JPH0535903B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ 産業上の利用分野 本発明は同期化プロセスが選択的に呼び出され
るような非同期的に動作するシステムに関し、さ
らに詳しくいえば、同期的トランザクシヨンの選
択的呼出しをサポートする非同期的トランザクシ
ヨン処理システムに関する。

Ｂ 従来技術及びその問題点 トランザクシヨン処理は、中央トランザクシヨ
ンプロセツサ（XP）がタイムシエアリング下で
これをアクセスする複数のユーザ端末に接続され
ているようなシステムを必要とする。トランザク
シヨンとは、特定の行為又は結果を生ずる端末と
トランザクシヨンプロセツサとの間の交換作用で
ある。たとえば、バンキングトランザクシヨンシ
ステムにおいては、自動テラー（ユーザ端末）は
顧客の口座からの預金の引出し及びそれに伴う残
高の更新を行うのに使用できる。トランザクシヨ
ン処理は、C.J.Dateによる“AN
INTRODUCTION TO DATABASE
SYSTEMS、VOLUME ONE”（Addison−
Wesley社、1986年）の第18章に詳細に説明され
ている。

トランザクシヨンは、ユーザからのメツセージ
によつて供給された入力データに応答してトラン
ザクシヨンを実行するためにデイスパツチされる
アプリケーシヨンプロセスを必要とする。どんな
コンピユータプロセスでも、入力の受取り、入力
の処理及びその入力に応答するトランザクシヨン
を表す出力の生成から成る１つのトランザクシヨ
ンにおいてアプリケーシヨンプロセスが必要とさ
れていた。オンライン多重端末トランザクシヨン
処理システムでは、ユーザは、通信ノードを介し
てトランザクシヨンプロセツサに接続された端末
のうち１つから直接データを入力することによ
り、トランザクシヨンを行う。その応答は、トラ
ンザクシヨンプロセツサからその入力元に伝送さ
れる。

同期的な環境においては、トランザクシヨンデ
ータの入力後、トランザクシヨン処理が遂行され
ている間そのトランザクシヨンを実行するアプリ
ケーシヨンプログラムによつて端末は“保有”さ
れ、応答がその端末に伝送されると、“解放”さ
れる。すなわち、端末のキーボードをアンロツク
しその端末を使用されていないレデイ状態に復元
するためのコードを含む解放メツセージが端末に
伝送されることによつてその端末が解放される。
これにより、ユーザは他のメツセージを入力でき
るようになる。一方、非同期的な環境において
は、応答が入力元に受信される前にその端末が解
放される。もし、そのトランザクシヨンが同期化
を必要とするなら、好ましくは端末は応答が生成
されるまでは解放されず、次に端末の解放と応答
の伝送とが同時に行われる。

同期的トランザクシヨンは、端末とトランザク
シヨンプロセツサとの間の入力及び応答の一連の
やりとりが行われるような会話モードを必要とす
る場合が多い。会話式トランザクシヨンにおいて
は、入力と応答のやりとりの全てが完了するま
で、端末はアプリケーシヨンプログラムの実行に
占有される。そうして端末が解放されると、フリ
ーとなつて他のトランザクシヨンを開始できる。

端末が非同期的なトランザクシヨンを行う場合
は、入力処理及び応答生成の前に、アプリケーシ
ヨンプログラムは端末を解放することができる。
解放されると、端末は他のトランザクシヨンを開
始し、現トランザクシヨンの応答を持ち、又はそ
の端末の出力用にキユーされている他のトランザ
クシヨンの応答を調べることができる。したがつ
て、トランザクシヨン処理における非同期とは、
端末がひとたび１つのトランザクシヨンの開始に
使用されると、それがそのトランザクシヨンのプ
ロセスの実行と無関係になることをいう。端末へ
応答を返すための手段をトランザクシヨンプロセ
ツサに具備しながら、予測不可能なシーケンスに
おける端末への伝送のため様々な入力元からの他
の応答データを生成することもできる。

オンライントランザクシヨン処理システムはユ
ーザ端末にアプリケーシヨンプログラムへの同期
的又は非同期的接続を選択的に供給するよう作動
できることが知られている。そのような選択は、
普通、トランザクシヨンプロセツサにおける２以
上のサブシステムのうちの１つによつてサポート
されるトランザクシヨンを開始するという人工的
なものである。たとえば、トランザクシヨンプロ
セツサは、顧客情報管理システム（CICS）及び
情報管理システム（IMS）のようなデータベース
管理システム（DBMS）のペアを有する場合が
ある。CICS及びIMSはIBM社のソフトウエア製
品であるが、IMSは同期的及び非同期的トランザ
クシヨンの両方を含み、CICSは同期的トランザ
クシヨンだけをサポートする。

同期的トランザクシヨンは、普通、優先順位の
高い短期間のプロセスの場合に使用される。たと
えば、端末のユーザが１つのフアイルにおける特
定のレコードを検索し又は更新したいと欲する場
合がある。

非同期的トランザクシヨンは、応答の送信前に
おける端末の保留が非能率的な動作を招来するよ
うな優先順位の低い長期間プロセスの場合に最適
である。このタイプの例として次のような要求が
ある。すなわち、検査のための大量のレコードを
検索し、ユーザの指定した基準に基づいて所定の
サブセツトを選択し、ユーザの指定したシーケン
スでそのサブセツトを分類し、そのリストを印刷
用の装置に従つて、印刷の完了したとき要求元に
応答するという要求である。

同期的及び非同期的トランザクシヨン処理の両
方をサポートするトランザクシヨン処理システム
においては、ユーザが同期的プロセス及び非同期
的プロセスの同時的な実行を開始できるようにす
ることが要望される。これにより、ユーザは１以
上の長時間（非同期的）プロセスを開始し、それ
らの結果を持ちながら同期的プロセスを開始する
ことが可能となる。

同期性及び非同期性を複合したトランザクシヨ
ン機構は、非同期的オペレーテイングシステムに
よつて管理されるトランザクシヨンプロセツサに
おいて実現されることが多い。IBM社の多重仮
想記憶（MVS）システムはそのようなオペレー
テイングシステムの基本的な例である。MVSは、
可変数のトランザクシヨンプロセスの同時的実行
をサポートできる多重プログラミングオペレーテ
イングシステムである。メツセージ端末から受け
取られると、それは必要に応じて編集され、要求
されたトランザクシヨン機能が識別される。これ
と同時に、その他の入力オペレーシヨンを遂行し
又はトランザクシヨンプロセツサからの応答を受
け取るため、端末が解放される。端末からの入力
が処理され応答が生成されると、端末の制御権
は、その応答の伝送のために再び獲得される。そ
のようなオペレーシヨンモードは非同期的IMSの
機能、すなわち、メツセージ交換、大量データの
転送、プリンタのスプーリング、及びその他の非
同期的アプリケーシヨンをサポートするのに必要
である。

会話式同期的オペレーシヨンにおいては、要望
されるのはトランザクシヨンを開始しそれを処理
し次のオペレーシヨンを続行する前に応答を受け
取ることである。非同期的動作環境においては、
ユーザが同期化要求を入力し、次にその応答が生
成される前に他の端末からのメツセージ交換の如
き別の非同期的プロセスからのメツセージ又は前
の非同期的トランザクシヨンからの返事を受け取
ることができる。これは１つの要求に対して間違
つた回答にみえるし、不慣れなユーザは困惑する
かもしれない。非同期的手法の欠点は、他に、非
同期的トランザクシヨンが長い応答時間を必要と
する場合に生ずる。気の短いオペレータは要求を
入力した後、なかなかやつてこない応答を待ちな
がらそれを何回も再入力することがある。非同期
的な環境においては端末は解放されるから、実質
的に同一の一連のトランザクシヨンが実行され、
これが正しくないデータ更新を招来し、さらにこ
れに対して同一の応答が表示されユーザが困惑す
ることになる。

非同期的動作環境において同期的トランザクシ
ヨン処理を提供することについての問題を解決す
る従来技術がある。たとえば、米国特許第
4410940号は、協動的な一連のプロセスがその終
了に向かつて相互間で制御権の受渡しができる方
法を開示する。そのような制御権の受渡しは前も
つてされたプロセス入力の内容に基づくものであ
るため、ランダムな順番で到来するトランザクシ
ヨンには適合できない。

非同期的オペレーテイングシステム上に同期性
を加える別の方法は、“ブラケツトプロトコル
（bracket protocol）”として知られている。ブラ
ケツトは、トランザクシヨンプロセツサと端末と
の間の１以上の入力と応答の交換から成る割込み
不可能な作業単位を定めるような非同期的オペレ
ーテイングシステムによつて取り扱われる。その
作業単位における最初の交換の最初の入力は、
“開始ブラケツト”を示すヘツダと“終了ブラケ
ツト”を示す最終出力とを含む“開始ブラケツ
ト”の受諾により、端末とトランザクシヨンプロ
セツサとの間の通信経路がロツクされ、終了ブラ
ケツトがあらわれるまで、トランザクシヨンに
DEMAND／RESPONSEプロトコルが課せられ
ることになる。ブラケツトの制御は、最終のブラ
ケツトがロツクを解除するまで他のトランザクシ
ヨンプロセスの実行が禁止されるという点で入力
管理の一つの形式である。さらにいえば、このブ
ラケツト方式は端末指向なので余分のインテリジ
エンスを端末に設けるか、又はユーザがこの方式
を使用するのに必要なレベルの技術を身につけて
いることが必要である。

非同期的オペレーテイングシステムを含むトラ
ンザクシヨンプロセツサにおける同期的及び非同
期的プロセスの混合が増大したことで、非同期的
トランザクシヨンの実行の同時完了を防止せずに
同期的トランザクシヨンをサポートするための有
効な手段を提供する技術が必要となつてきた。従
来技術による自己スケジユーリング及びブラケツ
トの手法ではこの要求を満たすことができない。

したがつて本発明は上記の問題を解決する有効
なトランザクシヨン処理方法を提供することを目
的としている。

Ｃ 問題点を解決するための手段 この目的を達成するため、複数の端末と、デー
タ通信装置と、このデータ通信装置を介してこれ
らの複数の端末との間でメツセージの形でトラン
ザクシヨンデータを交換するトランザクシヨンプ
ロセツサとを有するトランザクシヨン処理システ
ムにおける本発明のトランザクシヨン処理方法
は、端末によつて開始されたトランザクシヨンが
同期的なものであるのか非同期的なものであるの
かを判断し、同期的なトランザクシヨンに対する
応答を処理する一方で非同期的なトランザクシヨ
ンに対する応答をバツフアするようにしたことを
特徴としている。

以下、本発明の作用を実施例と共に説明する。

Ｄ 実施例 はじめに本実施例を概説する。本実施例は、非
同期的に動作するトランザクシヨン処理環境にお
いて、非同期的トランザクシヨンを同期的トラン
ザクシヨンと並行して完了できる機会を滅するこ
となく、同期的トランザクシヨン処理をサポート
できるようにしたものであり、それは、所与の端
末によつて開始された同時的な同期的プロセスが
完了するまでその端末について生成された非同期
的プロセスの実行に対する応答をバツフアするこ
とで実現される。本実施例は、同期的プロセスと
非同期的プロセスとの間の同時性は特定の入力に
対する応答を関係付けること、及びそれら以外の
応答のプロセスをスケジユーリングすることによ
つて維持できるという知見に基づくものである。
これにより、システムは、端末に余分のインテリ
ジエンスを付加する必要もなくまたオペレータが
特定のレベルの技術を身に付ける必要もなく、同
じ端末について同期的トランザクシヨン及び非同
期的トランザクシヨンの同時的実行が可能とな
る。

本発明の１つの実施例は、複数の端末と、デー
タ通信装置（DCC）と、選択された端末への伝
送のためメツセージの形でトランザクシヨンデー
タをDCCと交換するトランザクシヨンプロセツ
サ（XP）とを有するトランザクシヨン処理シス
テムにおける通信終点間で会話状態を確立し維持
するための方法である。この方法は、DCCにお
いて端末で生成されDCCを介してXPに送られる
メツセージによつて開始されるトランザクシヨン
が同期的なものか非同期的なものかを確認するス
テツプと、確認されたトランザクシヨンを応答生
成のためDCCからXPに渡すステツプと、進行中
の同期的トランザクシヨンに対する応答を処理す
る一方で非同期的トランザクシヨンに対する応答
をバツフアするステツプとを有する。

本発明の他の実施例は、複数の端末がDCCを
介してXPとメツセージを交換し、そのXPがメツ
セージに起因するトランザクシヨンコードに対す
る応答を生成することによつて端末で開始された
トランザクシヨンをサポートする複数のアプリケ
ーシヨンプロセスを含むような非同期的に動作す
るトランザクシヨン処理システムにおいて同期的
なトランザクシヨンを処理するための方法であ
る。この方法の最初のステツプでは、DCCにお
いて端末からのメツセージが同期的又は非同期的
なトランザクシヨンを開始するものであるか確認
する。次にトランザクシヨンが同期的なものであ
ると判断されたときは、その端末に関連するデー
タオブジエクトに対して実行が起こり、同期的ト
ランザクシヨンである旨の標識が供給され、そう
して、確認されたトランザクシヨンが応答生成の
ためDCCからXPに渡されるXPによつてその端
末に対して生成された各応答に応じて、データオ
ブジエクトが調べられ、同期的トランザクシヨン
が開始されたかどうかを確認する。もしそうな
ら、その同期的トランザクシヨンに含まれる応答
だけを、その端末への伝送のためDCCに渡して、
その同期的トランザクシヨンの完了後、端末への
伝送のための他の全ての応答をバツフアする。そ
うでないときは、この応答は端末への伝送のため
DCCに渡される。

以下、図面を参照しながら本実施例を詳細に説
明する。

第１図はトランザクシヨン処理システムの構成
を示す図である。このシステムは、少なくとも、
トランザクシヨンプロセツサ（XP）１０（これ
はプログラムされたコンピユータでもよい）と、
トランザクシヨン処理サブシステム（XPS）１
１と、データ通信装置（DCC）１２と、複数の
端末とを有する。端末は１４と１６しか図示して
いない。従来と同様、多重端末システムでは、
DCC１２は、XP１０と端末との間のデータの伝
送を管理するプログラム式通信サポートエンテイ
テイを有する。DCCと端末との間の物理的なデ
ータ転送はIBM社のSNA（System Network
Architecture）を含むどんな通信プロトコルでも
実現できる。この点については、本発明と直接的
には関係がない。

端末１４とXP１０との間のデータ通信は、ユ
ーザが端末１４の入出力機構を介しXP１０の資
源を使つてトランザクシヨン処理を行うことがで
きるようにするためのものである。典型的には、
データの入力はキーボード２２によつてサポート
され、出力はCRT画面２４のようなデイスプレ
装置上に供給される。

端末のところのユーザは、参照番号２６で示さ
れるようなフオーマツトのメツセージを送ること
によつてトランザクシヨンを開始する。メツセー
ジ２６は、要求されたトランザクシヨンプロセス
を示すトランザクシヨンコード（XCODE）と、
そのプロセスによつて取扱れるデータとを有す
る。トランザクシヨンコードで、どのアプリケー
シヨンプログラムがメツセージを処理するもので
あるかをXP１０に識別させる。

入力メツセージが端末１４から送られてDCC
１２で受け取られ、その宛先及びトランザクシヨ
ンの特製が決定された後、それは処理のため
XPS１１に渡される。

トランザクシヨンプロセスが完了すると、
XPS１１は要求元端末１４への伝送のために
DCC１２への出力メツセージ（“応答”）で、入
力されたトランザクシヨンに応答する。

以上説明したように、第１図に示すシステムは
本発明の実施が意図されるようなアプリケーシヨ
ン環境を形成する。第２図は、オペレーテイング
システム、アプリケーシヨン及びサービスエンテ
イテイ（普通、ソフトウエアプログラムとして
XP１０に入れられるもの）を構成する従来の構
造を示したものである。第２図の構造は、非同期
的に動作するシステムにおいて同期的及び非同期
的処理の両方をサポートする。第１図に示したト
ランザクシヨンプロセツサは、IBM社のMVSシ
ステムのような非同期的オペレーテイングシステ
ムでプログラムされている。XP１０のオペレー
テイングシステムは第２図で参照番号２８によつ
て示される。CICSのような、プログラムされた
トランザクシヨン処理サブシステム（XPS）２
９はオペレーテイングシステム２８の制御下で働
く。アプリケーシヨンプログラム（APPL）３０
及び３２はオペレーテイングシステム２８へ普通
にリンクされる。アプリケーシヨンプログラム３
０及び３２は、XPS２９に関連するデータベー
ス管理システム（DBMS）３４を介してデータ
ベース（DB）３３に対して実行される同期的ト
ランザクシヨンのためのサポートの処理を提供す
る。第２図においては、XP１０はIMSのような
第２のプログラムされたトランザクシヨン処理サ
ブシステム３５を含んでいてもよい。XP１０の
アペレーテイングシステム２８はXPS３５のオ
ペレーシヨンも管理する。同期的及び非同期的ト
ランザクシヨンの別のセツトがアプリケーシヨン
プロセス４０及び４２（これらはXPS３５に関
連したDBMS４４を介しデータベース３３を参
照する）によつてサポートされる。前述のよう
に、IMSはDB３３のようなデータベースに対し
て実行される同期的及び非同期的トランザクシヨ
ンをサポートする。

同期的及び非同期的トランザクシヨンの混合に
関していうと従来の技術は、あまり成功している
とはいえない。要望される成果を得るにはアプリ
ケーシヨンプログラムをさらに必要とするか、又
は端末のオペレータに過度の負担をかける結果と
なるからである。

よく知られるように、CIXS XPS２９の如き
トランザクシヨン処理サブシステムは、端末のユ
ーザの制御下で端末とトランザクシヨン処理サブ
システムとの間の論理接続の確立をサポートする
IBM社のACF／VTAMの如きデータ通信アクセ
ス方式（DCAM）４９を使用することができる。
したがつて、ユーザの制御下で非同期的トランザ
クシヨンをIMSに向けながら、同期的トランザク
シヨンをCICSに向けることができる。

こうして、同期的トランザクシヨンが入力され
ると、ユーザはXPS２９との接続を確立し、そ
れらのトランザクシヨンが同期的に処理される。
非同期的プロセスが遂行されると、ユーザは
XPS２９と切断し、XPS３５と接続してトラン
ザクシヨンに入る。これらのプロセスを完了しな
がら、ユーザはXPS３５でこれらの非同期的プ
ロセスの状況についてシステムに問合せそれらが
完了したことの応答を検索することによつて接続
が再び確立されるまでしばらくの間は、他の同期
的プロセスを遂行する。

非同期的トランザクシヨンを提供する同期的ト
ランザクシヨン処理サブシステムによつて使用さ
える手法の他の例は、非同期的オペレーシヨンの
機能を付勢する一連の同期的オペレーシヨンを遂
行することである。この手法を使うと、トランザ
クシヨンは同期的アプリケーシヨン３０をスケジ
ユールする端末１４のユーザによつて入力され
る。アプリケーシヨン３０は他の同期的アプリケ
ーシヨン３２のスケジユーリングを付勢し進行中
の作業WIP１を示す端末へのメツセージで応答
する第２のトランザクシヨンＴ２を開始する。こ
うして、初めの同期的トランザクシヨンＴ１が完
了する。

しばらくして、ユーザは前のトランザクシヨン
の状況を問合せて後続のトランザクシヨンＴ３を
入力する。アプリケーシヨンプログラム３０は前
のトランザクシヨンＴ２で保管された応答を検索
して、トランザクシヨンＴ２の結果を示すメツセ
ージＲ３で端末に応答する。こうして、最後の同
期的トランザクシヨンＴ３が完了する。このよう
にして、同期的トランザクシヨン処理環境に接続
すると、オペレータは非同期的トランザクシヨン
の機能を実現することができる。すなわち、一連
の同期的トランザクシヨン（たとえば、Ｔ１，Ｔ
２，Ｔ３）を使うことにより、長期間走行するプ
ロセスがその間他の作業の制限なしに完了され
る。

逆に、非同期的トランザクシヨン処理環境にお
いて、アプリケーシヨンプログラムにおける協働
を必要とする手法を用いることが要望されるとき
は同期的な結果が達成できる。この手法を用いる
と、トランザクシヨンＴ４が端末１４から入力さ
れアプリケーシヨンプログラム４０を必要とする
と判断され、これにより非同期的プロセスが遂行
される。かくしてアプリケーシヨンのスケジユー
リングの後、端末１４は解放され他の作業が実行
可能となる。これと同時に、ユーザは端末１４か
らトランザクシヨンＴ５を入力する。このトラン
ザクシヨンは、同期的プロセスを遂行するアプリ
ケーシヨンプログラム４２を利用するものと判断
される。したがつて端末はそのアプリケーシヨン
からの応答を待つため保留状態となる。

このプロセスは、同期的アプリケーシヨンプロ
グラム４２が非同期的アプリケーシヨンプログラ
ム４０の前に完了する限り、アプリケーシヨンを
必要とせずに働く。しかしながら、多重タスク環
境ではこれを保証する方法はない。したがつて、
その応答を端末の待つているものだと識別するた
めの一定のプロセスが必要である。これは、その
応答が同期的なものであるということを示すアプ
リケーシヨンの通例によつて、又はそのアプリケ
ーシヨンが同期的なものであるというXPS３５
による認識によつて行うことができる。この手法
は回復／再始動が全く関係しないような単一シス
テム環境ではうまく働くけれども、多数のシステ
ムが関係するような（すなわち、システムの障害
が回復し比較的トランスペアレントな態様でその
継続が期待されるような）必要不可欠の制御を提
供しない。

非同期的に動作する環境において同期的な会話
式のオペレーシヨンを提供するため、第３図及び
第４図に図示されデータ通信装置（DCC）５０
として示された実行可能なプロセスモジユールの
形で本発明を実施する。このDCCは、機能的に
は、ネツトワークとXP１０との間に位置付けら
れる。その目的は、端末１４の如きシステムの終
点とXP１０との間の会話状態を確立し維持する
ことである。これにより、非同期的に生じるXP
１０（又はシステムの他の終点）からの応答で割
込まれることなく、端末１４を介して同期的トラ
ンザクシヨンを実行することができる。これはブ
ラケツト又はプロセス相互間のスケジユーリング
を用いないで実現されるので、会話状態を維持し
ながら、同期的トランザクシヨンの前に端末１４
から既に開始された他のトランザクシヨンを実行
することができる。

同期的な会話オペレーシヨンを提供するため、
１４の如き端末から受信されたメツセージの形を
有するトランザクシヨンは、同期的なものである
か非同期的なものであるかの確認のために検査さ
れる。この確認ステツプは第３図を参照して理解
できる。メツセージがDCC５０によつて端末１
４から受信されると、それは適当な記憶手段へ一
時的に置かれる。起点となる端末１４の識別子を
使つて、参照番号５６に示す如き可変のデータオ
ブジエクト（通信端末ブロツク）をアクセスす
る。この通信端末ブロツク（CTB）５６は、端
末１４の状態に関する制御情報を保持するための
もので、DCC５０によつて使用される通常の制
御ブロツクである。ネツトワークにそれぞれ接続
された端末は一意的な通信制御ブロツクに関連付
けられている。端末１４の通信状態を維持するの
に必要な全てのデータに加えて、CTB５６は本
実施例に関係する以下に示す４つのフイールドを
含んでいる。

端末識別子（TID）５８： その端末の名前を有するものである。これによ
り、システムはこの制御ブロツクで示された端末
を識別できる。

アプリケーシヨン同期プロセスフラグ（APSN−
FLAG）５９： そのアプリケーシヨンが応答の後、同期的オペ
レーシヨンの継続を要求したがどうかを示すのに
用いられるものである。これは、トランザクシヨ
ンプロセスの完了のために複数の交換（又は“会
話”）が要求されるときに使用される。

メツセージ識別子（MID）６０： このフイールドはメツセージが有効な間、一意
的に維持される。これは８バイトのフイールドを
維持することで達成される。最初の４バイトは、
システムが始動されたときの日付けクロツクの日
時にセツトされる。この日付けクロツクは決して
リセツトされないから、この４バイトはマシンの
活動中は常に一意的なものである。残りの４バイ
トは初期設定値にゼロにセツトされ、その後、メ
ツセージを受け取るたびに増分される。

メツセージ同期標識フラグ（SYNC−FLAG）６
２： これは、メツセージが同期的アプリケーシヨン
を現にスケジエールしたか否かを示すのに用いら
れる。

トランザクシヨンコード（XCODE）フイール
ド６３は、メツセージ経路指定ルーチン
（ROUT）６４に渡される。メツセージ経路指定
ルーチン６４では、そのトランザクシヨンについ
て指定された特性が解析され、同期的又は日同期
的アプリケーシヨンプログラムによつてそのメツ
セージが処理されるものでありそれに応じて
SYNC−FNAG６２がセツトされたかどうかが
判断される。

メツセージ接頭部組立ルーチン（PEX）６６
に制御権が付与され、そのメツセージのヘツダす
なわち接頭部が組立られる。このヘツダは多数の
制御フイールドを含む。そのうちの２つは本発明
の実施に関係する。その１つはメツセージ起点識
別子フイールド（SID）８４である。SID８４で
メツセージを送つた起点となる端末が識別され
る。これは、CTB５６のTID５８をこのメツセ
ージのヘツダにコピーすることにより得られる。
もう１つは、メツセージ識別子（MID）８２で
ある。これは、MID６０が増分されCTBに復元
された後、CTB５６のMID６０をコピーしたも
のである。

ヘツダが組立てられると、それはメツセージ６
８と共に、必要なアプリケーシヨンプログラムの
スケジユーリング及びそのメツセージの処理のた
め、XP１０に渡される。DCC５０はCTB５６に
おけるSYNC−FLAG６２を問合せて、そのメツ
セージが同期的なものであつたか非同期的なもの
であつたかを判断する。もしそのメツセージが同
期的なものであつたなら、そのアプリケーシヨン
によつて応答が生成するまではそれ以上の必要な
入力処理はなされない。もしそのメツセージが非
同期的なものであつたなら、端末１４に対して
DCC５０における通常の手段で制御メツセージ
が生成され、制御権が解放されて後続のデータ入
力が可能となる。

DCC５０からアプリケーシヨンプログラムの
うちの１つへメツセージを渡すのは通常と同じで
ある。このように、ヘツダを有する複合メツセー
ジ６８アプリケーシヨンプログラム３０に直接的
に渡すことができる。すなわち、複合メツセージ
６８は、XP１０の設計に応じて、アプリケーシ
ヨンプロセス４０の入力メツセージ待ち行列
（IQ）７０に置かれる。

次に第４図を参照して、端末１４へ向かうメツ
セージをDCC５０がいかに取扱うかを説明する。
端末１４へ供給するためアプリケーシヨンプロセ
スによつて生成される出力メツセージには、その
プロセスによつて、進行中の入力メツセージに付
されていたヘツダのコピーが付される。これでそ
の出力の生成が付勢されるのである。こうして、
これまでの入力プロセスで説明したSID及びMID
は出力メツセージに付されるメツセージヘツダの
中に複写される。

或る端末からの或るメツセージの到着以外の手
段、例えば一日のうちの或る特定の時間の到来な
どによつて開始されたプロセスで出力メツセージ
を生成することが可能である。この場合、そのメ
ツセージは非同期的なもので、そのメツセージに
生成されたヘツダはメツセージID（MID）８２及
び起点ID（SID）８４としてゼロを含む。

端末１４に対して出力メツセージが生成される
と、そのメツセージがDCC５０で受信される。
DCC５０において、メツセージ伝送解析ルーチ
ン（MTAR）８６がこのメツセージを受け取つ
てこれを評価する。この評価は、起点ID（SID）
８４、メツセージID（MID）８２、及びCTB中
のSYNC−FLAG６２のセツテイングの内容に基
づいて行われる。

この出力メツセージが受信されると、その端末
識別子でCTB５６がアクセスされる。MTAR８
６がCTBのSYNC−FLAGを調べて同期的入力
メツセージが受け取られそれが進行中であるのか
どうかを判断する。もしそうでないなら、いかな
る出力メツセージも端末１４への伝装について有
効であり、出力プロセス（OP）９０に制御権が
付与され、伝送が開始される。

同期的な出力メツセージであると示されたとき
は、そのメツセージヘツダ中の起点ID（SID）８
４はCTB中の端末ID（TID）５８と比較される。
これらが不一致なら、その出力メツセージは進行
中のメツセージに対する応答とはなり得ない。そ
れは別の端末の入力メツセージから生じたもから
である。したがつて、それは、後の伝送のため
に、非同期出力待ち行列（AQ）９１にキユーさ
れる。

SIDとTIDが一致するときは、メツセージヘツ
ダ中のメツセージID（MID）８２はCTB中のメ
ツセージID（MID）６０と比較され、この出力メ
ツセージが進行中の現メツセージに対する応答で
あるのか又は前の非同期入力メツセージに対す応
答であるのかが判断される。もしこれらが不一致
なら、この出力メツセージは適切なものでないか
ら後の伝送のため非同期メツセージ待ち行列
（AQ）９１にキユーされる。逆に一致するとき
は、適切な応答であることが検証され、出力プロ
セツサ（OP）９０に制御権が付与される。した
がつて、端末１４へのメツセージの伝送が開始さ
れる。

OP９０がデイスパツチされると、それは応答
メツセージ８０を取得して出力メツセージヘツダ
処理（DMHP）ルーチン９２を呼び出す。出力
メツセージ８０のヘツダはOMHP９２に供給さ
れるOMHP９２はCTB５６中のSYNC−FNAG
６２をリセツトする。これにより、OP９０はそ
のメツセージからヘツダを取り外して端末１４の
ためのメツセージをフオーマツトし、これを端末
１４へ伝送する。

次に、第５図を参照して、本発明の同期化プロ
トコルを説明する。第５図で、左端に示したの
が、入力メツセージの受信及び接頭部の組立
（RCV／PEX）のプロセスである。これは第３図
の説明に対応する。RCV／PEXプロセスでは、
入力メツセージはユーザの端末１４から受信さ
れ、そのときその入力が処理される。これがステ
ツプI1である。次のステツプI2では、経路指定モ
ジユール６４において入力メツセージ５２中のト
ランザクシヨンコードフイールド６３を調べるこ
とによつてその処理アプリケーシヨンが決定され
る。これが一度決定されると、ステツプI3で
PFXモジユール６６がCTB５６中のメツセージ
ID（MID）６０を増分して、増分されたばかりの
MIDと起点ID（SID）を含むメツセージ接頭部を
組立てる。接頭部はステツプI4で入力メツセージ
５２に付加される。次にステツプI5で、処理モー
ドのタイプが確認される。処理モードが同期的な
ものであると判断されたときは、PEXモジユー
ル６６はステツプI6でCTB５６中のSYNC−
FLAG６２をセツトする。そのトランザクシヨン
が非同期的なものであるときは、PEXモジユー
ル６６は、CTB５６に対して何らアクシヨンを
採らない。

次にステツプI7で、アプリケーシヨンプロセス
はXP１０のオペレーテイングシステムでスケジ
ユーリングされる。アプリケーシヨンプロセスが
実行されると、ヘツダを有する入力メツセージ５
２は複合メツセージ６８としてそのアプリケーシ
ヨンプロセスに渡される。このアプリケーシヨン
プロセスがスケジユールされここにメツセージが
渡されれば、PFX６６はステツプI8の判断に応
じてそのプロセスを終了する。もしそのトランザ
クシヨンモードが同期的なものであるなら、プロ
セスは終了し、端末１４はその応答のために“保
留”される。逆にそのプロセスが非同期的なもの
であるときは、或るメツセージがDCC５０によ
つて端末１４に送られて、その端末を自由にして
キーボードをアンロツクする。そしてそのプロセ
スが終了する。

入力メツセージをアプリケーシヨンプロセスに
渡す一連のステツプは第５図中で“アプリケーシ
ヨンプロセス”として表わしてある。アプリケー
シヨンプロセスは複合メツセージ６８を受取る
と、XCODEフイールド及びそのメツセージに含
まれる他のデータから、指示されたトランザクシ
ヨンによつてどんな処理が要求されているかを判
断する。その処理が完了すると、結果が生成され
出力メツセージが組立てられる。出力メツセージ
の組立てに際し、アプリケーシヨンプロセスは入
力メツセージのヘツダを出力メツセージにコピー
する。そのフオーマツトは第４図の参照番号８０
で示した。アプリケーシヨンプロセスによつて組
立てられた出力メツセージは後の処理のため
DCC５０へ送られるものとしてスケジユールさ
れる。

アプリケーシヨンプロセスからの出力メツセー
ジの受信に応答してDCC５０で実行されるステ
ツプは第５図中において“受信出力”及び“出力
プロセス”として表わしてある（これらについて
も第４図で説明済みである）。まず、ステツプM1
で、出力メツセージ８０が受信されると、そのメ
ツセージが経路指定される先の端末の識別子を使
つてその端末に関するCTBをアクセスする。
MTAR８６はステツプM2で、CTB中のSYNC
−FLAGを調べて、同期的なメツセージが受信さ
れそれが進行中であるかどうかを判断する。もし
そうでないなら、いかなるメツセージも伝送につ
いて有効であり、出力プロセスに制御権が付与さ
れステツプM3で伝送が開始される。

同期的メツセージであると示されたときは、ス
テツプM4で、メツセージ中の起点ID（SID）と
CTB中の端末ID（TID）とを比較する。これらが
不一致なら、この出力メツセージは進行中のメツ
セージに対する応答となり得ない。これは、別の
端末の入力メツセージから生じたものだからであ
る。したがつて、ステツプM6で、この出力メツ
セージは後の伝送のため非同期的出力待ち行列に
キユーされる。

SIDとTIDが一致したときは、ステツプM5で、
メツセージヘツダ中のメツセージID（MID）と
CTB中のメツセージID（MID）とが比較され、
この出力メツセージが進行中の現メツセージに対
する応答であるのか、又は前の非同期的入力メツ
セージについての応答であるのかが判断される。
これらが不一致のときは、この出力メツセージは
適切ではなく、後の伝送のためステツプM6で非
同期的メツセージ待ち行列（AQ）９１にキユー
される。これらが一致するときは、この出力メツ
セージは適切な応答であると検証され、出力プロ
セス（OP）に制御権が付与される。こうしてス
テツプM3で伝送が開始される。

第５図の“出力プロセス”を説明する。まず、
MATR８６が端末１４に同期的応答を送るため
出力プロセスをデイスパツチし、AQ９１にメツ
セージが入つている又は入つていないものとす
る。ステツプO1でOP９０はそのメツセージを送
るのに必要な物理的な出力資源を獲得する。次
に、CTB５６中のSYNC−FLAG６２がリセツ
トされ（ステツプO2）、メツセージヘツダの
APSN−FLAG９３がセツトされていればAPSN
−FLAG５９をセツトする。ステツプO3で、メ
ツセージ８０のフオーマツト化が遂行されOP９
０は端末１４へのメツセージの伝送を付勢する。
もし出力メツセージが同期的トランザクシヨンの
応答であるなら（ステツプO4）、ステツプO5で
端末１４はキーボードがアンロツクされて自由に
なる。次に、CTB中のAPSN−FLAG５９が調
べられ、そのアプリケーシヨンプログラムが周期
的状態に維持されているかどうかを判断する（ス
テツプO7）。もしそうなら、伝送のためキユーさ
れていた非同期的メツセージは適切なものではな
く、したがつてそのプロセスは終了する。APSN
−FLAG５９がセツトされていないときは、AQ
９１が調べられ、非同期的メツセージが伝送のた
め使用可能かどうか判断される（ステツプO6）。
AQ９１に少なくとも１つのメツセージが存在す
れば、OMHP９２はMTAR８６をデイスパツチ
する。MTAR８６はAQ９１からそのメツセージ
を取得して前述のようなプロシージヤに従う。
OMHP９２の実行のたびに、その最終のトラン
ザクシヨンはAQ９１の検査で構成される。AQ
が空になると、出力プロセスは受信出力プロセス
（Ｍ１）に戻ることなく終了する。

再び第３図及び第４図を参照して、本発明が提
供する、アプリケーシヨンプロセスと端末との同
期性を維持するための手段を説明する。この手段
は、端末とアプリケーシヨンとの間の多数の会話
がプロセスの終了のために必要な場合に要望され
るであろう。第３図に示した入力処理はCTB５
６中のMIDフイールド６０及びSYNC−FLAG
フイールド６２のセツトと、アプリケーシヨンプ
ロセスへのメツセージの送信とを招来する。ここ
で、そのアプリケーシヨンプロセスがトランザク
シヨンを完了するため端末からの付加的な情報を
必要としていると仮定すると、第４図に示した出
力メツセージのヘツダ８０はセツトされたAPSN
−FNAGフイールド９３を含む。このフイール
ドはフイールド５９と同様、CTB５６において
セツトされる。本実施例では、APSN−FLAGフ
イールドは、ゼロにされると、そのアプリケーシ
ヨンプロセスが同期性を維持しないということを
示す。MTAR８６及びOMHP９２は非ゼロの
APSN−FLAGフイールドを、同期性の維持され
るプロセスによる標識と解釈する。APSN−
FNAGフイールド９３の値は、そのメツセージ
が端末１４への再送のためにスケジユールされた
とき、OMHP９２によつてCTBの対応するフイ
ールド５９に置かれる。フイールド９３に非ゼロ
の値を有する出力メツセージに対応する端末１４
からの入力メツセージはトランザクシヨンコード
を必要としない。第３図の経路指定モジユール６
４はCTB５６のフイールド５９を調べて、それ
がゼロなら、SYNC−FLAG６２をセツトし、メ
ツセージにヘツダを付加し、メツセージIDを
MIDフイールド６０に入れることによつて同期
的入力メツセージについての前述の如きアクシヨ
ンを採る。良好な実施例では、フイールド５９
は、ゼロでないときは、そのメツセージが送られ
る先のプロセスを識別するトランザクシヨンコー
ドを含む。このメツセージが送られると、フイー
ルド５９はもう一度ゼロにされる。

Ｅ 発明の効果 以上説明したように本発明によれば、トランザ
クシヨン処理システムにおいて、非同期的トラン
ザクシヨン及び同期的トランザクシヨンを効率よ
く処理することが可能になる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を実施することのできるトラン
ザクシヨン処理システムの構成を示す図、第２図
は、データベース管理システムのペアの相互接続
の様子を表わす従来の構造を示す図、第３図はト
ランザクシヨンの受取りに関するオペレーシヨン
を説明する図、第４図はトランザクシヨンに対す
る応答に関するオペレーシヨンを説明する図、第
５図は本発明の実施例のステツプを説明する流れ
図である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 複数の端末と、前記端末に接続されたデータ
   通信装置と、選択された端末に伝送するために前
   記データ通信装置とメツセージデータを交換する
   ためのトランザクシヨンプロセツサとを有する、
   非同期的に動作するトランザクシヨン処理システ
   ムにおいて、前記システムの両端間で対話状態を
   確立するとともに維持すながらトランザクシヨン
   を処理するための方法であつて、 前記データ通信装置において、端末によつて作
   成されたメツセージによつて開始され、かつ前記
   データ通信装置を介して前記トランザクシヨン処
   理プロセツサに送られたトランザクシヨンが同期
   的なものであるか非同期的なものであるかを判断
   し、 応答の発生のために、前記データ通信装置から
   前記トランザクシヨンプロセツサにトランザクシ
   ヨンを渡し、 前記トランザクシヨンプロセツサにおいて、同
   期的なトランザクシヨンに対する応答を処理する
   一方で該同期的なトランザクシヨンが完了するま
   で非同期的なトランザクシヨンに対する応答をバ
   ツフアし、 応答がどの端末へ伝送されるかを識別し、 前記応答が前記端末によつて開始された同期的
   なトランザクシヨンの結果として発生したものか
   どうかを判断し、 もし前記応答が同期的なトランザクシヨンの結
   果として発生されたものである場合、前記端末へ
   の他の応答の伝送の前に前記端末へ伝送のために
   前記データ通信装置へ前記応答を渡し、 そうでない場合は、いずれかの処理中の同期的
   なトランザクシヨンの結果として発生する応答の
   伝送の後で前記端末へ伝送するために前記データ
   通信装置への前記応答をキユーするようにしたこ
   とを特徴とするトランザクシヨン処理方法。