JPS6120161A - デ−タセツト保護処理方式 - Google Patents
デ−タセツト保護処理方式Info
- Publication number
- JPS6120161A JPS6120161A JP59139759A JP13975984A JPS6120161A JP S6120161 A JPS6120161 A JP S6120161A JP 59139759 A JP59139759 A JP 59139759A JP 13975984 A JP13975984 A JP 13975984A JP S6120161 A JPS6120161 A JP S6120161A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- block
- blocks
- data block
- management block
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
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- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Debugging And Monitoring (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明は、データセットの保護処理方式に関する。一般
に、ディスクのようKそれに格納された7−’−夕のブ
ロックを直接に読んだシ、またデータブロックとして直
接に書き込めることができるデータの乗合を直接編成デ
ータセットという。
に、ディスクのようKそれに格納された7−’−夕のブ
ロックを直接に読んだシ、またデータブロックとして直
接に書き込めることができるデータの乗合を直接編成デ
ータセットという。
この直接編成データセットにおいては、データの読み出
しまたは書き込みの途中で障害が発生した場合にその障
害を検出するだけでなく、更に障害発生面の元データを
全部復元しなければデータの処理はできない。
しまたは書き込みの途中で障害が発生した場合にその障
害を検出するだけでなく、更に障害発生面の元データを
全部復元しなければデータの処理はできない。
例えば、データA、B、C,DをA/ 、 B/lσ。
yに変更する処理を行う場合、データの記憶媒体として
データを用いればあるテープのデータA。
データを用いればあるテープのデータA。
B、C,DをIZB/、σ、D′に変更して他の別のテ
ープに書き込まなければならないので、たとえ処理の途
中で障害が発生しても元データA、B。
ープに書き込まなければならないので、たとえ処理の途
中で障害が発生しても元データA、B。
C,Dは最初のテープに残っている。
しかし、直接編成データセットであるディスクの場合は
テープのように別の媒体どうしで処理を行うのでなく1
つの媒体内で処理を行う。
テープのように別の媒体どうしで処理を行うのでなく1
つの媒体内で処理を行う。
従って、例えば、A、B、C,DをA/、B/まで変更
した時点で障害が発生した場合は、変更前のAとBは既
に破壊されてしまいデータの処理は困難となる。
した時点で障害が発生した場合は、変更前のAとBは既
に破壊されてしまいデータの処理は困難となる。
このため、直接編成データセットにおいては、障害の検
出と共に更に元データの復元動作が必要となる。
出と共に更に元データの復元動作が必要となる。
本発明は、このようVCC直接編成−タセットにおいて
データセットが破壊された場合に障害を検出すると共に
データを復元できるようにしたデータセットの保護処理
方式に関する。
データセットが破壊された場合に障害を検出すると共に
データを復元できるようにしたデータセットの保護処理
方式に関する。
従来のデータセット保護処理方式を、それを構成する障
害検出方式と元データ復元方式とに分けて以下説明する
。
害検出方式と元データ復元方式とに分けて以下説明する
。
先ず、障害検出方式としては第1に読み書き命令に対し
該命令が正常に実行できなかった場合にエラーをプログ
ラム側に通知する方式がある。また第2の方式として第
1の方式と反対にプログラム側で自らデータの矛盾をチ
ェックする方式がある。
該命令が正常に実行できなかった場合にエラーをプログ
ラム側に通知する方式がある。また第2の方式として第
1の方式と反対にプログラム側で自らデータの矛盾をチ
ェックする方式がある。
次に1データの復元方式としてはデータ書き込みの履歴
を有し障害発生前まで履歴をさかのぼって復元する方式
がある。
を有し障害発生前まで履歴をさかのぼって復元する方式
がある。
上記従来技術のうち、障害検出方式の第1の方式はシス
テム全体が故障した場合には信号経路も異常なことが多
く、エラー通知がグログラム側釦伝わらないという問題
点がある。また障害検出方式の第2の方式はグログラム
側がデータの矛盾を検知しない限りチェックされない。
テム全体が故障した場合には信号経路も異常なことが多
く、エラー通知がグログラム側釦伝わらないという問題
点がある。また障害検出方式の第2の方式はグログラム
側がデータの矛盾を検知しない限りチェックされない。
例えば本来、データが存在すべき領域にデータがない場
合はデータの矛盾としてグログラム側は障害を検出する
。
合はデータの矛盾としてグログラム側は障害を検出する
。
しかし、本来、あるべきデータの内容が何らかの障害で
変わったとしても、例えば国鉄の緑の窓口で座席の予約
を処理している場合に実際には満席である筈なのくデー
タ上は幾つかの空席が存在したとしても、プログラム側
はこの現象をデータの矛盾とは把えないのでチェックア
ウトされず障害発生とはみないという問題点がある。
変わったとしても、例えば国鉄の緑の窓口で座席の予約
を処理している場合に実際には満席である筈なのくデー
タ上は幾つかの空席が存在したとしても、プログラム側
はこの現象をデータの矛盾とは把えないのでチェックア
ウトされず障害発生とはみないという問題点がある。
次に、従来のデータ復元方式として上述したデータ書込
の履歴を有する方式は、読み出し、変更、書き込みした
データをすべて記憶しておかなければならないので、履
歴情報が膨大になるという問題点がある。
の履歴を有する方式は、読み出し、変更、書き込みした
データをすべて記憶しておかなければならないので、履
歴情報が膨大になるという問題点がある。
本発明は、上記問題点を解消したデータセット保護処理
方式を提供するもので、その手段は、データブロックを
直接に読み書きできる直接編成データセット内圧更新後
のデータブロックに対応した内容が順次書き込まれる書
込用の第1管理ブロックと、更新前のデータブロックに
対応した内容を保持する保持用の第2管理ブロックとを
設け、第1管理ブロックの最終ピッHC書込ステータス
フラグを立てて該フラグは更新後のデータブロックと第
1管理ブロックが一致していればオフ状態を、一致して
いなければオン状態を示すようにし1データブロックを
更新した後に上記フラグがオン状嘘であれば第2管理ブ
ロックの内容に基いて上記第1管理ブロックとデータブ
ロックをそれぞれ書込み前と更新前の状LIK復元する
ことを特徴とするデータセット保護処理方式によってな
される。
方式を提供するもので、その手段は、データブロックを
直接に読み書きできる直接編成データセット内圧更新後
のデータブロックに対応した内容が順次書き込まれる書
込用の第1管理ブロックと、更新前のデータブロックに
対応した内容を保持する保持用の第2管理ブロックとを
設け、第1管理ブロックの最終ピッHC書込ステータス
フラグを立てて該フラグは更新後のデータブロックと第
1管理ブロックが一致していればオフ状態を、一致して
いなければオン状態を示すようにし1データブロックを
更新した後に上記フラグがオン状嘘であれば第2管理ブ
ロックの内容に基いて上記第1管理ブロックとデータブ
ロックをそれぞれ書込み前と更新前の状LIK復元する
ことを特徴とするデータセット保護処理方式によってな
される。
上記方式は、各ダルーグに分かれたデータプロ、りの更
新時にそれらブロックを管理する管理ブロックを2つ設
け、第1管理ブロックには更新後のデータブロックと該
第1ブロックが一致していればオフ状態を示し一致して
いなければオン状態を示す書込ステータスフラグを立て
ると共に第2管理ブロックには更新前のデータブロック
が保持されているので、上記書込ステータスフラグのオ
ン状態を検出することKより容易に故障が発見できかつ
故障時には第2管理ブロックの内容を第1管理ブロック
に移すことによって確実に更新前のデータブロックと書
込み前の第1管理ブロックを復元することができる。
新時にそれらブロックを管理する管理ブロックを2つ設
け、第1管理ブロックには更新後のデータブロックと該
第1ブロックが一致していればオフ状態を示し一致して
いなければオン状態を示す書込ステータスフラグを立て
ると共に第2管理ブロックには更新前のデータブロック
が保持されているので、上記書込ステータスフラグのオ
ン状態を検出することKより容易に故障が発見できかつ
故障時には第2管理ブロックの内容を第1管理ブロック
に移すことによって確実に更新前のデータブロックと書
込み前の第1管理ブロックを復元することができる。
以下、本発明を実施例により添付図面を参照して説明す
る。
る。
第1図は、本発明に係るデータセットの保護処理方式を
実施するための装置構成図である。第1図の装置は、直
接編成データセ・、−7)DB、例えばディスク内に設
けた2つの管理ブロックCTLI。
実施するための装置構成図である。第1図の装置は、直
接編成データセ・、−7)DB、例えばディスク内に設
けた2つの管理ブロックCTLI。
2とこの2つの管理ブロックにより管理されるアドレス
’Is’!+6+”4r&6のデータブロックから構成
されている。
’Is’!+6+”4r&6のデータブロックから構成
されている。
一般に1管理ブロックは、よく知られているように、デ
ータブロックのディスク上の位置即ちアドレスを管理す
る機能を有し、この管理ブロックによりディスク上のど
のアドレスにどのようなデータブロックが格納されてい
るかが判るようになっている。
ータブロックのディスク上の位置即ちアドレスを管理す
る機能を有し、この管理ブロックによりディスク上のど
のアドレスにどのようなデータブロックが格納されてい
るかが判るようになっている。
第1図の実施例で説明すれば、管理ブロックCTL 1
はその1番初めの格納領域であるビット11によりデー
タブロックAはアドレスlL1に、ビット12によりデ
ータブロックBはアドレスal[、ヒツト13によりデ
ータブロックCはアドレスaBK、 ビット14によシ
空ブロック(未使用ブoツク)空tはアドレスa4に、
ビット15により空ブロック空3はアドレスa、に
、それぞれ格納されていることを表わしている。
はその1番初めの格納領域であるビット11によりデー
タブロックAはアドレスlL1に、ビット12によりデ
ータブロックBはアドレスal[、ヒツト13によりデ
ータブロックCはアドレスaBK、 ビット14によシ
空ブロック(未使用ブoツク)空tはアドレスa4に、
ビット15により空ブロック空3はアドレスa、に
、それぞれ格納されていることを表わしている。
また最後のビット16には、書込ステータスフラグfg
が立てられている。書込ステータスフラグfgは各デー
タブロックA、B、C,空1 、空、の更新開始時には
オン(1)にし、更新終了時にはオフ(0)にする。
が立てられている。書込ステータスフラグfgは各デー
タブロックA、B、C,空1 、空、の更新開始時には
オン(1)にし、更新終了時にはオフ(0)にする。
各データブロックA、B、C,空I 、9茸は、通常あ
るグルーグ毎にまとめて更新される。例えば企業のある
部門に所属する昧とその男女別の従業員の賃金を格納し
ておく場合は、ブロックAの内容は各課であり、このk
K対し二重破線矢印で示すようにブロックBの内容は男
子従業員の氏名と賃金、ブロックCの内容は女子従業員
の氏名と賃金である。
るグルーグ毎にまとめて更新される。例えば企業のある
部門に所属する昧とその男女別の従業員の賃金を格納し
ておく場合は、ブロックAの内容は各課であり、このk
K対し二重破線矢印で示すようにブロックBの内容は男
子従業員の氏名と賃金、ブロックCの内容は女子従業員
の氏名と賃金である。
更に、管理ブロックCTL 1と2は、第1図ではフラ
グfgの有無を除き、全く同じであるが、これは各デー
タブロックA、B、C,空1 、空2が更新前の状態だ
からである。後述するように、データブロックの更新が
開始されるとフラグfgを1にし、それに対応して第1
管理ブロックCTL 1の内容も書き変えられ、データ
ブロックの更新が終了しCTL 1の内容も全部対応し
て曹き変えられるとfgがOとなる。ところが、更新が
完全に終了しない場合、例えばCTL 1の書き変え途
中で故障が発生すると両者は不一致のまま、fgが1の
状昨で残る。一方、第2管理ブロックCTL 2は更新
前のデータブロックを更新開始から終了まで保持し、万
−第1管理ブロックCTL I Kより故障が検出され
た場合にこのCTL 2の内容をCTL 1の内容と入
れ替えることにより更新前のデータを復元しようとする
ものである。
グfgの有無を除き、全く同じであるが、これは各デー
タブロックA、B、C,空1 、空2が更新前の状態だ
からである。後述するように、データブロックの更新が
開始されるとフラグfgを1にし、それに対応して第1
管理ブロックCTL 1の内容も書き変えられ、データ
ブロックの更新が終了しCTL 1の内容も全部対応し
て曹き変えられるとfgがOとなる。ところが、更新が
完全に終了しない場合、例えばCTL 1の書き変え途
中で故障が発生すると両者は不一致のまま、fgが1の
状昨で残る。一方、第2管理ブロックCTL 2は更新
前のデータブロックを更新開始から終了まで保持し、万
−第1管理ブロックCTL I Kより故障が検出され
た場合にこのCTL 2の内容をCTL 1の内容と入
れ替えることにより更新前のデータを復元しようとする
ものである。
CTL 2のビット21はデータブロックAがアドレス
aHに、ビット22はBがa、に、ビット23はCがa
317こ、ビット24は空lが&4に、ビット25は空
2がa6に、それぞれ格納されていることを示す。
aHに、ビット22はBがa、に、ビット23はCがa
317こ、ビット24は空lが&4に、ビット25は空
2がa6に、それぞれ格納されていることを示す。
以下、上記の構成を有する装置の動作を第2図に基いて
説明する。
説明する。
第2図の■は更新前、■は更新直前、■は更新途中、■
は更新終了、[F]は故障によるデータセラ)DBの破
壊、[F]はデータ復元、をそれぞれ示す。
は更新終了、[F]は故障によるデータセラ)DBの破
壊、[F]はデータ復元、をそれぞれ示す。
第2図の実施例では、データブロックAと6を更新する
場合について説明する。
場合について説明する。
更新前には[株]、アドレスa1 にはデータブロック
Aが、a2にはBが、a3にはCが% &4には空lが
、lL5には空2が、それぞれ格納されており、第1管
理ブロックCTL 1のフラグはオフ(0)になってい
る。
Aが、a2にはBが、a3にはCが% &4には空lが
、lL5には空2が、それぞれ格納されており、第1管
理ブロックCTL 1のフラグはオフ(0)になってい
る。
データブロックAとBの更新開始に当たり(■)、第1
管理ブロックCTL 1の内容を第2管理ブロックCT
L 2 K出力する。同時に第1管理ブロックCTL
1の書込フラグをオン(1)にする。
管理ブロックCTL 1の内容を第2管理ブロックCT
L 2 K出力する。同時に第1管理ブロックCTL
1の書込フラグをオン(1)にする。
更新時には(■)、先ず更新したデータブロックAとB
をそれぞれ空ブロックであったアドレス&6と&4に格
納する。同時に、アドレスalとalを空プロ、り罠す
る。またアドレスa3については、プロ、りCの更新を
行わないので更新前と同じ状態である。
をそれぞれ空ブロックであったアドレス&6と&4に格
納する。同時に、アドレスalとalを空プロ、り罠す
る。またアドレスa3については、プロ、りCの更新を
行わないので更新前と同じ状態である。
このデータの更新と共に第1管理ブロックCTL 1の
更新も順次最初のビット11から15(第1図)まで行
う。実際には、このCTL 1の更新はプログラム側の
フラグがOのままのブロックCTLI/で行っている。
更新も順次最初のビット11から15(第1図)まで行
う。実際には、このCTL 1の更新はプログラム側の
フラグがOのままのブロックCTLI/で行っている。
従って、図示するように、 CTLI’の内容は上方の
ビットから空! 、空2 、C,B、Aとなっており
、これをディスク0CTL 1に書込んだ状態で更新は
終了する(■)。このときCTL 1の書込ステータス
フラグはOである(■)。
ビットから空! 、空2 、C,B、Aとなっており
、これをディスク0CTL 1に書込んだ状態で更新は
終了する(■)。このときCTL 1の書込ステータス
フラグはOである(■)。
ところが、C1”L 1’の内容を空1 l空!+C−
まで書込んだところで(破線αで示す)、システムに故
障が発生した(@)。この場合は、第1管理ブロックC
TL 1の内容は、上方3ビツトの状悲は順次中+
、空z 、 Cとなっているのでデータブロックの書き
込み状態と一致する。しかし、破線βで示すようVこ、
上方2ビツトについてはアドレスa4とa、が共に空ブ
ロックであることを示しているにもかかわらず、現実に
はそれらのアドレスには更新されたデータブロックBと
Aが書込まれている。即ち、この時点で、データブロッ
クと管理ブロックCTL 1間には矛盾が生じており、
データセラ)DBの破壊が起きている。この破壊は、破
線γで示すようにデータブロックの更新が終っているの
に第1管理ブロックCTL 1の更新が終っていないた
め残っているオン状態(1)の書込ステータスフラグに
より検出される。
まで書込んだところで(破線αで示す)、システムに故
障が発生した(@)。この場合は、第1管理ブロックC
TL 1の内容は、上方3ビツトの状悲は順次中+
、空z 、 Cとなっているのでデータブロックの書き
込み状態と一致する。しかし、破線βで示すようVこ、
上方2ビツトについてはアドレスa4とa、が共に空ブ
ロックであることを示しているにもかかわらず、現実に
はそれらのアドレスには更新されたデータブロックBと
Aが書込まれている。即ち、この時点で、データブロッ
クと管理ブロックCTL 1間には矛盾が生じており、
データセラ)DBの破壊が起きている。この破壊は、破
線γで示すようにデータブロックの更新が終っているの
に第1管理ブロックCTL 1の更新が終っていないた
め残っているオン状態(1)の書込ステータスフラグに
より検出される。
この書込ステータスフラグ1を検出すると、以降は、更
新前の状態を保持している第2管理ブロックCTL 2
Kよって元データブロックの復元が行われる([F]
)。
新前の状態を保持している第2管理ブロックCTL 2
Kよって元データブロックの復元が行われる([F]
)。
上記方式は、各グループに分かれたデータブロックの更
新時にそれらブロックを管理する管理ブロックを2つ設
け、第1管理ブロックには更新後のデータブロックと該
第1ブロックが一致していればオフ状態を示し一致して
いなければオン状態を示す書込ステータスフラグを立て
ると共に第2管理ブロックには更新前のデータブロック
が保持されているので、上記書込ステータスフラグのオ
ン状態を検出することにより容易に故障が発見できかつ
故障時には第2管理ブロックの内容を第1管理ブロック
に移すことによって確実に更新前のデータブロックと書
込み前の第1管理プロ、りを復元することができる。
新時にそれらブロックを管理する管理ブロックを2つ設
け、第1管理ブロックには更新後のデータブロックと該
第1ブロックが一致していればオフ状態を示し一致して
いなければオン状態を示す書込ステータスフラグを立て
ると共に第2管理ブロックには更新前のデータブロック
が保持されているので、上記書込ステータスフラグのオ
ン状態を検出することにより容易に故障が発見できかつ
故障時には第2管理ブロックの内容を第1管理ブロック
に移すことによって確実に更新前のデータブロックと書
込み前の第1管理プロ、りを復元することができる。
第1図は本発明方式を実施するための装置構成図、第2
図は本発明方式の動作説明図である。 CTL 1・・・第1管理ブロック、CTL2・・・第
2管理ブロック、A、B、C・・・データブロック、空
、。 空3…空ブロックs ’I H’S P’S +
”4 + ’5 …アドレス、fg・・・書込ステー
タスフラグ。
図は本発明方式の動作説明図である。 CTL 1・・・第1管理ブロック、CTL2・・・第
2管理ブロック、A、B、C・・・データブロック、空
、。 空3…空ブロックs ’I H’S P’S +
”4 + ’5 …アドレス、fg・・・書込ステー
タスフラグ。
Claims (1)
- データブロックを直接に読み書きできる直接編成データ
セット内に、更新後のデータブロックに対応した内容が
順次書き込まれる書込用の第1管理ブロックと、更新前
のデータブロックに対応した内容を保持する保持用の第
2管理ブロックとを設け、第1管理ブロックの最終ビッ
トに書込ステータスフラグを立てて該フラグは更新後の
データブロックと第1管理ブロックが一致していればオ
フ状態を、一致していなければオン状態を示すようにし
、データブロックを更新した後に上記フラグがオン状態
であれば第2管理ブロックの内容に基いて上記第1管理
ブロックとデータブロックをそれぞれ書込み前と更新前
の状態に復元することを特徴とするデータセット保護処
理方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP59139759A JPS6120161A (ja) | 1984-07-07 | 1984-07-07 | デ−タセツト保護処理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP59139759A JPS6120161A (ja) | 1984-07-07 | 1984-07-07 | デ−タセツト保護処理方式 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS6120161A true JPS6120161A (ja) | 1986-01-28 |
Family
ID=15252722
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP59139759A Pending JPS6120161A (ja) | 1984-07-07 | 1984-07-07 | デ−タセツト保護処理方式 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS6120161A (ja) |
Cited By (3)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS6355286U (ja) * | 1986-09-30 | 1988-04-13 | ||
JPS63155226A (ja) * | 1986-12-18 | 1988-06-28 | Fujitsu Ltd | 二重化ボリユ−ム管理情報リカバリ処理方式 |
JPH01197855A (ja) * | 1988-02-02 | 1989-08-09 | Fujitsu Ltd | ファイル更新処理方法 |
-
1984
- 1984-07-07 JP JP59139759A patent/JPS6120161A/ja active Pending
Cited By (3)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS6355286U (ja) * | 1986-09-30 | 1988-04-13 | ||
JPS63155226A (ja) * | 1986-12-18 | 1988-06-28 | Fujitsu Ltd | 二重化ボリユ−ム管理情報リカバリ処理方式 |
JPH01197855A (ja) * | 1988-02-02 | 1989-08-09 | Fujitsu Ltd | ファイル更新処理方法 |
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