JPH07104813B2 - 分散型コンピュータ・データベースの打ち込み時刻を一致させるシステムおよび方法 - Google Patents

分散型コンピュータ・データベースの打ち込み時刻を一致させるシステムおよび方法

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JPH07104813B2
JPH07104813B2 JP3117658A JP11765891A JPH07104813B2 JP H07104813 B2 JPH07104813 B2 JP H07104813B2 JP 3117658 A JP3117658 A JP 3117658A JP 11765891 A JP11765891 A JP 11765891A JP H07104813 B2 JPH07104813 B2 JP H07104813B2
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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般的に分散型データ
ベース・システムおよびマルチバージョン・データベー
スに関し、さらに詳しくは、この種のデータベースに入
力したデータに一貫したタイム・スタンプのタグを付け
る方法とシステムに関する。
【０００２】
【従来の技術】マルチバージョン・データベースとは、
指定した時間におけるデータベースの状態がどのような
ものであったかを照会（すなわち、質問または調査）す
ることのできるデータベースである。この種のマルチバ
ージョン・データベースは、一時データベースとも呼ば
れ、更新されたデータには、全て時間値、通常はデータ
を更新した時間に対応する時間値が「打ち込まれる」。
適当な支援（すなわち、ソフトウエア）によって、時刻
を打ち込んだデータベースを照会することで、特定の時
刻に存在していたこのデータベースのトランザクション
の一貫した表示を与えることができる。この種の一時照
会は、金融上の用途、医療用の記録システム、技術設計
等に使用することができる。
【０００３】本発明は、トランザクション時刻に焦点を
合わせている。トランザクションによってデータベース
に対して行われた更新には、全て同じ時刻が打ち込まれ
る。この打ち込まれた時刻は、このデータの属性として
記憶される。トランザクションのタイムスタンプは、こ
のタイムスタンプの順序がトランザクションの正しい連
続化（serialization)を表わすように、正しく並べなけ
ればならない。
【０００４】トランザクション時刻は、またデータを組
織するために使用することもできる。この考え方は、も
はや現在のデータではないデータを、現在のデータとは
独立して記憶することができると言うものである。この
「歴史的」データは決して更新されず、したがって「一
回書き込み可能、読み取り自由」（"write-once, read
many")（ＷＯＲＭ）光ディスクに記憶することができ
る。現在のデータは継続して更新することが可能であ
り、したがって磁気ディスクおよびランダム・アクセス
・メモリに記憶され、その結果、現在のデータを容易に
変更することができる。しかし、当業者が理解するよう
に、タイムスタンプ・データは全て磁気ディスクに記憶
することができ、または全てＷＯＲＭディスクに保存す
ることもできる。
【０００５】入力された時のトランザクションの時刻
で、データに時刻を打ち込むことは新しい概念ではな
く、この件に関する多くの文献がコンピュータ科学文献
に登場する。タイムスタンプは、並行制御を行う方法と
して提案されてきた。しかし、このような方法でタイム
スタンプを使用しようとする努力の大部分は、システム
の具現化にはつながらなかった。
【０００６】本発明の提供するもの、すなわち従来技術
では提供されなかったものは、システムの性能を不当に
損なうことなく分散型データベース内のデータに一貫し
て時刻を打ち込む方法であり、また使用されているデー
タの信頼性やデータの時刻打ち込みの一貫性のいずれに
対しても妥協せずに、時間において部分的に重なり合う
多重トランザクションの処理を容易にする「遅延ロッ
ク」機構である。
【０００７】
【課題を解決する手段】要約すれば、本発明は、分散型
データベース・システム内で一貫したタイム・スタンプ
を保証するシステムおよび方法である。本システムは、
多数の異なる節点に位置するデータベースを有し、これ
らの節点の内少なくとも２つは、時刻を打ち込んだデー
タベース、すなわち、更新されたデータにトランザクシ
ョン時刻が打込まれ、指定された時刻のデータベースの
状態に関して照会することのできるマルチバージョン・
データベースを有する。
【０００８】分散されたトランザクションは、２相式
（two phase)コミット・プロトコルを使用して委任（co
mmit) または中断される。準備間隔と呼ばれるこのプロ
トコルの第１相の期間、このトランザクションに対する
各群は、このトランザクションを委任するか中断するか
どうかを決定し、またこのトランザクションが委任され
る最初の時刻と最後の時刻も決定する。もしトランザク
ションに対する群が全てこのトランザクションを委任す
ると決定し、この決定された時刻の範囲の交点が存在す
るならば、このトランザクションはプロトコルの第２相
の期間に委任される。または、トランザクション時刻は
この決定された時刻範囲の交点から選択され、この選択
したトランザクション時刻は、更新されたデータ全てに
時刻を打込むことに使用され、このデータはこのトラン
ザクションが委任された場合永続的に記憶される。
【０００９】各群にトランザクションを委任する時刻範
囲を決定させることによって、このプロトコルは全ての
群によって使用することのできるタイム・スタンプが選
択されることを保証する。本発明の他の特徴は、分散さ
れたトランザクションによってデータをロックすること
に関する。特に、２相式コミット・プロトコルの準備間
隔の前に、各トランザクションは、読み取りまたは書き
込みアクセスを必要とする各節点のデータを読み取りロ
ックまたは書き込みロックすることである。トランザク
ションが、コミット・プロトコルの第１相（準備間隔）
に入った時は常に、そのトランザクションに対する読み
取りロックはここで遅延ロックと呼ぶ新しい種類のデー
タ・ロックに変換される。遅延ロックは、これによって
他のトランザクションがデータに書き込みロックを得る
ことが可能になる点を除いて、読み取りロックと同様で
ある。しかし、遅延ロックされたデータに書き込みロッ
クを得るトランザクションはいずれも「遅延したトラン
ザクション」である。委任（ｃｏｍｍｉｔ）プロトコル
の第１フェーズ中に、遅延ロックされたデータに書込み
ロックを含む遅延トランザクションにおけるコーホート
は、遅延ロックを持つトランザクションによって決定さ
れた「最も遅い」値よりも遅い「最も早い」値を有して
いる時間範囲を決定する。換言すると、遅延トランザク
ションは、遅延ロックを有するトランザクションが委任
するかまたは中断する時間よりも遅い時間で、それ（遅
延トランザクション）が委任することを保証する時間範
囲を決定する。
【００１０】このように時刻範囲の決定と遅延ロック機
構とを組み合わせることによって、トランザクションの
タイム・スタンプの順序が分散型データベース全体を通
じて一貫し、このトランザクションの真の連続している
順序と一致することが保証される。このことによって、
またコミット・プロトコル自体の最適化が可能になり、
これによってこのシステムの性能が強化される。
【００１１】本発明の他の目的と特徴は、図面と関連さ
せた場合、以下の詳細な説明および上記の特許請求の範
囲から容易に理解できる。
【００１２】
【実施例】図１を参照して、分散型データベース・シス
テム１００が示される。一般的な分散型データベースの
例には、搭乗券予約システム、銀行や卸売り業者によっ
て維持される金融データベース、および大組織によって
維持される医療記録データベースがある。本システム
は、多数の個別節点１０２ないし１０８を有し、これら
はバス、区域内情報通信網、または広域情報通信網１１
０によって相互接続されたデータ処理装置である。シス
テム１００内のこれらのデータ処理装置は、一般的にワ
ークステーションおよびより強力なミニコンコンピュー
タまたは大型コンピュータの両方を有する。複数のデー
タ処理装置は、分散型データベースの部分１１２ないし
１１６を処理装置自身のメモリ内に記憶する。
【００１３】さらに、分散型データベース内の各々のデ
ータすなわち記録１２０には、時刻が打込まれ、このこ
とはデータすなわち記録と共に、これらの記録の時刻値
が最後に更新された順番を表わす調和した時刻値の組を
記憶することを意味する。さらに、このデータベース内
に記憶された記録の現在値に対して、このデータベース
は、また更新されて以来の記録１２２の古いバージョン
も記憶することが好ましい。更新された値によって上塗
りされたデータを記憶することによって、このデータベ
ースは、過去の特定の時刻でのこのデータベースの状態
を判定させることができる。定 義 この説明の目的のため、幾つかの用語は以下のように定
義する。
【００１４】トランザクションを「委任する」（"commi
t") とは、トランザクションの結果がデータベース内に
インストールされることを意味する。委任する能力と
は、もしこのトランザクションが中断されたならば、こ
のデータベース・システムが、トランザクションの結果
をインストールしない能力を持たなければならないこと
を意味する。
【００１５】「競合トランザクション」とは、２つ以上
のトランザクションが存在し、これらのトランザクショ
ンはその中の他の１つのトランザクションによって更新
されたデータを少なくとも潜在的にアクセスすることが
できる少なくとも１つのトランザクションを含んでいる
ことを意味する。したがって、競合トランザクションの
内の少なくとも１つによって生じた結果は、これらのト
ランザクションが実行される順番によって決まる。
【００１６】「データ・ロック」とは、データベース内
の複数のデータすなわち記録に対して独占的権利を割り
当てる機構である。したがって、第１トランザクション
は、委任または中断を行うまでいずれの他のトランザク
ションもデータをアクセスしないことを保証するため、
データの特定の部分をロックすることができる。従来技
術は多種類のデータ・ロック機構を有し、これらは時に
データ・インタロックと呼ばれる。
【００１７】トランザクションを「準備する」とは、こ
のトランザクションを委任するか、すなわち、このトラ
ンザクションによって生じる新しいデータ値を全て永続
的に記憶するか、またはこのトランザクションを中断す
るかを決定する処理を開始することを意味する。トラン
ザクションの「準備間隔」とは、トランザクションの準
備によって開始され、このトランザクションが委任また
は中断される場合に終了する時間間隔を意味する。２相式コミット・プロトコル 図２を参照して古典的な「２相式委任」を説明するが、
ここではこれを「２ＰＣ」と呼ぶ。２ＰＣは、分散型シ
ステム内のトランザクションを連続化（serialize)する
ために最も広く利用されるプロトコルである。基本的
に、２相式コミット・プロトコルは以下のように動作す
る。トランザクションＴ１は、少なくとも２つのデータ
処理装置を有する。例えば、トランザクションはシステ
ム内に３つのデータ処理装置を含むことができ、ここで
は群（Cohort) Ａ１３０、群Ｂ１３２、群Ｃ１３４と呼
ぶ。トランザクションＴ１の実行中に何も間違いが生じ
ないと仮定すれば、各群はこのトランザクションに関連
する計算を実行し、このトランザクションをなお反転す
なわち中断することのできるような方法で、このトラン
ザクションの全ての結果を一時的に記憶し、これによっ
てこのデータベースを変更しない状態にする。当業者が
理解しているように、これを実行するには多くの異なっ
た方法が存在し、トランザクションを逆転するために使
用する特定の方法は本発明にとっては重要ではない。
【００１８】トランザクション内のある点で、これらの
群のうちの１つ、ここでは群Ｃは、２相式コミット・プ
ロトコルの「調整子」の役割を当てられる。この調整子
は、準備メッセージ１４０と呼ばれる第１メッセージを
送り、このメッセージは、分散型データベースに対する
群全てに対して、このトランザクションがここに終了
し、委任されるのが望ましいことを通知する。このトラ
ンザクションに対する各々の群は、次に自分自身を準備
しようと試みる。トランザクション前のデータベースの
状態とトランザクション後のデータベースの状態との両
方を永続的に記憶することを保証することが可能である
ことをこの群が確認にしなければならないことを、この
ことは基本的に意味する。したがって、これらの状態の
内のいずれが１つがインストールされることを保証する
ことができることを、この群は、トランザクションがＣ
ＯＭＭＩＴ（委任）したかまたはＡＢＯＲＴ（中断）し
たかによって調べる。
【００１９】次に、各々の群は、ＲＥＡＤＹメッセージ
またはＡＢＯＲＴメッセージ１４２を調整子に送り返す
ことによって、このトランザクションの処理を決定す
る。もし群による準備の試みが失敗したならば、または
先行するトランザクションのいずれかのステップが失敗
したならば、この群はＡＢＯＲＴすることを決定する。
もし、準備の試みが成功したならば、次に群はＣＯＭＭ
ＩＴすることを決定する。ＣＯＭＭＩＴすると決定した
いずれの群も準備したと呼ばれる。
【００２０】調整子がトランザクション内に参考した全
ての群からの決定を受け取ると、この調整子はこのトラ
ンザクションの処理を認識する。もし全ての群がＣＯＭ
ＭＩＴすると決定したならば、この調整子はこのトラン
ザクションをＣＯＭＭＩＴする。もし、いずれかの群が
ＡＢＯＲＴすると決定したならば、または１つの群が所
定の時間内に準備メッセージに応答することに失敗した
ならば、次に調整子はこのトランザクションをＡＢＯＲ
Ｔする。いずれの場合でも、調整子はトランザクション
処理メッセージ１４４（すなわち、ＣＯＭＭＩＴまたは
ＡＢＯＲＴ）を全ての群に送る。
【００２１】群がトランザクション処理メッセージを受
け取ると、その群はその指示によってこのトランザクシ
ョンを終了する。もし処理がＣＯＭＭＩＴであるなら
ば、この群はデータベース内に更新されたデータ値をイ
ンストールする。もし処理がＡＢＯＲＴであるならば、
トランザクション前のデータベースの状態が再びインス
トールされる。これらの群は、トランザクションの処理
を安定して記憶すると、確認メッセージ１４６を調整子
１３４に送り返す。
【００２２】調整子として動作する群１３４は、このト
ランザクションを委任できるかどうかを処理の開始時に
認識している点を除き、２ＰＣプロトコルの期間中は他
の群と同じ機能を果たすことに留意するべきである。さ
らに、この群は、このトランザクションの準備相と委任
相を行う。全ての意図と目的について、この調整子は、
たとえこれらの群の内の１つによって占拠されたシステ
ムの節点で動作していても、独立した存在として考える
ことができる。
【００２３】技術上周知の多相式コミット・プロトコル
が多数存在することに留意するべきである。さらに、上
述の２相式コミット・プロトコルには異なったバージョ
ンが多数存在する。本発明は、各群がトランザクション
調整子と通信し、調整子がトランザクション処理を全て
の群に知らせるものであれば、いずれのプロトコルを使
用することもできる。以下で説明するように、本発明は
これらのメッセージを使用してトランザクション時刻と
一致させる方法を提供する。トランザクション・タイムスタンプの選択 選択するべきトランザクションのタイムスタンプは、特
定のトランザクションによって生じた全てのデータの更
新と共に記憶される時刻値である。本発明で使用する基
本的な機構は、２個のメッセージで運ばれる情報を議論
することによって２ＰＣプロトコルを拡張することであ
る。
【００２４】一般的に、本発明は、各々の群がトランザ
クション時刻に対する要求をトランザクション調整子に
通知することを必要とする。この調整子は、次に群全て
の要件を満足する１つの時刻を発見しようと試みる。シ
ステム１００内の各々のデータ処理装置は、単調に増加
するＬＡＳＴ（最後の）トランザクション時刻１５０を
記憶保持する。各データ処理装置は、これをＬＡＳＴ
（最後）の値を各々の委任されたトランザクションのタ
イムスタンプと比較することによって行う。これらのタ
イムスタンプの内の１つが、ＬＡＳＴ値１５０より以降
である場合は、常にこのＬＡＳＴはこのタイムスタンプ
の値に設定される。各々の群はまた内部クロック１５２
を有し、これはその群に対して局部（local)現在時刻を
指定する。
【００２５】図４を参照して、群が２ＰＣプロトコルの
メッセージ番号２でトランザクションを委任すると決定
した場合に、この群は２つの時刻値、すなわち、このト
ランザクションが委任を許可されることのできるＥＡＲ
ＬＩＥＳＴ（最初の）時刻、およびこのトランザクショ
ンが委任を許可されることのできるＬＡＴＥＳＴ（最後
の）時刻をまた伝達する。このＥＡＲＬＩＥＳＴ（最初
の）時刻は、現在のトランザクションが依存するそのデ
ータベース内の他のいずれのトランザクションの時刻よ
りも以降でなければならない。群／データベースが調整
子から委任要求を受け取り、このトランザクションを委
任する準備をした場合、群／データベースはＥＡＲＬＩ
ＥＳＴトランザクション時刻を決定するが、この時刻は
ＬＡＳＴタイムスタンプ値１５０およびその現在のクロ
ック時刻の両方よりも大きい。
【００２６】各々の節点によって指定されたＬＡＴＥＳ
Ｔ（最後の）トランザクション時刻は、節点間で分かれ
るトランザクション時刻の範囲を確立するために使用す
る。したがって、ＬＡＴＥＳＴパラメータの目的は、連
続化ではなく、むしろクロック時刻とトランザクション
時刻の分離を制限することにある。この調整子は、これ
らの群によって決定された全ての「最初と最後」の時刻
範囲内にあるトランザクション時刻を発見する必要があ
る。もし、これらの範囲の交点が存在しないならば、こ
の調整子はこのトランザクションを中断する。
【００２７】使用頻度の高いデータベースは、使用頻度
の低いデータベースよりもより厳格な要求をすることが
可能である、すなわち各々の群によって指定される時刻
範囲がより狭いことを要求することができる。すなわ
ち、このトランザクションが不確実である時間の量を低
減することによって一致性を向上させるため、狭い範囲
を必要とする可能性がある。一方、トランザクション時
刻の順序とトランザクション時刻の連続性が一致する限
り、ワークステーションのデータベースは、分散された
トランザクションの期間中、ホスト・データベースが同
意する殆ど全てのタイムスタンプを許容する可能性があ
る。このようなデータベースは、ＬＡＴＥＳＴ範囲を決
定できない可能性がある。データ・ロック 図３を参照して、分散型データベース・システム内の各
節点１０２は、ロック・マネジャ２００とロック・テー
ブル２０２を有し、これらは、データ・ロックのその節
点でデータベース２１０内に記憶されたデータに対さす
るデータ・ロックを追跡するために使用される。言い換
えれば、全ての節点は自分専用のロック・マネジャ２０
０とロック・テーブル２０２を有する。
【００２８】この節点は、またデータ処理装置（ＣＰ
Ｕ）２１２、内部クロック１５２、およびにデータベー
ス２１０を記憶するのに使用するメモリ・モジュール２
１４を有している。ここでの論議が１つの節点における
「データベース・システム」に関するものである場合、
これはデータベース・ソフトウエアおよび図３で参照番
号２１０によって示すデータを参照するものである。こ
のデータベース・システムは、一般的にＣＰＵ２１２で
実行される１つ以上の工程すなわち実行経路として具体
化される。幾つかのアプリケーションでは、このデータ
ベース・システムは、独自のＣＰＵ、メモリ等を有する
個別のハードウエアの組として具現化することができ
る。
【００２９】このメモリ・モジュール２１４は、ランダ
ム・アクセス・メモリとハード磁気ディスクのような大
型記憶装置の両方を有する。ネットワーク・インタフェ
ース２１６によって、節点は通信ネットワーク１１０
（これは一般的に区域内情報通信網または広域情報通信
網のバスである）を介して他の群と接続される。以下で
より詳細に説明するように、各々の節点１０２は、トラ
ンザクション・マネジャ２２０を有し、群間でのトラン
ザクションに対する全ての通信を取り扱う。節点１０２
のこれらの構成部品は一般的にはソフトウエアの一部で
あり、これは共通メモリに内蔵され、多重処理ＣＰＵ２
１２によって同時に実行される。
【００３０】ある節点のあるデータを読取り、またはこ
れにデータを書き込む前に、トランザクションは、先ず
そのデータに対するロックを要求しなければならない。
アクセス中のデータがロックされていないかまたは他の
トランザクションに対して許容される読取りロックを有
している場合のみ、ロック・マネジャ２００は読取りロ
ックに対する要求を許容する。アクセス中のデータがロ
ックされていない場合のみ、ロック・マネジャは書き込
みロックに対する要求を許容する。したがって、１つの
データに２つ以上の読取りロックが存在する可能性があ
るが、書き込みロックを有するこのデータはそのロック
１個のみを有することができる。許容された各々の新し
いロックは、ロック・テーブル２０２内の入力２４０に
よって表わされる。各々のロック入力２４０は、このデ
ータまたはロック中の他のシステム資源（reaource) の
アドレス・ロックを要求し「所有」するトランザクショ
ンの識別、およびロック・モード（例えば、読み取りま
たは書き込み）を表わす。トランザクションからの要求
であって、阻止され、ロックを待機しているものもまた
記録される。読取り専用群 読取り専用群は更新されない群であり、２ＰＣプロトコ
ルではＣＯＭＭＩＴメッセージを受け取る必要がない
が、その理由は、この群は通常インストールするべきデ
ータも実行する必要のある他のいずれの動作も有してい
ないからである。この群は、単にそのデータ・ロックを
準備時刻（すなわち、準備メッセージを調整子から受け
取る時刻）に解除するだけである。
【００３１】しかし、これは、ロックを解除されたデー
タをどの位速やかに更新できるかという問題を提起す
る。トランザクション時刻を正しく順序づける必要があ
るので、このデータを更新する後続のトランザクション
が、このデータ・ロックを解除するトランザクションよ
り以降のタイムスタンプを与えられることを確認しなけ
ればならない。したがって、最初のトランザクションが
委任または中断を行う時刻よりも以降でのみ、これらの
読取りロックを解除することが恐らく好ましい。この問
題は、読取り専用ロックがこのトランザクションにどの
ようなタイムスタンプが割り当てられたかを決して教え
られない場合に、いかにしてこの読取り専用の最適化
（すなわち、読取り専用群に対してより少ないメッセー
ジを使用する）を保持するかということである。
【００３２】これの解決法は、この読取り専用群が制限
された範囲の「最初と最後」のタイムスタンプに同意す
ることを委任する用意があることを示す自己のＲＥＡＤ
Ｙを送ることである。読取り専用群は、ここで自己のＣ
ＯＭＭＩＴメッセージと共に送られたＬＡＴＥＳＴ値に
設けた時刻よりも以前の時刻にトランザクションが終了
することを知る。したがって、トランザクションが終了
した正確な時刻を全て知らなくても、読取り専用群はＬ
ＡＴＥＳＴ時刻に読取りロック解除することができる。
この方法論によって、このトランザクションの実際の委
任時刻を知らなくても、競合トランザクションの「準備
間隔」が離れていることが保証される。さらに、このこ
とによって、タイムスタンプの順序（すなわち、データ
ベース内のタイムスタンプに関連する順序）が連続した
順序（すなわち、トランザクションが委任される実際の
順序）と一致することが保証される。トランザクション・テーブル 各データベースは、トランザクション・テーブル２２２
を保持する。データベースが群である各々のトランザク
ションの場合、このデータベースは、トランザクション
・テーブル２２２に入力すなわち記録２４０を作る。各
トランザクション記録２４０は、このトランザクション
の識別とこのトランザクションの状態、すなわち、活性
状態（すなわち、計算中すなわち準備中ではない）、準
備中、たまは委任中を表わす。この記録２４０は、また
その群によって決定された（または決定されるべき）Ｅ
ＡＲＬＩＥＳＴ（最初の）時刻とＬＡＥＳＴ（最後の）
時刻を表わす。トランザクション・テーブル２２２内の
情報は、以下で説明するように、ロックされたデータを
使用するトランザクションを委任することに関連して使
用される。
【００３３】トランザクション・マネジャ２２０は、ま
た準備されたがまだ終了していないトランザクション用
のトランザクション・テーブル２２４を保持する。非タ
イムスタンプのデータベースでは、このトランザクショ
ン・マネジャは、テーブル２２２内に「最後の委任」値
を記憶し、この値はタイムスタンプのデータベースが群
であった全てのトランザクションに対する最後のタイム
スタンプの時刻値に等しい。遅延ロック 本発明は、準備間隔の期間に後続のトランザクションに
使用できる読取り専用データ（すなわち、トランザクシ
ョンが読み取ることのできることが必要だが、更新でき
ることは必要でないデータ）を作る機構を提供する。さ
らに、この機構は、このデータをその後に使用する全て
の他のトランザクションの委任を遅延し、その結果、他
のトランザクションはこのトランザクションがこのデー
タを「解放する」後まで委任しない。
【００３４】特に、本発明は、遅延ロックと呼ぶ新しい
データ・ロック・モードを提供する。この遅延ロックの
考え方は以下の通りである。準備時刻に、トランザクシ
ョンはその読取りロックを全て遅延ロックに変換する。
委任時刻に、この遅延ロックは解放される（すなわち、
ロック・テーブルから消去すなわち除去される）。遅延
ロックは、他のいずれのロック・モードとも競合しな
い。言い換えれば、もし１つのデータが「遅延ロックさ
れた」ならば、もう１つのトランザクションはそのデー
タに対する読取りロックまたは書き込みロックのいずれ
かを得ることができる。しかし、トランザクションが遅
延ロックされたデータを書き込みロックする場合、その
トランザクションは、この遅延ロックが終了する後まで
委任を許可されない。この要求は、トランザクションの
タイムスタンプ順序が、これの連続化の順序と一致する
ことを保証することが必要である。
【００３５】第２トランザクション自体の委任処理を遅
延させるのではなくて、上述のタイムスタンプに対する
要求は以下のように実行される。トランザクションが遅
延ロックされたデータを書き込みロックする場合、トラ
ンザクション時刻に対する最初の時刻決定時にそのトラ
ンザクションは下限を確立する。さらに詳しくは、「遅
延された」トランザクションの準備期間中に書き込みロ
ックを得た群によって決定される最初の時刻は、以下の
時間値、（１）その群に対するＬＡＳＴ値（すなわち、
その節点内の委任するべき最後のトランザクションの時
刻）、（２）クロック時間、および（３）このトランザ
クションの処理期間中、群の遭遇するトランザクション
の遅延ロック全てのＬＡＴＥＳＴ時刻、の内の最後の時
刻である。
【００３６】各々の遅延ロックのＬＡＴＥＳＴ時刻は以
下のように決定される。遅延ロックを有する１つのデー
タに対して書き込みロックが要求される場合、遅延ロッ
クを有する群内のロック・マネジャ２２０は、遅延ロッ
クを保有するトランザクションに告知する。書き込みト
ランザクションが委任する場合、その委任のタイムスタ
ンプは、もしトランザクションが依然として準備中であ
れば、そのトランザクションを保有する遅延ロックによ
って決定されるＬＡＴＥＳＴ時刻、またはもしそのトラ
ンザクションが委任されてしまっているならば、そのト
ランザクションの委任時刻のいずれかよりも以降でなけ
ればならない。
【００３７】書き込みロックを得る群によって決定され
るべき最初の時刻に下限を設定するこの方法によって、
競合トランザクションが継続して切り離された準備間隔
を有することと、したがってそのタイムスタンプの順序
と連続化順序が一致することが保証される。遅延ロック
を実行する好適な方法には２種類がある。その１つは、
トランザクション・マネジャ２２０が、トランザクショ
ンが準備できた時に常にロック・マネジャ２００にトラ
ンザクションに対する読取りロックを遅延ロックに後退
させることを明確に要求することである。言い換えれ
ば、これらのロックに対するロックの種類は、「読取
り」から「遅延」に変更される。トランザクションが遅
延ロックされたデータに対する書き込みロックを要求す
る場合、上述のステップは書き込みロックを要求したト
ランザクションに対する最初の時刻の決定に下限を確立
するために上述のステップが実行される。
【００３８】遅延ロックを実行する第２の方法は、ロッ
ク・マネジャ２００によって読取りロックを遅延ロック
に明確に後退させることを避け、したがってトランザク
ションを準備する場合、ロック・マネジャ２００に対す
る他の呼びかけを避ける。この第２の方法では、読取り
ロックは、トランザクション（すなわち、ロックを所有
するトランザクション）が委任した場合にのみ解放され
る。
【００３９】読取りロックと遭遇し、ロックされたデー
タに書き込みロックを要求している後続の全てのトラン
ザクションは、ロックされたデータに読取りロック（ま
たは複数の読取りロック）を有するトランザクション
（または複数のトランザクション）の処理を決定するた
めにトランザクション・テーブル２２２に伺いを立て
る。言い換えれば、ロック・マネジャ２００が読取りロ
ックされた１つのデータに対する後続のトランザクショ
ンから書き込みロック要求を受ける場合、このロック・
マネジャ２００はロックされたデータに読取りロック
（または複数の読取りロック）を有するトランザクショ
ン（または複数のトランザクション）の処理を決定する
ためにトランザクション・テーブル２２２に伺いを立て
る。
【００４０】もし読取りロックを保持するこのトランザ
クションが活性であれば（すなわち、準備中でなけれ
ば）、次に書き込み要求が標準読取り／書き込み不一致
として取り扱われ、要求しているトランザクションは阻
止される。読取りロックを保持するトランザクションが
準備された場合、この読取りロックは、トランザクショ
ン・テーブル２２２内に示されるようにトランザクショ
ンの状態を変更することによって無条件に遅延ロックに
後退する。現在遅延ロックされているデータに書き込み
ロックを要求するトランザクションは、前進することを
許可される。さらに、阻止された書き込み要求トランザ
クションは、ここで前進することを許可される。
【００４１】もし、読取りロックを保有するトランザク
ションが準備されたならば、この読取りロックは遅延ロ
ックとして取り扱われ、要求された書き込みロックが許
可される。遅延ロックを保有するトランザクションは、
遅延トランザクション・リスト２５０に入力され、この
トランザクションを要求する。書き込みロックを要求し
たこのトランザクションに対する委任処理の期間中、群
がトランザクション時刻の決定を無視しなければならな
い場合、この群はこの従属リスト２５０に伺いを立て
る。この従属リストの委任されたトランザクションは無
視され、リスト２５０のトランザクション全てが委任さ
れたならば、次に全ての遅延ロック委任処理は飛び越さ
れる。それ以外は、全ての遅延トランザクションのＬＡ
ＴＥＳＴの最後の値は、この群に対するＥＡＲＬＩＥＳ
Ｔ決定の下限となる。
【００４２】本発明のタイムスタンプ用の２相式コミッ
ト・プロトコルでは、各々のデータベース・システム
（すなわち、各々の節点すなわち群）はロックの獲得に
対して２相になっている。この局部的に２相になってい
る特性は、遅延ロックと共に、局部的に競合するトラン
ザクションが離れた準備間隔を有することを保証する。
したがって、局部的トランザクションは、正しく局部的
に並べられたトランザクション・タイムスタンプを有す
る。全体として、本発明のコミット・プロトコルは、ト
ランザクションのタイムスタンプの順序がトランザクシ
ョンを正しく並べることを保証するが、その理由は、選
択されたタイムスタンプの順序が全ての局部的連続化と
一致するからである。
【００４３】基本的に、２相式ロックは、トランザクシ
ョンを並べるために、準備時刻まで局部的に使用され
る。次に、タイムスタンプの順序を一致させる制御を使
用する。これによって、コミット・プロトコル自身を使
用してトランザクション群の通常の動作を「静止させ
る」効果によって、別の終了プロトコルを使用すること
なく、高いレベルの一致性がトランザクション間で提供
される。さらに、本発明は、トランザクションの連続性
をなお保証しながら、遅延された節約の評価（すなわ
ち、トランザクションの終了時に有効にしなければなら
ない制約）をトリガするために２ＰＣプロトコル・メッ
セージを利用することを可能にする。
【００４４】もしトランザクションに対する群によって
決定されたタイムスタンプの範囲が十分に大きくなけれ
ば、その範囲の交点が零（empty)であり、トランザクシ
ョンを中断することを強要する確率の高くなることに留
意しなければならない。このコミット・プロトコルの開
始に続いてより多くの動作が可能であれば、群がその多
様な動作を完了するためにより多くの時間が許可されな
ければならない。このことは、これらの群によって決定
されるタイムスタンプの範囲に反映されなければならな
い。
【００４５】トランザクション・マネジャ 幾つかの分散型データベース・システムでは、トランザ
クションの群の全てが必ずしもそれらのデータに時刻を
打込むとは限らない。トランザクションが時刻を打込ん
だ群と時刻を打込まない群との両方を有する場合、この
種のシステムに対するコミット・プロトコルは正しく動
作しなければならない。もし、時刻を打込まない群が、
その決定メッセージに打込み時刻を含まないならば、問
題を生じる。たとえ、トランザクションが各々のデータ
ベースで正しく連続化されても、また全てのデータベー
スに対して全体的に連続化が有効であることが保証され
ても、タイムスタンプの順序は全体として有効な連続化
と一致することを保証されることはできない。
【００４６】例えば、トランザクションＴ１は、タイム
スタンプ型データベースＡと非タイムスタンプ型データ
ベースＢで実行される。トランザクションＴ２は、非タ
イムスタンプ型データベースＢとタイムスタンプ型デー
タベースＣとで実行される。トランザクションＴ１はＴ
２に先行してＢで委任を行う。しかし、ＡでＴ１に対し
て決定されたＥＡＲＬＩＥＳＴ時刻（最初の時刻）は、
ＣでのＴ２に対しするＥＡＲＬＩＥＳＴ時刻よりも遅
い。Ｂでは制約が確立されないのて、これらの時刻はＡ
およびＢに対して時刻打ち込みされたトランザクション
時刻となる。これらは、ＡおよびＣでの局部的な制約を
満足させるが、これらはＴ１とＴ２の有効な連続化とは
一致せず、Ｔ２の前にＴ１を並べなければならない。
【００４７】この種の混合システムを取り扱い、コミッ
ト・プロトコル処理をより効果的にするために、本発明
はトランザクション・マネジャ（ＴＭ）２２０を本シス
テムの各々の節点内に設ける。このトランザクション・
マネジャは、各々の節点で局部的データベース・システ
ムを支援し、分散型トランザクションを調和させる。ト
ランザクション・マネジャは局部的インタフェースを各
々のデータベースシステムに厳密に与えることによって
これを行い、このインタフェースを介して２相式コミッ
ト・プロトコルを実行する。このＴＭ２２０は、本発明
のこのコミット・プロトコルによって必要とされる通信
を全て実行する。すなわち、全てのプロトコル・メッセ
ージは、１つの節点におけるＴＭであるソースと他の節
点における１つのＴＭである行き先を有する。
【００４８】タイムスタンプ型であろうと非タイムスタ
ンプ型であろうと、節点のＴＭはこの節点における全て
のデータベースとインタフェースを行なう。したがっ
て、いずれのデータベースも２ＰＣプロトコルの調整子
ではない。全ての節点にはＴＭが存在するので、その節
点にタイムスタンプ型データベースが存在すると否とに
かかわらず、全ての節点はトランザクションと調和する
ことができる。したがって、各々のトランザクションに
対するＴＭのうちの１つがいずれかの合理的な選択基準
を使用してそのトランザクションに対する調整子ＴＭと
して選択されるが、その理由は、このプロトコルの正し
さはいずれのＴＭが選択されたかによって影響されない
からである。
【００４９】各々のデータベース・システムは、その局
部的ＴＭに委任の開始と決定を通知する。調整子ＴＭは
これらの決定を検討する。受け取った決定に基づいて、
調整子はトランザクションを委任するか中断するかを決
定し、トランザクション時刻を選択する。次に調整子
は、他の遠隔地で参加しているＴＭにトランザクション
の処理と時刻を通信する。これらのＴＭは、次にこれら
の局部的に参加しているデータベースにこのトランザク
ションの処理と時刻を通知する。調整子ＴＭは、これの
節点におけるデータベース・システムと直接通信するこ
とによって、その局部的データベースに対する２ＰＣプ
ロトコル・メッセージを取り扱うことに留意しなければ
ならない。
【００５０】同じトランザクション内にタイムスタンプ
型データベースと非タイムスタンプ型データベースが混
在する問題に対する解決は、もしデータベースがこのＴ
ＭにＥＡＲＬＩＥＳＴ時刻（最初の時刻）を通知しなけ
れば、ＴＭがタイムスタンプの決定を行うことである。
このＴＭは、各々の非タイムスタンプ型データベース・
システムに対してその節点でＬＡＳＴ時刻値（最後の時
刻）を保持し、ＥＡＲＬＩＥＳＴ時刻（最初の時刻）を
決定するが、この時刻はトランザクションに含まれるデ
ータベースに対するＬＡＳＴ時刻値と局部的クロック時
刻の遅くなければならない。非タイムスタンプ型データ
ベースでは、ＴＭはＬＡＴＥＳＴ時刻値（最後の時刻
値）を決定してもよいし、決定しなくてもよい。もし、
ＴＭがＬＡＴＥＳＴ時刻値を決定するならば、これは予
め決められた手順にしたがってこれを行うものではない
が、この手順の詳細はＴＭを使用している特定の用途に
よって決定される。
【００５１】ＴＭを設けることによって、データベース
・システムはタイムスタンプについて全く知る必要はな
い。また、このＴＭはデータベースにつていも全く知る
必要はない。このＴＭは、トランザクション時刻の決定
がなくてもタイムスタンプの選択プロトコルを実行す
る。トランザクションに対する「最初／最後」のトラン
ザクション時刻範囲をＴＭに決定させるのは、容易であ
る。上述のように、これによって、非タイムスタンプ型
群が読取り専用の最適化と読取りロックの解放の両方を
利用することが可能になる。これら両者は、委任または
中断のいずれかによって、トランザクションが終了した
ことを知らされる前に、データベースが読取りロックを
解放することを含む。
【００５２】ＴＭが上述の序列化を実現する１つの方法
は、複合トランザクションが同時に準備されないことを
保証することである。これは遅延ロックが行うものであ
る。しかし、幾つかの非タイムスタンプ型データベース
を有する混合システムでは、このＴＭは正しい順番の保
証を与えるデータベース全てに依存することはできな
い。さらに、簡単なＴＭインタフェースを使用すること
によって、このＴＭはトランザクション間の存在性を知
ることを妨げられる。したがって、ＴＭは同時に準備状
態になるようなデータベース・システムから２つ以上の
トランザクションを許可しないことによって、正しいタ
イムスタンプの選択を保証する。これを行う１つの方法
は、１つのトランザクションが準備される前に次のトラ
ンザクションが委任されることをＴＭに要求させること
である。
【００５３】他のアプローチは、タイムスタンプの範囲
を利用することである。もし、トランザクション時刻が
準備状態の入力の時刻と同じ方法で並べられるならば、
このトランザクション時刻は、トランザクションの連続
化と一致する。これは、準備間隔を離すことを保証する
ことによって実現することができる。ＴＭが「最初／最
後」のタイムスタンプの範囲を決定する場合、このＥＡ
ＲＬＩＥＳＴ時刻はデータベースに対する最後の委任時
刻ばかりでなく、現在準備されているトランザクション
全てによって決定される最後のＬＡＴＥＳＴ上限の時刻
よりも遅くなければならない。このことは、ＴＭのトラ
ンザクション・テーブル２２４内で示される。全ての準
備トランザクションに対するＬＡＴＥＳＴの上限でロッ
クすることによって実現できる。これは、「遅延され
た」トランザクションを処理する場合のＥＡＲＬＩＥＳ
Ｔ時刻の決定の選択と同様であり、ここでこのＥＡＲＬ
ＩＥＳＴ時刻は、遅延リスト２５０に記載されたトラン
ザクションのＬＡＴＥＳＴの上限を考慮にいれなければ
ならない。
【００５４】非タイムスタンプデータベースにおける競
合トランザクションに対して離れた間隔を保証する第３
の方法がある。特に、トランザクション・マネジャがこ
れの準備しなければならないデータベースと通信を行う
場合、このデータベースは決定の準備（peepare vote)
（すなわち、このトランザクションを委任するか中断す
るか）に応答する。トランザクション・マネジャがデー
タベースの決定の準備を確認するまで、このデータベー
スによるトランザクションの処理は中断される。非タイ
ムスタンプ節点用のトランザクション・マネジャをプロ
グラムして、このトランザクションが委任されるまで、
決定の準備確認の受取を遅らせることができる。この方
法で、トランザクションが委任されるまで、このトラン
ザクションはそのロックされた資源を解放せず、このこ
とによって、非タイムスタンプ・データベースにおいて
トランザクションを正しく連続して並べることが保証さ
れる。
【００５５】上の議論は、本発明のＴＭが通常の２ＰＣ
プロトコルを使用して準備時刻にリード・ロックを解放
することを期待するデータベース・システムに対処する
ことができることを示す。他の実施例 本発明を２、３の特定の実施例を参照して説明したが、
この説明は本発明を例示するものであって本発明を限定
することを意図するものではない。当業者は、上記の特
許請求の範囲で定義した本発明の真の精神と範囲から逸
脱することなく種々の変形を行うことができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】分配型データベース・システムのブロック図で
ある。
【図２】２相式コミット・プロトコル内の事象のシーケ
ンスを表わす図である。
【図３】分散型データベース・システム内の１つの節点
のブロック図である。
【図４】本発明による他の時刻範囲を取り入れた２相式
コミット・プロトコルを示す図である。
【符号の説明】
１００ データベース・システム １０２ないし１０８ 節点 １１０ 広域情報通信網 １２０ データ １３０、１３２、１３４ 群 １４０ないし１４６ メッセージ １５０ ＬＡＳＴトランザクション時刻 ２００ ロック・マネジャ ２０２ ロック・テーブル ２１０ データベース ２１２ ＣＰＵ ２１４ メモリ・モジュール ２２０ トランザクション・マネジャ ２２２ トランザクション・テーブル ２３０ 記録 ２４０ ロック入力
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジェイムズ ジョンソン イギリス ニューバリー アールジー13 ２ピーゼット ファースト アベニュー 1000 (72)発明者 ケニス ウィルナー アメリカ合衆国 ニューハンプシャー州 メリマック グリーンリーフ ストリート 10 (56)参考文献 特開 平３−95645（ＪＰ，Ａ)

Claims (5)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 複数の相互接続されたノードを有して
    いる分散型データベースシステムに用いるトランザクシ
    ョン処理方法であって、 （ａ）分散トランザクションのコーホートである前記シ
    ステムの各ノードに、委任を準備するメッセージを送信
    し、 （ｂ）前記分散トランザクションの各コーホートが前記
    委任を準備するメッセージを受信し、そして次に該分散
    トランザクションの処置を決定し、該処置は、該トラン
    ザクションを中止すること及び該トランザクションを委
    任することによって構成されている組から選択され、 （ｃ）前記コーホートのいずれかが前記トランザクショ
    ンを中止することを決定するときはいつでも該トランザ
    クションを中止する段階を具備し、 （ｄ）前記トランザクションを委任することを決定して
    いる各コーホートが、該トランザクションを委任するた
    めに該コーホートに受け入れられる最も早い時間と、該
    トランザクションを委任するために該コーホートに受け
    入れられる最も遅い時間を含んでいる委任時間範囲をも
    決定し、 （ｅ）前記コーホートが全て前記トランザクションを委
    任することを決定しかつ前記コーホートによって決定さ
    れた前記時間範囲が空でない交点を有するときはいつで
    も、該トランザクションを委任しかつ該コーホートによ
    って決定された該時間範囲の交点から該トランザクショ
    ンのためのトランザクション時間を選択し、（ｆ）前記
    コーホートによって決定された前記時間範囲が交差しな
    いときはいつでも前記トランザクションを中止し、 （ｇ）前記トランザクションのコーホートが前記分散ト
    ランザクション中にデータ値を更新しない読取り専用コ
    ーホートを含むときはいつでも、該トランザクションを
    実行すると同時に前記読取り専用コーホートによってア
    クセスされた各データに対して該読取り専用コーホート
    に読取ロックを設定し、各前記読取りロックが該トラン
    ザクションによって設定されたことを表しているデータ
    を該読取り専用コーホートに記憶し、該トランザクショ
    ンに対する該読取り専用コーホートによって決定された
    前記最も遅い時間よりも遅くないように各該読取りロッ
    クを解放し、 （ｈ）さまざまな後続の分散トランザクションに対して
    前記段階（ａ）から（ｇ）までを繰り返す段階を具備す
    ることを特徴とするトランザクション処理方法。
  2. 【請求項２】 分散トランザクションのコーホートであ
    る各接点で、 前記分散トランザクションが読取りアクセスを得た各デ
    ータに読取りロックを設定し； 別の分散トランザクションによって読取りロックされた
    データへの各分散トランザクション書込みアクセスを許
    容し、該書込みアクセスは、前記ノードが前記他のトラ
    ンザクションを委任することを決定した後にのみ該他の
    分散トランザクションの終了より前に許容され； 別のトランザクションによって読取りロックされたデー
    タへの書込みアクセスを許容した各トランザクションを
    遅延トランザクションとしてマークし、 前記遅延トランザクションが書込みアクセスを許容され
    た読取りロックされたデータを有するトランザクション
    から構成されている遅延しているトランザクションの一
    組を表しているデータを、各該遅延トランザクションに
    関して、記憶し； 前記段階（ｄ）が、（Ａ）委任した各対応する遅延して
    いるトランザクションの前記選択されたトランザクショ
    ン時間、及び（Ｂ）まだ委任していない各遅延している
    トランザクションに対して該コーホートによって決定さ
    れた該最く遅く受け入れられる時間、よりも遅い時間
    に、各前記遅延トランザクションに対して少なくとも一
    つの該コーホートによって決定された該最も早く受け入
    れられた時間を設定することを更に特徴とする請求項１
    に記載のトランザクション処理方法。
  3. 【請求項３】 それぞれがデータベースを含んでいる複
    数の相互接続されたノードと、前記ノードがコーホート
    である分散トランザクションの委任を調整するトランザ
    クションマネジャと、前記ノードで前記データベースへ
    のアクセスを制御するロックマネジャとを備え； 各ノードの前記トランザクションマネジャは、前記ノー
    ドがコーホートである分散トランザクションを委任こと
    を準備し、かつ各そのような分散トランザクションの処
    置を決定し、該処置は、各分散トランザクションを中止
    すること及び該各分散トランザクションを委任すること
    によって構成されている組から選択され、前記各分散ト
    ランザクションを中止すべく決定されたあらゆるコーホ
    ートに対する各分散トランザクションを中止する手段を
    含んでおり、 各ノードの前記ロックマネジャは、前記ノードに配置さ
    れかつ前記各分散トランザクションが読取りアクセスを
    得た各データに読取りロックを設定し、各分散トランザ
    クションに対して、前記ノードに配置されかつ前記各分
    散トランザクションが読取りアクセスを得た各データに
    読取りロックを設定し、かつどの分散トランザクション
    によって該読取りロックが設定されたかを表している該
    ノードにデータを記憶する手段を含んでおり、 委任されるべき各決定は、該各分散トランザクションを
    委任するために該コーホートに受け入れられる最も早い
    時間と、該各分散トランザクションを委任するために該
    コーホートに受け入れられる最も遅い時間によって構成
    されている時間範囲を含み、 各ノードの前記トランザクションマネジャは、前記各分
    散トランザクションへのコーホートであるノードによっ
    て決定された前記時間範囲の交点から前記各分散トラン
    ザクションに対するトランザクション時間を選択し、そ
    の分散トランザクションの全てのコーホートがその分散
    トランザクションを委任することを決定するときに、そ
    の分散トランザクションに対して選択された該トランザ
    クション時間で該各分散トランザクションを委任し、前
    記各分散トランザクションへの前記コーホートによって
    決定された前記時間範囲が交差しないときはいつでも該
    各分散トランザクションを中止する手段を含み、 各ノードの前記ロックマネジャは、前記ノードがあらゆ
    るトランザクションの読取り専用コーホートであるとき
    に、そのトランザクションに対する該読取り専用コーホ
    ートによって決定された前記最も遅い時間よりも遅くな
    いように、そのトランザクションによって設定れた該読
    取り専用コーホートにおける各該読取りロックを解放す
    る手段を更に含むことを特徴とする分散型データベース
    ・システム。
  4. 【請求項４】 各前記遅延トランザクションに対する少
    なくとも一つのコーホートは、（Ａ）委任した各対応す
    る遅延しているトランザクションの前記選択されたトラ
    ンザクション時間、及び（Ｂ）まだ委任していない各遅
    延しているトランザクションに対して該コーホートによ
    って決定された該最く遅く受け入れられる時間、よりも
    遅い時間に、該コーホートによって決定された該最も早
    く受け入れられた時間を設定することを特徴とする請求
    項３に記載の分散型データベース・システム。
  5. 【請求項５】 前記ロックマネジャは、前記読取りロッ
    クを設定した前記トランザクションに対して、前記トラ
    ンザクションマネジャによって、決定された前記最も遅
    く受け入れられる時間よりも遅くないように各該読取り
    ロックを解放する手段を含むことを更に特徴とする請求
    項３または請求項４に記載の分散型データベース・シス
    テム。
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