JPH05307530A - マルチプロセッサデータベース環境においてロック競合を減少させたレコードレベル共有方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【目的】 マルチプロセッサシステムにおいて、データ
制御インターバル（ＣＩ）を生ずることなく、レコード
レベルで共有するデータの保全性を維持するための、仮
想記憶アクセス管理（ＶＳＡＭ）技術を提供する。 【構成】 システム１、２がＣＩ１のコピーを共有外部
記憶部（ＳＥＳ）から共有ローカルキャッシュ（ＳＬ
Ｃ）に読み込み、例えばレコード３、１４を更新する
（Ａ）。この時点でシステム１の要求により書き込みが
実行されると、ＣＩ１の他の全てのＳＬＣコピーが無効
化されて、ＳＥＳにＣＩ１コピーが書き込まれる
（Ｂ）。システム２のＳＬＣコピーが無効化されたの
で、ＳＥＳへの書き込み要求をしても実行されず、シス
テム２はＳＥＳの読み取り要求を発して有効なＣＩ１の
コピーを得、ＳＬＣに２つのＣＩコピーを得る（Ｃ）。
ＶＳＡＭ部は次にレコード１４に対して再更新を行い、
システム２の要求により書き込み要求が実行されて、レ
コード３、１４が変更されたＳＬＣ及びＣＩ１のＳＥＳ
コピーが形成される（Ｄ）。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、多数同時トランザクシ
ョン処理システム用の、データベース保全（ｉｎｔｅｇ
ｒｉｔｙ）管理手順に関するものであり、特に、単一の
データ制御インターバル即ちブロック内において、ブロ
ックレベルでのロック競合を生ずることなく、同時にレ
コードを更新する方法に関するものである。

【０００２】

【従来技術】マルチプロセッシング環境における、オペ
レーティングシステムのロック管理部分は、プロセスに
代って、記憶リソース上のロックの指定及び再指定を行
なうものである。このロック動作は、適当なトランザク
ションのシリアル化及びデータベースの保全性を保証す
るが、プロセスの同時性を劣化させる要因ともなり得
る。同一資源（リソース）を用いて処理する多くの同時
プロセスから生じる高い同時性要求を有する資源を、ロ
ック管理部が頻繁にロックすると、データ処理のスルー
プットが低下することになり得る。このロック競合状況
においては、このような資源を同時プロセス間で割り当
てる必要がある。更に、ロック競合を並び変えるために
強いられる待ち状態によって、プロセスの多くの処理速
度が落ちることになる。また、ロック管理部もロック、
ロック解除、並びに待ち状態の解決及び状態の再開に処
理時間を消費しなくてはならない。

【０００３】リレーショナルデータベース管理システム
においては、マルチプロセッサデータベース環境におい
て、同時プロセスを用いて動作するので、ロック管理部
のような機能を用いることになる。当該技術の現状は、
シー．ジェイ．デイト（Ｃ．Ｊ．Ｄａｔｅ）の「ＤＢ２
への案内」（Ａｄｄｉｓｏｎ−Ｗｅｓｌｅｙ Ｐｕｂｌ
ｉｓｈｉｎｇ Ｃｏ．，ｐｐ１９１−１９５、１９８４
年）、及びシー．ジェイ．デイト（Ｃ．Ｊ．Ｄａｔｅ）
の「データベースシステムの紹介」（Ａｄｄｉｓｏｎ−
Ｗｅｓｌｅｙ Ｐｕｂｌｉｓｈｉｎｇ Ｃｏ．，ｐｐ４
２２−４２７、１９８６年）を参照することによって、
認めることができよう。また、エッチ．エフ．コースら
（Ｈ．Ｆ．Ｋｏｒｔｈ ｅｔ ａｌ）の「データベース
システムの概念」ＭｃＧｒａｗ Ｈｉｌｌ，Ｉｎｃ，ｐ
ｐ３５６−４０２，１９８６年）も、データベースシス
テムの同時性制御の一般論について開示している。

【０００４】一般的にマルチプロセッサシステムでは、
そしてデータベース管理システムでは特に、一人のユー
ザが編集または更新の目的のためにファイルをアクセス
すると、アクセス中の更新が完了または保証されるま
で、他の全てのユーザは締め出されてしまう。ファイル
共有環境において同時性を改善するためには、多数のユ
ーザに、更新されているファイルを同時に読むことを、
許すようにしなくてはならない。また、あるユーザが異
なるレコードを更新している同じファイルにおいて、別
のユーザにレコードの更新を許すようにしなくてはなら
ない。当該技術分野において、データベースシステムに
おける同時性を改善する多くの方法が提案されている。
リチャード Ａ．クルスら（Ｒｅｃｈａｒｄ Ａ．Ｃｒ
ｕｓ ｅｔ ａｌ）の米国特許第４７１６５２８号は、
ロック処理にかかるオーバヘッドと同時性との間のトレ
ードオフを管理することができる可変細分性を用いて、
階層的ロッキング及びロック促進技術を代表する方法を
開示するものである。クルスらは、一対の調和（ｃｏｏ
ｒｄｉｎａｔｅｄ）されたロッキング制限を用いること
を教示しており、第１の制限を、資源毎に「小さな細分
性」ロックの数に割り当て、第２の制限を、各プロセス
に指定可能なロックの全数に配置してある。「小さな」
ロック制限を越えると、これらの方法は全ての小さなロ
ックを引っ込め、資源全体に単一の全体的ロックを付与
し（ロックの段階的拡大）、それにより、ロックの総数
を減少させるようにしている。プロセスが、全ロック数
の制限に対して、更にロックを付け加えることを要求し
た時、そのロックを拒否する。しかしながら、クルスら
は、同時ブロックアクセスの際にブロックレベルでのロ
ック競合を回避するための一定の細分性（したがって、
低いオーバヘッド）の技術を提供していない。

【０００５】米国特許第５０４３８７６号において、チ
ャールズ アール．テリイ（Ｃｈａｒｌｅｓ Ｒ．Ｔｅ
ｒｒｙ）は、ファイル共有環境で用いるための、Ｎ−レ
ベルファイルシャドウ技術を開示している。テリイは、
各共有ファイルのＮ−レベルのシャドウコピーを保持
し、他のユーザが同時に同じファイルを更新していて
も、そのファイルの一貫したコピーを、多数のユーザが
読むことを可能にしたものである。この共有ファイルを
オープンにした各ユーザは、ファイルの最新の保証され
たコピーを見ることができるが、そのファイルをオープ
ンにした後に生じる更新トランザクションには気づくこ
とはない。しかしながら、テリイの技術は一度に１つの
更新トランザクションしか許しておらず、ファイルまた
はブロックレベルでの更新のロック競合のために、他の
複数の同時更新プロセスが待機しなければならない。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】ロッキング競合と同時
性との問題は、当該技術分野では重大であると考えられ
るが、レコードレベルでのロッキングのみにより、共有
メモリ内に多数のレコードを含んでいる共通データブロ
ックの同時アクセス動作を管理するための教示または示
唆は記載されていない。即ち、同一ブロックまたはデー
タ制御インターバル（ＣＩ）への２つ以上の同時更新ト
ランザクションは、通常、テリイ及びその他が教示して
いるように、データＣＩレベルでのロックを必要とす
る。レコードレベルのロッキングのみによるシリアル化
を用いた２つ以上の更新プロセスにより、単一のブロッ
クに同時アクセスを可能とする方法に対して、当該技術
分野では強い要求がある。関連した未解決の問題及び欠
陥を解決することは、当該技術分野では重大なことであ
り、したがって本発明の目的は、これら従来技術の問題
点を解決してレコードレベルでのロッキングのみによっ
て、更新プロセスのシリアル化を保存することである。

【０００７】

【課題を解決するための手段】本発明の方法は、仮想記
憶アクセス方法（ＶＳＡＭ）に、ブロックまたはデータ
制御インターバル（ＣＩ）レベルのロッキングのオーバ
ヘッドなしに、分散型マルチプロセッサ環境において、
レコードレベルの共有データの保全性を維持させるもの
である。レコードレベルのロックのみを用いて、２つ以
上のプロセスを同時に更新することができる。本発明
は、多数のプライベートバッファ（ＰＢ）データのＣＩ
コピー、共有ローカルキャッシュ（ＳＬＣ）無効化プロ
トコル及び条件付書き込み機能のための方法を備えたも
のである。動作において、本発明のＶＳＡＭレコードレ
ベル共有（ＲＬＳ）方法は、第１のプロセスまたはワー
ク単位（ＵＯＷ）が、共有する構造型外部記憶装置（Ｓ
ＥＳ）から、対象となるレコードを含むデータＣＩのプ
ライベートバッファ（ＰＢ）コピーを、共有するローカ
ルキャッシュ（ＳＬＣ）内のＰＢに、取り込むことを許
可する。この取り込みの後、第１のＵＯＷは、全ての更
新を対象レコードに記録（ｌｏｇ）し、変更されたデー
タＣＩをＳＥＳに戻して条件付きで書き込む。このＳＥ
Ｓへの書き込みは、第２のＵＯＷによって同一データＣ
Ｉへの暫定的な書き込みがなかったことを条件としてい
る。第２のＵＯＷが実際に合間に同一データＣＩを書き
込んだならば、第１のＵＯＷは、そのデータＣＩの最新
のコピーについてＳＥＳを参照し、それを第１のＵＯＷ
からの記録された更新と組み合わせ、再び更新されたデ
ータＣＩをＳＥＳに戻して条件付きで書き込むことによ
って、再度実行する。

【０００８】したがって、本発明のＲＬＳ方法は、共有
データ集合（セット）の変更のシリアル化のためにも、
ＳＬＣの一貫性のためにも、共有ローカルキャッシュ
（ＳＬＣ）バッファもデータＣＩレベルのロッキングを
必要としない。代りに、キャッシュ入力の有効性を試験
し、条件付でキャッシュに書き込むための本発明の新規
なプロトコルを用いて、データＣＩレベルの競合を検出
する。本発明の目的は、上記し多様に、レコードレベル
でのロッキングによって、更新プロセスのシリアル化を
保存することであるが、この目的は、本発明のプライベ
ートバッファ（ＰＢ）コピー、ＳＬＣバッファの無効
化、及び条件付ＳＥＳ書き込み方法によって、達成させ
る。これらの方法の利点は、データＣＩをロッキング及
びロッキングの解除を行なう際、マルチシステムデータ
共有環境において、かなりのオーバヘッドコストとなる
オーバヘッドを回避することができることである。本発
明の別の利点は、新規なプロトコルが、同一データＣＩ
内の異なるレコードをアクセスする、多数の更新トラン
ザクションのためのデータ共有ロック競合を低減させる
ことができることである。

【０００９】本発明の更に別の利点は、更新トランザク
ションの確認（ｃｏｍｍｉｔ）を待つことなく、トラン
ザクションを更新することによって同時にアクセスされ
るレコードを含むデータＣＩからの無変更レコードを読
み出すことができることである。即ち、レコードレベル
での読み出し／書き込み動作は、データＣＩ（即ちブロ
ック）レベルで競合するものではない。本発明の方法
は、ロッキング及び改造（ｖｅｒｓｉｏｎｉｎｇ）の混
合技術として考えられる。共有ローカルキャッシュ内の
各プライベートバッファのコピーは、そのために作成さ
れたワーク単位によってのみアクセス可能な、一貫性が
あるが恐らく古いデータＣＩの改造版を表す。また、レ
コードレベルのロッキングが用いられる。ＣＩレベルの
ロッキングがないので、データＣＩコピーは、１つ以上
の共有ローカルメモリ内に同時に存在することができ
る。これらのＳＬＣコピーの各々を、同時に更新するこ
ともでき、各ＳＬＣコピーの「有効性」をＳＥＳレベル
で監視するようにする。レコードレベルのロッキングを
行なうので、同一データＣＩ内のいかなる同時更新も、
異なるレコードに対して実行されるべきである。同一デ
ータＣＩの異なるコピーに対して複数の同時更新を行な
う場合、本発明のレコードマージ再実行（ＲＭＲ）法に
したがって、多数のＳＬＣコピーをマージし、いくつか
の同時トランザクションからの全ての更新されたレコー
ドを含んでいるＳＥＳ内に新しいデータＣＩを形成す
る。

【００１０】ワーク単位（ＵＯＷ）は、本発明の新パラ
メータであり、ＶＳＡＭ要求パラメータリスト（ＲＰ
Ｌ）上で指定しなくてはならない。ＶＳＡＭは、単一の
ＵＯＷに代って全ての動作（ａｃｔｉｖｉｔｙ）を追跡
するための内部構造を有する。ＵＯＷ構造に含まれるの
は、データＣＩに関連するＰＢコピーを含むＳＬＣ内の
プライベートバッファへのポインタと、ＵＯＷに対して
関連するデータＣＩの変更ログを表にしたＵＯＷログブ
ロックとである。１つのＰＢのみを、データセット毎の
ＵＯＷ毎に保持するようにする。ＵＯＷが第２のデータ
ＣＩにアクセスする時、無変更の場合は無条件開放、ま
たは本発明の条件付書き込み方法のいずれかによって、
第１のデータＣＩが開放される。条件付書き込み要求に
より、試験、無効化、マージ及び条件付書き込みの再試
行のサイクルを、新しい（更新及びマージを行なった）
データＣＩがＳＥＳに書き込まれるまで、繰り返すこと
になる。特殊なデータＣＩレベルロッキング方法を用い
て、データ制御インターバルまたは制御領域内に存在す
るスペース（空間）に時折起こる枯渇に応答して生じ
る、ＶＳＡＭデータ制御インターバル及びデータ制御領
域の分割（ＣＩ／ＣＡ分割）によって起こされる問題を
克服する。これらの分割手順は、ＶＳＡＭ管理ガイドま
たは先に引用したボールの参考文献に開示されている。

【００１１】実施例の説明において、以下にあげる略語
を、以下に定義したように用いるが、これらは、明細書
に記載した参考文献、及び、例えば、「ＭＶＳ／ＥＳＡ
ＶＳＡＭ 管理ガイド」（ＳＣ２６−４５１８，Ｉｎ
ｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｂｕｓｉｎｅｓｓ Ｍａｃｈ
ｉｎｅｓ，Ｉｎｃ，Ａｒｍｏｎｋ，ＮＹ）、及びマリリ
ン ボール（Ｍａｒｉｌｙｎ Ｂｏｈｌ）の「ＩＢＭ直
接アクセス記憶装置の紹介」（Ｓｃｉｅｎｃｅ Ｒｅｓ
ｅａｒｃｈ Ａｓｓｏｃｉａｔｅｄ，Ｉｎｃ．， Ｐａ
ｌｏ Ａｌｔｏ， ＣＡ，１９８１年）のような、適当
なＩＢＭシステムマニュアルを参照することによって、
明瞭になるであろう。 ＡＰＩ Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎ Ｐｒｏｇｒａｍｍｉｎｇ Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ ＢＭＦ Ｂｕｆｆｅｒ Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ Ｆａｃｉｌｉｔｙ ＣＡ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ａｒｅａ ＣＩ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｉｎｔｅｒｖａｌ ＣＩ／ＣＡ Ｃｏｎｒｌ Ｉｎｔｅｒｖａｌ／Ｃｏｎｔｒｏｌ Ａｒｅａ ＣＩＤＦ ＣＩ Ｄｅｆｉｎｉｔｉｏｎ Ｆｉｅｌｄ ＫＳＤＳ Ｋｅｙ−Ｓｅｑｕｅｎｃｅｄ Ｄａｔａ Ｓｅｔ ＰＢ Ｐｒｉｖａｔｅ Ｂｕｆｆｅｒ ＲＬＳ Ｒｅｃｏｒｄ Ｌｅｖｅｌ Ｓｈａｒｉｎｇ ＲＭＲ Ｒｅｃｏｒｄ Ｍｅｒｇｅ Ｒｅｄｏ ＲＰＬ Ｒｅｑｕｅｓｔ Ｐａｒａｍｅｔｅｒ Ｌｉｓｔ ＳＤＳＨ Ｓｈａｒｅｄ Ｄａｔａ Ｓｔｏｒａｇｅ Ｈｉｅｒａｒｃｈｙ ＳＥＳ Ｓｔｒｕｃｔｕｒｅｄ Ｅｘｔｅｒｎａｌ Ｓｔｏｒａｇｅ ＳＬＣ Ｓｈａｒｅｄ Ｌｏｃａｌ Ｃａｃｈｅ ＴＬＣＥ Ｔｅｓｔ Ｌｏｃａｌ Ｃａｃｈｅ Ｅｎｔｒｙ ＵＯＷ Ｕｎｉｔ ｏｆ Ｗｏｒｋ

【００１２】仮想記憶アクセス方法（ＶＳＡＭ）：本発
明の方法を、ＩＢＭ社が用いているＶＳＡＭプロトコル
に関して説明する。ＶＳＡＭは、当該技術分野では公知
の方法で、階層的記憶機能内の空間を管理する機構であ
り、ここでは、本発明方法の動作を例示するために用い
ている。先に引用した参考文献には、本発明のＶＳＡＭ
アプリケーションを実行するのに必要な全てのＶＳＡＭ
の詳細を、開示している。本発明はＶＳＡＭアプリケー
ションに限定されるものではなく、当該技術の熟練者に
は明白であるように、いかなる同様な分散型同時トラン
ザクション処理システムにも適用できるものである。図
１（Ａ）は、一例としてあげたマルチプロセッサ記憶階
層の一部を示すものである。構造型外部記憶（ＳＥＳ）
機能１０を、ＳＬＣ１２で代表される複数の共有ローカ
ルキャッシュ（ＳＬＣ）に結合して示している。ＳＥＳ
１０に記憶されているデータは、図ではＣＩ１４で代表
される、レコードのデータ制御インターバル（ＣＩ）に
おいて、組織化される。各データＣＩは、ある特定のデ
ータ型のレコードを含む、補助的記憶装置の固定長領域
である。このようなレコードの例は、記憶装置内のキー
シーケンスで順序付けされた、キーシーケンス型データ
セット（ＫＳＤＳ）のレコードを含んでいる。複数のデ
ータＣＩは、データ制御領域（ＣＡ）（図示せず）と呼
ばれる補助的な記憶装置の複数の固定長領域に、組織さ
れている。

【００１３】１つのデータＣＩは、ＶＳＡＭがデータレ
コードやそれらを記述した制御情報を記憶するために用
いられる、補助的な記憶装置の１つの連続領域である。
これは、記憶階層において、１つの記憶レベルと別のレ
ベルとの間のデータ転送の典型的なユニットである。そ
のサイズは、データセットによって変化するが、各デー
タＣＩのサイズは、１つのデータセット内では固定であ
り、ＶＳＡＭが受け入れ可能な限度内で、ＶＳＡＭまた
はユーザのいずれかによって固定される。ＶＳＡＭは、
使用中の補助的記憶装置のハードウエアタイプ、ユーザ
データレコードのサイズ、及びユーザアプリケーション
プログラムがＩ／Ｏバッファを使用可能にする仮想記憶
空間の最少量に基づいて、サイズを選択する。このよう
に、データＣＩは、デバイスとは独立したデータ転送ユ
ニットであり、一般的に、トラック、ブロックまたはレ
コードのような他のデータ記憶手段を補うか、それらに
よって補われるようにすることができる。ある場合で
は、１つのレコードを挿入あるいは延長することは、対
応するデータＣＩ内で使用可能な自由空間以上のものを
必要とすることがあり、その場合は、「制御インターバ
ル分割」処理に進み、ＶＳＡＭがデータＣＩ内に記憶さ
れたレコードを同一ＣＡ（データ制御領域）」内の未使
用データＣＩに移動させる。これによって、いくらかの
空間を解放し、新しい即ち更新されたレコードを保持す
るようにする。

【００１４】ＣＡ内に自由データＣＩがない場合、自由
データＣＩを要求する挿入から、「制御領域分割」に進
み、既に割り当てられた空間を用いることにより、また
は最初に割り当てた空間が満杯でデータ集合定義におい
て拡張が得られるのであればデータ集合を拡張すること
によって、ＶＳＡＭは新しい制御領域を構成（ｅｓｔａ
ｂｌｉｓｈ）する。そして、ＶＳＡＭは満杯のＣＡ内の
データＣＩのほぼ半分の内容を、新しいＣＡ内の自由デ
ータＣＩに移動させる。次に、新しいレコードを、レコ
ードキーによって指示された２つのＣＡの一方に挿入す
ることによって、きっかけとなった挿入処理を完了す
る。これらのＣＡの各々においてデータＣＩの約半分が
自由となったので、後続の挿入は、これ以上ＣＡの分割
を必要としない。ＣＩ／ＣＡ分割は、フリースペース
（自由空間）を十分に分配されたデータ集合には通常発
生しないものであり、ＶＳＡＭ制御の下で自動的に発生
する。

【００１５】ＶＳＡＭレコードレベル共有（ＲＬＳ）に
関する発明：本発明のレコードレベル共有（ＲＬＳ）方
法は、ＶＳＡＭアプリケーションプログラムインターフ
ェース（ＡＰＩ）に、アプリケーションの作業単位（Ｕ
ＯＷ）のための支援を含ませるように、拡張したもので
ある。ＵＯＷは、ＶＳＡＭ要求パラメータリスト（ＲＰ
Ｌ）によって指定された、新しいパラメータである。Ｖ
ＳＡＭは、その動作をＵＯＷの代りに追跡するための内
部構造を保持している。図１（Ｂ）を参照すると、ＵＯ
Ｗブロック構造は、ＶＳＡＭバッファ管理機能（ＢＭ
Ｆ）から得られたプライベートバッファ（ＰＢ）内のデ
ータＣＩのコピーへのポインタ１６と、ＵＯＷをそれら
のＲＰＬ内で指定するＰＵＴ／ＥＲＡＳＥ要求によって
プライベートバッファ（ＰＢ）のコピー２０になされた
レコード修正に関する情報を含んでいるＵＯＷログへの
ポインタ１８とを含んでいる。ＶＳＡＭは、データ集合
毎のＵＯＷ毎に１つ以下のＢＭＦバッファに関する情報
を保持している。一般的に、ＶＳＡＭは、ＵＯＷがデー
タ集合内の異なるデータＣＩへの参照を要求するまで、
ＵＯＷに対するプライベートバッファを保持するように
している。ＶＳＡＭは、次にＲＥＬＥＡＳＥ ＮＯＷＲ
ＩＴＥ要求をＢＭＦに発して修正していないバッファを
解放し、かつＲＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥ要求を発行して修
正したバッファを書き込み、解放する。

【００１６】図２は、ＵＯＷプライベートバッファと、
図１（Ａ）のＳＬＣ１２によって代表されるＳＬＣとの
間の関係を図示したものである。ＢＭＦはすべてのバッ
ファを管理する。ＳＬＣは、図１（Ａ）に示した共有デ
ータ記憶階層（ＳＤＳＨ）における１つの記憶レベルで
ある。図２のＳＬＣ内において、データＣＩ２２によっ
て例示されている多数のデータＣＩコピーを、図１のＳ
ＥＳから書き込み、記憶している。ＳＥＳは、他のコピ
ーを他のＳＬＣに書き込むこともできるが、このような
ローカルＣＩコピー全ての「有効性」を監視しなくてな
ならない。ＵＯＷプライベートバッファをＳＬＣに含ま
せることもでき、該バッファは図１（Ａ）に示したよう
に、単一のＵＯＷによってなされたレコードの更新を保
持するのに用いられる。図２は、データＣＩ２２のロー
カルコピーを同時にアクセスするＵＯＷの数に応じて、
必要な回数だけ、ＵＯＷプライベートバッファにデータ
ＣＩ２２のローカルコピーを書き込むことができること
を、示している。ＵＯＷプライベートバッファは、図２
においてＰＢ２４で例示されている。図２のＰＢ２６
は、ＵＯＷｊに対するデータＣＩ２２の第２のコピーと
することもでき、この場合、ＰＢ２４はＵＯＷｉの第１
のコピーとなる。

【００１７】図２において、ＵＯＷｉが第２のデータＣ
Ｉ２８へのアクセスを要求した後、ＶＳＡＭは、ＰＢ２
４に対する２つの使用可能なＲＥＬＥＡＳＥ（解放）命
令の１つを発行する。ＲＥＬＥＡＳＥ ＮＯＷＲＩＴＥ
は、無修正ＰＢの無条件解放である。ＲＥＬＥＡＳＥ
ＷＲＩＴＥ（以下に論ずる）は、条件付書き込み要求で
あり、局部的にまたは別のＳＬＣにおいて、他の共有Ｕ
ＯＷの代りに、同一データＣＩの別のコピーに対して発
せられたＲＥＬＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥによって、ＰＢ２
４またはデータＣＩ２２が無効化された時は、この要求
は行なわれない。これは、２つ以上のＵＯＷが同一デー
タＣＩのコピーを（ＬＯＣＡＴＥ ＵＰＤＡＴＥコマン
ドによって）得て、バッファを修正し、そして修正され
たプライベートバッファに書き込もうとする（ＲＥＬＥ
ＡＳＥ ＷＲＩＴＥコマンドによって）時に、起こるも
のである。最初のＲＥＬＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥは実行さ
れるが、その他のものは実行されない。書き込みが実行
されないと、ＶＳＡＭに、以下に述べるレコードマージ
再実行（ＲＭＲ）処理を行なわせることになる。

【００１８】レコードレベル共有機能（ＲＬＳ） ＶＳＡＭは、次にあげる新しい機能を用いて、レコード
レベルで共有するＶＳＡＭデータ集合のデータＣＩへ
の、キャッシュアクセスを得る。 （ａ）ＬＯＣＡＴＥ ＲＥＡＤ機能。この機能は、図２
においてデータＣＩ２２で例示されている、ＳＬＣ内の
共有バッファへのＵＯＷアクセスを開放する。要求され
たデータＣＩがローカルＳＬＣ内には得られない場合、
ＶＳＡＭは、図１（Ａ）のＳＥＳ１０からローカルコピ
ーを書き込ませる。多数のローカルＵＯＷが共有バッフ
ァ２２を共有する（読み取る）ことができる。 （ｂ）ＬＯＣＡＴＥ ＵＰＤＡＴＥ機能。この機能は、
図３のＰＢ２４のようなデータＣＩのプライベート（共
有されていない）バッファコピーへのアクセスを開放す
る。この機能は、また、一貫性（ｃｏｎｓｉｓｔｅｎｃ
ｙ）または「変更バージョン」のトークンを作成し、そ
れをＰＢに書き込む。データＣＩのＰＢコピーは、更新
するＵＯＷによるアクセス要求に応答して作成され、そ
のＵＯＷによる別のデータＣＩへのアクセス要求に応答
して除去（解放）される。

【００１９】（ｃ）ＲＥＬＥＡＳＥ ＮＯＷＲＩＴＥ機
能。この機能は、データＣＩのコピーへの呼び出し元Ｕ
ＯＷのアクセスを除去する。この機能は、更新または変
更されたいかなるＰＢコピーに対しても、無効である。
対象となるＰＢコピーは除去即ち解放される。 （ｄ）ＲＥＬＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥ機能。これは、ＰＢ
の内容をデータＣＩのＳＬＣバッファ及び中央ＳＥＳキ
ャッシュに書き込む、条件付書き込み機能である。最初
のステップは、ＰＢ一貫性トークンの有効性をチェック
し、当該トークンが無効の場合条件付書き込み未遂行メ
ッセージを返送する。当該トークンが有効な場合、次の
ステップは、ＰＢの内容をＳＬＣバッファ（例えば図３
のバッファ２２）に書き込み、そしてＰＢの内容をＳＥ
Ｓに書き込むために、ＳＥＳキャッシュからの許可を要
求する。ＳＥＳがこのデータＣＩのＳＬＣバッファコピ
ーを（以前のＲＥＬＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥ処理のＳＥＳ
ＣＲＯＳＳ−ＩＮＶＡＬＩＤＡＴサブ機能によって）
無効化してあった場合、次のステップにおいて条件付書
き込み未遂行メッセージを返送する。ＳＥＳキャッシュ
がＰＢの内容を受け入れるなら、この機能は、最初に新
しい一貫性トークンを発生してＰＢに書き込み、ＰＢは
全ての以前の一貫性トークンを無効化し、そして新しい
一貫性トークンをＳＬＣ共有バッファに書き込む。最後
に、更新されたＳＬＣバッファの内容をＳＥＳに書き込
み、ＳＥＳは、ＳＥＳ ＣＲＯＳＳ−ＩＮＶＡＬＩＤＡ
ＴＥサブ機能を用いて、データＣＩの他のＳＬＣコピー
全てを無効化する。ＰＢの内容をＳＥＳ及びＳＬＣの双
方に首尾よく転送すると、このＰＢへのＵＯＷのアクセ
スを排除してＰＢを廃止する。

【００２０】（ｅ）ＴＥＳＴ ＢＵＦＦＥＲ ＶＡＬＩ
ＤＩＴＹ機能。この機能は、ＳＬＣバッファ内のローカ
ル一貫性トークンを、チェックし、ＭＶＳテストローカ
ルキャッシュエントリ（ＴＬＣＥ）有効コマンドを発
し、ＳＥＳをチェックしてＳＥＳ ＣＲＯＳＳ−ＩＮＶ
ＡＬＩＤＡＴＥ処理がまだ生じていないことを確認す
る。 （ｆ）ＳＥＳ ＣＲＯＳＳ−ＩＮＶＡＬＩＤＩＴＹ機
能。これは、ＲＥＬＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥ機能のＳＥＳ
キャッシュに関するサブ機能であり、マルチシステム環
境におけるＳＬＣ一貫性の基本である。ＳＥＳは、図１
に示すような１組の接続されたＳＬＣの内容を登録し、
監視する。ＳＬＣエントリをＳＥＳに書き込んだ時、Ｓ
ＥＳは他のＳＬＣ内の名称付データの既存の全てのコピ
ーを無効化し、無効化されたＳＬＣエントリのＳＥＳへ
のいかなる条件付書き込みも、実行させないようにす
る。ＳＥＳキャッシュのこの条件付書き込み能力は、Ｖ
ＳＡＭデータＣＩ上のＳＬＣの境界を横切る書き込み競
合を決定するための手段である。この条件付書き込みが
行なわれないと、ＶＳＡＭ ＲＭＲ過程が開始される。

【００２１】（ｇ）テストローカルキャッシュエントリ
（ＴＬＣＥ）有効機能。これは、ＤＦＰ ＢＭＦ及びＳ
ＥＳキャッシュによって設けられる標準機能の１つであ
る。本発明のＶＳＡＭ ＲＬＳ方法は、ロッキングの前
にＶＳＡＭレコードを最初に配置しなければならないよ
うな場合に、ＢＭＦ ＴＬＣＥ機能を用いる。このよう
な場合は、アプリケーションの要求によりレコード識別
子の全てが特定されないような場合を含む。その例は、
ＧＥＴ連続、「以上」のＧＥＴキー、及びＧＥＴ全体的
キー検索である。このような要求に対して、ＶＳＡＭは
ＢＭＦを用いて、データＣＩを含むＳＬＣバッファへの
アクセスを得る。ＣＩを検索して要求されたレコードを
配置する。レコードを配置した後、ＶＳＡＭはレコード
識別子全体を知ることができる（ＫＳＤＳに対するキー
またはキーなしタイプ（ｋｅｙ−ｌｅｓｓ ｔｙｐｅ）
に対するＲＩＮ）。次に、レコード識別子をロック名称
として用いて、レコードロックが許可される。ロックさ
れたレコードをアプリケーションに戻す前に、ＶＳＡＭ
は、そのレコードのＳＬＣコピーが、ＳＥＳキャッシュ
内の中央データによって判定されたレコードの最新版で
あることを保証しなければならない。ＶＳＡＭは、ＢＭ
Ｆ ＴＬＣＥ 有効機能を用いて、アクセスされたデー
タＣＩが、あるＳＬＣ内のどれか別のＵＯＷによって変
更されていないことを確認する。ＳＬＣのバッファの有
効性と、排他的レコードロックとに対する２つの要求を
組み合わせにより、レコードの最新版がアプリケーショ
ンに戻されることを保証する。ＳＬＣのバッファコピー
が有効でない場合、またはレコードが局部的に発見され
ない場合、ＶＳＡＭはＢＭＦを呼び出し、データＣＩの
ＳＥＳ版のＳＬＣ内に新しいバッファコピーを得る。ま
た、ＫＳＤＳレコードに対して、ＣＩ／ＣＡ分割処理
は、所望のレコードを新しいデータＣＩに移しておくこ
ともできる。このような場合、ＶＳＡＭはＫＳＤＳイン
デクスを検索し、実際に必要な新しいデータＣＩを配置
する。

【００２２】（ｈ）Ｒｅｃｏｒｄ−Ｌｅｖｅｌ Ｌｏｃ
ｋｉｎｇ機能。本発明のＶＳＡＭＲＬＳ方法は、ＳＬＣ
バッファエントリ（データＣＩ）レベルのロッキングを
使用しない。その代りに、ＴＬＣＥ 有効及びＲＥＬＥ
ＡＳＥ ＷＲＩＴＥ機能を用いて、ＳＬＣバッファエン
トリレベルの競合を検出する。この方法は、ＳＬＣバッ
ファのロッキングによるオーバヘッドを回避することが
でき、分散型データ共有システムに大幅な節約が得られ
る。この方法は、また、多数のトランザクションが互い
に待たずに、同一データＣＩ内の異なるレコードを更新
することができるので、ロック競合を減少させることも
できる。また、承認（ｃｏｍｍｉｔ）を待たずに、他の
ＵＯＷによって修正されたレコードを含むデータＣＩの
コピーから、無修正レコードを読み出すこともできる。
したがって、記憶処理は、ＳＬＣレベルの競合に遭遇す
ることはない。データＣＩレベルのロッキングがないた
め、データＣＩの複数のコピーが同時に１つ以上のＳＬ
Ｃ内に常駐する、上述の状況が生じることになるこれら
のＳＬＣコピーの各々は、同時に更新できる。。レコー
ドのロッキングは、いかなる同時更新でもデータＣＩ内
の異なるレコードに対していつでも行なえるように、実
行される。このような同時更新は、ＲＭＲ機能を要求す
ることになる。

【００２３】（ｉ）レコードマージ再実行（ＲＭＲ）機
能。この機能は、種々のＳＬＣからの多数のデータＣＩ
コピー内に変更されたレコードをマージして、その変更
されたレコードの全てを含む単一のデータＣＩコピーを
形成するものである。これは、以下の例から最良に認め
られよう。図３には、ＳＬＣ１内のデータＣＩのコピー
を、変化後のレコード３を有するものとして示し、ＳＬ
Ｃ２内のデータＣＩの別のコピーを変化後のレコード１
４として示している。ＬＯＣＡＬ ＵＰＤＡＴＥ機能
は、単一のＳＬＣの環境において、同一データＣＩのこ
のような多数のＰＢコピーを発生することができるもの
である。したがって、データＣＩ１のこのようなＰＢコ
ピーが２つ同一ＳＬＣ或は異なるＳＬＣに存在すれば、
この機能は、これら２つのＰＢコピーをマージして、図
３の下方に示すようなＣＩ１の単一のレコードマージコ
ピーを形成することができる。

【００２４】図４は、ＲＭＲ処理中の、データＣＩのＳ
ＬＣ及びＳＥＳコピーを示すものである。この例では、
図４（Ａ）に示すように、システム１及びシステム２
は、両方とも同一データＣＩ内でレコードを更新する。
各システムは、まず、ＣＩ１のコピーをそのＳＬＣに読
み込み、ＣＩ１のＳＬＣコピー内の１つのレコードを更
新する。システム１は次に、そのＣＩ１のコピーに対し
て、ＲＥＬＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥ（条件付書き込み）コ
マンドを発する。ＲＥＬＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥが実行さ
れ、システム２のＳＬＣエントリを含むＣＩ１の他のＳ
ＬＣコピーの全てを無効化する。この処理結果を図４
（Ｂ）に示す。システム２がそのＣＩ１のコピーにＲＥ
ＬＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥコマンドを発すると、システム
２のＳＬＣエントリがシステム１のコピーの既に実行さ
れたＲＥＬＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥによって無効化されて
いるので、条件付書き込みは実行されない。そのＲＥＬ
ＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥコマンドの未遂行が通知される
と、システム２は次にＳＥＳ読み取りコマンドを発し
て、ＣＩ１の有効コピーを得る。この有効コピーを受け
取った後、システム２は、図４（Ｃ）に示すように、Ｃ
Ｉ１の２つの異なるコピーを有することになる。ＶＳＡ
Ｍは次に、システム１のＵＯＷによって強制されたレコ
ードに対して、ＳＥＳから得られたＣＩ１の有効コピー
へ、変更を再び行なう。システム２はＣＩ１の新たに更
新された有効コピーに対して、ＲＥＬＥＡＳＥ ＷＲＩ
ＴＥを再発生し、それによりこの書き込みは実行され
る。ＲＭＲ処理はこれで完了し、その結果は図４（Ｃ）
に示ようになる。最後にシステム２によって実行された
ＳＥＳの書き込みのため、図４（Ｂ）に示すシステム１
内のＣＩ１のＳＬＣコピーは、無効化される。

【００２５】ＣＩ／ＣＡ分割問題 上述のいくつかのＲＬＳ機能は、ＶＳＡＭ ＣＩ／ＣＡ
分割機能が起こす問題に適合させるために、少々修正し
なくてはならない。本発明の方法は、グローバルデータ
集合レベルの排他的ロックを用いて、ＣＩ／ＣＡ分割と
データ集合に対して関連するインデックスの更新とをシ
リアル化する。ＣＩ／ＣＡ分割によってなされたインデ
クス及びデータの変更は、直ちにＳＬＣ及びＳＥＳのキ
ャッシュに書き込まれる。この変更はＵＯＷのプライベ
ートバッファにはバッファ記憶されない。ＣＩ／ＣＡ分
割は、１つのデータ集合に関してシリアル化されるが、
ＣＩ／ＣＡ分割の原因とならないＧＥＴ／ＰＵＴ／ＥＲ
ＡＳＥ要求に関してはシリアル化されない。本発明のレ
コードレベルでのロックは、ロックされたレコードを含
んでいるＣＩ／ＣＡのＣＩ／ＣＡ分割を妨げるものでは
ない。また、変更されたＣＩのＰＢコピーの存在も、別
のＵＯＷが同一データＣＩの分割または同一データＣＩ
を含むＣＡを分割することを妨げることはない。ＣＩ／
ＣＡ分割及び同時アクセスを横切るある均整化及びシリ
アル化、並びに分割内に含まれたＣＩの書き込みの延期
を必要とする。

【００２６】ＶＳＡＭ ＣＩ／ＣＡ分割中の１つのＣＩ
から他のＣＩへの既存レコードの移動には、本発明のＶ
ＳＡＭ ＲＬＳシリアル化方法への拡張が要求される。
ＲＬＳレコードロックの名称は、レコードキーを基にし
ているので、１つのＣＩから別のＣＩへのレコードの移
動は、レコードのロックに影響を与えるものではなく、
ＣＩ／ＣＡ分割前、最中及び後のレコードへのアクセス
を適切にシリアル化する。しかしながら、本発明のＳＥ
Ｓ ＣＲＯＳＳ−ＩＮＶＡＬＩＤＡＴＥ機能は、ＣＩ／
ＣＡ分割処理がレコードを新しいＣＩに移動させる時
に、データＣＩの保全性を保持するのにそれ自体では十
分ではない。以下の例は、ＣＩ／ＣＡ分割中のシリアル
化に関連する典型的な問題を示したものである。図４
（Ａ）は、ＵＯＷ１のＰＢ内のデータＣＩ１を示したも
のである。ＵＯＷ１は、そのデータＣＩ１のコピー内の
レコード２を変更している。そのＣＩ１のコピーをＳＬ
ＣにもＳＥＳにも書き込んでいない。次にＵＯＷ２が、
使用可能なＣＩ１の空間を越えるある処理によって、Ｃ
Ｉ１への分割を起こさせる。ＣＩ分割は、２つのＳＬＣ
バッファを用い、図５（Ａ）に示すようなＣＩ１とＣＩ
８とを形成する。ＣＩ１のＵＯＷ２コピーは、ＵＯＷ１
におけるレコード２に対する変更を含んでいない。

【００２７】ＵＯＷ２に対するＣＩ分割データ移動及び
インデクス更新ステップは、次の通りである。（ａ）Ｃ
Ｉ８を作成し書き込む。（ｂ）インデクスを更新し、Ｃ
Ｉ１に対するキーを変更し、ＣＩ８に対するエントリを
追加する。（ｃ）ＣＩ８に移動されたレコードを除去し
て、新しいＣＩ１を書き込む。ここで、ＵＯＷ２のＣＩ
分割のインデクス更新と新しいＣＩ１の書き込みステッ
プとの間で、第３のＵＯＷ（ＵＯＷ３）がインデクスを
検索し、ＣＩ８を配置し、レコード１５を修正し、そし
て更新したＣＩ８を書き込むと仮定する。３つのＵＯＷ
全てのバッファの結果的に得られた状況がを図５（Ａ）
に示されている。次に、ＵＯＷ１は、そのＣＩ１のＰＢ
コピーを書き込む。ＵＯＷ２はまだそのＣＩ１のＰＢコ
ピーを書き込んでいない。したがって、ＵＯＷ１のＰＢ
コピーはまだ有効であり、ＵＯＷ１はＲＥＬＥＡＳＥ
ＷＲＩＴＥをＳＬＣに発行し、ＳＥＳ（図示せず）は実
行される。この書き込みはＣＩ１のＵＯＷ２ＰＢコピー
を無効化することになる（ＳＥＳ ＣＲＯＳＳ−ＩＮＶ
ＡＬＩＤＡＴＥによって）。そしてＵＯＷ２がＣＩ１を
書き込もうとしても、この条件付書き込みは実行されな
い。

【００２８】本例で生じた図５（Ａ）に示す状況は、先
に図４について論じたＲＭＲの例より、はるかに複雑で
ある。元々ＵＯＷ１に連係されているログが、ＵＯＷ１
のＲＥＬＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥが実行された時に削除さ
れているので、ＵＯＷ２はＵＯＷ１によってＣＩ１に行
なわれたレコード変更のログにアクセスすることができ
ない。また、ＵＯＷ３によるロッギングされたレコード
の変更は、いずれかの方法でセーブしなくてはならな
い。図５（Ｂ）は、本発明の方法が対処しなくてはなら
ない別の問題を示すものである。これは、先に図５
（Ａ）について論じた例の変更例である。ＵＯＷ１は、
ＣＩ１のＰＢコピーを保持し、該コピーは、変更された
レコード１０を含んでいる。ＵＯＷ１のＰＢコピーは、
ＳＬＣにもＳＥＳにも書き込まれていない。ＵＯＷ２
は、次にＣＩ１の分割を生じさせる。この分割の間に、
ＵＯＷ１はそのＣＩ１のＰＢコピーのＲＥＬＥＡＳＥ
ＷＲＩＴＥを首尾よく行ない、レコード１０に対するロ
ックを解除する。分割により既に、レコード１０の旧版
を新しいＣＩ８に移動させ、新しいキー位置を示すＫＳ
ＤＳインデックスを更新している。ＵＯＷ３は、次にレ
コード１０に対するロックを得て、新しいＣＩ８に保持
されているレコード１０の旧版を（新しいＫＳＤＳイン
デクスによって）配置する。この動作は、本発明のレコ
ードレベル共有方法の基本的レコードアクセス法の保全
性を破るものであり、防止しなくてはならない。本発明
は、起こり得る種々の状況の全てを処理するために複雑
な代替ＲＭＲ手順を組み込むより、むしろ、好適なシリ
アル化技術を用いて、レコード／ＣＩアクセス法をＣＩ
／ＣＡ分割処理と調和させることにした。これらの好適
なＣＩ／ＣＡ分割のシリアル化技術を以下に述べる。

【００２９】レコード／ＣＩアクセスとＣＩ分割との間
のシリアル化 ＣＩ分割プロセスは、制御インターバル定義フィールド
（ＣＩＤＦ）内のあるビット（ＣＩＤＦＢＵＳＹ）をセ
ットし次にＣＩを書き込むことによって、開始する。こ
れは、全てのアクセスプロセスに、ＣＩ分割が進行中で
あることを知らせるものである。ＣＩ分割が完了する前
にシステムに障害が生じた場合、ＣＩへの以後の全ての
アクセスは、このセットされたＣＩＤＦＢＵＳＹビット
に注目し、必要な回復処理を呼び出し、その分割を一掃
するか或は完了させる。ＣＩ分割における最後のステッ
プは、移動され、かつＣＩＤＦＢＵＳＹビットが不能化
されたレコードがなく、分割されたＣＩを書き換えるこ
とである。本発明のＲＬＳ方法に対して、ＣＩＤＦＢＵ
ＳＹビットをセットするのに通常用いられるＲＥＬＥＳ
Ｅ ＷＲＩＴＥ機能は、ＳＬＣの無効化のために、実行
されないことがある。したがって、ＣＩ分割プロセス
は、ＢＭＦにＣＩの有効なコピーを要求し、ＣＩＤＦＢ
ＵＳＹビットがセット状態を維持するようになるまで、
繰り返しこのビットをセットするように試みなくてはな
らない。

【００３０】本発明のＲＬＳ方法は、ＣＩをＳＬＣまた
はＳＥＳに書き込もうとしている他のＵＯＷからの干渉
がない状態で、一旦ＣＩ分割がＣＩＤＢＵＳＹビットを
セットしたなら、ＣＩ分割を終了させる。書き込みが実
行され分割しているＣＩ内のＣＩＤＦＢＵＳＹをセット
すると、ＳＥＳ ＣＲＯＳＳ−ＩＮＶＡＬＩＤＡＴＥ処
理が開始され、そのＣＩに関するＵＯＷのＰＢコピーを
（ＣＩのＵＯＷ ＰＢコピー）の外に存在するものの全
て無効化する。ＵＯＷがそのデータＣＩのＰＢコピーを
変更し（或は既に変更してあり）、その無効化したＰＢ
を書き込もうとしても、この条件付書き込みは実行され
ない。すると、ＵＯＷはＢＭＦからＣＩの有効なコピー
を得て、そのＣＩＤＦＢＵＳＹビットがセットされてい
ることを発見する。このようにセットされたビットを発
見すると、ＵＯＷは、「ＣＩ分割ロック」を要求せざる
を得なくなる。この分割ロックの処理はＵＯＷをＣＩ分
割プロセスとシリアル化するもので、それを行なう好適
な方法である。このように、ＵＯＷがＣＩを読み取り、
セットされたＣＩＤＦＢＵＳＹビットを見ると、直ちに
ＣＩ分割ロックを要求する。そしてそのＵＯＷはＣＩ分
割プロセスの完了とＣＩ分割ロックの解放とを待つこと
になる。

【００３１】ＵＯＷがあるデータＣＩのＰＢコピーを有
し、他のＵＯＷによる動作によってそのデータＣＩを分
割するような状況は、以下のように要約することができ
る。 （ａ）ＣＩの分割の最中にＣＩのＵＯＷ ＰＢコピーが
得られた場合、それはセットされたＣＩＤＦＢＵＳＹビ
ットを含んでいる。このセットされたビットが含まれて
いると、ＵＯＷ処理によりＰＢを解放させ、ＣＩ分割ロ
ックを要求させる。 （ｂ）ＣＩ分割の前にＵＯＷ ＰＢコピーが得られた場
合、ＣＩＤＦＢＵＳＹビットをセットするＣＩ分割ステ
ップは既に（ＳＥＳ ＣＲＯＳＳ−ＩＮＶＡＬＩＤＡＴ
Ｅによって）処理されており、そのＵＯＷ ＰＢコピー
を無効化する。そのＵＯＷに対する要求の後続処理にお
いて、以下のようにして無効なＰＢコピーを検出する。 （１）連続処理：レコードに対してロックを得た後であ
ってレコードをアプリケーションに返送する前に、ＶＳ
ＡＭはＴＥＳＴ ＢＵＦＦＥＲ ＶＡＬＩＤＩＴＹ要求
をＢＭＦに発した場合は、この要求は実行されない。 （２）ＰＵＴ−ｆｏｒ−ＵｐｄａｔｅまたはＥＲＡＳＥ
機能：対象レコードを、以前のＰＵＴ−ｆｏｒ−Ｕｐｄ
ａｔｅ要求によって、配置しロックした場合は、したが
って、無効なデータＰＢを保持しているＰＢにおいてレ
コードを変更することができる。その後、ＶＳＡＭが無
効なＰＢコピーを書き込もうとする時、ＢＭＦ ＲＥＬ
ＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥ機能は、ＰＢコピーの無効のた
め、実行されない。 （３）直接またはスキップ連続要求：要求されたレコー
ドを配置しようとする前に、ＶＳＡＭは、ＵＯＷ ＰＢ
を解放する。ＰＢが変更されていた場合、ＢＭＦ ＲＥ
ＬＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥが発せられる。ＳＥＳが無効化
されているため、この要求は実行されない。

【００３２】ＴＥＳＴ ＢＵＦＦＥＲ ＶＡＬＩＤＩＴ
Ｙ機能が実行されずＰＢを変更した時、及びＲＥＬＥＡ
ＳＥ ＷＲＩＴＥ機能が実行されない時はいつでも、Ｖ
ＳＡＭはＲＭＲ機能を実行して、レコードの変更をデー
タ集合に再度適用する。このように、ＰＢの無効化、Ｃ
ＩＤＦＢＵＳＹビットがセットされる時にとられる動
作、及びＣＩ分割のロックの組み合わせによって、ＣＩ
分割処理及び同一のデータＣＩへの同時記憶更新をシリ
アル化することができる。この好適な方法は、図５に関
して上述した２つの問題を以下のようにして回避するこ
とができる。図５（Ａ）に示した例では、ＵＯＷ２がＣ
Ｉ１を分割した後にＵＯＷ１がＣＩ１を書き込んでいる
が、その間にＵＯＷ３が、この分割によって作成された
新しいＣＩ８を変更し、書き込んでいる。ＵＯＷ２が書
き込もうとした時、ＵＯＷ１の書き込みによりＵＯＷ２
のＰＢコピーを無効化しているので、この書き込みは実
行されない。ＵＯＷ２は、ＵＯＷ１、３によってどのレ
コードが変更されたかを判断できないので、この状況か
ら回復する事ができなかった。更に、レコードロックが
ＵＯＷ１及び２の一方又は双方によって既に解放されて
いる場合も考えられる。

【００３３】この問題を上記したＣＩＤＦＢＵＳＹを基
にしたシリアル化手順によって解決する。ＵＯＷ２に対
するＣＩ分割プロセスでは、データ移動ステップを行う
前にＣＩＤＦＢＵＳＹビットをセットし、ＣＩ１を書き
込み、それによりＵＯＷ１のコピーを無効化する。ＣＩ
分割が完了する前にＵＯＷ１が書き込もうとすると、Ｕ
ＯＷ１のＰＢの無効のためこの書き込みは実行されない
ので、これにより、ＣＩ分割が完了するまでＵＯＷ１に
よるＣＩ１のコピーの書き込みを禁止する。そして、Ｕ
ＯＷ１はＲＭＲ手順を開始してそのＰＢコピーを再度有
効化し、ＣＩ分割が完了する前にＵＯＷ１がＣＩ１を再
度読み出した場合は、ＣＩＤＦＢＵＳＹビットがセット
状態にあることが発見され、ＵＯＷ１は要求を出し、上
記したようにＣＩ分割ロックが解除されるまで待機す
る。図５（Ｂ）に示した例では、ＣＩＤＦＢＵＳＹを基
にしたシリアル化手順は、ＵＯＷ１がレコード１０の更
新版を書き込むことを禁止し、ＵＯＷ１はＣＩ分割が完
了するまでレコード１０のレコドレベルでのロックを保
持する。ＵＯＷ３は、ＵＯＷ１が更新を完了するまでレ
コードロックを待ち続け、一方、ＵＯＷ１はＣＩ分割が
完了するのを待っている。これによって、レコードアク
セスの保全性を維持することができる。

【００３４】レコードアクセス／ＣＩアクセス及びＣＡ
分割の間のシリアル化：図６（Ａ）及び（Ｂ）は、ＣＡ
分割処理によって行なわれるＣＩデータの移動とインデ
クスの更新とを示したものである。図６（Ａ）は、ＣＡ
分割処理の前のＣＡの様子を示している。ＣＡは４つの
ＣＩを含んでいる。図６（Ｂ）で、ＣＡ分割処理によ
り、ＣＩ３の内容をＣＩ５に移動し、ＣＩ４の内容をＣ
Ｉ６に移動した状態を示している。この分割処理は、Ｋ
ＳＤＳインデクス３０を更新して、新しいＣＡ及びデー
タ移動を反映するようにしている。ＣＩ３及びＣＩ４は
フリースペース（空）のＣＩとして、書き直される。Ｃ
Ａ分割処理の結果得ら得る２つのＣＡが図６（Ｂ）に示
されている。ＣＡ内のＣＩに対する他のＵＯＷによるレ
コードの更新と同時に行なわれたＣＡ分割によるデータ
移動は、ＣＩ分割の例で示したのと同様な複雑なＲＭＲ
要求を生ずる可能性がある。したがって、本発明は、変
更されたＣＩの書き込みをこれらＣＩのＣＡ移動とシリ
アル化することを選択し、以下のシリアル化方法を考慮
した。

【００３５】（１）バッファ無効化：このアプローチ
は、ＣＡ分割処理によって新しいＣＡに移動された各Ｃ
Ｉに対するバッファを保持するものである。これによっ
て、ＣＡ分割は、移動されたＣＩに対する更新を検出で
きるようになる。このＣＡ分割による、フリースペース
のＣＩで移動されたＣＩを書き直す試みは、ＰＢコピー
の無効化のため、実行されない。したがって、ＣＡ分割
処理は、ＣＩを再度読み取り、そしてそれを新しいＣＡ
内の新しい位置に再び書き込まなくてはならない。不幸
にして、ＣＩを新しいＣＡに移動する時、他のＵＯＷが
その間にＣＩを修正し書き直す場合がある。これは図５
（Ａ）に関して既に述べた状況と類似したものである。
ＣＡ分割処理は、他の２つのＵＯＷによってなされた変
更をマージしなくてはならないが、これらの変更の記録
（ｌｏｇ）は得ることができない。このアプローチに関
する別の問題は、ＣＡ分割を行なっているシステムが、
分割処理の間に、誤動作する可能性があることである。
このような誤動作が起こると、ＣＡ分割バッファからの
全ての無効化指示を除去してしまう。このような状況か
らどのように回復することができるかは、明白ではな
い。

【００３６】（２）ＣＡ分割処理中のＣＩレベルロッキ
ング：このアプローチは、ＣＡ分割処理中に移動するＣ
Ｉの集合（ＣＩセット）をＢＭＦに教えるように、ＶＳ
ＡＭに要求する。ＢＭＦは、直接クロスシステム信号伝
達を用いるか、或はある新しいＤＦＰロック管理機能
（現状では１つの要求として識別しないので、したがっ
て定義しない）を用いるかのいずれかによって、ＣＡ分
割処理によって移動させられるＣＩを含む全てのバッフ
ァへのアクセスを禁止する。ＶＳＡＭがこれらＣＩの１
つへのアクセスを要求し、このような「アクセス禁止応
答」を受けると、ＣＩ分割ロックに対する要求が発せら
れて、全ての処理がＣＡ分割処理の完了を待たなければ
ならないようにする。この技術は動作するように見える
が、ＣＩレベルのシリアル化を開始及び中止するのに、
クロスシステムの信号伝達を必要とし、そのために必要
な論理手段は過度に複雑となる。 （３）移動される全てのＣＩのＣＩＤＦＢＵＳＹビット
のセット：いかなるＣＩの移動またはインデクスの更新
に先だって、ＣＡ分割処理は、移動させることになって
いる各ＣＩ内のＣＩＤＦＢＵＳＹをセットする。このア
プローチは、図５に関して既に論じたＣＩ分割状況のた
めに用いられるのと同一のシリアル化技術であるという
利点がある。したがって、これはＣＩ分割及びＣＡ分割
シリアル化の双方に対して、好適な方法である。

【００３７】ＲＭＲ／ＣＩ分割の例：図７は、ＣＩ分割
処理中のＲＭＲ処理を示したものである。この図に示し
た例では、ＵＯＷ１は、データＣＩ１のＰＢコピー内の
２つのレコードを変更している。ＵＯＷ１がその修正さ
れたＰＢコピーを書き込む前に、ＵＯＷ２がこのＣＩを
分割する。ＣＩ分割により、元のＣＩ１内でＵＯＷ１が
修正したレコード（古いコピー）の１つを残しておき、
別の１つを新しいＣＩ８に移動させる。ＵＯＷ１のＲＭ
Ｒ処理は、ＣＩ１とＣＩ８の双方にアクセスし、変更を
加える。図７（Ａ）の例では、ＵＯＷ１はＣＩ１内のレ
コード３とレコード１５とを変更したが、ＵＯＷ１は、
ＣＩ１の修正されたＰＢコピーをまだ書き込んでいな
い。図７（Ｂ）では、ＵＯＷ２は次のようにしてＣＩ１
を分割する。ＵＯＷ１は、ＣＩ１の修正されたＰＢコピ
ーをまだ書き込んでいないので、ＵＯＷ１によって書き
込まれたＣＩは、レコード３及びレコード１５のＵＯＷ
１が修正する前の状態のコピーを含んでいる。ＣＩ分割
処理により首尾よくＣＩ１及びＣＩ８を書き込み、次に
ＫＳＤＳインデクスを更新する。

【００３８】ＣＩ分割の完了に続いて、ＵＯＷ１はＣＩ
１を書き込もうとする。ＵＯＷ１によるＣＩ１のＰＢコ
ピーは、ＣＩ分割によってなされたＣＩ１の書き込みに
よって無効化されたので、ＵＯＷ１はＲＭＲ処理を開始
する。ＲＭＲ処理により、ＣＩ１の有効なコピーを得
て、図７（Ｃ）に示すように、ＵＯＷ１は、レコード３
に対して更新を再度適用する。ＲＭＲ処理は、ＣＩ１の
キー範囲における変化を検出し、このキー範囲がもはや
レコード１５を含んでいないことを発見するる。次に、
ＣＩ１の有効なＰＢコピーが書き込まれ、ＲＥＬＥＡＳ
Ｅ ＷＲＩＴＥ機能によって解放される。ＫＳＤＳイン
デクスが次に検索され、レコード１５をＣＩ８に配置
し、レコード１５に記録されたＵＯＷ１による変更を、
図７（Ｄ）に示すように、ＣＩ８に適用する。図７
（Ｄ）に示すＣＩ８のＰＢコピーが次に書き込まれ、Ｒ
ＥＬＥＡＳＥ ＷＲＩＴＥ機能によって該コピーは解放
される。ＣＩ１の旧版のＰＢコピーはＲＥＬＥＡＳＥ
ＮＯＷＲＩＴＥ機能によって解放される。ＲＭＲは、図
７（Ｄ）に示すような結果をもって完了する。

【００３９】

【発明の効果】本発明は以上のように構成されているの
で、マルチプロセッサデータベース環境、即ち複数のプ
ロセッサがデータを共有する環境において、オーバーヘ
ッドを回避することができ、また多数の更新トランザク
ションのためのデータ共有ロック競合を低減させること
ができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】データＩＣ及びＶＳＡＭ ＵＯＷ情報の、共有
ローカルキャッシュ（ＳＬＶ）及び構造型外部記憶装置
（ＳＥＳ）を示すブロック図。

【図２】本発明のＶＳＡＭ レコードレベル共有（ＲＬ
Ｓ）に必要なＳＬＣバッファ構成を示すブロック図。

【図３】データ制御インターバル（ＣＩ）の２つのＳＬ
Ｃプライベートバッファ（ＰＢ）に適用した、本発明の
レコードマージ再実行（ＲＭＲ）方法を説明するための
説明図。

【図４】ＲＭＲ例の間でのＳＬＣ内容の展開を示す説明
図。

【図５】ＫＳＤＳ ＣＩ／ＣＡ分割及びインデクス更新
の例に対する、ＳＬＣの内容の展開を示す説明図。

【図６】制御領域（ＣＡ）分割処理の期間間に行なわれ
るデータＣＩの移動及びインデクスの更新の効果を示す
説明図。

【図７】ＣＩ分割処理中に実行する、例示的なＲＭＲの
実行の間のＳＬＣの展開を示す説明図。

【符号の説明】

１０ 構造型外部記憶（ＳＥＳ）機能 １２ 共有ローカルキャッシュ（ＳＬＣ） １４、２２ データ制御間隔（ＣＩ）

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ケネス・マイケル・カプルカ アメリカ合衆国95123、カリフォルニア州 サン・ノゼ、フェルダー・ドライブ 6378番地

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数の非同期プロセスが複数のデータ制
   御インターバル（ＣＩ）として組織されたデータ集合内
   のレコードを、前記データ集合を記憶するための共有構
   造型外部記憶（ＳＥＳ）手段を介してアクセスする、同
   時トランザクション処理システムにおいて実行される、
   第１のレコードを更新する方法において、 （１）要求プロセスによる更新アクセスに応答して、前
   記第１のレコードを含むＳＥＳデータＣＩを識別するス
   テップと、 （２）前記要求プロセスによってのみアクセス可能な前
   記ＳＥＳデータＣＩの最新版のプライベートバッファ
   （ＰＢ）のＣＩコピーを作成するステップと、 （３）前記要求プロセスに応じて、前記ＰＢ ＣＩコピ
   ー内の前記第１のレコードを更新して、更新ＰＢ ＣＩ
   コピーを形成するステップと、 （４）前記ＳＥＳデータＣＩの前記最新版がまだ他のプ
   ロセスによって更新されていない場合は、前記更新ＰＢ
   ＣＩコピーを前記ＳＥＳデータＣＩに書き込み、そう
   でない場合は、ステップ（２）−（４）を繰り返すステ
   ップと、 （５）前記要求プロセスによる前記ＰＢ ＣＩコピーへ
   のアクセスを終了するステップとからなることを特徴と
   する方法。
2. 【請求項２】 請求項１記載の方法において、ステップ
   ２は、 （２．１）前記要求プロセスに対して、前記第１のレコ
   ードへの排他的なレコードレベルのロックを許可するス
   テップと、 （２．２）前記ＰＢ ＣＩコピーに対するデータの有効
   性を判定するための、一貫性トークン手段を追加するス
   テップとを含むことを特徴とする方法。
3. 【請求項３】 請求項１記載の方法において、該方法は
   更に、前記更新ＰＢＣＩコピーを共有ローカルキャッシ
   ュ（ＳＬＣ）に書き込むステップを含むことを特徴とす
   る方法。
4. 【請求項４】 各々少なくとも２つのレコードを含む複
   数の記憶ブロッキングインターバルまたはそれらを詰め
   込んだ同等物を有するデータベースシステムにおいて、
   レコードレベルのロッキングのみを用いてレコードを更
   新する方法であって、前記ブロッキングインターバル
   を、共有外部記憶（ＳＥＳ）部を介して複数の同時非同
   期プロセスによってアクセスするようにした方法におい
   て、 （ａ）第１のプロセスによって要求された所定のブロッ
   キングインターバル内の第１のレコードが、前記ＳＥＳ
   内に存在しているかを判定するステップと、 （ｂ）前記第１のプロセスによる排他的アクセスのため
   に、ＳＥＳから前記第１のレコードを含む記憶ブロッキ
   ングインターバルの最新コピーを取り込むステップと、 （ｃ）前記第１のプロセスによって前記排他的記憶ブロ
   ッキングインターバルを変更し、前記変更を記録するス
   テップと、 （ｄ）前記変更された排他的記憶ブロッキングインター
   バルのコピーを、条件付でＳＥＳに書き込むステップで
   あって、前記第１のプロセスによって取り込まれてから
   の時間の間に、他のプロセスが前記記憶ブロッキングイ
   ンターバルをＳＥＳ内で変更しなかった場合、前記プラ
   イベートコピーを受け入れるようにしたステップと、 （ｅ）前記変更された排他的記憶ブロッキングインター
   バルのコピーがＳＥＳによって受け入れられない場合、
   前記第１のレコードを含む最も新しい前記記憶ブロッキ
   ングインターバルのコピーをＳＥＳから取り込み、前記
   ステップ（ｃ）−（ｄ）を繰り返すステップとから成る
   ことを特徴とする方法。
5. 【請求項５】 請求項４記載の方法において、該方法は
   更に、前記第１のプロセスに対して、前記第１のレコー
   ドに排他的レコードレベルのロックを許可するステップ
   を含むことを特徴とする方法。