JPS63196958A - Fault recovery processing method - Google Patents
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- JPS63196958A JPS63196958A JP62028211A JP2821187A JPS63196958A JP S63196958 A JPS63196958 A JP S63196958A JP 62028211 A JP62028211 A JP 62028211A JP 2821187 A JP2821187 A JP 2821187A JP S63196958 A JPS63196958 A JP S63196958A
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Abstract
Description
【発明の詳細な説明】
［産業上の利用分野］
本発明は、障害回復処理方法に関し、特にデータベース
処理システムにおいて、障害回復処理で閉塞されないデ
ータベースの立上げ時間を短縮するのに好適な障害回復
処理方法に関する。Detailed Description of the Invention [Field of Industrial Application] The present invention relates to a failure recovery processing method, and particularly to a failure recovery method suitable for shortening startup time of a database that is not blocked by failure recovery processing in a database processing system. Regarding processing method.
［従来の技術］
従来のデータベースの障害回復方法には、シャドウペー
ジ機構（Ｌ ｏｒｉｅ ＊ Ｒ、Ａ 、 ： Ｐ ｈｙ
ｓｉｃａｌｉｎｔａｇｒｉｔｙ ｉｎ ａ ｌａｒｇｅ
ｓｅｇｍｅｎｔｅｄ ｄａｔａｂａｓｅｔ ＡＣＭＴ
ｒａｎｓ、Ｄａｔａｂａｓｅ ５ｙｓｔ、２ｔｌ （Ｍ
ａｒｃｈ ｌ ９７７）Ｐ、Ｐ、９１〜１０４参照）を
利用した方法が提案されている。[Prior Art] Conventional database failure recovery methods include a shadow page mechanism (L orie * R, A, : P hy
sical integrity in a large
segmented database ACMT
rans, Database 5yst, 2tl (M
Arch I 977) P, P, 91-104) has been proposed.
データベース処理システムにおいて、データベース処理
中にシステム障害等が発生すると、上記シャドウページ
機構を用いて障害回復処理が実行さ九る。一般に、障害
回復処理では、システム障害発生時点からカレントチェ
ックポイントまで更新履歴情報として取得されたジャー
ナルを２度読み、データベース更新および復元等の回復
処理が終了するまで、データベースを閉塞していた。In a database processing system, when a system failure or the like occurs during database processing, failure recovery processing is executed using the shadow page mechanism. Generally, in failure recovery processing, the journal acquired as update history information from the time of system failure occurrence to the current checkpoint is read twice, and the database is blocked until recovery processing such as database update and restoration is completed.
［発明が解決しようとする問題点］
上記従来技術では、以下に示すような問題があった・
データベース処理中にシステム障害が発生すると、まず
、（１）システム障害発生時点からカレントチェックポ
イントまで戻り、次に、（２）カレントチェックポイン
トからシステム障害時点までジャーナルを読み、トラン
ザクションをＲＥＤＯするかＵＮＤＯするかを決定し、
最後に、（３）上記ジャーナルを再び読み、ＲＥＤＯ処
理およびＵＮＤＯ処理を行い、障害回復処理が実現され
る。[Problems to be solved by the invention] The above-mentioned conventional technology has the following problems. When a system failure occurs during database processing, the first thing to do is to (1) return to the current checkpoint from the point at which the system failure occurred; , then (2) read the journal from the current checkpoint to the point of system failure and decide whether to REDO or UNDO the transaction;
Finally, (3) the journal is read again and REDO processing and UNDO processing are performed to realize failure recovery processing.
（２）、（３）に示すように、カレントチェックポイン
トとシステム障害発生時点との間で取得された更新履歴
情報であるジャーナルを２度読む必要がある。オンライ
ン障害回復では、ジャーナル装置にディスク装置（例え
ば、磁気ディスク装置）が用いられ、障害回復処理の高
速化を０指している。As shown in (2) and (3), it is necessary to read the journal, which is the update history information acquired between the current checkpoint and the point of time when a system failure occurs, twice. In online failure recovery, a disk device (for example, a magnetic disk device) is used as a journal device, and the speed of failure recovery processing is zero.
しかし、ジャーナルの２度読みによって、システム立上
げ時間が大幅に増加するという問題があった。また、デ
ータベース更新および復元等の回復処理が終了するまで
データベースを閉塞しているため、回復対象外のデータ
ベースまで使用できない状態となる。However, there is a problem in that reading the journal twice significantly increases system startup time. Furthermore, since the database is closed until recovery processing such as database update and restoration is completed, even databases that are not subject to recovery become unusable.
本発明の目的は、このような従来の問題を解決し、デー
タベース処理システムにおいて、回復処理対象外のデー
タベースの立上げ時間を大幅に短縮可能とし、さらに、
ジャーナルの読込み量を減少し、システム立上げ時間の
大幅な向上を図れる障害回復処理方法を提供することに
ある。An object of the present invention is to solve such conventional problems, to enable a database processing system to significantly shorten the start-up time of a database that is not subject to recovery processing, and to
An object of the present invention is to provide a failure recovery processing method that can reduce the amount of journal reading and significantly improve system startup time.
ｃ問題点を解決するための手段】
上記問題点を解決するため、本発明では、システム管理
情報や更新履歴情報を有するジャーナルを２度読みして
、障害回復処理を行うデータベース処理システムにおけ
る障害回復処理方法において、１度目のジャーナル読込
み時に、更新履歴情報を読込み、トランサクシ１ンをＲ
ＥＤＯあるいはＵＮＤＯするかを決定するための情報で
あるＲＥＤＯリストあるいはＵＮＤＯリストを作成し、
２度目のジャーナル読込み時に、上記作成されたＲＥＤ
ＯリストおよびＵＮＤＯリストを用いて、データベース
回復対象となるデータベース格納範囲および該データベ
ース格納範囲とともに閉塞すべきデータベース格納範囲
を決定し、該決定された閉塞すべきデータベース格納範
囲を部分閉塞し。c. Means for Solving Problems] In order to solve the above problems, the present invention provides a fault recovery method in a database processing system in which a journal containing system management information and update history information is read twice to perform fault recovery processing. In the processing method, when reading the journal for the first time, the update history information is read and the transaction is R.
Create a REDO list or UNDO list, which is information for deciding whether to perform EDO or UNDO,
When reading the journal for the second time, the RED created above
Using the O list and the UNDO list, determine the database storage range to be recovered and the database storage range to be closed together with the database storage range, and partially close the determined database storage range to be closed.
それ以外のデータベース格納範囲を立上げ、該立上げら
れたデータベース処理システムとは非同期に障害回復処
理を行うことに特徴がある。また、この非同期に行う障
害回復処理で読込む必要のある更新履歴情報が格納され
ている検索範囲を絞り込み、該絞り込まれた検索範囲で
ジャーナルを読込み、データベースを回復することにも
特徴がある。The feature is that other database storage ranges are started up and failure recovery processing is performed asynchronously with the started up database processing system. Another feature is that the asynchronous failure recovery process narrows down the search range in which update history information that needs to be read is stored, reads the journal in the narrowed down search range, and recovers the database.
［作用］
本発明においては、１ビツトがデータベースの格納範囲
に相当するビットマツプを、１度目のジャーナル読込み
時に、トランザクション毎に作成し、ＲＥＤＯおよびＵ
ＮＤＯすべきトランザクションに対応する上記ビットマ
ツプの論理和を得て。[Operation] In the present invention, a bitmap in which one bit corresponds to the storage range of the database is created for each transaction when reading the journal for the first time.
Obtain the logical OR of the above bitmaps corresponding to the transaction to be NDO'd.
部分閉塞すべきデータベースを決定することが可能であ
る。データベースの格納範囲および同時に部分閉塞すべ
きデータベースの格納範囲は、テーブル、ページ、ある
いはタプル単位である。ビットマツプを用いて、部分閉
塞すべきデータベース格納範囲を決定するので、入出力
装置の一機能として実現が容易である。さらに、本発明
では、１ビツトが検索単位に相当するビットマツプを、
１度目のジャーナル読込み時に、トランザクション毎に
作成し、ＲＥＤＯおよびＵＮＤＯすべきトランザクショ
ンに対応する上記ビットマツプの論理和とＲＥＤＯ処理
およびＵＮＤＯ処理で読むべきジャーナルの検索範囲と
の論理積を得て、データベース回復のために読込むべき
２度目のジャーナル読込み量を削減することが可能であ
る。検索単位は、ジャーナル装置１例えば磁気ディスク
装置であれば、シリンダ、トラック、あるいはレコード
単位である。ビットマツプを用いて、検索範囲を絞り込
むので、入出力装置の一機能として実現が容易である。It is possible to determine which databases should be partially closed. The storage range of the database and the storage range of the database that should be partially closed at the same time are in units of tables, pages, or tuples. Since the bitmap is used to determine the database storage range to be partially closed, it can be easily implemented as a function of an input/output device. Furthermore, in the present invention, a bitmap in which one bit corresponds to a search unit is
When reading the journal for the first time, database recovery is performed by obtaining the logical sum of the above bitmaps created for each transaction and corresponding to the transactions to be REDO and UNDO, and the search range of the journal to be read in the REDO and UNDO processes. It is possible to reduce the amount of journal reading required for the second time. In the case of the journal device 1, for example, a magnetic disk device, the search unit is cylinder, track, or record. Since the search range is narrowed down using a bitmap, it can be easily implemented as a function of an input/output device.
［実施例］
以下、本発明の一実施例を、図面により詳細に説明する
。[Example] Hereinafter, an example of the present invention will be described in detail with reference to the drawings.
１、第１実施例
第１図は、本発明の第１実施例を示すシステム障害回復
処理フローチャートである０本発明の特徴を示すのに最
適であるが、後で詳しく述べる。1. First Embodiment FIG. 1 is a flowchart of a system failure recovery process showing a first embodiment of the present invention, and is most suitable for showing the features of the present invention, which will be described in detail later.
現在の計算機システムの２次記憶装置の高信頼化に伴い
、データベース処理における障害は、媒体障害を伴わな
いものが多い、したがって、データベース処理における
障害では、特にシステム障害の回復時間が問題となる。With the increasing reliability of secondary storage devices in current computer systems, many failures in database processing do not involve media failure.Therefore, in database processing failures, the recovery time from system failures is especially an issue.
そこで、本第１実施例では、１度目のジャーナル読込み
時に、障害回復処理に必要な情報を得て、その情報を用
いてデータベース更新および復元等の回復処理対象外の
データベースを決定し、この決定されたデータベ−スを
立上げし、回復対象のデータベースは部分閉塞し、その
立上げされたデータベースとは非同期に障害回復処理を
行うことにより、システム障害の回復処理時間を短縮す
るものである。ここで、システム障害とは、ＤＢＭＳコ
ードのバグ、オペレーティングシステムの誤り、あるい
は、ハードウェア障害等が原因で生じるものである。こ
の場合、データベース処理は、無制御の状態で中断され
る。さらに、ＤＢＭＳが管理しているバッファ等主記憶
の内容は失われる。データベースの障害回復処理は、２
次記憶装置上のデータ、すなわち現在記憶しているデー
タベースおよび更新履歴情報であるジャーナルを基にし
て、各トランザクションの有効性を保証し、データベー
スを矛盾のない状態とするものである。Therefore, in this first embodiment, when reading the journal for the first time, information necessary for failure recovery processing is obtained, and that information is used to determine databases that are not subject to recovery processing such as database update and restoration. This method shortens the recovery processing time for system failures by starting up the database that has been started up, partially blocking the database to be recovered, and performing failure recovery processing asynchronously with the started database. Here, the system failure is caused by a bug in the DBMS code, an error in the operating system, a hardware failure, or the like. In this case, database processing is suspended in an uncontrolled manner. Furthermore, the contents of main memory such as buffers managed by the DBMS are lost. Database failure recovery processing is 2.
Based on the data on the next storage device, that is, the currently stored database and the journal that is update history information, the validity of each transaction is guaranteed and the database is kept in a consistent state.
第４図は、本発明を適用したデータベースシステムの一
形態を示す図である。FIG. 4 is a diagram showing one form of a database system to which the present invention is applied.
データベースシステムは、データベース管理システム４
０とデータデクショナリ４１とジャーナル４２とデータ
ベース４３とから構成される。データベース管理システ
ム４０では、本発明の障害回復処理が実現されている。The database system is a database management system 4.
0, a data dictionary 41, a journal 42, and a database 43. The database management system 40 implements the failure recovery process of the present invention.
データディクショナリ４１は、テーブルのスキーマ定義
情報および各テーブルが部分閉塞されると同時に部分閉
塞されるべきテーブル情報等が設定される。ジャーナル
４２は、システム管理情報およびデータベースの更新履
歴情報等が設定される。データベース４３には、データ
ベースが格納される。システム障害回復処理では、ジャ
ーナル４２およびデータディクショナリ４１を基にして
部分閉塞すべきデータベース格納範囲を決定し、データ
ベース４３およびジャーナル４２を読込み、データベー
ス更新および復元を行い１回復処理を実現する。The data dictionary 41 is set with table schema definition information, table information to be partially blocked at the same time as each table is partially blocked, and the like. The journal 42 is set with system management information, database update history information, and the like. A database is stored in the database 43. In the system failure recovery process, a database storage range to be partially closed is determined based on the journal 42 and data dictionary 41, the database 43 and journal 42 are read, and the database is updated and restored to realize one recovery process.
第２図は、システム障害回復処理の具体例を示す図であ
る。第２図では、データベース処理の過程を示す、シス
テム起動時点２０は、ＤＢＭＳが初期起動されたことを
示す、システム障害発生時点２３は、媒体の障害が発生
していない障害でＤＢＭＳがダウン等したことを示す、
カレントチェックポイント時点２１は、システム障害発
生時点２３に最も近いチェックポイント時点を示す。FIG. 2 is a diagram showing a specific example of system failure recovery processing. In FIG. 2, the process of database processing is shown. A system startup time 20 indicates that the DBMS has been initially started. A system failure occurrence time 23 indicates that the DBMS is down due to a failure that does not involve a media failure. to show that
The current checkpoint time 21 indicates the checkpoint time closest to the system failure occurrence time 23.
各トランザクションＴ１〜Ｔ５は、システム起動時点２
０とシステム障害発生時点２３との間で実行された回復
処理単位となるデータベース処理を示す、この場合、シ
ステム障害発生時点２３以前にトランザクションを開始
し、かつ終了したものについては、トランザクションの
有効性、すなわちデータベース更新処理等を保証する必
要がある。つまり、破線２２で示すものの左側にあるト
ランザクションＴｌ、Ｔ２．Ｔ４については、上記トラ
ンザクションが実行されたものとし、一方右側にあるト
ランザクションＴ３．Ｔ５については、上記トランザク
ションが実行されなかったものとしなくてはならない。Each transaction T1 to T5 is executed at system startup time 2.
0 and the system failure occurrence point 23. In this case, for transactions that started and ended before the system failure occurrence point 23, the validity of the transaction is shown. In other words, it is necessary to guarantee database update processing and the like. That is, transactions Tl, T2 . Regarding T4, it is assumed that the above transaction has been executed, and on the other hand, transaction T3. For T5, it must be assumed that the above transaction was not executed.
シャドウページ機構を用いた回復処理においては、各チ
ェックポイント時点で、データベースへの更新要求が反
映される。In recovery processing using the shadow page mechanism, update requests to the database are reflected at each checkpoint.
具体的には、ＤＢＭＳは、データベースのカレント版お
よびバックアップ版を保持し、データベースへの更新要
求は、カレント版に反映され、チェックポイント時点に
、上記カレント版の変更部分だけがバックアップ版に複
写されるという処理過程を経る。この例では、カレント
チェックポイント時点２１以前のデータベースに対する
更新要求等は、当カレントチェックポイント時点２１に
おいてバックアップ版を作成することによって、データ
ベースに反映されている。すなわち、トラレザクシ１ン
Ｔ１とＴ２およびＴ３のカレントチェックポイント時点
２１以前のデータベース更新要求は保証されている。ま
た、トランザクションＴ２およびＴ３のカレントチェッ
クポイント時点２１以後のデータベース更新要求とトラ
ンザクションＴ４およびＴ５のデータベース更新要求は
、カレント版にだけ反映されているので、データベース
への更新要求は反映されていない。Specifically, the DBMS maintains a current version and a backup version of the database, update requests to the database are reflected in the current version, and at the time of the checkpoint, only the changed part of the current version is copied to the backup version. It goes through a processing process called In this example, update requests for the database before the current checkpoint time 21 are reflected in the database by creating a backup version at the current checkpoint time 21. In other words, database update requests for transactions T1, T2, and T3 before the current checkpoint time 21 are guaranteed. Further, since the database update requests of transactions T2 and T3 after the current checkpoint point 21 and the database update requests of transactions T4 and T5 are reflected only in the current version, the update requests to the database are not reflected.
（ｉ）トランザクションＴ２．Ｔ４は、カレントチェッ
クポイント時点２１以後のデータベース更新要求等を当
該時点２１で取得したバックアップ版および更新履歴情
報を基に反映させ、実行されたものとする。(i) Transaction T2. It is assumed that T4 is executed by reflecting the database update requests and the like after the current checkpoint point 21 based on the backup version and update history information obtained at the point 21.
（五）トランザクションＴ３は、カレントチェツクポイ
ント時点２１以前のデータベース更新要求等を当該時点
２１で取得したバックアップ版および更新履歴情報を基
にして、実行されなかったものとする。(5) Transaction T3 is assumed to have not been executed based on the backup version and update history information obtained at the current checkpoint point 21, such as database update requests made before the current checkpoint point 21.
上記（ｉ）をＲＥＤＯ処理、（…）をＵＮＤＯ処理と呼
び区別する。The above (i) is called a REDO process, and (...) is called an UNDO process to distinguish between them.
次に、システム障害回復処理について、第１図を用いて
説明する。第１図は、システム障害回復処理のフローチ
ャートである。まず、フローチャートの説明で用いる用
語について述べる。更新履歴情報をジャーナルと呼び、
各トランザクション毎にジャーナルに対して書込まれる
データベース更新要求をログレコードと呼ぶ、データベ
ースの格納範囲および同時に部分閉塞すべきデータベー
ス格納範囲を示すデータベース格納範囲ビットマツプは
、トランザクション毎に保持する。当ビットマツプの１
ビツトは、データベースの格納単位に相当する。当格納
単位は、テーブルと仮定する。Next, system failure recovery processing will be explained using FIG. 1. FIG. 1 is a flowchart of system failure recovery processing. First, the terms used in the explanation of the flowchart will be explained. Update history information is called a journal.
A database update request written to a journal for each transaction is called a log record. A database storage range bitmap indicating the database storage range and the database storage range to be partially closed at the same time is maintained for each transaction. 1 of this bitmap
A bit corresponds to a storage unit in a database. The storage unit is assumed to be a table.
以下の説明では、上記用語を用いる。まず、システム障
害回復処理１００は、システム障害発生時点およびカレ
ントチェックポイント時点に相当するジャーナル上のロ
グレコード格納ＲＢＡ （レコード相対番号）を得る（
１０１）、カレントチェックポイント時点のログレコー
ドを読込み、当チェックポイント時点で実行中であった
各トラレザクシ１ン識別子を得る（１０２）、処理１０
２で得られた各トランザクション識別子毎にデータベー
ス格納単位が１ビツトに相当するデータベース格納範囲
ビットマツプを初期化する（１０３）。In the following description, the above terms will be used. First, the system failure recovery processing 100 obtains the log record storage RBA (record relative number) on the journal corresponding to the system failure occurrence point and the current checkpoint point (
101), Read the log record at the current checkpoint and obtain the identifier of each transaction execution that was being executed at the current checkpoint (102), Process 10
For each transaction identifier obtained in step 2, a database storage range bitmap whose database storage unit corresponds to one bit is initialized (103).
処理１０３で決定した検索範囲に基づきジャーナルを読
込み、（ｉ）カレントチェックポイント時点以前にトラ
ンザクション開始ログレコードが取得され、かつカレン
トチェックポイント時点以後にトランザクション終了ロ
グレコードが取返、（ｉｔ）カレントチェックポイント
時点以後にトランザクション開始ログレコードおよび終
了ログレコードが取得された、トランザクションは、Ｒ
ＥＤＯリストに保持し、また、（■）カレントチェック
ポイント時点以前にトランザクション開始ログレコード
が取得され、かつカレントチェックポイント時点以後に
トランザクション終了ログレコードが取得されていない
、トランザクションは、ＵＮＤＯリストに保持する。さ
らに、処理１０３で初期化したビットマツプを用い、読
込んだ各ログレコードで回復対象となるデータベース格
納範囲および同時に部分閉塞すべきデータベース少糖範
囲および当ログレコードに関連するトランザクション識
別子に相当するビットマツプ位置に“１′″を立てる（
１０４）。ＲＥＤＯすべき各トランザクションに対応す
るデータベース格納範囲ビットマツプの論理和を取り、
ＲＥＤＯ処理で閉塞すべきデータベース格納範囲を決定
し、かつＵＮＤＯすべき各トランザクションに対応する
データベース格納範囲ビットマツプの論理和を取り、Ｕ
ＮＤＯ処理で閉塞すべきデータベース格納範囲を決定す
る（１０５）、ただし、回復対象となるデータベース格
納範囲および当格納範囲と同時に部分閉塞すべきデータ
ベース格納範囲は、データディクショナリ等を参照し、
決定される。処理１０５で決定された閉塞すべきデータ
ベース格納範囲以外のものは、以後の障害回復処理では
アクセスされないので、データベースの立上げ処理を行
う（１０６）、最後に、部分閉塞されたデータベース格
納範囲および処理１３で決定した検索範囲に基づきジャ
ーナルを読込み、ＲＥＤＯ処理およびＵＮＤＯ処現を行
い、回復処理を終了する（１０７，１０８）、上記処理
１０７は、データベース処理とは非同期に処理されるこ
とが特徴的である１以上で、システム障害回復処理のフ
ローに関する説明を終る。The journal is read based on the search range determined in process 103, and (i) the transaction start log record is acquired before the current checkpoint, and the transaction end log record is retrieved after the current checkpoint, (it) the current check is performed. A transaction whose transaction start log record and end log record were obtained after the point time is R
(■) Transactions for which a transaction start log record has been acquired before the current checkpoint and a transaction end log record has not been acquired after the current checkpoint are retained in the UNDO list. . Furthermore, using the bitmap initialized in process 103, each read log record is used to map the database storage range to be recovered, the database storage range to be partially closed at the same time, and the bitmap position corresponding to the transaction identifier related to this log record. Set "1'" to (
104). Take the logical OR of the database storage range bitmaps corresponding to each transaction to be redo,
Determine the database storage range to be closed in the REDO process, take the logical OR of the database storage range bitmaps corresponding to each transaction to be UNDO, and
Determine the database storage range to be closed in the NDO process (105). However, the database storage range to be recovered and the database storage range to be partially closed at the same time as this storage range are determined by referring to the data dictionary, etc.
It is determined. Since the database storage range other than the database storage range to be closed determined in process 105 will not be accessed in the subsequent failure recovery process, database startup processing is performed (106).Finally, the database storage range that has been partially closed and the process The process 107 reads the journal based on the search range determined in step 13, performs REDO processing and UNDO processing, and ends the recovery process (107, 108).The above process 107 is characterized by being processed asynchronously with the database process. With 1 or more, the explanation regarding the flow of system failure recovery processing ends.
次に、具体的な例を用いて説明を行う０例としては、第
２図に示すデータベース処理を考える。Next, as an example to be explained using a specific example, consider database processing shown in FIG. 2.
また、第３図は、各トランザクションに関連するデータ
ベース回復対象が格納される範囲をビットマツプで示す
回復対象ビットマツプテーブル３０である０回復対象ビ
ットマツプテーブル３０は、トランザクション識別子３
１およびデータベース格納範囲ビットマツプ３２からな
る。トランザクション識別子３１には、カレントチェッ
クポイント時点２１で実行中であった各トランザクショ
ン識別子が設定される。データベース格納範囲ビットマ
ツプ３２は、データベースの格納範囲について当格納単
位を１ビツトで示したものである。第３図では、処理過
程１０４においてカレントチェックポイント２１以後で
実行されたトラレザクシ１ンがＴ２．Ｔ３．Ｔ４．Ｔ５
であり、データベースの格納範囲がｌＯ子テーブルなる
ことを示している。以下、動作の説明を行う。Further, FIG. 3 shows a recovery target bitmap table 30 that shows the range in which database recovery targets related to each transaction are stored as a bitmap.
1 and a database storage range bitmap 32. The transaction identifier 31 is set with each transaction identifier being executed at the current checkpoint point 21. The database storage range bitmap 32 indicates the storage unit of the database storage range in one bit. In FIG. 3, the trade execution executed after the current checkpoint 21 in the process 104 is T2. T3. T4. T5
This indicates that the storage range of the database is 10 child tables. The operation will be explained below.
ステップ０ニ
ジステム障害が発生したことが検出され、ＤＢＭＳの再
起動が行われる。カレントチェックポイント時点２１お
よびシステム障害発生時点２３に相当するジャーナル上
にＲＢＡが格納されている位置から当ＲＢＡを読込み（
１０１）、カレントチェックポイント時点２１のログレ
コードを読込み、当チェックポイント時点２１では、ト
ランザクションＴ２．Ｔ３が実行中であることがゎがる
（１０２）。Step 0 It is detected that a system failure has occurred, and the DBMS is restarted. Read the current RBA from the location where it is stored on the journal corresponding to the current checkpoint point 21 and the system failure point 23 (
101) reads the log record at the current checkpoint point 21, and at the current checkpoint point 21, transaction T2. It turns out that T3 is running (102).
ステップ１：
カレントチェックポイント時点２１で実行中のトランザ
クションＴ２．Ｔ３の各識別子を設定し、データベース
格納範囲ビットマツプ３２を３２０〜３２９まで“０”
クリアし、初期化する（１０３）。Step 1: Transaction T2 executing at current checkpoint time 21. Set each identifier of T3 and set the database storage range bitmap 32 to “0” from 320 to 329.
Clear and initialize (103).
ステップ２ニ
ステップＯで決定された検索範囲でログレコードを順次
読込み、トランザクションＴ２．Ｔ４をＲＥＤＯ処理し
、トランザクションＴ３をＵＮＤＯ処理することを決定
する。ただし、回復対象ビットマツプテーブル３ｏのト
ラレザクシ１ンＴ４゜Ｔ５に関するエントリは、各トラ
ンザクション開始ログレコードが検出された時点で作成
される。Step 2 The log records are sequentially read in the search range determined in step O, and transaction T2. It is decided to perform REDO processing on transaction T4 and UNDO processing on transaction T3. However, the entry related to transactional transactions T4 to T5 in the recovery target bitmap table 3o is created at the time when each transaction start log record is detected.
この結果、第３図の回復対象ビットマツプテーブル３０
が作成される（１０４）。As a result, the recovery target bitmap table 30 in FIG.
is created (104).
ステップ３：
ＲＥＤＯ処理すべきトランザクションＴ２．Ｔ４のデー
タベース格納範囲ビットマツプ（０，０゜０、０．１．
Ｏ，Ｏ，Ｏ，Ｏ，Ｏ） ト（０，０゜１．０．Ｏ，Ｏ
，０，１，Ｏ，Ｏ）との論理和の結果が、（０，０，１
，０，１，Ｏ，０，１，Ｏ。Step 3: Transaction T2 to be REDO processed. T4 database storage range bitmap (0, 0° 0, 0.1...
O, O, O, O, O) ト(0,0゜1.0.O,O
,0,1,O,O), the result is (0,0,1
,0,1,O,0,1,O.
０）となり、ＲＥＤＯの処理のため閉塞されるべきデー
タベース格納範囲が求められる。また、ＵＮＤＯ処理す
べきトランザクションＴ３のデータベース格納範囲ビッ
トマツプ（０，Ｏ，Ｏ，０゜０、ｌ、Ｏ，Ｏ，ｌ、Ｏ）
であり、データディクショナリ４１を読込み、データベ
ース格納範囲ビットマツプ（０，Ｏ，Ｏ，Ｏ，Ｏ，Ｏ，
Ｏ，０゜１．０）で示す当データベース格納範囲と同時
に部分閉塞すべきデータベース格納範囲がビットマツプ
（０，Ｏ，Ｏ，Ｏ，Ｏ，Ｏ，０，０，Ｏ，ｌ）で示され
ているので、結果的に（０，Ｏ，Ｏ，０゜０．１．Ｏ，
０，１，ｌ）が閉塞されるべきデータベース格納範囲で
ある（１０５）。0), and the database storage range to be closed for REDO processing is determined. Also, the database storage range bitmap (0, O, O, 0° 0, l, O, O, l, O) of transaction T3 to be UNDO processed.
The data dictionary 41 is read and the database storage range bitmap (0, O, O, O, O, O,
The database storage range that should be partially closed at the same time as the current database storage range indicated by O, 0° 1.0) is indicated by a bitmap (0, O, O, O, O, O, 0, 0, O, l). As a result, (0, O, O, 0°0.1.O,
0, 1, l) is the database storage range to be closed (105).
ステップ４ニ
ステップ３で決定されたＲＥＤＯ処理およびＵＮＤＯ処
理で部分閉塞されるべきデータベース格納範囲外のそれ
、すなわち上記ビットマツプ（０゜０、１．０．１．
Ｏ，０，１，Ｏ，Ｏ）と（０゜０、Ｏ，Ｏ，０，１，Ｏ
，０，１，１）との論理和の否定である（１，１，０，
１．Ｏ，Ｏ，ｌ。Step 4 - Those outside the database storage range that should be partially blocked by the REDO processing and UNDO processing determined in Step 3, that is, the above bitmap (0°0, 1.0.1.
O, 0, 1, O, O) and (0゜0, O, O, 0, 1, O
, 0, 1, 1) is the negation of the logical sum with (1, 1, 0,
1. O, O, l.
０．０．０）で示すデータベース格納範囲については、
データベース立上げ処理を行う（１０６）。Regarding the database storage range indicated by 0.0.0),
Database startup processing is performed (106).
ステップ５ニ
ステップ３で決定された閉塞すべきデータベース格納範
囲およびステップ０で決定された検索範囲でログレコー
ドでデータベース回復処理、すなわちカレントチェック
ポイント２１のバックアップ版を基にして、データベー
ス更新（ＲＥＤＯ処理）、あるいはデータベース復元（
ＵＮＤＯ処理）を行い、終了する（１０７，１０８）。Step 5 2 Database recovery processing is performed using log records using the database storage range to be closed determined in step 3 and the search range determined in step 0. In other words, database update (REDO processing) is performed based on the backup version of the current checkpoint 21. ), or database restore (
UNDO processing) is performed and the process ends (107, 108).
以上、フローチャートに従い処理過程を述べた。The processing steps have been described above according to the flowchart.
第１実施例の処理過程は、計算機システムのソフトウェ
アで実現されてもよく、また入出力装置の一機能として
実現してもよい、第１実施例は、シャドウページ機構の
障害回復方法に限らず、トランザクションと同期してデ
ータベース更新等を行う機構の障害回復方法にも適用可
能である。さらに、ジャーナルが複数の２次記憶装置に
存在する場合は、複数の入出力装置で第１実施例の処理
過程を実現し、各ビットマツプを組合せればよく、また
データディクショナリも、複数の２次記憶装置に存在し
てもよい。The processing process of the first embodiment may be realized by software of a computer system, or may be realized as a function of an input/output device.The first embodiment is not limited to a failure recovery method of a shadow page mechanism. It is also applicable to a failure recovery method for a mechanism that updates a database in synchronization with a transaction. Furthermore, if the journal exists in multiple secondary storage devices, it is sufficient to realize the processing process of the first embodiment with multiple input/output devices and combine each bitmap. It may also exist in a storage device.
■、第２実施例
本第２実施例が適用される全体構成は、第１実施例の第
４図に示すシステム構成と同さであるので、詳細につい
ては第４図の説明を参照することとし、ここでは、説明
を省略する。また、第２実施例では、第１実施例に加え
て、２度目のジャーナル読込み時に、ジャーナルの検索
範囲の絞り込みを行い、この絞り込まれた検索範囲でジ
ャーナルを読込み、データベースを回復することにより
、システム障害の回復処理時間を、第１実施例よりさら
に短縮するものである。したがって、第２実施例では、
検索範囲の絞り込みをどのようにして行うかについて詳
述することとし、第１実施例と重複する部分については
、前述の第１実施例の説明を参照するものとする。また
、システム障害の具体例については、第２図と同様なも
のとする。■Second Embodiment The overall configuration to which this second embodiment is applied is the same as the system configuration shown in FIG. 4 of the first embodiment, so please refer to the explanation of FIG. 4 for details. Therefore, the explanation will be omitted here. Furthermore, in the second embodiment, in addition to the first embodiment, when reading a journal for the second time, the journal search range is narrowed down, the journal is read in this narrowed down search range, and the database is recovered. The system failure recovery processing time is further shortened compared to the first embodiment. Therefore, in the second embodiment,
How to narrow down the search range will be described in detail, and for parts that overlap with the first embodiment, reference will be made to the above-mentioned description of the first embodiment. Further, a specific example of a system failure is the same as that shown in FIG. 2.
次に、システム障害回復処理について、第５図を用いて
説明する。第５図は、本発明の第２実施例を示すシステ
ム障害回復処理のフローチャートである。まず、フロー
チャートの説明で用いる用語について述べる。更新履歴
情報をジャーナルと呼び、各トランザクション毎にジャ
ーナルに対して書込まれるデータベース更新要求をログ
レコードと呼ぶ、ジャーナル装置にディスク装置（磁気
ディスクを想定）を用いる。ジャーナルに書込まれる各
ログレコードは、レコード相対番号（ＲＢＡ）で識別さ
れる。ジャーナル読込みの範囲を示す検索範囲ビットマ
ツプは、トランザクシ菖ン毎に保持される。当ピントマ
ツプの１ビツトが、検索単位に相当する。検索単位は、
レコード単位と仮定する。以下の説明では、上記用語を
用いる。Next, system failure recovery processing will be explained using FIG. 5. FIG. 5 is a flowchart of system failure recovery processing showing a second embodiment of the present invention. First, the terms used in the explanation of the flowchart will be explained. Update history information is called a journal, and database update requests written to the journal for each transaction are called log records. A disk device (assuming a magnetic disk) is used as the journal device. Each log record written to the journal is identified by a record relative number (RBA). A search range bitmap indicating the range of journal reading is maintained for each transaction. One bit of the focus map corresponds to a search unit. The search unit is
Assuming record units. In the following description, the above terms will be used.
まず、システム障害回復処理５００は、システム障害発
生時点およびカレントチェックポイント時点に相当する
ジャーナル上のログレコー格納ＲＢＡを得る（５０１）
、カレントチェックポイント時点のログレコードを読込
み、当チェックポイント時点で実行中であった各トラン
ザクション識別子および各トランザクシ菖ン毎の開始ロ
グレコード格納ＲＢＡを設定する（５０２）、当チェッ
クポイント時点で実行中であった各トランザクションの
開始ログレコード格納ＲＢＡで最も古いものに対応する
ＲＢＡおよびシステム障害発生時点に相当するジャーナ
ル上のログレコード格納ＲＢＡを１度目のジャーナル読
込みの検索範囲として決定する（５０３）、処理５０２
で得られた各トラレザクシ１ン識別子毎に処理５０３で
得られた検索範囲の各検索単位が１ビツトに相当する検
索範囲ビットマツプを初期化する（５０４）、処理５０
３で決定した検索範囲に基づきジャーナルを読込み、（
ｉ）カレントチェックポイント時点以前にトランザクシ
ョン開始ログレコードが取得され、かつカレントチェッ
クポイント時点以後にトランザクション終了ログレコー
ドが取得、（…）カレントチェックポイント時点以後に
トランザクション開始ログレコードおよび終了ログレコ
ードが取得されたトランザクションは、ＲＥＤＯリスト
に保持し、また、（■）カレントチェックポイント時点
以前にトランザクション開始ログレコードが取得され、
かつカレントチェックポイント時点以後にトランザクシ
ョン終了ログレコードが取得されていない、トランザク
ションは、ＵＮＤＯリストに保持する。さらに、処理５
０４で初期化したビットマツプを用い、読込んだ各ログ
レコード格納ＲＢＡおよび当ログレコードに関連するト
ランザクション識別子に相当するビットマツプ位置に１
”を立てる（５０５）、ＲＥＤＯすべき各トランザクシ
ョンに対応する検索範囲ビットマツプの論理和とＲＥＤ
Ｏ処理で読込むべきジャーナルが格納される検索範囲と
の論理積を取り、ＲＥＤＯ処理で読込むべきログレコー
ドが格納されている検索範囲を決定し、かつＵＮＤＯす
べき各トラレザクシ１ンに対応する検索範囲ビットマツ
プの論理和とＵＮＤＯ処理で読込むべきジャーナルが格
納される検索範囲のビットマツプとの論理積を取り、Ｕ
ＮＤＯ処理が読込むべきログレコードが格納されている
検索範囲を決定することによって、２度目のジャーナル
読込みの検索範囲を決定する（５０６）、最後に、処理
５０６で決定された検索範囲に基づき、ログレコードを
読込み、カレントチェックポイント時点で取得したバッ
クアップ版を基に、ＲＥＤＯ処理では、データベース更
新を行い、ＵＮＤＯ処理では、データベース復元を行う
ことによって、回復処理を終了する（５０７，５０８）
、以上で、システム障害回復処理のフローに関する説明
を終る。First, the system failure recovery processing 500 obtains the log record storage RBA on the journal corresponding to the time when the system failure occurred and the current checkpoint time (501).
, Read the log record at the current checkpoint, and set the start log record storage RBA for each transaction identifier and each transaction that was being executed at the time of this checkpoint (502), The RBA corresponding to the oldest start log record storage RBA of each transaction and the log record storage RBA on the journal corresponding to the time of system failure are determined as the search range for the first journal read (503); Processing 502
Initialize a search range bitmap in which each search unit of the search range obtained in step 503 corresponds to 1 bit for each trader search identifier obtained in step 504 (step 504).
Read the journal based on the search range determined in step 3, and click (
i) A transaction start log record is obtained before the current checkpoint, and a transaction end log record is obtained after the current checkpoint, (...) a transaction start log record and an end log record are obtained after the current checkpoint. (■) Transaction start log records obtained before the current checkpoint are retained in the REDO list.
Transactions for which transaction end log records have not been acquired after the current checkpoint are held in the UNDO list. Furthermore, processing 5
Using the bitmap initialized in step 04, add 1 to the bitmap position corresponding to each read log record storage RBA and the transaction identifier related to this log record.
” (505), OR of the search range bitmap corresponding to each transaction to be REDO and RED
Performs a logical product with the search range in which the journal to be read in the O process is stored, determines the search range in which the log record to be read in the REDO process is stored, and corresponds to each transaction to be UNDO'd. Take the logical sum of the search range bitmap and the bitmap of the search range in which the journal to be read in UNDO processing is stored, and
By determining the search range in which the log records to be read by the NDO process are stored, the search range for the second journal reading is determined (506).Finally, based on the search range determined in process 506, The log record is read and the database is updated in the REDO process based on the backup version obtained at the current checkpoint, and the database is restored in the UNDO process to end the recovery process (507, 508).
This concludes the explanation regarding the flow of system failure recovery processing.
次に、具体的な例を用いて説明を行う０例としては、第
２図に示すデータベース処理を考える。Next, as an example to be explained using a specific example, consider database processing shown in FIG. 2.
また、第６図は、各トランザクションに関連するログレ
コードが格納されているＲＢＡをビットマツプで示す検
索範囲テーブル６０である。検索範囲テーブル６０は、
トランザクション識別子６１および検索範囲ビットマツ
プ６２からなる。トランザクション識別子６１には、カ
レントチェックポイント時点２１で実行中であった各ト
ランザクション識別子が設定される。検索範囲ビットマ
ツプ６２は、上記各トランザクションでトランザクショ
ン開始ログレコード格納ＲＢＡが最も小となるＲＢＡお
よびシステム障害発生時点２３のログレコード格納ＲＢ
Ａ間につい招、検索単位を１ビツトで示したもので量る
。第６図では、処理過程５０２において、カレントチェ
ックポイント時点２１で実行中であったトランザクショ
ンがＴ２゜Ｔ３．Ｔ４．Ｔ５であり、処理過程５０３に
おいて、１度目のジャーナル読込みの検索範囲が８レコ
一ド単位になることを示している。以下、動作の説明を
行う。Further, FIG. 6 is a search range table 60 showing RBAs in which log records related to each transaction are stored as a bitmap. The search range table 60 is
It consists of a transaction identifier 61 and a search range bitmap 62. The transaction identifier 61 is set with each transaction identifier being executed at the current checkpoint point 21. The search range bitmap 62 includes the RBA where the transaction start log record storage RBA is the smallest in each of the above transactions and the log record storage RB at the time point 23 when the system failure occurred.
Between A and 1, the search unit is measured in 1 bit. In FIG. 6, in process 502, the transaction that was being executed at the current checkpoint point 21 is T2°T3. T4. T5, which indicates that in the processing step 503, the search range for the first journal reading is in units of 8 records. The operation will be explained below.
ステップ０ニ
ジステム障害が発生したことが検出され、ＤＢＭＳの再
起動が行われる。カレントチェックポイント時点２１お
よびシステム障害発生時点２３に相当するＲＢＡが格納
されている位置から当ＲＢＡを読込み（５０１）、カレ
ントチェックポイント時点２１のログレコードを読込み
、当チェックポイント時点２１では、トランザクション
Ｔ２゜Ｔ３が実行中であることがわかる（５０２）。Step 0 It is detected that a system failure has occurred, and the DBMS is restarted. The current RBA is read from the location where the RBA corresponding to the current checkpoint point 21 and the system failure occurrence point 23 is stored (501), the log record of the current checkpoint point 21 is read, and at the current checkpoint point 21, transaction T2 It can be seen that T3 is being executed (502).
ステップ１：
カレントチェックポイント時点２１で実行中のトランザ
クションＴ２．Ｔ３の中でトランザクション開始ログレ
コード格納ＲＢＡが最も小となるのは、トラレザクシ１
ンＴ２のそれ（３３０に相当）であるので、検索範囲テ
ーブル６０のトランザクション識別子Ｔ２．Ｔ３を設定
し、検索範囲ビットマツプ６２を３３０〜３３７まで“
Ｏ”クリアし、初期化する（５０３，５０４）。Step 1: Transaction T2 executing at current checkpoint time 21. Among T3, the transaction start log record storage RBA is the smallest in Torarezakushi 1.
transaction identifier T2. of the search range table 60. Set T3 and set the search range bitmap 62 from 330 to 337.
O” is cleared and initialized (503, 504).
ステップ２ニ
ステップ１で決定された検索範囲でログレコードを順次
読込み、トラレザクシ１ンＴ２．Ｔ４をＲＥＤＯ処理し
、トランザクションＴ３をＵＮＤＯ処理することを決定
する。ただし、検索範囲テーブル６０のトランザクショ
ンＴ４．Ｔ５に関するエントリは、各トランザクション
開始ログレコードが検出された時点で作成される。この
結果、第６図の検索範囲テーブル６０が作成される（５
０５）。Step 2 The log records are sequentially read in the search range determined in Step 1, and T2. It is decided to perform REDO processing on transaction T4 and UNDO processing on transaction T3. However, transaction T4 in the search range table 60. An entry for T5 is created at the time each transaction start log record is detected. As a result, the search range table 60 shown in FIG. 6 is created (5
05).
ステップ３：
ＲＥＤＯ処理すべきトランザクションＴ２．Ｔ４の検索
範囲ビットマツプ（１，０，１，Ｏ，０゜０、 Ｏ，Ｏ
）と（０，０，１，Ｏ，０，１，Ｏ。Step 3: Transaction T2 to be REDO processed. T4 search range bitmap (1, 0, 1, O, 0°0, O, O
) and (0,0,1,O,0,1,O.
０）との論理和の結果が、（１，Ｏ，ｌ、Ｏ，０゜１、
Ｏ，Ｏ）となり、ＲＥＤＯ処理で読込むジャーナル検索
範囲を示すビットマツプ（０，０，１゜１．１，１，１
，１）との論理積との結果が、（０，０，１，Ｏ，０，
１，Ｏ，Ｏ） となり、ＲＥＤＯ処理で読込まれるべ
きログレコード格納範囲が求められる。ＵＮＤＯ処理で
読込まれるべきログレコード格納範囲は、この場合、Ｕ
ＮＤＯ処理すべきトランザクションがＴ３だけであるの
で、ＵＮＤＯ処理で読込むジャーナルの検索範囲を示す
ビットマツプ（１，１，ｌ、Ｏ，Ｏ，Ｏ，０゜０）との
論理積との結果が、（０，１，Ｏ，０゜０、Ｏ，Ｏ，Ｏ
）となる（５０６）。The result of logical sum with 0) is (1, O, l, O, 0°1,
O, O), and a bitmap (0, 0, 1° 1.1, 1, 1
, 1) and the result is (0, 0, 1, O, 0,
1, O, O), and the log record storage range to be read in the REDO process is determined. In this case, the log record storage range to be read in UNDO processing is U
Since the only transaction to be NDO processed is T3, the result of the AND with the bitmap (1, 1, l, O, O, O, 0°0) indicating the search range of the journal to be read in the UNDO process is (0,1,O,0゜0,O,O,O
) (506).
ステップ４ニ
ステップ３で決定された検索範囲、ＲＥＤＯ処理では、
（０，０，１，Ｏ，０，１，Ｏ，Ｏ）。In the search range determined in Step 4 and Step 3, in the REDO process,
(0,0,1,O,0,1,O,O).
ＵＮＤＯ処糧では、（０，１，Ｏ，０，０，０゜０．０
）からログレコードを読出し、カレントチェックポイン
ト時点２１のバックアップ版を基にして、データベース
更新、あるいはデータベース復元を行い、終了する（５
０７，５０８）。In UNDO processing, (0,1,O,0,0,0゜0.0
), the database is updated or restored based on the backup version at the current checkpoint point 21, and the process ends (5).
07,508).
以上、フローチャートに従って処理過程を述べた。第２
実施例の処理過程は、計算機システムのソフトウェアで
実現されてもよく、また入出力装置の一機能として実現
されてもよい。第２実施例は、シャドウページ機構の障
害回復方法に限らず、トランザクションと同期してデー
タベース更新等を行う機構の障害回復方法等にも適用可
能である。The processing steps have been described above according to the flowchart. Second
The processing process of the embodiment may be realized by software of a computer system, or may be realized as a function of an input/output device. The second embodiment is applicable not only to a failure recovery method for a shadow page mechanism but also to a failure recovery method for a mechanism that performs database updates and the like in synchronization with transactions.
さらに、ジャーナルが複数の２次記憶装置に存在する場
合、複数の入出力装置で第２実施例の処理過程を実現し
、各ビットマツプを組合せればよい。Furthermore, if journals exist in a plurality of secondary storage devices, the processing steps of the second embodiment may be implemented using a plurality of input/output devices and the respective bitmaps may be combined.
このように第２実施例においては、第２度目のジャーナ
ル読込み時に、読込むべきジャーナルの検索範囲を絞り
込むことによって、第１実施例と比較して、さらにシス
テム障害の回復時間を短縮できる。As described above, in the second embodiment, by narrowing down the search range of the journal to be read during the second journal reading, the recovery time from a system failure can be further shortened compared to the first embodiment.
［発明の効果コ
以上説明したようにに、本発明によれば、データベース
処理システムにおいて、回復対象外のデータベースの立
上げ時間が大幅に短縮可能となりさらに、ジャーナルの
読込み量を減少させ、システム立上げ時間の大幅な向上
が図れる。[Effects of the Invention] As explained above, according to the present invention, in a database processing system, it is possible to significantly shorten the start-up time of databases that are not subject to recovery, and furthermore, it is possible to reduce the amount of journal reading, thereby speeding up system startup. The lifting time can be significantly improved.
第１図は本発明の第１実施例を示すシステム障害回復処
理のフローチャート、第２図は本発明の第１実施例およ
び第２実施例におけるシステム障害回復処理の具体例を
示す図、第３図は本発明の第１実施例における回復対象
ビットマツプテーブルの構成図、第４図は本発明を適用
したデータベースシステムの一形態を示す図、第５図は
本発明の第２実施例を示すシステム障害回復処理のフロ
ーチャート、第６図は本発明の第２実施例における検索
範囲テーブルの構成図である。
３０：回復対象ビットマツプテーブル、３２：データベ
ース格納範囲ビットマツプ、４０：データベース管理シ
ステム、４１：データディクショナリ、４２：ジャーナ
ル、４３：データディクショナリ、４２：ジャーナル、
４３：データベース、６０：検索範囲テーブル、６２：
検索範囲ビットマツプ・
第７１
晃２回
−一一→晴Ｆ’／１
第３面
第を図FIG. 1 is a flowchart of a system failure recovery process showing a first embodiment of the present invention, FIG. 2 is a diagram showing a specific example of a system failure recovery process in the first and second embodiments of the present invention, and FIG. The figure is a configuration diagram of a bitmap table to be recovered in the first embodiment of the present invention, FIG. 4 is a diagram showing one form of a database system to which the present invention is applied, and FIG. 5 is a diagram showing a second embodiment of the present invention. FIG. 6, a flowchart of system failure recovery processing, is a configuration diagram of a search range table in a second embodiment of the present invention. 30: Recovery target bitmap table, 32: Database storage range bitmap, 40: Database management system, 41: Data dictionary, 42: Journal, 43: Data dictionary, 42: Journal,
43: Database, 60: Search range table, 62:
Search range bitmap 71st Ko 2nd - 11 → Haru F'/1 Figure 3rd page
Claims (1)
ルを２度読みして、障害回復処理を行うデータベース処
理システムにおける障害回復処理方法において、１度目
のジャーナル読込み時に、更新履歴情報を読込み、トラ
ンザクションをＲＥＤＯあるいはＵＮＤＯするかを決定
するための情報であるＲＥＤＯリストあるいはＵＮＤＯ
リストを作成し、２度目のジャーナル読込み時に、上記
作成されたＲＥＤＯリストおよびＵＮＤＯリストを用い
て、データベース回復対象となるデータベース格納範囲
および該データベース格納範囲とともに閉塞すべきデー
タベース格納範囲を決定し、該決定された閉塞すべきデ
ータベース格納範囲を部分閉塞し、それ以外のデータベ
ース格納範囲を立上げ、該立上げられたデータベース処
理システムとは非同期に障害回復処理を行うことを特徴
とする障害回復処理方法。 ２、システム管理情報や更新履歴情報を有するジャーナ
ルを２度読みして、障害回復処理を行うデータベース処
理システムにおける障害回復処理方法において、１度目
のジャーナル読込み時に、更新履歴情報を読込み、トラ
ンザクションをＲＥＤＯあるいはＵＮＤＯするかを決定
するための情報であるＲＥＤＯリストあるいはＵＮＤＯ
リストを作成し、２度目のジャーナル読込み時に、上記
作成されたＲＥＤＯリストおよびＵＮＤＯリストを用い
て、データベース回復対象となるデータベース格納範囲
および該データベース格納範囲とともに閉塞すべきデー
タベース格納範囲を決定すると共に、読込むべき更新履
歴情報が格納されているジャーナルの検索範囲をトラン
ザクション毎に作成し、上記決定された閉塞すべきデー
タベース格納範囲を部分閉塞し、それ以外のデータベー
ス格納範囲を立上げ、上記作成されたトランザクション
毎の検索範囲を用いて、上記立上げられたデータベース
処理システムとは非同期に行う障害回復処理で読込む必
要のある更新履歴情報が格納されている検索範囲を絞り
込み、該絞り込まれた検索範囲でジャーナルを読込み、
データベースを回復することを特徴とする障害回復処理
方法。 ３、特許請求の範囲第１項記載の障害回復処理方法にお
いて、ＲＥＤＯ処理で部分閉塞すべきデータベース格納
範囲は、１度目のジャーナル読込み時に決定されたＲＥ
ＤＯ処理する各トランザクションに関連するデータベー
ス格納範囲および該当データベース格納範囲とともに部
分閉塞すべきデータベース格納範囲を示すビットマップ
の論理和で決定することを特徴とする障害回復処理方法
。 ４、特許請求の範囲第１項記載の障害回復処理方法にお
いて、 ＵＮＤＯ処理で部分閉塞すべきデータベース格
納範囲は、１度目のジャーナル読込み時に決定されたＵ
ＮＤＯ処理する各トランザクションに関連するデータベ
ース格納範囲および当該データベース格納範囲とともに
部分閉塞すべきデータベース格納範囲を示すビットマッ
プの論理和で決定することを特徴とする障害回復処理方
法。 ５、特許請求の範囲第２項記載の障害回復処理方法にお
いて、ＲＥＤＯ処理で読込むべき更新履歴情報（ログレ
コード）が格納されている検索範囲は、１度目のジャー
ナル読込み時に決定されたＲＥＤＯ処理する各トランザ
クションに関連するログレコードが格納されている検索
範囲を示すビットマップの論理和とＲＥＤＯ処理で読込
むべきジャーナルが格納されている検索範囲を示すビッ
トマップとの論理積で決定することを特徴とする障害回
復処理方法。 ６、特許請求の範囲第２項記載の障害回復処理方法にお
いて、 ＵＮＤＯ処理で読込むべき更新履歴情報（ログ
レコード）が格納されている検索範囲は、１度目のジャ
ーナル読込み時に決定されたＵＮＤＯ処理する各トラン
ザクションに関連するログレコードが格納されている検
索範囲を示すビットマップの論理和とＵＮＤＯ処理で読
込むべきジャーナルが格納されている検索範囲を示すビ
ットマップとの論理積で決定することを特徴とする障害
回復処理方法。[Claims] 1. In a failure recovery processing method in a database processing system in which a journal having system management information and update history information is read twice to perform failure recovery processing, when the journal is read for the first time, update history information is read twice. REDO list or UNDO, which is the information for reading the transaction and deciding whether to REDO or UNDO the transaction.
Create a list, and when reading the journal for the second time, use the REDO list and UNDO list created above to determine the database storage range to be recovered and the database storage range to be closed together with the database storage range. A fault recovery processing method characterized by partially blocking the determined database storage range to be closed, starting up other database storage ranges, and performing fault recovery processing asynchronously with the started database processing system. . 2. In a failure recovery processing method in a database processing system in which a journal containing system management information and update history information is read twice to perform failure recovery processing, when the journal is read for the first time, update history information is read and the transaction is REDO. Or a REDO list or UNDO which is information for deciding whether to UNDO.
Create a list, and when reading the journal for the second time, use the created REDO list and UNDO list to determine the database storage range to be recovered and the database storage range to be closed together with the database storage range, Create a search range for the journal in which the update history information to be read is stored for each transaction, partially block the database storage range that should be closed as determined above, start up the other database storage ranges, and Using the search range for each transaction, narrow down the search range that stores the update history information that needs to be read in the failure recovery process that is performed asynchronously with the database processing system launched above, and perform the narrowed search. Read journal in range,
A disaster recovery processing method characterized by recovering a database. 3. In the failure recovery processing method described in claim 1, the database storage range to be partially blocked in the REDO process is the RE determined at the first journal reading.
1. A failure recovery processing method, characterized in that determination is made by a logical OR of a bitmap indicating a database storage range related to each transaction to be DO-processed, a corresponding database storage range, and a database storage range to be partially blocked. 4. In the failure recovery processing method as set forth in claim 1, the database storage range to be partially blocked in UNDO processing is the U determined at the first journal reading.
1. A failure recovery processing method characterized by determining a database storage range associated with each transaction to be NDO processed and a bitmap indicating a database storage range to be partially closed together with the database storage range. 5. In the failure recovery processing method described in claim 2, the search range in which update history information (log records) to be read in the REDO process is stored is the REDO process determined at the first journal read. This is determined by the AND of the bitmap indicating the search range in which log records related to each transaction to be read are stored and the bitmap indicating the search range in which the journal to be read in the REDO process is stored. Characteristic failure recovery processing method. 6. In the failure recovery processing method described in claim 2, the search range in which update history information (log records) to be read in UNDO processing is stored is the UNDO processing determined at the first journal reading. This is determined by the AND of the bitmap indicating the search range in which log records related to each transaction to be read are stored and the bitmap indicating the search range in which the journal to be read in UNDO processing is stored. Characteristic failure recovery processing method.
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62028211A JPS63196958A (en) | 1987-02-12 | 1987-02-12 | Fault recovery processing method |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62028211A JPS63196958A (en) | 1987-02-12 | 1987-02-12 | Fault recovery processing method |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63196958A true JPS63196958A (en) | 1988-08-15 |
Family
ID=12242314
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62028211A Pending JPS63196958A (en) | 1987-02-12 | 1987-02-12 | Fault recovery processing method |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS63196958A (en) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH0683682A (en) * | 1990-06-29 | 1994-03-25 | Digital Equip Corp <Dec> | Method and apparatus for maximum utilization of and/or log |
| JP2008191705A (en) * | 2007-01-31 | 2008-08-21 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | Node control method, node control program, and node |
-
1987
- 1987-02-12 JP JP62028211A patent/JPS63196958A/en active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH0683682A (en) * | 1990-06-29 | 1994-03-25 | Digital Equip Corp <Dec> | Method and apparatus for maximum utilization of and/or log |
| JP2008191705A (en) * | 2007-01-31 | 2008-08-21 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | Node control method, node control program, and node |
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