レプリケーション•ロシアの百科事典 - 電子版

レプリケーション

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    ボリューム28.モスクワ、2015、P。408.

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著者: S. G. goot-entry.

レプリケーション (Latelatinsky Replicatio - 繰り返しから)(Redupplication、Autorplication)、核酸分子の自己複製のプロセス。世代から世代へのそれの材料と伝達。機構Rの基礎は、RNAマトリックス上のDNAマトリックスまたはRNA上のDNAの酵素的合成、ならびにRNAマトリックス上のDNA(逆転写)である。 R.DNA SEMI-カウンセリング、すなわち、2つの娘DNA分子の合成を伴う、それらのそれぞれは1つの「古い」および1つの「新しい」鎖を含む。多くの機能単位がEukaryot DNA分子に割り当てられる - 安息香 どのR.が自律的に漏れる。それらのそれぞれには詳細があります。ヌクレオチド配列は、開始点R(開始)およびその完了の点(終了)である。環DNA DNA分子は1回のレプリコンで表される。 in vivoのR.DNAは非常に正確なプロセスです。自発的な点突然変異につながる誤差の頻度は10を超えない - 新風 世代のためのヌクレオチドについてDNAポリメラーゼ酵素はR.DNAに関与しており、計画面積を安定化させ、分子を予防するための二重DNAヘリックスを有するタンパク質に関与している。真核生物のDNAは奇妙な速度で起こる。毎秒100ヌクレオチド、しかし同時に多くのレプリクシである原核生物 - 約。毎秒1000ヌクレオチド。 RN RNAはRNA含有ウイルスの狭い円によって制限されている。 RNAマトリックスによるR.DNAはレトロウイルスおよびレトロトランスポゾンに特徴的である。それらのゲノムのDNAコピーは宿主細胞のDNAに埋め込まれている。 R. R.DNAに基づく染色体を2倍にする。

繰り返しますが、新しい方法で毎回 - それは芸術ではありませんか? Stanislav Hezhi LTS、本「抑圧思考」

辞書は、2つの(またはそれ以上)のデータセットを維持するプロセスとして、一貫した状態でレプリケーションを定義します。 「一貫したデータセットの状態」とは異なり、定義を再構築するため、次のデータセットを変更するプロセスが、メインコンと呼ばれる別のデータセットの変更に応じて、レプリカと呼ばれる1つのデータセットを変更するプロセス。必ずしもそうとは限らず、セットは同じになります。

サポートデータベースのレプリケーションは、管理者の最も重要なタスクの1つです。ほとんどすべての重要なデータベースにはレプリカ、さらには1つがあります。

レプリケーションによって解決されたタスクの中で、少なくとも呼び出すことができます

  • 主な損失の場合のバックアップデータベースのサポート。
  • レプリカの要求の一部の転送により、ベースの負荷を軽減します。
  • データをアーカイブまたは解析システムに転送する。

この記事では、レプリケーションの種類とすべての種類のレプリケーションが解決するタスクについて説明します。

レプリケーションに3つのアプローチを強調することができます。

  • ストレージシステムレベルでのブロックレプリケーション。
  • DBMSレベルでの物理レプリケーション。
  • DBMSレベルでの論理レプリケーション。

ブロックレプリケーション

ブロックレプリケーションの場合、各録画動作はメインディスクだけでなくバックアップにも実行されます。したがって、同じ配列上では、メインボリュームを繰り返すバイトの精度を有する別のアレイ上のミラーボリュームに対応する。

そのような複製の利点には、構成および信頼性が容易になる。データをリモートディスクに記録すると、ディスクアレイ、またはホストとディスクの間に立っているもの(デバイスまたはソフトウェア)のいずれかができます。

ディスクアレイには、レプリケーションをオンにすることができるオプションで補足できます。オプションの名前は、配列の製造元によって異なります。

ディスクアレイがデータを複製できない場合は、2つの配列にレコードするエージェントをホストとアレイの間にすぐにインストールできます。エージェントは、別のデバイス(EMC VPLEX)とソフトウェアコンポーネント(HPEピアピースセント、Windows Serverストレージレプリカ、DRBD)の両方であり得る。同じ配列でのみ機能することができるディスクアレイとは異なり、同じアレイまたは最低でも、同じ製造元の配列で、エージェントは完全に異なるディスクデバイスで動作できます。

ブロック複製の主な目的は、フォールトトレランスを確保することです。データベースが失われた場合は、ミラーボリュームを使用して再起動できます。

ブロックの複製はその多様性と良いですが、汎用性は支払わなければなりません。

まず、オペレーティングシステムが録音を制御できないため、サーバーはミラーボリュームを操作できません。観察者の観点からは、ミラーボリューム上のデータはそれ自体で現れる。事故が発生した場合(メインサーバーの障害またはメインサーバーが配置されているデータセンター全体)は、複製を停止し、メインボリュームをマウント解除してミラーボリュームをマウントする必要があります。可能性があるとすぐに、反対方向に複製を再開します。

エージェントを使用する場合、これらの操作はすべてエージェントを実行します。これにより設定が簡単になりますが、切り替え時間は短縮されません。

第二に、バックアップサーバ上のDBMS自体は、ディスクマウント後にのみ実行できます。たとえば、Solarisでは、Solarisでは、キャッシュの下のメモリが選択中に配置され、マークアップ時間は割り当てられたメモリのボリュームに比例します。つまり、インスタンスの開始は瞬間的にはなりません。さらに、再起動後のキャッシュ全体が空になります。

第3に、開始後、DBMSはディスク上のデータが関連付けられていないことを検出し、繰り返し実行ログを使用してリカバリにかなりの時間を費やす必要がある。最初に結果がログに保存されているトランザクションを繰り返しますが、そうしませんでした。データファイルに保存する時間がありますが、停止時には終了までの時間がない場合は、保存してからロールバックする時間がありませんでした。

ブロックレプリケーションを使用して負荷を分散させることはできず、ミラーボリュームがメインワンと同じ配列内にあるときにデータストレージを更新するために同様の方式が使用されます。 EMCとHPこの方式はBCVと呼ばれ、emcのみがビジネスの継続ボリュームとして略語を復号化し、HPのようなビジネスコピーボリュームです。この場合、IBMには特別なブランドがありません。このスキームは「ミラーボリューム」と呼ばれます。

アレイ内に2つのボリュームが作成され、記録操作は同期的に(A)で実行される。ある時間に、ミラーは壊れている(b)、すなわち、ボリュームが独立している。ミラーボリュームは、ストレージを更新するために割り当てられたサーバーにマウントされ、データベースインスタンスはこのサーバー上で発生します。インスタンスはブロックレプリケーションによる回復中の長い長く上昇しますが、最小負荷期間中のミラーの破断によってこの時間を大幅に削減できます。事実は、その結果における鏡の破裂がDBMSの緊急終了と同等であり、緊急事態の回復時間は事故時のアクティブな取引の数によって大きく依存します。アンロード用のデータベースは、読み書きの両方で利用可能です。ミラーの破断後にすべてのブロックの識別子は基本的に、ミラーボリューム上で変更され、ブロック変更トラッキング - BCTの特別な領域に格納されます。

アンロードが完了した後、ミラーボリュームは未形成(C)に復元され、しばらく後にミラーボリュームはメインを生み出してそのコピーになります。

物理レプリケーション

ログ(REDOログまたは書き込み先読みログ)には、データベースファイルに入力されたすべての変更が含まれています。物理レプリケーションのアイデアは、ログからの変更が別のデータベース(レプリカ)で再実行されるため、レプリカ内のデータはメインベイトベースのデータを繰り返します。

データベースログを使用してデータベースログを更新する機能は、1996年にリリースされたOracle 7.3リリースに表示され、すでにリコードのメインベースからのマガジンの配信が自動化され、Dataguardという名前を受信しました。この技術は、今日の物理的複製メカニズムがほとんどすべての最新のDBMSであることを要求しました。

経験は、サーバーを使用してレプリカを最新の状態に保つためだけに使用すると、メインベースが機能するサーバーのプロセッサ電源の約10%です。

DBMSログはこのプラットフォーム以外で使用されることを意図していないため、それらの形式は文書化されておらず、警告なしに変更できます。ここでは、同じバージョンの同じDBMSのインスタンス間でのみ物理的な複製が可能であるという完全に自然な要件があります。ここから、オペレーティングシステムとプロセッサアーキテクチャの制限があるため、ログ形式にも影響を与える可能性があります。

当然のことながら、SCDのモデルに対する制限は物理的な複製を課しません。さらに、データベースファイルは、ソースに基づいているものとはかなり異なる場合があります。これらのファイルが存在するボリューム間の対応を説明する必要があります。

Oracle DatagUardを使用すると、レプリカデータベースからファイルの一部を削除できます。この場合、これらのファイルに関連するログの変更は無視されます。

物理データベースのレプリケーションには、ストレージによる複製に対して多くの利点があります。

  • 送信されたデータ量は、ログのみが送信されるがデータファイルではないという事実によるものではない。実験は5~7回の交通量の減少を示している。
  • バックアップデータベースへの切り替えは大幅に高速に行われます。レプリカインスタンスは既に発生しているので、切り替え時には、アクティブなトランザクションをロールバックするだけです。また、クラッシュ時までに、レプリカは既に加熱されています。
  • レプリカに対して要求を実行することができ、それによってメインベースからの負荷の一部を除去することができる。特に、レプリカを使用してバックアップコピーを作成できます。

レプリカからデータを読み取る機能は、2007年にOracle 11gリリースで登場しました - これはまさにDataguardテクノロジの名前に「アクティブ」epitheが追加されているものです。他のDBMSでは、レプリカからの読み取りの可能性もありますが、タイトルには何らかの方法では反映されていません。

レプリカにデータを記録することは不可能ですが、変更は淡色になりつつあり、レプリカはその要求の競争的な履行を提供することはできません。最新のリリースでのOracle Active Dataguardを使用すると、レプリカへの録音が許可されていますが、「砂糖」には何もありません。実際には、メインベースで変更が実行され、クライアントがレプリカに到達するまで待っています。

メインデータベース内のファイルを損傷する場合は、(これを基本で行う前に、管理者ガイドを慎重に調べる前に)レプリカから適切なファイルをコピーするだけです。レプリカ上のファイルは、メインデータベース内のファイルと同じではないかもしれません:ファイルが展開されたとき、アクセラレーションのための新しいブロックは何でも埋められず、その内容はランダムにされています。基本はブロックの全空間を使用することができない(例えば、ブロックは空き容量のままであるかもしれないが)、使用されているスペースの内容はバイトの正確さと一致する。

物理レプリケーションは同期と非同期の両方にすることができます。非同期レプリケーションでは、メインデータベース上で完了したがまだバックアップに到達していない、およびバックアップベースへの移行の場合は、メイントランザクションの障害がある場合は、常に一連のトランザクションがあります。失われます。同期レプリケーションの場合、コミット操作の完了は、このトランザクションに属するすべてのログエントリがレプリカに転送されることを意味します。マガジンのレプリカの受信がデータへの変更の適用を意味しないことを理解することが重要です。メイントランザクションが失われた場合、それらは失われませんが、アプリケーションがメインベースにデータを書き込み、それらをレプリカから読み込む場合は、このデータの古いバージョンを取得する機会があります。

PostgreSQLでは、レプリカデータへの変更を適用した後にのみコミットが完了するようにレプリケーションを設定することが可能です(オプション

synchronous_commit = remote_apply.

)、およびOracleでは、レプリカがメインベースの後ろに遅れない場合にのみ、レプリカまたは個々のセッション全体を設定できます。

standby_max_data_delay = 0。

)。ただし、メインベース内のレコードとレプリカからの読み取りがさまざまなモジュールで実行されるように、アプリケーションを設計することが依然としてより良いです。

質問に対する回答を検索するときは、選択したモード、同期、または非同期、Oracleマーケティング担当者は私たちを助けるようになります。 Dataguardは3つのモードを提供し、それぞれがパラメータの1つを最大化します - データ保存、パフォーマンス、可用性 - 残りのために:

  • 最大パフォーマンス:レプリケーションは常に非同期です。
  • 最大保護:同期レプリケーション。レプリカが応答しない場合は、メインベースのコミットが完了していません。
  • 最大可用性:同期レプリケーション。レプリカが応答しない場合、レプリケーションは非同期モードに切り替わり、接続が復元されるとすぐに、レプリカはメインベースをキャッチし、複製は再び同期します。

ブロック複製を介したデータベースによる複製の不定的な利点にもかかわらず、特に信頼性の古い伝統との管理者は、ブロック複製を拒否することはまだ非常に消極的です。これには2つの理由があります。

まず、ディスクアレイによる複製の場合、トラフィックはデータ伝送ネットワーク(LAN)上にありませんが、ストレージネットワーク(ストレージエリアネットワーク)にあります。多くの場合、長時間構築されたインフラストラクチャは、SANはデータネットワークよりもはるかに信頼性が高く生産的です。

第二に、DBMSによる同期複製は比較的最近信頼性が高い。 Oracleでは、2007年にリリースされた11Gのリリースで、さらには同期レプリケーションが後で表示された11Gのリリースでブレークスルーが発生しました。もちろん、情報技術の分野の基準による10年 - その用語はそれほど小さくないが、データの保存に関しては、一部の管理者はその原則によって導かれています。 。

ロジックレプリケーション

データベース内のすべての変更は、そのAPI呼び出しの結果として発生します。たとえば、SQLクエリの実行の結果として発生します。非常に魅力的な根拠の2つの異なる拠点で同じ要求を実行するという考えであるようです。レプリケーションの場合は、2つの規則に従う必要があります。

  1. 以前に終了する必要があるすべてのトランザクションが完了するまでトランザクションを開始することは不可能です。したがって、下の図では、トランザクションAとBが完了するまでトランザクションDを起動できません。
  2. 現在のトランザクションが完了するまで、すべてのトランザクションが終了するまでトランザクションを完了することは不可能です。そのため、下の図では、トランザクションBが即座に完了していても、Cトランザクションが起動した後にのみ完了できます。

Report Replication(ステートメントベースのレプリケーション)は、たとえばMySQLで実装されています。残念ながら、この単純なスキームは同一のデータセットの出現につながらない - その理由は2つあります。

まず、すべてのAPIが確定的ではないわけではありません。たとえば、sql照会でnow()またはsysdate()関数が検出された場合、現在の時刻を返し、次に異なるサーバー上で、要求が同時に実行されないという事実のために、さまざまな結果を返します。さらに、トリガーとストアド機能のさまざまな状態を区別することができ、ソート順序に影響を与えるさまざまな国の設定、さらにははるかに多くのものがあります。

次に、コマンドの並列実行に基づくレプリケーションを正しく中断して再起動することはできません。

T1 Transaction Bには、レプリケーションが停止している場合は、TRANSACTION Bを中断して切断する必要があります。レプリケーションを再起動すると、トランザクションBの実行はレプリカをベースソース状態以外の状態にリードすることができます。ソースで、トランザクションBはトランザクションが終了する前に始まっているため、トランザクションAによって行われた変更が表示されませんでした。 。

データベースにアクティブなトランザクションがない場合にのみ、要求の複製を停止して再起動することができます。もちろん、そのような瞬間の任意の荷物産業基盤では起こりません。

通常、決定論的要求は論理レプリケーションに使用されます。要求の決定は2つのプロパティによって保証されます。

  • 1つのエントリを要求(または挿入、または削除)し、プライマリ(または一意の)キーで識別します。
  • すべての要求パラメータは、リクエスト自体に明示的に設定されています。

コマンドレプリケーション(ステートメントベースのレプリケーション)とは異なり、このアプローチはレコードレプリケーション(行ベースのレプリケーション)と呼ばれます。

以下のデータのスタッフテーブルがあるとします。

このテーブルの上で次の操作が行われました。

Update Employee Set Salary = Salary * 1.2 DEPT = 36; 

データを正しく複製するために、そのような要求はレプリカで完了します。

Update Employee Set Salary = 2160ここで、ID = 3817; Update Employee Set Salary = 1920ここで、ID = 2274。 

要求はソースデータベースと同じ結果につながりますが、同時に実行された要求と同等ではありません。

dable-Replicaはオープンで読み取るだけでなく、書くこともできます。これにより、追加のテーブルまたはインデックスの作成が必要なレポートを構築することを含む、リクエストの一部を実行することができます。

論理レプリカがそれに追加されていない場合にのみ、論理レプリカがベースベースと同等になることを理解することが重要です。たとえば、レプリカの上記の例では、Sidorovが36分割されている場合、それは増加を受けません、そしてivanovが36部から翻訳された場合、それは何をしても増加します。

論理レプリケーションは、他の種類のレプリケーションでは欠けている多くの可能性を提供します。

  • テーブルレベルでの複製可能データのセット(物理レプリケーションを使用する - ファイルおよび表スペースのレベルで、ブロックレプリケーションがボリュームレベル)。
  • 複雑な複製トポロジの構築 - 例えば、1つまたは双方向の複製におけるいくつかのデータベースの統合。
  • 送信データの量を減らす。
  • DBMSの異なるバージョン間の複製、あるいは異なる製造元のDBMS間でさえ。
  • 構造の変更、豊かな履歴、履歴の保管など、複製時のデータの処理。

論理レプリケーションを物理的に置き換えることを許可しない不利な点があります。

  • 複製可能なすべてのデータには主キーが必要です。
  • 論理レプリケーションはすべてのデータ型ではなく、ブロブの問題が可能です。
  • 実際の論理レプリケーションは完全に同期していません。それらのアプリケーションへの変更を取得するまでの時間は大きすぎ、メインベースが待つことができるようにします。
  • 論理レプリケーションはレプリカに大きな負荷をかけます。
  • スイッチングすると、アプリケーションは、メインベースからのすべての変更がレプリカに適用されることを確認できます。これは、これを判断できません。これはレプリカモードとメインベースが同等です。

最後の2つの欠如は、フォールトトレランスの手段として論理レプリカの使用を大幅に制限していません。メインベース内の1つの要求が一度行の大きな行に変わると、レプリカは大幅に遅れます。また、役割を変更する可能性は、開発者と管理者の両方で非奇数の努力を必要とします。

論理レプリケーションを実装する方法はいくつかあり、これらの各方法はその可能性の一部を実装し、別のものを実装していません。

  • トリガによる複製
  • DBMSマガジンの使用
  • CDCクラスソフトウェアを使用する(データキャプチャ変更)。
  • 適用されたレプリケーション

トリガの複製

トリガ - データ変更に対して任意のアクションで自動的に実行されるストアドプロシージャ。キーが変更されたときに呼び出されるトリガー、このレコードのキー、および古いフィールド値と同様に利用可能です。必要に応じて、トリガーは、レプリカ側の特別なプロセスがそれらを減算するのから、新しい行値を特別なテーブルに保存することができます。トリガー内のコードの音量は大きいため、そのようなトリガーを生成する特別なソフトウェア、たとえば、「Merge Replication」 - Microsoft SQL ServerまたはSlony-Iコンポーネント - PostgreSQLレプリケーション用の別の製品。

トリガーによる複製の強み:

  • メインベースとレプリカのバージョンからの独立性
  • ワイドデータ変換オプション

デメリット:

  • メインベースに負荷をかける。
  • 複製の大幅な遅延

DBMSログを使用する

DBMS自体は論理レプリケーション機能を提供することもできます。データソース、および物理レプリケーションは雑誌です。変更されたフィールドに関する情報も、オーバーヘッド変更に関する情報に追加されます(Oracleの補足ロギング、

wal_level =論理。

PostgreSQLでは、変更されていなくても、一意のキーの値と同様に。その結果、10から15%の異なる推定値に従って、BDマガジンの量が増加する。

レプリケーション機能は、特定のDBMSの実装によって異なります - Oracleで論理スタンバイを作成したり、PostgreSQLやMicrosoft SQL Serverの組み込みプラットフォーム・ツールでは、相互購読と出版物の複雑なシステムを展開できます。さらに、DBMSは組み込みの監視および複製ツールを提供します。

このアプローチの欠点は、ログの量の増加とノード間のトラフィックの増加の可能性を含みます。

CDCを使う

論理レプリケーションを整理するように設計されたソフトウェア全体のクラスがあります。これはCDCと呼ばれ、データキャプチャ変更を変更します。これがこのクラスの最も有名なプラットフォームのリストです。

  • Oracle GoldenGate(Goldengateは2009年に購入しました)。
  • IBM InfoSphereデータ・レプリケーション(以前 - InfoSphere CDC;以前の - DataMirror変換サーバーであって、2007年にDataMirrorは購入しました)。
  • VisionSolutions DoubleTake / Mimix(以前のビジョンReplicate1)。
  • Qlik Data Integration Platform(以前のアート)。
  • Informatica PowerExchange CDC。
  • デバイス
  • StreamSets Data Collector ...

プラットフォームのタスクには、データベースログの読み取り、情報の変換、情報をレプリカとアプリケーションに送信することが含まれます。 DBMS自体によるレプリケーションの場合と同様に、ログに変更されたフィールドに関する情報が含まれている必要があります。追加のアプリケーションを使用すると、「Fly On Fly」は複製データの複雑な変換を実行し、十分に複雑なレプリケーショントポロジを構築することができます。

強み:

  • 報告システムへのデータのダウンロードを含む、異なるDBMS間の複製の可能性。
  • 最も広い可能な処理とデータ変換機能。
  • ノード間のトラフィック - プラットフォームは不要なデータを切り取り、トラフィックを絞ることができます。
  • 組み込みレプリケーションステータス監視機能。

欠点はそれほど多くない:

  • DBMSによる論理レプリケーションのように、雑誌の量の増加。
  • 新しいソフトウェアは、設定や高価なライセンスで複雑です。

それは伝統的に企業データウェアハウスをリアルタイムに近いモードで更新するために使用されるCDCプラットフォームです。

適用レプリケーション

最後に、別の複製方法は、クライアント側の変化ベクトルの形成です。クライアントは、唯一のレコードに影響を与える決定論的要求を作成する必要があります。 Borlandデータベースエンジン(BDE)やHibernate ORMなどの特別なデータベースワークライブラリを使用してこれを実現できます。

アプリケーションがトランザクションを完了すると、Hibernate ORM接続モジュールはキューのキューを書き込み、データベース内のトランザクションを実行します。特別なレプリケータプロセスはキューからベクトルを減算し、レプリカ内のトランザクションを実行します。

このメカニズムは、報告システムを更新するのに適しています。フォールトトレランスを提供するためにも使用できますが、この場合、レプリケーション状態の適用は付録に実装されるべきです。

伝統的に - このアプローチの強みと短所:

  • 報告システムへのデータのダウンロードを含む、異なるDBMS間の複製の可能性。
  • データ、監視状態などを処理および変換する機能。
  • ノード間のトラフィック - プラットフォームは不要なデータを切り取り、トラフィックを絞ることができます。
  • データベースからの完全な独立性は、フォーマットと内部メカニズムの両方からです。

この方法の利点は疑わしいですが、2つの非常に深刻な欠点があります。

  • アプリケーションアーキテクチャの制限事項。
  • レプリケーションを提供する独自のコードの膨大な量。

だから何が良いのですか?

他の多くのように、この質問に対する明確な答えは存在しません。しかし、以下の表が各特定のタスクに対して正しい選択をするのに役立つことを願っています。

  • ブロックレプリケーションは他のレプリケーションメソッドがない場合は意味があります。データベースの場合、使用しないことがわかります。
  • 物理レプリケーションは、インフラストラクチャのフォールトトレランスを確保するか、読み取りアプリケーションの一部をレプリカに転送する必要がある場合に適しています。
  • 論理レプリケーションは、アプリケーションがこのレプリケーションについて認識し、事故の場合にレプリカの同期を待つ方法を知っている場合にのみフォールトトレランスに適しています。
  • 論理レプリケーションは、あらゆる種類の報告基地にとって理想的です。
  • レプリケーショントリガーは、ベースが非常にロードされている場合は意味があり、非常に限られた量の情報を複製する必要があります。
  • CDCプラットフォームは、多数の複製データベースがある場合、および/または複雑なデータ変換の必要性がある場合は適しています。
  • 適用複製の開発は、独自のプラットフォームまたはフレームワークの場合にのみ正当化されます。

DNAの主な機能は遺伝的情報の移転です。セルを分割するとき、DNA再生が発生します - レプリケーション(倍増、削減) .

レプリケーション - これは酵素の制御下で行われたDNA分子の放熱過程である。

DNA分子の複製の下で、相補的窒素塩基間の水素結合(アデニン - 粘液およびグアニン - シトシン)は特別な酵素の助けを借りて急いでいる - Helikhazy. - そしてチェーンは分岐しています。

水素結合を破壊した後、酵素の参加 DNAポリメラーゼ 各チェーンについて、DNA鎖の新規(「子会社」)が合成される(DNA密鎖の各ヌクレオチドには、DNAポリメラーゼ酵素がそれをITヌクレオチドに調整する)。合成材料は細胞質細胞において入手可能な遊離ヌクレオチドである。

DNA複製プロセスの結果として、2つのDNA二鎖分子が形成され、それぞれの組成物は1つの鎖の「母体」分子および1つの「子会社」鎖を含む。これら2つの分子は絶対的に同一であり、分裂の結果としての各子会社はマザーDNAのコピーを受ける。

DNA複製段階

  1. 最初に、DNA分子は「排出された」である - 分子の鎖は破壊され、そして発散される(2つの鎖のそれぞれは種類のマトリックスとして機能し、その上に新しいチェーンが合成されるであろう)。
  2. 酵素 DNAポリメラーゼ 「アデニンチミン、シトシン - グアニンへの相補性」の原理について、「アダファリング」をマトリックスにマトリックスに取り付ける。
  3. プロセスが終了するとすぐに、新しい子会社(看護)分子が螺旋状に浸透してねじれます。
  2複製DNA1.jpg.

情報源:

http://distant-ressons.ru/nukleinovye-kisloty.html.

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