）内又は別
の倉庫又は計算センタ（38）に保存することにより、外
部記憶装置33,34の同時障害又は、外部記憶装置37を加
えた同時障害発生時にデータベースの回復を図ってい
た。
なおこの種の技術として関連するものには、たとえば
特開昭61−196347号公報などがある。
特開昭61−196347号公報などがある。
上記従来の技術には高信頼性が要求されるオンライン
システムにおいて次の課題があった（第10図参照）。
システムにおいて次の課題があった（第10図参照）。
（１）計算センタ（31）が災害にあった場合（Ａ）オン
ラインシステムを利用する端末（24a,24b,24c,24d）全
てが利用不能となる。また、本災害時のデータベースの
復旧は不可能となる。
ラインシステムを利用する端末（24a,24b,24c,24d）全
てが利用不能となる。また、本災害時のデータベースの
復旧は不可能となる。
（２）計算センタ（31）を含む広域21（隣接する複数の
都道府県、市町村を合せた地域）災害時（Ｂ）には、計
算センタ31に含まれる端末（24a,24b）のみならず被災
していない別の広域（25）に含まれる端末（24c,24d）
もオンライン利用不能となる。また、本災害時のデータ
ベースの復旧は不可能となる。
都道府県、市町村を合せた地域）災害時（Ｂ）には、計
算センタ31に含まれる端末（24a,24b）のみならず被災
していない別の広域（25）に含まれる端末（24c,24d）
もオンライン利用不能となる。また、本災害時のデータ
ベースの復旧は不可能となる。
（３）計算センタ（31）を含む広域（21）と別の広域
（25）間において、計算機（23）と計算機を使用する端
末（24c,24d）を接続する伝送路（26b）障害時（Ｃ）、
広域21内の端末（24a,24b）はオンラインを利用可能で
あるが、広域25内の端末（24c,24d）は利用できない。
（25）間において、計算機（23）と計算機を使用する端
末（24c,24d）を接続する伝送路（26b）障害時（Ｃ）、
広域21内の端末（24a,24b）はオンラインを利用可能で
あるが、広域25内の端末（24c,24d）は利用できない。
上記問題点は、公知ではないが、正オンラインシステ
ムのほかにバックアップセンターとして副オンラインシ
ステムを設け、端末から入力されるトランザクションに
基づいて正オンラインシステムの正データベースの関連
するレコードを更新し、この正データベースについて行
われた更新の情報を副オンラインシステムに送り、副オ
ンラインシステムではバックアップとなる副データベー
スの関連するレコードをリアルタイムで更新することに
よって解決される。そして正オンラインシステムに障害
等が発生し、稼動しなくなったとき、端末を正オンライ
ンシステム接続から副オンラインシステム接続へ切り替
えることによって業務を続行できる。以下このような構
成をもつ全体システムの正副データベースの統合につい
て説明する。
ムのほかにバックアップセンターとして副オンラインシ
ステムを設け、端末から入力されるトランザクションに
基づいて正オンラインシステムの正データベースの関連
するレコードを更新し、この正データベースについて行
われた更新の情報を副オンラインシステムに送り、副オ
ンラインシステムではバックアップとなる副データベー
スの関連するレコードをリアルタイムで更新することに
よって解決される。そして正オンラインシステムに障害
等が発生し、稼動しなくなったとき、端末を正オンライ
ンシステム接続から副オンラインシステム接続へ切り替
えることによって業務を続行できる。以下このような構
成をもつ全体システムの正副データベースの統合につい
て説明する。
上記全体システムにおいて、正データベースと副デー
タベースを、各々正計算機システムと副計算機システム
で並列に異なる内容で更新後、データベースを統合する
場合、各々の計算機システムで処理した全取引データを
互いに交換しあって再処理することでデータベースを統
合するため、統合処理時間が長大化する。
タベースを、各々正計算機システムと副計算機システム
で並列に異なる内容で更新後、データベースを統合する
場合、各々の計算機システムで処理した全取引データを
互いに交換しあって再処理することでデータベースを統
合するため、統合処理時間が長大化する。
また、正データベース及び副データベースの更新順序
について保証する場合には、正計算機システムと副計算
機システムの全取引データを時系列にマージ後再度一括
処理するため、データベース統合時間が長大化する。
について保証する場合には、正計算機システムと副計算
機システムの全取引データを時系列にマージ後再度一括
処理するため、データベース統合時間が長大化する。
上記高信頼性オンラインシステムには、データベース
の統合処理を行う上で次の課題がある。
の統合処理を行う上で次の課題がある。
（１）正データベース及び副データベースで並列に更新
したレコードと独自に更新したレコードの判別する手段
がなく、全取引データを再処理するとすれば、データベ
ース統合処理時間が長時間となる。
したレコードと独自に更新したレコードの判別する手段
がなく、全取引データを再処理するとすれば、データベ
ース統合処理時間が長時間となる。
（２）正データベース及び副データベースで並列に更新
されたレコードについて順序性を保証するために、正計
算機システムと副計算機システムの全取引データのマー
ジを行なった後、全取引データを再処理するとすれば、
データベース統合処理時間が長時間となる。
されたレコードについて順序性を保証するために、正計
算機システムと副計算機システムの全取引データのマー
ジを行なった後、全取引データを再処理するとすれば、
データベース統合処理時間が長時間となる。
本発明の目的は、この課題を解決することにある。
本発明は、同一内容をもつべく構成された正データベ
ースと副データベースについて、各々正計算機システム
と副計算機システムで並列に異なる内容で更新した後、
正データベースと副データベースとを統合する場合、デ
ータベースレコードに正データベース更新通番と副デー
タベース更新通番とを保有し、副データベース側から正
データベース側へデータベース更新情報と上記更新通番
を送信し、各々のデータベース更新通番を突合せること
により、両データベースで並列更新したレコードと副デ
ータベースのみ独自更新したレコードを判別し、独自更
新したレコードはデータベース更新情報を送信すること
によって正データベースへ反映し、並列更新したレコー
ドは入力取引データによって順序性を守って再処理する
ことにより、データベースを統合する並列動作型データ
ベース管理方式を特徴とする。
ースと副データベースについて、各々正計算機システム
と副計算機システムで並列に異なる内容で更新した後、
正データベースと副データベースとを統合する場合、デ
ータベースレコードに正データベース更新通番と副デー
タベース更新通番とを保有し、副データベース側から正
データベース側へデータベース更新情報と上記更新通番
を送信し、各々のデータベース更新通番を突合せること
により、両データベースで並列更新したレコードと副デ
ータベースのみ独自更新したレコードを判別し、独自更
新したレコードはデータベース更新情報を送信すること
によって正データベースへ反映し、並列更新したレコー
ドは入力取引データによって順序性を守って再処理する
ことにより、データベースを統合する並列動作型データ
ベース管理方式を特徴とする。
本発明によれば、並列更新レコード及び独自更新レコ
ードを判別し、独自更新レコードであればデータベース
反映処理のみ行なうことにより、再処理対象の取引デー
タ量を削減し、データベース統合時間の短縮を図り、並
列更新レコードであれば取引時刻を比較し再処理するこ
とにより、順序を守ったデータベース統合を可能とす
る。
ードを判別し、独自更新レコードであればデータベース
反映処理のみ行なうことにより、再処理対象の取引デー
タ量を削減し、データベース統合時間の短縮を図り、並
列更新レコードであれば取引時刻を比較し再処理するこ
とにより、順序を守ったデータベース統合を可能とす
る。
以下本発明の一実施例について図面を参照しながら説
明する。
明する。
第７図は、銀行オンラインシステムにおける実施例で
ある。東京に正オンラインシステム１を設置し、そのバ
ックアップシステムとして大阪に副オンラインシステム
２を設置する。通常運用時は、東日本地区営業店の端末
装置３も西日本地区営業店の端末装置４も正オンライン
システム１に接続し、正元帳データベース５を更新し
（）、正元帳データベースの更新情報を副オンライン
システム２へ送信し（）、副元帳データベース６を更
新することにより、正元帳データベース５と副元帳デー
タベース６の内容を一致させておく。
ある。東京に正オンラインシステム１を設置し、そのバ
ックアップシステムとして大阪に副オンラインシステム
２を設置する。通常運用時は、東日本地区営業店の端末
装置３も西日本地区営業店の端末装置４も正オンライン
システム１に接続し、正元帳データベース５を更新し
（）、正元帳データベースの更新情報を副オンライン
システム２へ送信し（）、副元帳データベース６を更
新することにより、正元帳データベース５と副元帳デー
タベース６の内容を一致させておく。
災害時により、東西接続回線７が切断（）された場
合、西日本地区営業店の端末装置４は東京の正オンライ
ンシステム１と接続ができなくなるため、取引不可の状
態となる。そこで、西日本地区営業店の端末装置４を副
オンラインシステム２へ切替えて（）接続することに
より、取引を行ない副元帳データベース６を更新し
（）副元帳データベース６の更新情報を正オンライン
システム１宛に送信する（）動作を行なっておく。ま
た、東日本地区営業店の端末装置３は引続き正オンライ
ンシステム１にて取引を継続し、正元帳データベース５
を更新し、更新情報を副オンラインシステム２宛に送信
する（）動作を行なっておく。
合、西日本地区営業店の端末装置４は東京の正オンライ
ンシステム１と接続ができなくなるため、取引不可の状
態となる。そこで、西日本地区営業店の端末装置４を副
オンラインシステム２へ切替えて（）接続することに
より、取引を行ない副元帳データベース６を更新し
（）副元帳データベース６の更新情報を正オンライン
システム１宛に送信する（）動作を行なっておく。ま
た、東日本地区営業店の端末装置３は引続き正オンライ
ンシステム１にて取引を継続し、正元帳データベース５
を更新し、更新情報を副オンラインシステム２宛に送信
する（）動作を行なっておく。
東西接続回線７が復旧した場合には、副元帳データベ
ース６の更新情報を正オンラインシステム１で受信し、
正元帳データベース５へ反映することにより、副元帳デ
ータベース６の正元帳データベース５への統合を行な
う。同様に、正元帳データベース５の更新情報を副オン
ラインシステム２で受信し、副元帳データベース６へ反
映することにより、正元帳データベース５の副元帳デー
タベース６への統合を行なう。その後、西日本地区営業
店の端末装置４を正オンラインシステム１へ切替戻しす
ることにより、取引を行なう通常運用形態に復帰する。
ース６の更新情報を正オンラインシステム１で受信し、
正元帳データベース５へ反映することにより、副元帳デ
ータベース６の正元帳データベース５への統合を行な
う。同様に、正元帳データベース５の更新情報を副オン
ラインシステム２で受信し、副元帳データベース６へ反
映することにより、正元帳データベース５の副元帳デー
タベース６への統合を行なう。その後、西日本地区営業
店の端末装置４を正オンラインシステム１へ切替戻しす
ることにより、取引を行なう通常運用形態に復帰する。
第８図は、分散システムにおける実施例である。ホス
トシステム11と複数の分散システム12,13を接続するこ
とによりシステムを構成し、ホストシステムには全ての
分散データベースと同一内容を収容するホストデータベ
ース14を持ち、分散システム12,13は当該分散システム
で固有の情報のみ収容する分散データベース15,16を持
つシステムである。
トシステム11と複数の分散システム12,13を接続するこ
とによりシステムを構成し、ホストシステムには全ての
分散データベースと同一内容を収容するホストデータベ
ース14を持ち、分散システム12,13は当該分散システム
で固有の情報のみ収容する分散データベース15,16を持
つシステムである。
端末装置17からの取引により分散データベース15を更
新し（）、更新情報をホストシステム11宛送信し
（）、ホストシステム11にて、ホストデータベース14
内の当該レコードへ反映することにより、分散データベ
ース15とホストデータベース14の内容を一致させるデー
タベース統合を行なう。
新し（）、更新情報をホストシステム11宛送信し
（）、ホストシステム11にて、ホストデータベース14
内の当該レコードへ反映することにより、分散データベ
ース15とホストデータベース14の内容を一致させるデー
タベース統合を行なう。
端末装置18からの取引は、分散データベース16に存在
しないレコードを更新する取引のため、ホストシステム
11にてホストデータベース14を更新する（）。更新し
たレコードが分散データベース15に収容するレコードの
ため、更新情報を分散システム12宛送信し（）、分散
システム12にて分散データベース15内の当該レコードへ
反映することにより、ホストデータベース14と分散デー
タベース15の内容を一致させるデータベース統合を行な
う。
しないレコードを更新する取引のため、ホストシステム
11にてホストデータベース14を更新する（）。更新し
たレコードが分散データベース15に収容するレコードの
ため、更新情報を分散システム12宛送信し（）、分散
システム12にて分散データベース15内の当該レコードへ
反映することにより、ホストデータベース14と分散デー
タベース15の内容を一致させるデータベース統合を行な
う。
以下の説明ではホストデータベース14を正データベー
スとみなし、分散データベース15を副データベースとみ
なせばそのまま当てはまる。
スとみなし、分散データベース15を副データベースとみ
なせばそのまま当てはまる。
以下本発明の実施例について詳細に説明する。
第２図は、正データベースおよび副データベースに収
容されるレコードのデータ形式を示すものである。図に
示すように、正データベース及び副データベースのデー
タベースレコードに、正データベース更新通番と副デー
タベース更新通番及びレコード更新時刻を保有する
（ａ），（ｂ）。
容されるレコードのデータ形式を示すものである。図に
示すように、正データベース及び副データベースのデー
タベースレコードに、正データベース更新通番と副デー
タベース更新通番及びレコード更新時刻を保有する
（ａ），（ｂ）。
正データベースレコード及び副データベースレコード
の初期状態（各データベースを更新する前）は、正デー
タベース更新通番、副データベース更新通番は共に同一
の値である（ｃ），（ｄ）。
の初期状態（各データベースを更新する前）は、正デー
タベース更新通番、副データベース更新通番は共に同一
の値である（ｃ），（ｄ）。
正データベース更新処理では、正データベースレコー
ドの正データベース更新通番をカウントアップ（＋１）
し、レコード更新時刻をHHMMSSの形式でセットする
（ｅ）。
ドの正データベース更新通番をカウントアップ（＋１）
し、レコード更新時刻をHHMMSSの形式でセットする
（ｅ）。
副データベース更新処理では、副データベースレコー
ドの副データベース更新通番をカウントアップ（＋１）
し、レコード更新時刻をセットする（ｆ）。
ドの副データベース更新通番をカウントアップ（＋１）
し、レコード更新時刻をセットする（ｆ）。
第３図に示すように、副データベースの正データベー
スへのデータベース統合処理では、副データベース更新
情報と入力端末名，取引データ通番，入力取引データか
ら成る付加情報を、副データベース更新側から正データ
ベース更新側へ送信する。
スへのデータベース統合処理では、副データベース更新
情報と入力端末名，取引データ通番，入力取引データか
ら成る付加情報を、副データベース更新側から正データ
ベース更新側へ送信する。
第１図は、副データベース更新情報を正データベース
へ反映する処理フローチャートであり、受信した副デー
タベース更新情報と正データベースレコードの正データ
ベース更新通番及び副データベース更新通番を比較し
（21,22,23）、副データベースのみの独自更新レコード
であれば副データベース更新情報をそのまま正データベ
ースレコードへ反映する（25）。並列更新レコードであ
ればレコード更新時刻を比較し（24）、データベース更
新の入力取引データを順序性を守って再処理する（26,2
7,28,29）ことによりデータベースの統合を行なう。
へ反映する処理フローチャートであり、受信した副デー
タベース更新情報と正データベースレコードの正データ
ベース更新通番及び副データベース更新通番を比較し
（21,22,23）、副データベースのみの独自更新レコード
であれば副データベース更新情報をそのまま正データベ
ースレコードへ反映する（25）。並列更新レコードであ
ればレコード更新時刻を比較し（24）、データベース更
新の入力取引データを順序性を守って再処理する（26,2
7,28,29）ことによりデータベースの統合を行なう。
第４図は、副データベースレコードのみ更新されたケ
ース（独自更新）のデータベースレコードの状態遷移を
示す図である。
ース（独自更新）のデータベースレコードの状態遷移を
示す図である。
第５図は、正データベースレコードの更新が副データ
ベースの更新より先に行なわれたケースのデータベース
レコードの状態遷移を示す図である。この場合、正デー
タベースと副データベースが共に更新されているが、副
データベースの更新が正データベース更新より後のた
め、副データベース更新の入力取引データにより、再処
理し、正データベースレコードを更新する。
ベースの更新より先に行なわれたケースのデータベース
レコードの状態遷移を示す図である。この場合、正デー
タベースと副データベースが共に更新されているが、副
データベースの更新が正データベース更新より後のた
め、副データベース更新の入力取引データにより、再処
理し、正データベースレコードを更新する。
第６図は、正データベースレコードの更新が副データ
ベースの更新より後に行なわれたケースのデータベース
レコードの状態遷移を示す図である。この例において
は、正データベースと副データベースが共に更新されて
いるが、正データベースの更新が副データベースの更新
よりも後に発生したものである。このような場合、本来
であれば、副データベースで行われた更新処理により更
新された結果のデータベースレコードに対して、正デー
タベースで行われた更新処理が実施されることになる。
このため、単に副データベース更新の入力取引データに
より再処理して正データベースレコードを更新するだけ
では、順序性が保証されなくなる。そこで、この場合に
はまず、正データベース更新の入力データにより取消処
理を実施し、正データベースのレコードを更新前の状態
に戻す。次に、副データベース更新の入力取引データに
よる再処理を行って、正データベースのレコードを更新
し、その後で、正データベース更新の入力取引データに
より再処理を行って正データベースレコードを更新す
る。
ベースの更新より後に行なわれたケースのデータベース
レコードの状態遷移を示す図である。この例において
は、正データベースと副データベースが共に更新されて
いるが、正データベースの更新が副データベースの更新
よりも後に発生したものである。このような場合、本来
であれば、副データベースで行われた更新処理により更
新された結果のデータベースレコードに対して、正デー
タベースで行われた更新処理が実施されることになる。
このため、単に副データベース更新の入力取引データに
より再処理して正データベースレコードを更新するだけ
では、順序性が保証されなくなる。そこで、この場合に
はまず、正データベース更新の入力データにより取消処
理を実施し、正データベースのレコードを更新前の状態
に戻す。次に、副データベース更新の入力取引データに
よる再処理を行って、正データベースのレコードを更新
し、その後で、正データベース更新の入力取引データに
より再処理を行って正データベースレコードを更新す
る。
なお以下正データベースレコードあるいは副データベ
ースレコードが複数回更新された場合について考察す
る。副データベースレコードが複数回更新された場合
は、副データベースの更新情報が正オンラインシステム
へ更新順に到着し、順次正データベースへ反映処理がさ
れるため、それぞれの反映処理については副データベー
スレコードが１回だけ更新された場合と同じである。ま
た正データベースレコードが複数回更新された場合は、
正データベースのみの更新のときには正データベースへ
の反映処理が発生しないのであるから、問題ない。副デ
ータベースの更新も伴なうときで副データベース更新時
刻が早いケースは、第１図のステップ21,23,24,26,27,2
8のフローで処理されるが、ステップ26で正データベー
スレコードの取消処理を該複数回行い、またステップ28
で正データベースレコード更新の両処理を該複数回行
う。
ースレコードが複数回更新された場合について考察す
る。副データベースレコードが複数回更新された場合
は、副データベースの更新情報が正オンラインシステム
へ更新順に到着し、順次正データベースへ反映処理がさ
れるため、それぞれの反映処理については副データベー
スレコードが１回だけ更新された場合と同じである。ま
た正データベースレコードが複数回更新された場合は、
正データベースのみの更新のときには正データベースへ
の反映処理が発生しないのであるから、問題ない。副デ
ータベースの更新も伴なうときで副データベース更新時
刻が早いケースは、第１図のステップ21,23,24,26,27,2
8のフローで処理されるが、ステップ26で正データベー
スレコードの取消処理を該複数回行い、またステップ28
で正データベースレコード更新の両処理を該複数回行
う。
なお上記の方式は、正データベースを副データベース
へ統合する場合にも適用できることは明らかである。
へ統合する場合にも適用できることは明らかである。
以上説明した実施例によれば、正データベース更新通
番と副データベース更新通番を突き合わせ並列更新レコ
ードと独自更新レコードを判別することにより、独自更
新レコードであればデータベース反映処理のみ行なうこ
とにより再処理対象の取引データ量を削減し、並列更新
レコードであれば取引時刻を比較し順序性を守って再処
理することにより、データベースの統合を短時間でかつ
順序性を保証して行なえる効果がある。
番と副データベース更新通番を突き合わせ並列更新レコ
ードと独自更新レコードを判別することにより、独自更
新レコードであればデータベース反映処理のみ行なうこ
とにより再処理対象の取引データ量を削減し、並列更新
レコードであれば取引時刻を比較し順序性を守って再処
理することにより、データベースの統合を短時間でかつ
順序性を保証して行なえる効果がある。
本発明によれは、並列に更新処理を行うことが可能な
正・副データベースを有する計算機システムにおいて、
正・副それぞれのデータベースでのレコードの更新状況
に応じて両データベースの統合を行うことで、再処理対
象の取引データ量を削減し、短時間で、かつ順序性を保
証したデータベースの統合を行うことができる。
正・副データベースを有する計算機システムにおいて、
正・副それぞれのデータベースでのレコードの更新状況
に応じて両データベースの統合を行うことで、再処理対
象の取引データ量を削減し、短時間で、かつ順序性を保
証したデータベースの統合を行うことができる。
第１図は、データベース更新情報をデータベースへ反映
する処理フローチャート、第２図は、データベースレコ
ードの形式を示す図、第３図は、データベース更新情報
と付加情報の形式を示す図、第４図は、副データベース
レコードのみ更新されたケースのデータベースレコード
の状態遷移図、第５図は、正データベースレコードの更
新がデータベースレコードの更新より先に行なわれたケ
ースのデータベースレコードの状態遷移図、第６図は、
正データベースレコードの更新が副データベースレコー
ドの更新より後に行なわれたケースのデータベースレコ
ードの状態遷移図、第７図は、銀行オンラインシステム
における実施例を示す図、第８図は、分散システムにお
ける実施例を示す図、第９図は、従来システムの構成を
示す図、第10図は、従来システムに障害が発生した状態
を示す図である。 １……正オンラインシステム、２……副オンラインシス
テム、3,4……端末装置、５……正元帳データベース、
６……副元帳データベース。
する処理フローチャート、第２図は、データベースレコ
ードの形式を示す図、第３図は、データベース更新情報
と付加情報の形式を示す図、第４図は、副データベース
レコードのみ更新されたケースのデータベースレコード
の状態遷移図、第５図は、正データベースレコードの更
新がデータベースレコードの更新より先に行なわれたケ
ースのデータベースレコードの状態遷移図、第６図は、
正データベースレコードの更新が副データベースレコー
ドの更新より後に行なわれたケースのデータベースレコ
ードの状態遷移図、第７図は、銀行オンラインシステム
における実施例を示す図、第８図は、分散システムにお
ける実施例を示す図、第９図は、従来システムの構成を
示す図、第10図は、従来システムに障害が発生した状態
を示す図である。 １……正オンラインシステム、２……副オンラインシス
テム、3,4……端末装置、５……正元帳データベース、
６……副元帳データベース。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 清水 高年 神奈川県川崎市幸区鹿島田890番地の12 株式会社日立製作所情報システム工場 内 (72)発明者 高口 幸雄 神奈川県川崎市幸区鹿島田890番地の12 株式会社日立製作所情報システム工場 内 (72)発明者 山下 哲男 神奈川県川崎市幸区鹿島田890番地の12 株式会社日立製作所情報システム工場 内 (56)参考文献 特開 昭63−133239（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−14354（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−136148（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−18635（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−245741（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−246738（ＪＰ，Ａ) Ｄ．Ｓｔｏｔｔ Ｐａｒｋｅｒ，ｅ ｔ．ａｌ，”Ｄｅｔｅｃｔｉｏｎ ｏｆ Ｍｕｔｕａｌ Ｉｎｃｏｎｓｉｓｔｅ ｎｃｙ ｉｎ Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ Ｓｙｓｔｅｍｓ”，ＩＥＥＥ ＴＲＡ ＮＳＡＣＴＩＯＮＳ ＯＮ ＳＯＦＴＷ ＡＲＥ ＥＮＧＩＮＥＥＲＩＮＧ，Ｖｏ ｌ．ＳＥ−９，ｎｏ．３，ｐ．240− 247，ＭＡＹ 1983 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 12/00,15/00,15/16 G06F 17/30,11/00 G06F 11/16 - 11/20 ＪＩＣＳＴファイル（ＪＯＩＳ) ＣＳＤＢ（日本国特許庁)
Claims (2)
- 【請求項１】正データベースを有する正計算機システム
と、当該正計算機システムに通信回線を介して接続し、
前記正データベースと同一の内容を保持する副データベ
ースを有する副計算機システムとを有し、前記正計算機
システムと前記副計算機システムとが互いに独立してそ
れぞれが持つデータベースの更新を行い得る計算機シス
テムで前記正データベースと前記副データベースとを統
合するためのデータベース管理方法であって、 前記正データベースのレコードに、正副それぞれのデー
タベースにおける更新状況を表す情報、及び当該正デー
タベースの当該レコードに対する更新処理が行われた時
刻を表すレコード更新時刻情報を含む更新状況情報を設
け、前記副データベースのレコードに、正副それぞれの
データベースにおける更新状況を表す情報、及び当該副
データベースの当該レコードに対する更新処理が行われ
た時刻を表すレコード更新時刻情報を含む更新状況情報
を設けておき、 前記正計算機システム及び前記副計算機システムは、各
々、独立して更新処理を行った際、当該更新処理に係る
レコードのレコード更新情報、及び更新状況情報、並び
に当該更新処理に使われた入力取引きデータを含む付加
情報を他方の計算機システムに送信し、 他方の計算機システムから受け取った更新状況情報と、
対応するレコードが持つ更新状況情報とを比較して、当
該対応するレコードについての更新処理が他方の計算機
システムによって独自に行われたものか双方の計算機シ
ステムによって並列に行われたものかを判断し、 前記更新処理が、前記他方の計算機システムによって独
自に行われたものである場合、前記レコード更新情報に
基づいて前記対応するレコードの更新処理を行い、 前記更新処理が、双方の計算機システムによって並列に
行われたものである場合、前記レコード更新時刻情報に
基づいて更新の順序を判別し、更新の順序性を保ちつつ
前記更新に使われた付加情報を用いて前記対応するレコ
ードの更新処理を行うことを特徴とするデータベース管
理方法。 - 【請求項２】前記更新状況を示す情報は、前記正データ
ベースに対する更新が行われたときにカウントアップさ
れる正データベース更新通番と、前記副データベースに
対する更新が行われたときにカウントアップされる副デ
ータベース更新通番とを含むことを特徴とする請求項１
記載のデータベース管理方法。
Priority Applications (4)
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|---|---|---|---|
| JP2053695A JP3020539B2 (ja) | 1990-03-07 | 1990-03-07 | 並列動作型データベース管理方式 |
| US07/660,633 US5307481A (en) | 1990-02-28 | 1991-02-25 | Highly reliable online system |
| US08/129,960 US5379418A (en) | 1990-02-28 | 1993-09-30 | Highly reliable online system |
| US08/288,584 US5596706A (en) | 1990-02-28 | 1994-08-10 | Highly reliable online system |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2053695A JP3020539B2 (ja) | 1990-03-07 | 1990-03-07 | 並列動作型データベース管理方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH03256146A JPH03256146A (ja) | 1991-11-14 |
| JP3020539B2 true JP3020539B2 (ja) | 2000-03-15 |
Family
ID=12949953
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2053695A Expired - Lifetime JP3020539B2 (ja) | 1990-02-28 | 1990-03-07 | 並列動作型データベース管理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3020539B2 (ja) |
Families Citing this family (11)
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|---|---|---|---|---|
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| JP3578385B2 (ja) * | 1998-10-22 | 2004-10-20 | 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 | コンピュータ、及びレプリカ同一性保持方法 |
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-
1990
- 1990-03-07 JP JP2053695A patent/JP3020539B2/ja not_active Expired - Lifetime
Non-Patent Citations (1)
| Title |
|---|
| Ｄ．Ｓｔｏｔｔ Ｐａｒｋｅｒ，ｅｔ．ａｌ，"Ｄｅｔｅｃｔｉｏｎ ｏｆ Ｍｕｔｕａｌ Ｉｎｃｏｎｓｉｓｔｅｎｃｙ ｉｎ Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ Ｓｙｓｔｅｍｓ"，ＩＥＥＥ ＴＲＡＮＳＡＣＴＩＯＮＳ ＯＮ ＳＯＦＴＷＡＲＥ ＥＮＧＩＮＥＥＲＩＮＧ，Ｖｏｌ．ＳＥ−９，ｎｏ．３，ｐ．２４０−２４７，ＭＡＹ １９８３ |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH03256146A (ja) | 1991-11-14 |
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