JPH0827755B2 - データの単位を高速度でアクセスする方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、データベース管理シス
テムの複数のインスタンスが１つ、または、それ以上の
不揮発性のデータ・ストレージ中のデータのリソースへ
アクセスし、かつ、データを共有する環境において、デ
ータのリソースへのアクセスを制御し、そして、データ
のリソースの完全性（integrity）を維持することに関
する。

【０００２】

【従来の技術】共通のアクセスを与えるデータベース管
理システムは、アクセスされたデータの完全性を維持す
るばかりでなく、アクセスを高速度で行なう必要があ
る。

【０００３】単一のデータベース管理システム（ＤＢＭ
Ｓ）において、データの容量を増加し、そしてデータの
入手の容易性（データの可用性）（availability）を改
良するために提案されたアプローチは、複数のデータベ
ース管理システムを使用することである。複数のデータ
ベース管理システムの環境において使用される原理的な
アーキテクチヤは、「データ・シエアリング（data sha
ring）（データの共有）」と呼ばれており、デイスクの
ような不揮発性データ・ストレージのデータのリソース
へのアクセスを共有することを含んでいる。また、この
アーキテクチヤは、「共有デイスク」環境と呼ばれてい
る。デイスクが共有されている環境において、データベ
ースを含むすべてのデイスク装置は、異なつた幾つかの
セントラル・エレクトロニクス・コンプレツクス、即ち
ＣＥＣ（central electronics complex）(電子装置の中
心的な複合体)によつて共有されている。デイスク装置
により実行されるデータベース管理システム（ＤＢＭ
Ｓ）のインスタンスを持つ各ＣＥＣは、共有されたデイ
スクのデータベースの任意の部分にアクセスし、修正す
ることができる。このアーキテクチヤにおいて、各ＣＥ
Ｃは臨時のデータベースのために、それ自身のバツフア
を持つている。バツフアされるデータの単位の一貫性
（coherency）を維持するために、大域ロツキング手段
及びプロトコルが与えられている。共有デイスク環境に
使われる代表的なアーキテクチヤは、ＩＢＭ社から提供
されているＩＭＳ／ＶＳデータ・シエアリング・プロダ
クトである。

【０００４】一般的に言えば、共有デイスク環境におい
て、データの単位は、「ページ」の形式で獲得され、転
送される。最初、実行するトランザクシヨンは、そのＣ
ＥＣ中のデータベース管理システムからのデータ（通
常、「レコード」）を要求する。データベース管理シス
テム（ＤＢＭＳ）は、レコードを含むページを獲得し、
ページをバツフアにストアし、そして、ページの利用可
能性及び位置のトランザクシヨンを通知する。

【０００５】ページは、ＤＢＭＳによつて、デイスク装
置（直接アクセス・ストレージ装置、即ちＤＡＳＤ）か
らか、または、前にページをバツフアしたＤＢＭＳの他
のインスタンスから得ることができる。

【０００６】レコードを直ちに獲得することができるか
否かは、レコードが他のトランザクシヨンによつて現在
アクセスされているか否かに依存する。例えば、若し、
レコードがその中のデータを変更する目的のために、他
のトランザクシヨンによつて獲得されたとすれば、後続
するすべてのアクセス要求は、最新のデータのバージヨ
ン（改訂版）が利用可能であることを保証するために、
更新処理と同期されねばならない。一部分のデータに対
するアクセスの同期は、そのデータを現在更新している
トランザクシヨンに対して、他のすべてのトランザクシ
ヨンがそのデータにアクセスするのを阻止する「ロツク
（保護すること）」を与えることによつて与えられる。

【０００７】事実、ロツクは、必ずしもページにアクセ
スするための障害にはならない。若し、ロツクが共有さ
れたロツク（Ｓモードのロツク）であれば、１つ以上の
トランザクシヨンが１つのページにアクセスすることが
できる。若し、ロツクが排他的ロツク（Ｘモードのロツ
ク）であれば、ロツクを処理するトランザクシヨンだけ
が１つのページにアクセスすることができる。

【０００８】Ｓモードのロツクは、ページに対して複数
のアクセスを同時に処理し、Ｓモードのロツクは同じペ
ージの他のＳモードのロツクの面に与えられる。若し、
ＸモードのロツクがＳモードのロツクでロツクされてい
るページに要求されたならば、要求者側のトランザクシ
ヨンは、Ｓモードのロツクが解放されるまで保留され
る。

【０００９】トランザクシヨンの処理において、トラン
ザクシヨンがデータの単位を更新する目的で、データの
単位に対するロツクを処理している時、その更新が「コ
ミツト」されるまでか、または「ロールバツク（roll b
ack）」されるまで、ロツクは放棄されない。これに関
連して、トランザクシヨンがページを更新しようとした
場合、その更新は、トランザクシヨンが特定の段階
（「同期した時点」）に達した時か、または、試みられ
たすべての更新が行なわれない時にコミツトされる。こ
のプロシージヤの目的は、処理の完全性（integrity）
に影響を与える可能性がある更新処理をしているときに
システムに異常が生じた場合、ページの一貫性を維持す
ることにある。若し、更新処理が中止の状態を表示する
ことなく完了したならば、その更新は「コミツト」さ
れ、若し、異常状態が表示されたならば、その更新は
「ロールバツク」（復旧）される。

【００１０】トランザクシヨンが更新処理を完了し、そ
の更新がコミツトされた時、そのトランザクシヨンは更
新されたデータの単位に対するロツクを解放して、その
データの単位が利用可能であることを他の要求者側に知
らせ、そして、そのデータの単位中のデータが完全性を
維持していることを保証する。

【００１１】更新処理の可逆性（更新処理の経過を遡求
すること）は、ＤＢＭＳがデイスクのような信頼性のあ
るストレージ・リソース中に維持されている「ログ」に
よつてサポートされる。ログは、トランザクシヨンの更
新動作の経歴を示す記録、つまり、更新動作の経過記録
のことであつて、更新されるデータの単位のトランザク
シヨン、更新される前のデータの単位の状態及び更新処
理の日時を識別するものである。ロールバツク（以下、
「復旧（recovery）」ともいう）動作は、誤動作を起し
た更新動作が開始される前のデータの単位を元の形に復
帰するためにログのエントリ（記入項目）を使用する。

【００１２】トランザクシヨンの完全性、復旧、発生セ
グメント及びロツキングについては、１９８６年にアデ
イソン・ウエズレイ社（Addison Wesley）で出版された
デート（C.J.Date）著の「データベース・システム入
門」（AN INTRODUCTION TO DATABASE SYSTEMS）と題す
る書籍の第１８章を参照されたい。

【００１３】ロツク及びトランザクシヨンの処理は、デ
ータベース管理システムにおける複数のアクセス、デー
タの一貫性及び復旧に関する問題に対処するように設計
されなければならない。データが要求された時、データ
の一貫性を失うことなく、データの単位に迅速なアクセ
スが与えられるような技術であつて、複数のデータベー
ス管理システムによりデータを共有する環境において使
用することのできる技術が望まれている。例えば、一方
のＣＥＣ中のＤＢＭＳのインスタンスがアクセスを要求
しているページを、他方のＣＥＣ中のＤＢＭＳのインス
タンスが更新する時に、データの完全性に問題が生じ
る。異なつたＣＥＣの中にＤＢＭＳのインスタンスが増
殖するので、データのこれらの単位の完全性を維持しな
がら、バツフアにストアされるか、またはデイスクにス
トアされるかによつて、データの単位へ最も速くアクセ
スすることを与える技術が必要である。

【００１４】

【発明が解決しようとする課題】従つて、本発明の目的
は、データ・リソースの首尾一貫性を保証すると共に、
ＤＢＭＳの複数のインスタンスの複数のユーザによつて
データ・リソースに高速度アクセスを与えるための方法
及び装置を提供することにある。

【００１５】本発明の他の目的は、データの単位をデイ
スクにストアすることなく、ＤＢＭＳ相互の間でのデー
タの単位の転送をサポートするロツキング・プロシージ
ヤを提供することにある。

【００１６】本発明の他の目的は、複数のユーザでデー
タを共有する環境において、一方のＤＢＭＳのバツフア
から、修正されたデータの単位を、必要とする他方のＤ
ＢＭＳへ転送することによつて、デイスクに対するＩ／
Ｏ（入／出力）動作を回避することにある。

【００１７】本発明の他の目的は、データの単位がデイ
スクに書き戻される前に、データの単位の更新を、複数
のデータベース管理システムによつて行なわせることに
ある。

【００１８】

【課題を解決するための手段】本発明に従つて、複数の
ユーザのデータ共有装置は、データベース管理システム
（ＤＢＭＳ）のすべてのインスタンスが使用することの
できる１つ、またはそれ以上のデイスク中にストアされ
たデータへのアクセスを獲得するために、１つ、または
それ以上のセントラル・エレクトロニクス・コンプレツ
クスについて実行することのできるＤＢＭＳの複数個の
インスタンスを許容する。この装置において、ＤＢＭＳ
のすべてのインスタンスのために、データの単位に対す
るロツクを管理する大域ロツキング・システムによつ
て、ロツクの管理装置が与えられる。下記の方法によつ
て、異なつたＤＢＭＳのインスタンスに実行されるトラ
ンザクシヨンによつて要求されるデータの単位への高速
度のアクセスは、デイスクのＩ／Ｏ動作を行なうことな
く、しかも、転送されるデータの単位の完全性を保証し
て、要求されたデータの単位のＤＢＭＳ相互間の転送に
よつて与えられる。その方法とは、前記第１のDBMSのバ
ッフアへディスクからデータの単位に関して最初のバー
ジョンを与えるステップと、第１のDBMSに対してデータ
の単位を更新するためにＰロックを発生するステップ
と、前記大域ロック・テーブルにそのＰロックに関する
エントリを載録するステップと、前記第１のDBMSにおい
て、前記データの単位に関して最初のバージョンを更新
することにより、前記バッフアにおける前記データの単
位に関して更新されたバージョンを発生するステップ
と、前記データの単位に関して最初のバージョンを更新
することに応答して、前記第１のDBMSのバッフアにおい
て、前記データの単位に関して更新されたバージョンに
対して、単調に増加する数であるバージョン番号を発生
するステップと、前記第１のDBMSのバッフアにおいて、
前記データの単位に関して更新されたバージョンに対し
て、前記バージョン番号を付加するステップと、前記大
域ロック・テーブルにおいて、Ｐロックに関するエント
リ中に前記バージョン番号を記憶するステップと、デー
タの単位の中のレコードを読み出すために、第２のDBMS
からＬロックに関する要求を発生するステップと、前記
Ｌロックに関する要求に応答して、大域ロック・テーブ
ルに記憶されているバージョン番号を前記第２のDBMSに
与えると共にＬロックを付与するステップと、もしも第
２のDBMSのバッフア中に既にデータの単位についてのバ
ージョンが存在しているならば、当該データの単位につ
いてのバッフア中のバージョンに含まれるバージョン番
号と前記大域ロック・テーブルから得たバージョン番号
とを比較し、当該データの単位についてのバッフア中の
バージョンに含まれるバージョン番号が前記大域ロック
・テーブルから得たバージョン番号より小さい場合に
は、大域ロック・マネージャから第１のDBMSに対してデ
ータの単位を転送するよう要求するステップと、そうで
なくて、もしも第２のDBMSのバッフア中に未だデータの
単位についてのバージョンが存在していないのならば、
データの単位を読み出すために第２のDBMSからＰロック
に関する要求を発生するステップと、そのＰロック要求
に応答して第２のDBMSにデータの単位を転送するため
に、前記大域ロック・マネージャから第１のDBMSに対し
て要求を出すステップと、第１のDBMSから第２DBMSへデ
ータの単位に関して更新されたバージョンを転送すると
共に第１のDBMSから前記大域ロック・マネージャへデー
タの単位に関して更新されたバージョンに含まれるバー
ジョン番号を与えるステップと、第１のDBMSから受け取
ったバージョン番号を前記大域ロック・マネージャによ
って第２のDBMSに転送するステップと、もしも第２のDB
MSに与えられたバージョン番号が第２のDBMSによって受
け取られたデータの単位に関して更新されたバージョン
に含まれるバージョン番号よりも大きい場合には、或い
は、もしもバージョン番号が到着したときにデータの転
送に関して更新されたバージョンが第２のDBMSで受け取
られていない場合には、第１のDBMSからデータの単位に
関して更新されたバージョンをディスクに書き込み、そ
して前記ディスクから第２のDBMSにデータの単位に関し
て更新されたバージョンを与えると共にそこからレコー
ドを読み取るステップと、前記二つの場合に相当しない
ときは、第１のDBMSから第２のDBMSに転送されたデータ
の単位に関して更新されたバージョンからレコードを読
み取るステップと、を含むデータの単位をアクセスする
方法である。

【００１９】

【実施例】ＩＢＭ社のＤＢ２データベース・システムに
おいて、更新されたページは、トランザクシヨンの応答
時間と同時処理性（concurrency）とを向上させるため
に、トランザクシヨンをコミツトする時に、デイスクに
は書き込まれない。デイスクから取り出されたページで
あつて、更新処理を受け更新されたページは「汚れたペ
ージ」と呼ばれる。更新システムのバツフア中に汚れた
ページを保持することは、汚れたページの「キヤツシン
グ（caching）」と呼ばれる。ＤＢＭＳが誤動作した場
合、復旧が適正に完了したことを保証するために、汚れ
たページ中に含まれたレド（再度-redo）更新をやり直
すためのチエツクポイントにおける更新システムのログ
の中に充分な情報が記録される。データを共有する環境
において、各ＤＢＭＳのインスタンスはページをキヤツ
シユする、即ち、貯蔵するために、それ自身のバツフア
貯蔵位置を持ち、かつ、ローカル・ログも持つている。
若し、汚れたページが１方のシステム（「所有者側」の
システムと呼ばれる）に貯蔵されたならば、そのページ
を要求した他方のシステムは、所有者側からのページの
現在のバージヨン（改訂版）を獲得しなければならな
い。所有者側は、（ａ）データベース管理システム（Ｄ
ＢＭＳ）の間のメモリからメモリへの転送（以下、「ペ
ージ転送」という）によつて要求者側にページを転送す
るか、または（ｂ）デイスクにページを書き込んだ後、
そのデイスクからそのページを要求者側によつて読み取
らせることによつて、要求者側にページを転送すること
ができる。メモリからメモリへの転送動作は、デイスク
の２つの入／出力処理動作（所有者側による書き込み処
理動作と、要求者側による読み取り処理動作）を節約で
きるので、応答時間を短縮する利点と、同時処理性を向
上させる利点は、メモリからメモリへの転送動作にある
ことは明らかである。

【００２０】データの一貫性（均一性）は、下記のメツ
セージ処理によつてメモリからメモリへの転送において
保証することができる。つまり、上述のメツセージ処理
とは、所有者側は、更新されたページをデイスクに書き
込み、次に、バツフアされているそのページのすべての
バージヨンを無効にするメツセージを同報通信し、そし
て、ページに対するロツクを解放する前に、すべての要
求者側から、放送内容についての承認を待つ処理を行な
うことを意味する。然しながら、バツフアの無効の同報
通信は、ページ間の競合の発生率が低い場合には、時間
の浪費になる。また、この処理はトランザクシヨンの応
答時間を増加し、そして、同時処理性を減少する。

【００２１】本発明は、要求者側の要求に基づいて、所
有者側から要求者側に更新ページの転送を与える。従つ
て、本発明は、要求処理によつて、貯蔵された汚れたペ
ージを検出することと、所有者側のシステムによつて要
求者側のシステムに更新ページを迅速に与えることとを
可能にしている。

【００２２】キヤツシユされた、汚れたページの検出
は、本発明に従つて、ページに関連したバージヨン番号
の形式で、大域ロツク・マネージヤにおいて保持されて
いる足跡記録（trail）によつて与えられる。この足跡
記録はページの古いコピー（out-of-date copy）を簡単
に検出するために用いられる。足跡記録は付加的なメツ
セージなしで作られる。

【００２３】与えられたロツクの大域テーブルがすべて
のユーザに維持されている場合において、足跡記録は、
複数のユーザでデータを共有する環境に特に好適であ
る。その結果、ページを更新する目的のために、現在バ
ツフアされていないページにロツクが始めて要求された
時、ロツクが与えられ、ページがデイスクから呼び出さ
れ、ページが更新され、バージヨン番号がそのページに
与えられ、そして、ページの大域ロツク・テーブル中に
記入されたロツク記録の中にバージヨン番号がストアさ
れる。

【００２４】データ単位に対するロツクを要求した後続
するすべての要求は、更新されたバージヨン番号を含む
応答を受け取る。要求者側は、データ単位が新しいバー
ジヨンを必要とするか否かを決定するために、応答で受
け取つたバージヨン番号と、データ単位のコピーに付け
られたバージヨン番号とを比較することができる。若
し、要求者側のバージヨン番号が戻されたバージヨン番
号よりも小さければ、要求者側は、所有者側から最新の
バージヨンの転送を求めるか、または、ＤＡＳＤからの
最新のバージヨンを求めることができる。

【００２５】図１は本発明を適用するための複数のユー
ザでデータを共有する環境を示す図である。複数のユー
ザでデータを共有する環境において、データベース（Ｄ
Ｂ）１０は、データを永久に（不揮発性で）貯蔵するた
めに、１つ、またはそれ以上の直接アクセス・ストレー
ジ装置（デイスク装置）を含ませることができる。デー
タは、複数個のセントラル・エレクトロニクス・コンプ
レツクス（central electronics complex-ＣＥＣ）によ
つてデータベース１０に書き込まれ、または、データベ
ース１０から読み取られる。図１においては、夫々、参
照数字１２及び１４を付した２つのセントラル・エレク
トロニクス・コンプレツクス、即ちＣＥＣが示されてい
る。各ＣＥＣは１人、またはそれ以上のデータベースの
ユーザのために稼働し、この目的のために適するデータ
ベース管理機能を含んでいる。例えば、ＣＥＣ１２はデ
ータ・マネージヤ（ＤＭ）２０、バツフア・マネージヤ
（ＢＭ）２２及びバツフア・プール（ＢＰ）２４を有す
るデータベース管理システム（ＤＢＭＳ）１６を含んで
いる。ＤＢＭＳ１６はログ２６を含んでいる。同様に、
ＣＥＣ１４は、データ・マネージヤ、ＤＭ３２、バツフ
ア・マネージヤ、ＢＭ３４、バツフア・プール、ＢＰ３
６及びログ３７を有するデータベース管理システムＤＢ
ＭＳ３０を含んでいる。この明細書において、各ＤＢＭ
Ｓは同じであり、相互に「インスタンス」と称される。

【００２６】データベース１０中にストアされたデータ
単位へのアクセスは、ローカル・ロツク・マネージヤ
（ＬＬＭ）１８及び３１と、大域ロツク・マネージヤ
（ＧＬＭ）４０とを含むロツキング・システムによつて
管理される。

【００２７】ロツキング、つまりロツク動作は、ローカ
ル・ロツク・マネージヤと関連した大域ロツク・マネー
ジヤによつて管理される。これに関連して、トランザク
シヨンは識別されたデータ単位へのアクセスを要求す
る。この要求は、トランザクシヨンを実行するＤＢＭＳ
を通るメツセージによつて送られる。この要求で暗に求
められているものは、ＤＢＭＳ１６がそのローカル・ロ
ツク・マネージヤ１８に転送されるロツクを求める要求
である。ローカル・ロツク・マネージヤ（ＬＬＭ）１８
は大域ロツク・マネージヤ（ＧＬＭ）４０にそのロツク
要求を送る。ＧＬＭ４０は、そのＬＬＭ１８から与えら
れた要求を受け取つて処理し、そして、要求者側のＬＬ
Ｍに戻されたメツセージによつて、要求を処理し、ロツ
クを与える。

【００２８】図１のロツク・マネージヤの配列は、大域
ロツキング機能を与えるけれども、ロツクが与えられた
時、データベース１０にＩ／Ｏ（入／出力）動作を行な
わない。ＧＬＭの大域ロツキング管理機能の特有な能力
は、ロツクが要求されたデータ単位の更新されたバージ
ヨンを持つ他の任意のＤＢＭＳを決定し、識別するため
のロツク・マネージヤ（ＤＢＭＳの大域ロツク・マネー
ジヤ（ＧＬＭ）と関連したローカル・ロツク・マネージ
ヤ（ＬＬＭ）で構成される）の能力である。更に、メツ
セージ及びロツク名が与えられれば、このロツク・マネ
ージヤは現在のロツクの保有者にメツセージを送ること
ができる。このメツセージは、「通知（notify）」メツ
セージと呼ばれる。

【００２９】ＤＢＭＳのインスタンス１６及び３０は、
大域ロツキング機能と関連して動作する現在利用可能な
データベース管理システムを含ませることができる。こ
れらのインスタンスはメツセージによつてロツク・マネ
ージヤと通信するものと仮定する。本発明の１実施例に
おいて、データベース１０に対して入／出力動作を行な
うことなく、汚れたページを検出し、そして、検出され
た汚れたページをメモリからメモリへ転送する有効な方
法が与えられる。

【００３０】性能の観点から、ＤＢＭＳの各インスタン
スは、それ自身のログを維持するインスタンス自身のロ
グ・マネージヤ２５を持つており、そのログ・マネージ
ヤに対してログ記録が先ず書き込まれる。図１に示した
ＤＢＭＳ１６において、ログ・マネージヤ（ＬＭ）２５
がログ２６を管理する。ＤＢＭＳ３０においては、ログ
・マネージヤ（ＬＭ）３５はログ３７を管理する。デー
タの復旧を処理する目的のために、併合されたログ機能
は、ローカル・ログの併合バージヨンを作る（図１にお
いては「併合されたログ」４２）。この機能はセントラ
ル・エレクトロニクス・コンプレツクス（ＣＥＣ）の任
意のＣＥＣ中に設けることができる。ログ・マネージヤ
は、順次に増加する値を持つログの連続番号（ＬＳＮ）
を各ログ記録に関連させる。例えば、ログの連続番号、
ＬＳＮは、図１の複数のユーザでデータを共有するＣＥ
Ｃ中のクロツクをシステム・クロツク４４によつて同期
されるのを要求する刻時装置（timestamp）で構成する
ことができる。

【００３１】以下の実施例の説明において、前に読み取
られたＤＡＳＤの位置と同じ位置へ、更新されたページ
が書き込まれる方式のライト・アヘツド・ロギング、Ｗ
ＡＬ、即ち、書き込みに先行するログ動作（write-ahea
d logging-ＷＡＬ）に基づいて、ページの復旧が行なわ
れるものと仮定する。このＷＡＬのプロトコルは、変更
されるページがＤＡＳＤ中のその変更ページの前のバー
ジヨンに置換する前に、ページの変更を表わすログ記録
が、不揮発性ストレージ装置中に既に存在しなければな
らないことを規定している。本発明において、データベ
ース中のすべてのページは、そのページに対する最新の
更新を記載したログ記録のＬＳＮ（ログの連続番号）を
含むＰａｇｅ＿ＬＳＮフイールドを持つている。このフ
イールド中のこの値は、ページの「バージヨン番号（Ｖ
ＲＳＮ）」と呼ばれる。このことは、ページの正確な復
旧を行なうために、そのページのために書き込まれたロ
グ記録に関して、ページの状態を正確に関連付けるのを
可能にする。更に、後で説明されるように、ＤＢＭＳの
インスタンス中のデータベースは、ＤＢＭＳがデイスク
・ストレージ装置に更新ページを書き込む前に、そのロ
グが、対応するログの連続番号、ＬＳＮの値を取るよう
強制されることを保証するためにバージヨン番号の情報
を使用する。

【００３２】同時に生じた複数の更新ページを１つのペ
ージのバージヨンに併合するメカニズムの存在を必要と
するので、任意のＤＢＭＳが、更新するためのページを
獲得した時、そのページと同じページが異なつたＤＢＭ
Ｓ中で同時に更新されるべきでないことが決められる。
また、同時に処理される更新処理はロツク動作の細分性
（granularity）にも影響する。これらの問題を解決す
るための本発明は、複数システムによつてそのページの
更新を直列化するために、ページに関して物理的なロツ
クを使用し、そして、レコードに関して論理的なロツク
を使用する。論理ロツク、即ち、Ｌロツクは、トランザ
クシヨンの期間中、保持されるが、他方、物理的ロツ
ク、即ち、Ｐロツクは、データベース管理システムがバ
ツフア・プール中にページを保持している期間中保持さ
れる。Ｐロツクは、トランザクシヨン・システムの下の
バツフア・マネージヤ（ＢＭ）によつて獲得されるが、
Ｌロツクは個々のトランザクシヨンの下にあるデータ・
マネージャ（ＤＭ）によつて獲得される。種々の異なつ
たロツク・モードの間でロツキングの互換性の関係が存
在することと、ロツク・モードは、上述したＳモードの
ロツク及びＸモードのロツクと、「更新」のためのＵモ
ードのロツクとを含むことが規定される。更新モード
は、他のシステムがＳモードのロツクを獲得するのを可
能とするが、更新のトランザクシヨンが完了するまで、
他のすべてのロツクを阻止する。

【００３３】本発明において、Ｐロツク（物理的ロツ
ク）は、Ｓモード（共有モード）か、またはＵモード
（更新モード）の何れかに条件付けられるが、Ｌロツク
（論理的ロツク）は、Ｓモードか、またはＸモード（排
他的モード）に条件付けられる。

【００３４】図１の異なつた要素は、通常のメツセージ
転送プロトコルによつて通信するシステムを通る高速度
通信リンクによつて他のエレメントに直接接続されてい
る。ＣＥＣ１２は、高速度通信リンク５１ａを介して大
域ロツク・マネージヤ４０と通信し、他方、リンク５１
ｂはＣＥＣ１４を大域ロツク・マネージヤ４０に接続す
る。ＣＥＣ１２とＣＥＣ１４との間の直接の通信は高速
度リンク（通信リンク）５０によつて与えられる。ＣＥ
Ｃ１２及び１４の間のページの直接の転送は、リンク５
０を介して行なわれる。この転送は、送信保証が与えら
れていないデータグラム・プロトコルを用いることによ
つて行なわれるのが好ましい。このことは、ページを直
接に送信するためのコストを最小限にするのに重要なこ
とである。

【００３５】次に、図１に示した環境において動作する
機能的な要素の間の相互接続と、本発明を実施するため
に使用されるデータ・オブジエクトとを説明するために
図２を参照する。図２において、ＣＥＣ１２は細部を理
解するために必要な機能的な要素の細部を図示している
が、図面の簡略化を図るために、ＣＥＣ１４は必要最小
限の機能的要素しか図示していない。図２から理解でき
るように、大域ロツク・マネージヤ（ＧＬＭ）４０はＣ
ＥＣ１２、１４及び７０中に含まれている複数個のロー
カル・ロツク・マネージヤ（ＬＬＭ）のためのロツク管
理機能を遂行するＮ個の通路を持つ管理ロジツク・マネ
ージヤである。各ＣＥＣにおいて、実行するトランザク
シヨンは、ＤＢＭＳのローカル・インスタンスによつて
データにアクセスする。例えば、ＣＥＣ１２において、
要求者側のトランザクシヨン（ＴＸ）８０は、データベ
ース管理システム（ＤＢＭＳ）１６を通して通常の態様
でデータベース（ＤＢ）１０中のデータにアクセスす
る。これに関連して、ＴＸ８０が読み取り動作、または
更新動作をするために、レコードにアクセスを必要とす
る時、ＴＸ８０は、ＤＢＭＳ１６へ要求を送り、ＤＢＭ
Ｓ１６において、データ・マネージヤ２０は、Ｌロツク
のための要求をローカル・ロツク・マネージヤ（ＬＬ
Ｍ）１８に送る。要求されたレコードは、バツフア・マ
ネージヤ２２によつて、バツフア・プール２４（図１）
中に既に存在するページか、または、他のＤＢＭＳから
バツフア・プールに転送されたページの何れかを持つバ
ツフア・プール２４から取り出されるか、あるいは、デ
ータベース（ＤＢ）１０から取り出される。バツフア・
プール２４の中の各ページはバツフア制御ブロツク（Ｂ
ＣＢ）を持つており、図２において、ＢＣＢの１つが参
照数字８５で示されている。

【００３６】バツフア制御ブロツク（ＢＣＢ）８５は、
参照数字８５ａ乃至８５ｎで示された複数個の情報フイ
ールドを含んでいる。フイールド８５ａは、ページの名
前を表わすフイールドである。フイールド８５ｂは、こ
のブロツクによつて制御されるページのバージヨン番号
（ＶＲＳＮ）を保持している。フイールド８５ｃ（Ｄｏ
ｉｎｇ＿Ｉ／Ｏ）（入／出力装置が動作中）は、ページ
がデータベース１０からＩ／Ｏ処理によつて獲得された
か否かを表わしている。フイールド８５ｄ（Ｎｅｗ＿Ｐ
ａｇｅ＿Ｒｅｑ）（新しいページの要求）は、ページの
新しいバージヨンがバツフア・プール２４に入れられな
ければならないか否かを表わす。フイールド８５ｅ（Ｐ
ａｇｅ＿Ｕｓａｂｌｅ）（使用可能ページ）は、ページ
の現在のバージヨンが使用可能か否かを表わす。フイー
ルド８５ｆ（Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ）（データの移動）
は、ページが他のＤＢＭＳから受け取られた後、そのペ
ージがバツフア・プールに移動された時にセツトされ
る。フイールド８５ｇ（Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｈｅｌｄ）（Ｕ
モードのロツクの保持）は、ＵモードのＰロツクがその
ページに保持されているか否かを表示する。フイールド
８５ｈ（Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｒｅｑ）（Ｕモードのロツク要
求）は、ＵモードのＰロツクがそのページのために要求
されたか否かを表示する。フイールド８５ｊ（Ｗａｉｔ
＿Ｑｕｅｕｅ）（待ち行列）は、ＤＢＭＳによつて遂行
されるトランザクシヨンがページにアクセスするのを待
つているか否かを表示する。フイールド８５ｋは、ペー
ジを復旧するための走査が開始されなければならない最
も初期のログのポイントである復旧ログの連続番号（Ｒ
ＬＳＮ）をストアする。フイールド８５ｌ（Ｐａｇｅ＿
Ｄｉｒｔｙ）（汚れたページ）は、ページがデイスクか
ら読み取られた後に、ページが更新されたか否かを表わ
す。フイールド８５ｈは、ページのポインタ（ＰＴＲ）
である。この場合、ページは参照数字９０によつてバツ
フア・プール２４中に表示されたＰ１として示されてい
る。

【００３７】本発明の実施例におけるページのフオーマ
ツトは、バツフア・プール中のコピーによつて表わされ
たページのバージヨン番号（ＶＲＳＮ）の値を含んでい
る少なくとも１つのフイールド９０ｂと、少なくとも１
つのレコードとを含んでいる。図２において、ページ９
０は、夫々レコードＲ１及びＲ２を含む２つのレコード
・フイールド９０ｃ及び９０ｄを持つている。

【００３８】また、バツフア・マネージヤ２２は、更新
されたページの待ち行列９２（「汚れたページ」の待ち
行列（dirty queue）と呼ばれる）を維持しており、こ
の待ち行列の中に、更新されたページ９３及び９４が待
機している。

【００３９】各ページに対して２つのモードを持つラツ
チは、実行するトランザクシヨンのバツフア・マネージ
ヤ２２によつて管理される。これらのラツチがセツトさ
れた時、このラツチは、Ｘモードのラツチ、または、Ｓ
モードのラツチがページＰ１に関して獲得されたことを
表示する。ページＰ１のために、ラツチ・フイールド
（Ｌ）８２がラツチの状態を表示するためにバツフア制
御ブロツク８５中に与えられる。

【００４０】ローカル・ロツク・マネージヤ１８は、貯
蔵された各ページのためのレコードが維持されているロ
ツク・テーブル８１を管理し、１つのＰロツクと、１
つ、またはそれ以上のＬロツクのモードを表示する。こ
のフオーマツトは参照数字８３で示されている。

【００４１】大域ロツク・マネージヤ４０は、ＤＢＭＳ
のローカル・インスタンスに与えられているロツクのた
めのエントリを含む大域ロツク・テーブル１００を維持
している。大域ロツク・テーブル１００の中のＰロツク
のエントリは、参照数字１０３によつて表示されてお
り、最小限のフイールド１０３ａ乃至１０３ｅを含んで
いる。フイールド１０３ａはロツクされたページを表わ
す。フイールド１０３ｂはそのページのためのＲＬＳＮ
の値を含んでおり、フイールド１０３ｃはそのページの
ためのＶＲＳＮの値を含んでいる。ロツクのホルダはフ
イールド１０３ｄホルダ（ＨＬＤＲ）で示され、ホルダ
のロツク・モードはフイールド１０３ｅのモード（ＭＯ
ＤＥ）で示されている。Ｌロツクのエントリは参照数字
１０２で示されており、少なくとも、ロツク名、モード
及びホルダのフイールドを含んでいる。

【００４２】リンク５０のデータグラム転送をサポート
するために、各ＤＢＭＳはページを転送するデータグラ
ムを合成し、そして転送するための処理（Ｐａｇｅ＿Ｔ
ｒａｎｓｆｅｒ）（ページ転送）１０５を含んでいる。
また、各ＤＢＭＳは転送されたページを受け取り、そし
て貯蔵するためのデータ受け取り処理（Ｄａｔａ＿Ｒｃ
ｖ）（データの受け取り）１０７を含んでいる。図２
と、以下の説明において、ＣＥＣ１２は、ＣＥＣ１２に
ページを転送するＣＥＣ１４によつて所有されているペ
ージの読み取りを要求するものと仮定する。従つて、図
２においては、「Ｐａｇｅ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒ」１０５
及び「Ｄａｔａ＿Ｒｃｖ」だけしか示していない。

【００４３】所有者側のシステムのバツフア中にある汚
れたページのバージヨンに要求者側のシステムを導くた
めの足跡記録を、どのようにしてページのバージヨン番
号のＶＲＳＮフイールドによつて与えることができるか
を以下に説明する。また、ページが復旧された後に、ど
のようにしてページが要求者側のシステムに転送される
かについても以下に説明する。また、これと並行して、
転送されたページの復旧についても以下に説明を行な
う。

【００４４】［ページ転送プロシージヤ］ＣＥＣ１２中
の要求者側のシステムのトランザクシヨン８０がページ
中のレコードへのアクセスを要求したものと仮定する。
データ・マネージヤ２０は、その要求を受け取り、そし
て、そのレコードのためのＬロツク要求を作る。Ｌロツ
クが得られた後、データ・マネージヤ２０はバツフア・
マネージヤ２２のＦｉｘ＿Ｐａｇｅ（ページの固定）の
プロシージヤを呼び出す。要求されたレコードを持つペ
ージはバツフア・プール２４の中には存在しないものと
仮定する。この場合、バツフア・プール中にはページが
ないことを知らせるバツフア・マネージヤ２２は、その
ページのためのＰロツクの要求を発生する。このＰロツ
クの要求はそのページを所有しているシステムのＰａｇ
ｅ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒ（ページ転送）プロシージヤを呼
び出すために、ロツク・マネージヤを付勢する。若し、
そのページが所有者側のシステムにおいて、バツフアさ
れており、より新しいバージヨンが必要とされるなら
ば、通知メツセージは、所有者側のシステム中のバツフ
ア・マネージヤに対してページの転送を生じさせる。所
有者側のシステムのバツフア・マネージヤは、要求者側
のシステムのバツフア・マネージヤのＰロツクが与えら
れるように、必要に応じて、そのＰロツクを変換する。
以下に説明されるように、Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅ処理は、ペ
ージを転送するために用いられる特定の方法に従つて処
理される。

【００４５】トランザクシヨンのために要求されたレコ
ードのロツクはＬロツクであり、他方、バツフア・マネ
ージヤ２２により要求されたページのロツクはＰロツク
である。トランザクシヨンは、ページに関するレコード
を読み取るために、レコードに対するＳモードのＬロツ
クを獲得し、他方、そのバツフア・マネージヤは、レコ
ードをバツフア・プール２４の中に入れる前に、ページ
に関するＳモードのＰロツクを獲得する。ページがバツ
フア・プール中に貯蔵されている間、Ｐロツクは保持さ
れる。レコードを更新するために、トランザクシヨン
は、レコードに関するＸモードのＬロツクを要求する。
然しながら、トランザクシヨンが、きれいなページを更
新することができる前に、バツフア・マネージヤは、ペ
ージについてのＵモードのＰロツクを獲得しなければな
らない。ページが、このバツフア・マネージヤによつ
て、汚れたページで貯蔵されている間、ＵモードのＰロ
ツクは、バツフア・マネージヤによつて保持されていな
ければならない。

【００４６】汚れたページを所有しているＤＢＭＳのバ
ツフア・マネージヤがページを更新するために、Ｕモー
ドのＰロツクを獲得した時、（１）ページの更新を求め
た他のシステムによつて生じたシステム相互間のロツク
の妨害がある場合か、または（２）他のシステム中の要
求者がページを読み取る目的のための妨害しないロツク
要求を行なつた場合には、バツフア・マネージヤは、Ｐ
ａｇｅ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒプロシージヤが呼び出された
ことをローカル・ロツク・マネージヤ（ＬＬＭ）に宣言
する。いずれの場合でも、所有者側のバツフア・マネー
ジヤのＰａｇｅ＿ｔｒａｎｓｆｅｒプロシージヤは、そ
のページを要求者側に利用可能にさせる。

【００４７】汚れたページの所有者側がページの更新を
完了した時、それをコミツトするプロシージヤは、更新
されたページの新しいＶＲＳＮ値を含むレコードに対す
るアンロツク（ロツクの解放）要求を生じる。この新し
いＶＲＳＮ値は大域ロツク・テーブルのページのロツク
の記録中の対応するフイールドに置き換えられる。

【００４８】要求者側のデータ・マネージヤがページの
バージヨン番号の検証と、レコードのロツクに対するロ
ツク要求とを送つた時、ロツクの管理機構は、レコード
のロツクと、ページのＶＲＳＮ値とを与えることによつ
て応答する。データ・マネージヤは、バツフア・マネー
ジヤに受け取られたＶＲＳＮ値をＦｉｘ＿Ｐａｇｅ処理
の呼び出しに送る。Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅ処理において、バ
ツフア・マネージヤは、バツフア・プールがページのバ
ージヨンを持つているか否かをチエツクし、若し、バツ
フア・プールがページのバージヨンを持つていれば、ロ
ツク管理機構から受け取つたＶＲＳＮ値と、バツフア・
プール中のページのバージヨンのＶＲＳＮ値とを比較す
る。バツフア・プールがページのバージヨンを持つてお
り、そして、バツフア・プールのＶＲＳＮ番号が、受け
取られたＶＲＳＮ番号よりも大きいか、または等しい場
合、要求者側のバツフア・マネージヤは所有者側から、
汚れたページを獲得しない。然しながら、若し、受け取
られたＶＲＳＮ値が、要求者側のバツフア・マネージヤ
によつて所有されているページのバージヨンのＶＲＳＮ
値よりも大きければ、所有者側のバツフア・マネージヤ
のＰａｇｅ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒ処理が、通知メツセージ
を介して呼び出され、そして、そのページは要求者側の
バツフア・プールに転送される。

【００４９】ロツク要求とＰａｇｅ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒ
の呼び出しとが、所有者側のバツフアから要求者側のバ
ツフアに汚れたページを転送するものと仮定して、以下
に、従来のプロシージヤを説明するが、本発明に従つ
て、ページ転送を、より効果的に行なうために、更に３
つのプロシージヤが考えられている。

【００５０】［単純なページ転送プロシージヤ］単純な
ページ転送プロシージヤにおいて、所有者側のバツフア
・マネージヤはページをデイスクに書き込む。書き込み
が完了した後、所有者側のバツフア・マネージヤは、要
求されたロツクのモードに従つてそのＰロツクを変換す
る。次に、ロツクの機構は要求者側にロツクを付与し、
要求者側のシステム中のバツフア・マネージヤはデイス
クからページを読み取る。

【００５１】この従来の方法は本発明には好適ではない
が、条件が満たされた時には、利用することのできる単
純な転送方法を与える。この方法は、ロツク管理機構か
ら、所有者側へのロツク・メツセージを必要とし、そし
て、ページをデイスクに書き込むために所有者側による
ＤＡＳＤのＩ／Ｏ動作を必要とするので、好ましい方法
ではない。ＷＡＬのプロトコルが用いられている場合に
は、書き込みのＩ／Ｏ動作はログの処理を行なわねばな
らない。また、ページ転送に応答するために、所有者側
からロツク管理機構（lock management）ヘのメツセー
ジと、デイ スクからページを読み取るために要求者側
のバツフア・マネージヤによるＩ／Ｏ動作とを必要とす
る。

【００５２】この単純な方法は、転送の応答時間が長
く、そして、同時処理性が減少するので、コストがかか
ることは明らかであろう。

【００５３】［中間的な速度のページ転送方式］中間的
な速度のページ転送方式において、所有者側のバツフア
・マネージヤは、要求されたページをデイスクに書き込
み、そして、要求者側のバツフア・マネージヤにそのペ
ージを同時に転送する。デイスクへの書き込みは、要求
がＵモードのロツクのためである場合にのみ行なわれ
る。デイスクの書き込み動作の終了に続いて、所有者側
のバツフア・マネージヤはそのＰロツクのグレードを下
げることができ、書き込み動作の終了に続いてロツク管
理機構は要求者側のバツフア・マネージヤにロツクを与
える。

【００５４】要求者側のバツフア・マネージヤによる読
み取りＩ／Ｏ動作は、要求者側のバツフア・マネージヤ
へページを転送することによつて回避されることは明白
である。然しながら、データグラムのプロトコルは、要
求者側が転送されたページを受け取るであろうことは保
証されていない。システムが誤動作をした場合、誤動作
をしたシステムのログが、誤動作を起したシステムのバ
ツフア・プール中に保持されている汚れたページを回復
するためだけに必要とされる。

【００５５】要求者側のシステムにおいて、転送された
ページが時間通りに到着することを保証できないことに
は、以下の３つの可能性が原因である。第１の可能性と
しては、Ｐロツクが要求者側に与えられる前に、ページ
が到着することである。第２の可能性としては、Ｐロツ
クが付与された後に、長い時間を経過してページが到着
することであり、この場合、そのページは、要求者側で
デイスクから読み取られて既に貯蔵されているかもしれ
ない。第３の可能性としては、要求者側のバツフア・マ
ネージヤがＰロツクを獲得し、デイスクからページを読
み取り、そのページを更新し、デイスクに書き込み、そ
して、そのバツフア・プールからそのページを除去した
後に、ページが到着することである。

【００５６】第１の場合は通常生じるケースであり、つ
まり、そのページのＰロツクの要求が与えられる前に、
ページが要求者側のバツフア・マネージヤに転送される
場合である。

【００５７】第２及び第３の可能性に基づく事態がどの
ように取り扱われるかを説明するために、Ｐロツクが要
求された時に既にセツトされているバツフア制御ブロツ
ク（ＢＣＢ）８５（図２）を参照する。Ｐロツクが与え
られた時に、そのページはバツフア・プール２４にもス
トアされておらず、ＣＥＣ１４からも受け取つていない
と仮定した場合、若し、Ｃｏｍｍ＿Ｌｉｎｋ転送オプシ
ヨンをＮＯに現在保持していなければ、バツフア・マネ
ージヤ２２は、そのページについてＵモードのロツクを
要求し、次に、データベース１０からの読み取りＩ／Ｏ
動作を開始する。ＢＣＢのフイールド８５ｃの中のＤｏ
ｉｎｇ＿Ｉ／Ｏフラグは、ページがデータベース１０か
ら読み取られていることを表示するためにマークされ
る。この実施例では、所有者側からページを再要求する
時間切れ手段は与えられていない。更に、所有者側のシ
ステムがデータベースにページを書き込んだ後に、Ｐロ
ツクが要求者側のシステムに与えられるので、要求者側
はデータベースからページの現在のバージヨンを獲得す
る。これに続いて、若し、転送されたページが到達し、
そして、既に貯蔵されたバージヨンがあれば、転送され
たページのバージヨンは無視される。

【００５８】第３の場合において、若し、ＢＣＢが見い
出されなければ、そのページは無視される。

【００５９】［高速度ページ転送方式］高速度のページ
転送方式において、所有者側のバツフア・マネージヤ
は、ページ転送の間で、デイスクに直接にページを書き
込むことはない。この方式は、所有者側のロツク・マネ
ージヤへのメツセージと、ページを送るメツセージと、
所有者側からロツク・マネージヤへの応答メツセージと
のたつた３つのメツセージしか必要としない。デイスク
のＩ／Ｏ動作は必要としない。高速度ページ転送方式
は、上述した単純なページ転送方法及び中間的な速度の
ページ転送方法よりも、よりよい応答時間と同時処理性
とを与える。然しながら、この方式は、汚れたページを
一方のシステムから他方のシステムに転送することがで
き、そして１つ以上のシステムからの更新したページを
含ませることができるので、ページの復旧が複雑にな
る。簡単な転送方法及び中間速度の転送方式において
は、汚れたページは所有者側からの更新ページだけにし
か含まれていない。従つて、高速度の転送方式において
は、ページを復旧するために、すべてのシステムの併合
されたログが要求される。

【００６０】高速度ページ転送方式においては、汚れた
ページをデイスクに書き込むことなく、所有者側のシス
テムから要求者側のシステムに汚れたページを転送す
る。所有者側から要求者側へ、汚れたページを転送した
結果、若し、ページの所有権（page's ownership）も転
送されるならば、転送側のバツフア・マネージヤは汚れ
たページの待ち行列からそのページを除去することがで
きる。ページは、複数のシステムからのコミツトされ、
または、コミツトされない更新ページを含むことができ
る。汚れたページを更新するために他のシステムに更新
するページが転送された時、ページの所有権は受け取り
側のシステムに移転する。高速度転送方式において、ペ
ージをデイスクに書き込むことは受け取り側のシステム
の責任である。また、ページをデイスクに書き込む前
に、書き込みが誤動作した場合には、所有者側は、その
ページを復旧する責任がある。勿論、所有権は、復旧処
理の呼び出しを行なつたり、あるいは、ページをデイス
クに書き込む処理を行なつたりすることなく移転するこ
とができる。

【００６１】汚れたページは、複数の所有者から、具体
化されていない（non-externalized）変更（即ち、ペー
ジのバージヨンがデイスクの中に入れられていない変
更）を含んでいるかもしれないから、最初にページを汚
すトランザクシヨン・システムは、大域ロツク・マネー
ジヤ４０によつて維持されているロツク記録の対応する
フイールドの中に、復旧ログの連続番号（recover-log
sequence number-ＲＬＳＮ）を記録する。このＲＬＳＮ
の値は、併合されたログ中の最も初期のログのポイント
（地点）であつて、ページの現在の所有者が、デイスク
にページを書き込む前に、デイスクへの書き込みを失敗
した場合、関連したページに対してログされた変更を再
試行するために、上述の最も初期のログのポイントか
ら、ログは走査されねばならない。復旧ログの連続番号
ＲＬＳＮを維持し、追跡することについての説明は以下
に細述される。

【００６２】高速転送方式の下ではページの所有権を移
転する間で、前の所有者側のシステムは、前の所有者側
の汚れたページの待ち行列から汚れたページを除去する
ので、適用されない（ページのデイスクのバージヨンに
対して）昔のログ記録のログの連続番号は、前の所有者
によつてチエツクポイントにされていた再開始の復旧ポ
イントの計算には使用されない。例えば、若し、システ
ムＳ１にただ１つの汚れたページがあり、その所有権が
システムＳ２に移転するとすれば、Ｓ１の次のチエツク
ポイントは、その汚れたページのＲＬＳＮではなく、Ｓ
１のチエツクポイントの開始点である再開の復旧ポイン
トの記録となる。然しながら、復旧システムによつて所
有されているすべてのページのＲＬＳＮは復旧ポイント
の計算に使用されなければならない。

【００６３】ページの所有権の移転の間で、転送する方
の所有者側のシステムは、所有者側の汚れたページの待
ち行列からページを除去するので、若し、復旧ログの連
続番号ＲＬＳＮが失われたならば、ページの復旧が困難
に晒される場合がある。例えば、ページがシステムＳ１
によつてＵモードに保持されており、そして、システム
Ｓ２がＵモードにページを要求している場合を想定す
る。システムＳ１はシステムＳ２にページを送り、その
汚れたページの待ち行列からページを除去し、そして、
ロツクのグレードを下げる。次に、システムＳ１の次の
チエツクポイントが始動し、そして、送出された汚れた
ページの適用されない昔のログ記録よりも新しい再開始
ポイントを記録する。ここで、システムＳ１を含むＣＥ
Ｃが誤動作をしたものと仮定する。従つて、ＲＬＳＮが
失われ、そして、Ｓ１及びＳ２のチエツクポイントの情
報は、汚れたページが関連するログの記録の位置を表示
するために利用することはできない。本発明において、
この問題は、ＲＬＳＮを含む大域ロツク・テーブル１０
０を周期的にチエツクポイント処理をすることによつて
取り扱うことができる。これは、汚れたページのリスト
を効果的にした環境規模のチエツクポイントである。こ
のチエツクポイントは、環境規模の誤動作、即ちＣＥＣ
規模の誤動作が発生した時に、復旧の再開始のポイント
を決定するのに使用される。このチエツクポイントは、
大域ロツク・テーブル１００を定期的に問合せ、そし
て、Ｕモードのロツクが保持されているページの識別子
及びＲＬＳＮを記録する１つのトランザクシヨン・シス
テムを低優先度の処理で動作させることによつて実行す
ることができる。従つて、環境規模の復旧の再開始の間
において、復旧の再開始のポイントを計算するために、
最低位の優先度で記録されているＲＬＳＮが用いられ
る。

【００６４】高速度転送方式についての最後の説明は、
通信リンク５０を経たページ転送に関する。所有者側に
汚れたページが存在することを知らせるｓｈｏｒｔ＿ｍ
ｅｓｓａｇｅ（短いメツセージ）が、ロツク付与に付随
して要求者側に送られる。ページの古いバージヨンを使
用することは、中間速度の転送方式と同じように回避さ
れる。然しながら、高速度転送方式においては、若し、
ページの古いバージヨンが貯蔵されていたり、あるい
は、ロツクが与えられる時までに、ページが受け取られ
なければ、要求者側はデイスクから、ページを読み取る
ことはできず、現状のままのページを使用する。若し、
要求者側のシステムがＰロツクを獲得した時に、まだ現
在の所有者になつていなければ、要求者側のシステム
は、先ず、Ｕモードのロツクを獲得しなければならな
い。これに関連して、要求者側のデータベース管理シス
テムは、前の所有者により、そのページがデイスクに書
き込まれるべきであることを、要求者のロツク要求の中
に委託する。若し、所有者側のシステムが誤動作を起さ
なければ、所有者側はデイスクにページを書き込み、そ
して、要求者側はデイスクに書き込まれたページを獲得
することができる。若し、現在の所有者側が誤動作を起
したならば、システムは、要求者側にページを復旧させ
る。この場合の復旧は、ページを現状に戻すために、デ
イスクから、ページの、より古いバージヨンを読み取る
ことと、併合ログからのログ記録を適用することとを含
む。所有者側のシステムが誤動作を起した時、ログは、
ＲＬＳＮからＬＳＮへ走査される。ＬＳＮの上限は、新
しい所有者がそのページの所有者になつた時点におい
て、その特定の時点で新しいログ記録が書き込まれたと
したならば、どんなＬＳＮの値であるかを知ることによ
つて、新しい所有者によつて獲得することができる。

【００６５】［超高速度のページ転送方式］超高速度の
ページ転送方式において、所有者側のバツフア・マネー
ジヤは、ページを転送する前に、そのページのＬＳＮ
（ログの連続番号）値を取るようにログを強制するよう
要求されない。この方式によりページ転送に与える影響
は、３つのメツセージを持つことと、デイスクのＩ／Ｏ
処理動作がないことと、ログ記録の値を強制しないこと
とである。然しながら、ＷＡＬプロトコルが順守される
のを保証するために、この方式は、デイスクからページ
が取り出されて以来、システムのページが更新されたす
べてのシステムに対して、１システム毎にページに関連
したＬＳＮを追跡することを必要とする。更新するシス
テムに対して記憶されるべきＬＳＮは、ページがそのシ
ステムによつて他のシステムに転送された時のページの
ＬＳＮである。すべての更新するシステムが、追跡され
るＬＳＮに夫々の関連ログを強制した後にだけ、そのペ
ージをデイスクに書き込むことができる。各システム
は、他のシステムのログとは独立して、各システムのロ
グに強制させるシステム自身のログを持つているので、
上述のことが要求される。

【００６６】一連のシステムのログ記録を追跡すること
は、以下のプロシージヤに従つて達成することができ
る。汚れたページのために、或る数のスロツトをバッフ
ア制御ブロツク（ＢＣＢ）に割り当てることができ、各
スロツトは、ページを更新した各々のシステムによつて
書き込まれた最後のログ記録にあるＬＳＮを追跡するの
に使用される。スロツトが入手可能である間では、更新
するシステムは、ページに対して今書き込まれたばかり
のログ記録のＬＳＮを書き込む。このスロツトが入手可
能でなければ、システムは、上述の第１の方法に従う。
つまり、更新するシステムは、システムがページを転送
する前に、ログを強制すると言うことである。若し、汚
れたページの所有権が、必要なポイントに強制された更
新システムのログなしで転送されたならば、スロツトの
中の情報はページと一緒に、新しい所有者に送られる。

【００６７】汚れたページをデイスクに書き込む前に、
その汚れたページの現在の所有者は、そのページを前に
更新したすべてのシステムが、対応するスロツトに記入
されたＬＳＮに、夫々のログを強制することを保証す
る。デイスクのような安定したストレージに転送するこ
とによつて、システムのログが具体化されている最大の
ＬＳＮを、大域ロツク・マネージヤ４０に周期的に登録
することが、本発明の一実施例において、能率を増す目
的で考慮されている。この最大のＬＳＮは、Ｈｉ＿ＬＳ
Ｎ（高い＿ログの連続番号）と呼ばれる。大域ロツク・
マネージヤ４０が特定のシステムにメツセージを送る時
に、大域ロツク・マネージヤは、周期的に、他のシステ
ムのＨｉ＿ＬＳＮを送る。若し、他のシステムに必要と
されるＬＳＮに強制されるべきであることを、そのログ
が現在知らなければ、現在の所有者側のシステムは上述
の他のシステムにメツセージを送り、そして、上述のよ
うにログを強制するようそのシステムに要求する。以前
のシステムの１つが誤動作をして、ログを強制する要求
に応答しない場合、現在の所有者側のバツフア・プール
中には、安定したストレージ、例えば、デイスク装置中
にログ記録がない幾つかの更新された汚れたページがあ
るはずである。従つて、そのページは以下に説明する態
様で復旧されねばならない。以下に説明されるページ復
旧を行なう前に、必要とするＬＳＮに対するそれらのロ
グ記録を具体化するために、前にページを更新したすべ
ての生き残りのシステムが必要とされる。これは、他の
システムによつて行なわれ、後でコミツトされる更新の
ために、未だ具体化されていないログ記録の喪失を防
ぐ。現在の所有者側のシステムは直接アクセス・ストレ
ージ装置からのページを読み取り、そして、併合された
ログを使用してそのページを復旧する。この復旧は、そ
のページのＲＬＳＮからページの復旧が開始された時点
のＬＳＮまで、併合されたログの走査して、関連するロ
グ記録を取り出し、処理することによつて行なわれる。
ページの復旧が開始された上述の時点はＴｏ＿ＬＳＮと
呼ばれる。

【００６８】［レコードのロツキングを有するページ転
送方式］ロツク管理機能 上述したＬロツクの形式でレコードのロツキングをする
ものと仮定すると、ロツク管理機構も、ページの同時処
理を維持するのを援助する。図２を参照して、ＣＥＣ１
２が要求者側のシステムであり、ＣＥＣ１４が所有者側
のシステムであり、大域ロツク・テーブル１００の記録
は各ロツクのためのＶＲＳＮフイールドを含んでいるも
のと仮定する。例えば、このフイールドはＲＬＳＮフイ
ールドに加えて、ページのＬＳＮを含み、そして、ペー
ジ復旧のためのログ・ポイントである。ＤＢＭＳ中に貯
蔵されていないページに対する最初のロツクが要求され
た時、ＶＲＳＮフイールドは、ロツク・マネージヤによ
つてゼロに初期化され、そして、システムによつて与え
られたＶＲＳＮが現在の値よりも大きい時にのみ、この
ＶＲＳＮフイールドの値は大域ロツク・テーブル１００
中の値と置換される。

【００６９】ロツク・ホルダからのアンロツク（ロツク
の解放）要求と共に、ロツク管理機構はページのロツク
名のリストと、それらに関連したＶＲＳＮとを受け取
る。代表的な例でいえば、トランザクシヨンをコミツト
した時か、または、トランザクシヨンが完全にロール・
バツク（復旧）した後において、トランザクシヨンのた
めのすべてのロツクを解放するために、トランザクシヨ
ンのシステムがアンロツク要求を発生した時、トランザ
クシヨンのシステムは更新されたページのページのロツ
ク名のリストと、それらのページのバージヨン番号と
を、アンロツク要求に含まれたフイールド中のロツク・
マネージヤに送る。アンロツク要求と共にこのリストを
送る目的は、これらのページを貯蔵しているかもしれな
い他のシステムがこれらのページの現状を容易に検証す
ることができるように、更新されたページのバージヨン
番号を登録することにある。

【００７０】ページのロツク名のリスト及びこれらのペ
ージのバージヨンのリストは、所有者側のシステムによ
つて維持されている。このリストは図２において参照数
字１２０で示されており、表示されたリストはバツフア
・マネージヤの制御の下にある。リスト１２０は、ペー
ジの更新が遂行されている時にバツフア・マネージヤ３
４によつて維持されている。他の案として、ページのロ
ツク名及びバージヨンのリスト１２０は、汚れたページ
のバツフア・プールを走査することによつてトランザク
シヨンの終了の時に発生することができる。バツフア・
マネージヤ３４は、システム規模のリスト１２０を維持
している。バツフア・マネージヤがページを横取りした
時、バツフア・マネージヤは、Ｐロツクのためのそのア
ンロツク要求を持つページのＶＲＳＮを送る。ロツク管
理機構がアンロツク要求を受け取つた時、ロツク管理機
構はロツクのためのＶＲＳＮフイールドの中にその値を
入力する。

【００７１】トランザクシヨンは、システム規模のリス
トがコミツトされていない他のトランザクシヨンによつ
て更新されたページのＰａｇｅ＿ＩＤ（ページの識別
子）を含んでいるかもしれないので、更新されていない
ページのＶＲＳＮを送ることがある。また、更新された
ページのＶＲＳＮは、他のトランザクシヨンか、または
バツフア・マネージヤによつて既に送られているので、
そのトランザクシヨンはＶＲＳＮを送らない。ロツク管
理機構のメカニズムは、ＶＲＳＮを受け取つたアンロツ
ク要求を送る前に、供給されたＶＲＳＮを更新する。

【００７２】以下の説明のために、ロツク要求は、トラ
ンザクシヨンか、またはバツフア・マネージヤかによつ
て発生することができるものとする。トランザクシヨン
が要求者側システムにある時には、要求ロツクはＬロツ
クであり、バツフア・マネージヤが要求者側システムに
ある時には、要求ロツクはＰロツクである。ロツク要求
はローカル・ロツク・マネージヤを介して、複数フイー
ルドのメツセージの形式で大域ロツク・マネージヤに送
られる。要求者は、通常、要求者側のトランザクシヨン
のローカル・ロツク・マネージヤか、またはバツフア・
マネージヤを通つて大域ロツク・マネージヤ４０から送
られたメツセージの形式で要求の付与を通知される。こ
の説明において、Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ（短いメ
ツセージ）は、常に、付与メツセージに通される。

【００７３】同様に、トランザクシヨンのコミツト、ま
たは、ロール・バツクの後に、アンロツク要求は、ロツ
クを所有しているシステムによつて、そのローカル・ロ
ツク・マネージヤを介して大域ロツク・マネージヤ４０
に送られる。

【００７４】ロツク管理のメカニズムは、ロツク要求と
関連して検証オプシヨンを与える。検証オプシヨンはロ
ツク要求に応答して名付けられたページのＶＲＳＮを返
還する。データ・マネージヤがレコードに対するＬロツ
クの要求を発生した時、明らかに、データマネージヤ
は、レコードがストアされているページのＶＲＳＮを獲
得する。若し、ページに対するロツクがすべてのシステ
ムによつて現在保持されていないならば、ロツク管理機
構は、ＶＲＳＮ値をゼロに戻し、そして、Ｓｈｏｒｔ＿
ｍｅｓｓａｇｅ中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓ（所有者
の存在）をＮＯにする。検証オプシヨンは、データ・マ
ネージヤによつて用いられ、そして、ページの古いバー
ジヨンがバツフア・マネージヤのバツフア・プールに現
在貯蔵されている場合、データ・マネージヤが、ページ
の訂されたバージヨンを読み取り、または、読み取るで
あろうことを保証する。レコードのロツクが付与され、
そして、ロツク付与のメツセージが与えられた後に、ロ
ツク・マネージヤによつて、ＶＲＳＮ値が検索される。
Ｌロツクの要求が発生された時に、他のシステムがその
レコードを依然として修正している場合に、他のシステ
ムの修正がコミツトされた後に、対応するページのＶＲ
ＳＮ番号が必要とされることには注意を向ける必要があ
る。Ｌロツクが要求者側のシステムに付与可能になるま
で、ＶＲＳＮ値を検索するのを遅延することによつて、
ロツク管理機構が、更新されるレコードのページの最新
のコミツトされたバージヨンのＶＲＳＮ値を知るであろ
うことを、ロツク管理機構は保証することができる。ペ
ージの現在のＶＲＳＮ値が大域ロツク・テーブル１００
の中に入力されたことが保証されるまで、トランザクシ
ヨンのＬロツクは解放されないから、上述の保証は可能
である。この保証を達成するために、ＶＲＳＮ番号は、
ＶＲＳＮ値を伴つたアンロツク要求がトランザクシヨン
の終了の間で処理される前に更新される。

【００７５】検証オプシヨン及びロツク要求に応答して
与えられたＶＲＳＮ値は、Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ
として返還される。Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅが付与
されたＬロツクと共に返還された時、そのＳｈｏｒｔ＿
ｍｅｓｓａｇｅはＬ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ（Ｌ
ロツクの短いメツセージ）と呼ばれる。本発明の下で、
システムＳ１のトランザクシヨンＴ１がレコードＲ１に
対してＳモードのロツクを保持しており、そして、シス
テムＳ１のトランザクシヨンＴ２もまた、レコードＲ１
に対してＳモードのロツクを要求した場合、ローカル・
ロツク・マネージヤはＬロツクを地域的に与えることを
考慮している。この場合、オリジナルのロツク要求者に
与えられたＬ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅは新しい要
求者に与えられねばならない。従つて、ローカル・ロツ
ク・マネージヤは、レコードＲ１のためのロツクをトラ
ンザクシヨンＴ２に与えると共に、トランザクシヨンＴ
１に与えられたＬ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを送る
能力を持つている。システムがロツクを現在保持してお
らず、かつ返還するＶＲＳＮ値がないページを、検証オ
プシヨンが参照したことを、若し、ロツク管理機構が見
い出したならば、ロツク・マネージヤはゼロの値と、Ｏ
ｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓ＝ＮＯを安全に返還することが
できる。このことは、ページの最新のバージヨンがデー
タベース１０の中にあり、そして、読み取られる訂正バ
ージヨンであることを暗示している。これはまた、Ｌロ
ツクを要求したシステムは、Ｌロツクが与えられた時点
で、バツフア・プール中に貯蔵されたページのバージヨ
ンを現在持つていないことを意味することが判る。

【００７６】Ｌ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅは、要求
者側が要求ページの現在貯蔵されたバージヨンを使用す
ることができるか否かを決めるために、Ｆｉｘ＿Ｐａｇ
ｅの処理に使用される。貯蔵されたページが現在のバー
ジヨンでなく、そして、要求者側がページの新しいバー
ジヨンを必要とするならば、そのバツフア・マネージヤ
は、ページの新しいバージヨンを得ることが必要であ
る。ロツク管理機構は、或るモードにロツクを保持して
いるシステムへメツセージを送るための通知オプシヨン
を与える。バツフア・マネージヤは、若し、新しいバー
ジヨンがあれば、ページの新しいバージヨンを、所有者
から得るために、上述の通知オプシヨンを使用する。バ
ツフア・マネージヤは、ページの新しいバージヨンがＮ
ＥＷ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑフイールド（図２の８５ａ）へ
のエントリによつて要求されたことをバツフア制御ブロ
ツクを必要とする要求側のトランザクションに知らせる
ので、貯蔵されたページのバージヨンよりも、より新し
いバージヨンは、新しいバージヨンが到着するまで保留
される。Ｌ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中のＶＲＳＮ
が、貯蔵されたページのＶＲＳＮよりも小さいか、また
は等しいトランザクシヨンは、貯蔵されたページのバー
ジヨンを使用するように続行することができる。若し、
そのページについての所有者がいないことを、ロツク管
理機構が表示したならば、デイスクのページのバージヨ
ンは最新のバージヨンであることが想定される。この場
合には、バツフア・マネージヤはデータベース１０から
ページを読み取る。

【００７７】Ｐａｇｅ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒのプロシージ
ヤを理解するために、図２において、ＣＥＣ１４中の所
有者側のＤＢＭＳ３０がＣＥＣ１２中の要求者側のＤＢ
ＭＳ１６にＳｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを送る場合を仮
定する。この短いメツセージは、ローカル・ロツク・マ
ネージヤ３１と、大域ロツク・マネージヤ４０と、ロー
カル・ロツク・マネージヤ１８とを通る通路によつて送
られる。転送されるページのＶＲＳＮ値を含むこの短い
メツセージは、このメツセージがＰロツクに関連してい
るので、Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ（Ｐロツクの
短いメツセージ）と呼ばれる。若し、所有者側がＰａｇ
ｅ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒ動作の一部としてその動作を行な
うならば、所有者側はグレードの低減要求と関連したＰ
ロツクにこのメツセージを付加する。若し、そうでなけ
れば、所有者側は、そのページを要求者側に直接に転送
した後、ローカル・ロツク・マネージヤと、大域ロツク
・マネージヤと、ローカル・ロツク・マネージヤとを通
すによつてＰ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅだけを要求
者側に送る。この場合、Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇ
ｅは、ページ転送の要求を承認する。若し、この動作の
間で、所有者側が所有権を放棄したならば、ロツク管理
機構は大域ロツク・テーブル中のページのＶＲＳＮ値を
更新する。Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅは、ページの所
有者が存在するか否かを表示するフラグ・フイールドで
あるＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓを含む。このフラグは大
域ロツク・マネージヤ４０によつてセツトされる。若
し、Ｐロツクか、または、より新しいバージヨンが要求
されたページに対して所有者がいなければ、大域ロツク
・マネージヤ４０は、そのページのＶＲＳＮ値を含むＰ
＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを発生する。所有者がい
ない場合、若し、少なくとも１つのシステムがそのペー
ジについてのＳモードのロツクを既に保持しているなら
ば、大域ロツク・テーブル１００は、このページのため
のエントリを既に持つている。この場合、ページが更新
され、更新システムによつてＵモードのロツクが放棄さ
れている結果、更新システムが、大域ロツク・マネージ
ヤ４０によつて、大域ロツク・テーブル１００の中のＶ
ＲＳＮ値を更新させているので、ＶＲＳＮ値はゼロでは
ない。そうでなければ、現在のロツクの要求の結果とし
て大域ロツク・テーブルのエントリが発生されるという
事実によつて、ＶＲＳＮ番号はゼロである。この場合、
既に説明したように、ＶＲＳＮフイールドはゼロ値で初
期化される。

【００７８】本発明の方法を実行する際に、図１及び図
２に示された複数のユーザでデータを共有する環境によ
つて実行されるプロシージヤを、表Ｉ乃至表ＩＩＩの疑
似コード表示を参照して以下に説明する。当業者には明
らかなように、この分野の専門家は、示された疑似コー
ド表示及び関連する記述に基づいて、汎用コンピユータ
・システムを動作するために必要な実行用インストラク
シヨンを、特別の努力を要することなく容易に作成する
ことができる。疑似コードの表において、「¬＝」は
「等しくない」ことを表わし、コメントは「／＊」と
「＊／」との間に挟まれて記載されている。

【００７９】［中間的な速度のページ転送方式のための
Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅの処理］最初に、要求者側のシステム
のデータ・マネージヤがレコードに対してＬロツク要求
を発生したことに応答して、要求者側のシステムのトラ
ンザクシヨンが幾つかのデータを要求する。ローカル・
ロツク・マネージヤはＬ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ
を持つＬロツクをデータ・マネージヤに与える。次に、
若し、要求がレコードの読み取りであれば、データ・マ
ネージヤは、バツフア・マネージヤに対して、パラメー
タとしてＬ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを持つＦｉｘ
＿Ｐａｇｅ要求を発生する。若し、Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅ要
求がページ中のレコードを更新する要求であれば、Ｌ＿
Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅは送らない。読み取りの場
合に、Ｌ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを送る理由は、
バツフア・マネージヤがＬ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇ
ｅ中のＶＲＳＮよりも大きいか、または等しいＶＲＳＮ
を持つバツフア・プールのページを与えねばならない義
務を保証するためである。ページ中のレコードを更新す
るためには、バツフア・マネージヤはページの最新バー
ジヨンを獲得しなければならない。バツフア・マネージ
ヤはページの最新バージヨンを獲得しなければならない
場合には、Ｌ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅは送る必要
はない。バツフア・マネージヤによるＦｉｘ＿Ｐａｇｅ
の処理の間で、若し、ページが現在貯蔵されていなけれ
ば、バツフア・マネージヤはページのＰロツクを要求す
る。この場合、ページは所有されているか、または他の
システムによつて所有されていないかの何れかである。

【００８０】若し、ページが他のシステムによつて所有
されているならば、ロツク管理機構は、そのページを所
有しているシステムの中にＰａｇｅ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒ
プロシージヤを呼び出す。所有者側のシステムはページ
を転送し、そして、転送されたページのＶＲＳＮ値と、
Ｏｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔ＝ＹＥＳとを持つＰ＿Ｓｈｏｒ
ｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを送る。Ｐロツクが要求者側に与え
られる時間までに、若し、ＶＲＳＮを持つページが到着
しなければ、バツフア・マネージヤは、Ｃｏｍｍ＿Ｌｉ
ｎｋ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒ（通信リンクによる転送）＝Ｎ
Ｏの関連メツセージを有するＵモードのロツクを要求す
ることによつて、ページの所有者になるように試みる。
これは、使用中のＰａｇｅ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒ方法とは
無関係に、現在の所有者によつてデイスクにページを書
かせる。若し、現在の所有者側のシステムが誤動作を起
したならば、ページは大域ロツク・マネージヤ４０によ
つて与えられたＲＬＳＮを用いて復旧される。この場
合、遂行される復旧動作は使用しているページ転送方法
に依存する。

【００８１】所有者がいない場合には、Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ
＿ｍｅｓｓａｇｅは、そのことを表示して、要求者側の
システムはデイスクからページを読み取る。

【００８２】第Ｉ表を参照すると、Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅの
処理への入力は、Ｐａｇｅ＿ＩＤ（ページの識別子）、
Ｒｅｑｕｅｓｔ＿Ｔｙｐｅ（要求のタイプ、つまり読み
取り要求か、更新要求）及びＬ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓ
ａｇｅである。Ｓモードのラツチ及びＸモードのラツチ
は、ページの内容の物理的な一貫性を与えるために、ペ
ージのアクセスの間で使用される。Ｓモードのラツチ８
３は、関連したページの読み取りアクセスの間で用いら
れ、Ｘモードのラツチ８２はページの更新動作の間で用
いられる。バツフア・マネージヤは、常に、適当なラツ
チを、要求者側のトランザクシヨンに戻す。バツフア・
マネージヤは、常に、識別されたページに対してバツフ
ア制御ブロツクを位置付けるよう試みる。以下に、２つ
の場合、即ち（１）ページのバツフア制御ブロツク（Ｂ
ＣＢ）が現在、存在していない場合と、（２）バツフア
制御ブロツクが存在している場合とを説明する。

【００８３】第１の場合において、バツフア制御ブロツ
クが存在していないことは、ページが貯蔵（キヤツシ
ユ）されていないことを意味する。この場合において
は、バツフア・マネージヤ２２は、バツフアを割り当
て、バツフア制御ブロツク８５を作成し、そして、ペー
ジが使用不能であることを表示するためにバツフア制御
ブロツクのフイールド８５ｅを使用不能（Ｐａｇｅ＿Ｕ
ｎｕｓａｂｌｅ）にマークし、フイールド８５ｆをオフ
にセツトし、そして、ページのＰロツクを要求する。Ｐ
ａｇｅ＿Ｕｎｕｓａｂｌｅのマークは、このページの使
用可能なバージヨンが存在しないことを知らせる次のｆ
ｉｘ＿ｐａｇｅを発生させる。Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅ（デ
ータの移動）フラグは、処理の後の点において、Ｄａｔ
ａ＿Ｒｃｖ（データの受け取り）処理が、ページのコピ
ーを受け取り、貯蔵したか否かを表示する。Ｐロツク
は、要求に依存して、Ｓモード、またはＵモードのバツ
フア・マネージヤ２２によつて要求される。要求された
ロツクｋモードは、Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｈｅｌｄフイールド
をＮＯにセツトし、そして、Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｒｅｑフイ
ールドをＮＯ、またはＹＥＳにセツトすることによつて
バツフア制御ブロツク中に表示される。要求されたＰロ
ツクが与えられた時、バツフア・マネージヤは、Ｐロツ
クを持つＰ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを受け取る。
若し、ページの所有者が存在すれば、このメツセージ
は、所有者によつて発生されたものか、そうでなけれ
ば、大域ロツク・マネージヤ４０によつて発生されたも
のである。Ｄａｔａ＿Ｒｃｖ処理と直列化するために、
要求に応じて、バツフア・マネージヤ２２はページをＳ
モードにラツチするか、Ｘモードにラツチする。若し、
Ｕモードのロツクが得られたならば、フイールド８５ｇ
及び８５ｈが更新される。若し、バツフア制御ブロツク
が、オンにセツトされたＤａｔａ＿Ｍｏｖｅｄフイール
ドによりマークされ、そして、ＶＲＳＮ値のＰ＿Ｓｈｏ
ｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅが、バツフア制御ブロツクに貯蔵
されたページのＶＲＳＮ値よりも小さいか、または等し
い値であれば、バツフア・マネージヤ２２は、Ｐａｇｅ
＿Ｕｓａｂｌｅフイールド８５ｅをオンに転じ、そし
て、ページの到着を持つている待ち状態にあるすべての
トランザクシヨンを活動させる。若し、（１）ページは
転送されていない（Ｏｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｉｔｓ＝Ｎ
Ｏ）か、（２）ページは受け取られておらず（Ｏｗｎｅ
ｒ＿Ｅｘｉｓｉｔｓ＝ＹＥＳ）、そしてＤａｔａ＿Ｍｏ
ｖｅｄ＝ＯＦＦであるか、（３）Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ
＝ＯＮであり、そしてＢＣＢに貯蔵されたＶＲＳＮがＰ
＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中のＶＲＳＮ値よりも小
さい時、ページの古いバージヨンが受け取られたなら
ば、バツフア制御ブロツクは、ＤＡＳＤからのページを
得るための処理が進行していることを表示するために、
Ｐａｇｅ＿Ｕｎｕｓａｂｌｅ（使用不能ページ）及びＤ
ｏｉｎｇ＿Ｉ／Ｏにマーク付けをする。このマーク付け
は、Ｉ／Ｏが処理中の間で、Ｄａｔａ＿Ｒｃｖプロシー
ジヤがページを修正するのを阻止する。この場合、バツ
フア・マネージヤ２２は、Ｐａｇｅ＿Ｒｅｃｏｖｅｒｙ
（ページの復旧）のルーチンを呼び出して、ページの復
旧ルーチンにＭｕｓｔ＿Ｒｅｃｏｖｅｒｙ（復旧が必須
である）フラグを送る。このフラグは、若し、Ｏｗｎｅ
ｒ＿Ｅｘｉｓｔｓ＝ＹＥＳならばＹＥＳにセツトされ、
そうでなければ、ＮＯにセツトされる。Ｐａｇｅ＿Ｒｅ
ｃｏｖｅｒｙルーチンからの復帰するときに、バツフア
・マネージヤ２２は、要求のタイプに応じて、ページを
Ｓモードか、またはＸモードにラツチし、そして、呼び
出し側に戻る。

【００８４】第１の場合のＰａｇｅ＿Ｒｅｃｏｖｅｒｙ
ルーチンはバツフア制御ブロツク中のＭｕｓｔ＿Ｒｅｃ
ｏｖｅｒフラグにマーク付けをする。若し、このフラグ
が「ＹＥＳ」に条件付けられ、そして、Ｕモードのロツ
クが保持されていないことを、バツフア制御ブロツクが
表示したならば、復旧ルーチンはメツセージＣｏｍｍ＿
Ｌｉｎｋ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒ＝ＮＯを持つＵモードのＰ
ロツクを要求する。Ｕモードのロツク要求は、所有者側
のシステムによつてデイスクにページを書かせる。通
常、ページに対してＳモードのロツクが要求された時に
は、所有者側のシステムはデイスクにページを書き込ま
ない。従つて、Ｕモードのロツク要求が必要である。Ｕ
モードのロツクが与えられた後、バツフア制御ブロツク
は、Ｕモードのロツクが保持されたことを知らせるため
に更新される。若し、Ｕモードのロツクが既に保持され
ていれば、Ｍｕｓｔ＿Ｒｅｃｏｖｅｒフラグが「ＮＯ」
にセツトされて、上述の処理は行なわれない。何れの場
合でも、次に、Ｉ／Ｏ動作がデイスクからのページを読
み取るために開始される。Ｉ／Ｏ動作が完了した後、Ｐ
ａｇｅ＿Ｕｓａｂｌｅフイールドはバツフア制御ブロツ
ク中でＹＥＳにセツトされ、Ｄｏｉｎｇ＿Ｉ／Ｏフイー
ルドはＮＯにセツトされ、そして、Ｎｅｗ＿Ｐａｇｅ＿
ＲｅｑｕｅｓｔｅｄフラグはＮＯにセツトされ、待ち状
態のすべてのトランザクシヨンは再度開始され、呼び出
しは復帰する。

【００８５】第２の場合、即ち、要求ページのためのバ
ツフア制御ブロツク（ＢＣＢ）が存在する場合におい
て、バツフア・マネージヤ２２はＢＣＢ＿Ｐａｇｅ＿Ｕ
ｎｕｓａｂｌｅフイールドを検査する。若し、ページが
使用不能であることを、このフイールドが表示したなら
ば、これは、ページの使用可能なバージヨンは現在貯蔵
されていないことと、他のトランザクシヨンが、ページ
の使用可能なバージヨンを得るための処理を既に行なつ
ていることとを意味する。この場合には、現在のトラン
ザクシヨンはＷａｉｔ＿Ｑｕｅｕｅ（待ち行列）にそれ
自身を待ち行列に入れて、実行を保留する。このトラン
ザクシヨンは、ページが使用可能になつた時に再度開始
される。Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅ処理は、保留されたロツクが
ページを更新するためのものか、またはページを読み取
るためのものかに依存する。

【００８６】トランザクシヨンがページを更新する要求
を発生したものと仮定する。この場合、バツフア・マネ
ージヤは、ローカルＣＥＣ中のＸモードにラツチをセツ
トすることによつてＸモードにページをラツチする。更
新の要求に応答した読み取り要求の場合（以下に説明す
る）とは異なつて、ページの更新が許される前に、ペー
ジの最新のバージヨンがローカル・バツフア・プール中
にあるのを保証することを必要とするまで、バツフア・
マネージヤは、Ｌ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅに注意
を払わない。若し、Ｕモードのロツクがページに対して
既に保持されているならば、Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅの処理
は、直ちに呼び出し側に戻る。若し、Ｕモードのロツク
は現在保持されていないが、しかし、他のトランザクシ
ヨンのＦｉｘ＿Ｐａｇｅ要求に応答して既に要求されて
いれば、現在のトランザクシヨンはそれ自身保留され、
前のトランザクシヨン要求の付与を待つ。そうでなけれ
ば、Ｘモードのラツチは解放され、そして、バツフア制
御ブロツクのＵ＿Ｌｏｃｋ＿Ｒｅｑフイールド及びＮｅ
ｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑフイールドをマークした後に、Ｕ
モードのＰロツクが要求され、これにより、Ｕモードの
ロツク及びページの新しいバージヨンが要求されている
ことを他のシステムに知らせる。Ｕモードのロツク要求
は、バツフア・マネージヤによるメツセージとしてロツ
ク・マネージヤに送られる。Ｕモードのロツク要求によ
つて、最適化するために、貯蔵されたページのＶＲＳＮ
値を送ることができる。若し、貯蔵されたページのＶＲ
ＳＮが、現在の所有者を助けるならば、要求者側がペー
ジの最新のバージヨンを既に持つていることを見い出す
ために、上述のことは有用である。若し、要求者側のバ
ージヨンが現在のバージヨンであれば、所有者側は、Ｖ
ＲＳＮ値を比較することができ、そして、ページ転送を
しない選択をする。

【００８７】Ｕモードのロツクを与えたロツク管理機構
からメツセージを与えた時、バツフア・マネージヤはＵ
＿Ｌｏｃｋ＿Ｒｅｑフイールドを消去し、そしてＵ＿Ｌ
ｏｃｋ＿Ｈｅｌｄフイールドをセツトすることによつ
て、バツフア制御ブロツクを更新する。この時点で、ペ
ージはＸモードにラツチされ（Ｘモードのラツチをセツ
トするバツフア・マネージヤによつて）、ページの最新
のバージヨンがバツフア・プール中に既に存在している
ことを保証するために、チエツクが行なわれる。Ｕモー
ドのロツクを与えるために、大域ロツク・マネージヤ４
０によつて送られたメツセージは、大域ロツク・テーブ
ル１００中のＶＲＳＮ値を含むＰ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓ
ｓａｇｅを伴つている。バツフア・マネージヤがこのメ
ツセージを受け取つた時、バツフア・マネージヤはＸモ
ードのラツチをセツトして、受け取つたＶＲＳＮ値と、
バツフア・プール中のページのバージヨンのＶＲＳＮ値
とを比較する。若し、ローカル・ページのバージヨンの
ＶＲＳＮ値が受け取つたＶＲＳＮ値よりも小さければ、
Ｐａｇｅ＿Ｕｎｕｓａｂｌｅフイールド及びＤｏｉｎｇ
＿Ｉ／Ｏフイールドがバツフア制御ブロツクにセツトさ
れ、そして、Ｐａｇｅ＿Ｒｅｃｏｖｅｒｙルーチンがに
用いられ、直接アクセス・ストレージ装置からページを
読み取る。

【００８８】読み取り要求がトランザクシヨンから受け
取られたものと仮定する。ページはページのＳラツチを
セツトすることによつてＳモードにラツチされる。読み
取り要求の場合、トランザクシヨンに対して使用可能に
されたページのバージヨンは、常に、最新のバージヨン
でなければならないというわけではないから、バツフア
・マネージヤは、常に、最新のバージヨンではない。Ｌ
＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中にあるページのＶＲＳ
Ｎ値によつて表示されているバージヨンと少なくとも同
じ新しさのバージヨンであることが、必要とされるだけ
である。バツフア制御ブロツク中のＶＲＳＮ値と、この
メツセージで受け取られたＶＲＳＮ値とを比較する前
に、Ｓモードのラツチがセツトされる。若し、このメツ
セージに含まれたＶＬＳＮの値がバツフア制御ブロツク
のＶＬＳＮの値よりも小さいか、または等しいならば、
Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅ処理は呼び出し側のトランザクシヨン
に戻る。メツセージに含まれたＶＬＳＮがＢＣＢのＶＬ
ＳＮよりも大きい場合には、ページの新しいバージヨン
のための要求が他のトランザクシヨンによつて既に発生
されていなければ、ページの新しいバージヨンのための
要求が発生される。その要求は所有者側のＤＢＭＳにＮ
ｏｔｉｆｙ＿Ｍｅｓｓａｇｅ（通知メツセージ）を発生
することによつて行なわれる。Ｐロツク要求の場合のよ
うに、Ｎｏｔｉｆｙ＿Ｍｅｓｓａｇｅは、所有者側によ
つて、ローカル・ロツク・マネージヤ（ＬＬＭ）と、大
域ロツク・マネージヤ（ＧＬＭ）と、ローカル・ロツク
・マネージヤ（ＬＬＭ）とを通つて送られるＰ＿Ｓｈｏ
ｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを送らせる。若し、所有者がなけ
れば、大域ロツク・マネージヤはメツセージを発生し
て、ＧＬＭと、ＬＬＭとを経てＰ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓ
ｓａｇｅを転送する。トランザクシヨンは、Ｐ＿Ｓｈｏ
ｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅの到着を待つている間、中断して
いる。中間速度のページ転送方式の影響下にあるとして
も、トランザクシヨンが読み取り要求を発生するまで、
所有者側のＤＢＭＳは、ページをデイスクに書き込ま
ず、また、要求者側にもページを転送しない。ロツク管
理機構からＰ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを受け取つ
た後に、再開始されたトランザクシヨンは、ページに対
するＳモードのラツチを獲得し、そして、そのページの
ＶＲＳＮ値と、Ｌ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中のＶ
ＲＳＮ値とを比較することによつて、ページの所望のバ
ージヨンが到着したか否かを見るためにチエツクを行な
う。若し、所望のバージヨンが到着していれば、呼び出
しは復帰する。若し、所望のバージヨンが到着していな
ければ、Ｍｕｓｔ＿Ｒｅｃｏｖｅｒフイールドは、Ｐ＿
Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓ
ｔｓフラグと同じ値にセツトされる。この時点で、ペー
ジの要求されたバージヨンを得るために、Ｐａｇｅ＿Ｒ
ｅｃｏｖｅｒｙルーチンが呼び出される。

【００８９】［所有者側のバツフア・マネージヤのＰａ
ｇｅ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒの処理］表ＩＩ及び図２を参照
して、以下に説明する。Ｐａｇｅ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒプ
ロシージヤがページを所有するＤＢＭＳのバツフア・マ
ネージヤに呼び出された時、そのプロシージヤは、ペー
ジを先ず固定し、そしてＳラツチを付勢する。このラツ
チングはページの一貫したバージヨンを転送するために
必要とされる。若し、ページが汚れたページであり、Ｕ
モードのロツク要求が要求者側のシステムによつて与え
られ、そして、ページのための書き込みＩ／Ｏの処理の
準備が整つていなければ、所有者側のバツフア・マネー
ジヤは、ページをデイスクに書き込むためのＩ／Ｏ動作
を開始する。若し、Ｃｏｍｍ＿Ｌｉｎｋ＿Ｔｒａｎｓｆ
ｅｒが要求されたならば、ページは要求者側に直接に転
送される。若し、ページの書き込みＩ／Ｏ動作が処理中
であり、そして、要求されたロツク・モードがＵモード
であれば、プロシージヤはＩ／Ｏ動作が完了するのを待
つ。要求されたロツク・モードがＵモードの場合、Ｐロ
ツクのＳモードにグレードを低下する要求は、所有者側
のバツフア・マネージヤによつて準備され、そして、新
しいロツク状態が所有者側のバツフア・マネージヤのバ
ツフア制御ブロツク中に知らされる。ページはラツチさ
れず、固定されない。次に、プロシージヤは、Ｐ＿Ｓｈ
ｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅをロツク管理機構に戻し、ロツ
ク管理機構はこのメツセージを要求者側に転送する。同
時に、所有者側はロツクのグレードを落した要求を与え
る。若し要求者側がＵモードのロツクを求めたならば、
Ｐａｇｅ＿ＴｒａｎｓｆｅｒプロシージヤがＬＬＭと、
ＧＬＭと、ＬＬＭとを通つてページのＶＲＳＮ値を送
り、ＧＬＭがこのページの大域ロツク・テーブルのエン
トリ中のＶＲＳＮ値を更新する。

【００９０】［要求者側のＤａｔａ＿Ｒｅｃｅｉｖｅプ
ロシージヤ］要求者側のバツフア・マネージヤが、Ｄａ
ｔａ＿Ｒｅｃｅｉｖｅプロシージヤによつて、要求され
たページ及び制御情報をどのようにして受け取るかを、
ＩＩＩ表及び図２を参照して説明する。このプロシージ
ヤは、要求されたページが到達した時に呼び出される。
転送されたページが遅く到着し、要求者側がＤＡＳＤか
らページを既に読み取つているならば、転送されたペー
ジは無視される。

【００９１】このプロシージヤが呼び出された時に、若
し、バツフア制御ブロツク（ＢＣＢ）が存在しなけれ
ば、前に要求されたページの到着は遅延されていること
を意味する。Ｐロツク要求、または、Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅ
からの「通知」の呼び出しは、すべてのページ転送を付
勢するから、若し、要求されたページが時間内に到着し
たならば、ＢＣＢは存在する。Ｄａｔａ＿Ｒｅｃｅｉｖ
ｅプロシージヤが呼び出された時に、若し、ＢＣＢが存
在しなければ、受け取られたページは無視される。

【００９２】このプロシージヤによるページの移動はＢ
ＣＢの中のＤａｔａ＿Ｍｏｖｅｄフラグによつて表示さ
れる。若し、このフラグが「ＯＮ」にマークされている
ならば、ページはバツフア・プールの中に貯蔵されてい
る。

【００９３】ＢＣＢのＰａｇｅ＿Ｕｓａｂｌｅフイール
ドがマークされており、そして、ページが到着したなら
ば、貯蔵されたページの上に重ね書きする前に、Ｄａｔ
ａ＿Ｒｅｃｅｉｖｅプロシージヤは、受け取つたページ
のＶＲＳＮ値と、ＢＣＢ中のＶＲＳＮ値とを比較しなけ
ればならない。この理由は、ページの時間通りの到着が
不確定なためである。若し、そのＶＲＳＮ値が貯蔵され
たページのＶＲＳＮ値よりも小さいか、または等しけれ
ば、受け取られたページは無視される。そうでなけれ
ば、そのページは存在するバージヨンの上に重ねてコピ
ーされる。レコードに対してロツク処理をしているの
で、現在貯蔵されているページの最新のバージヨンが到
着する。１方の読み取り装置は貯蔵されたバージヨンか
らのレコードを読み取り、他方、他の読み取り装置は他
のレコードのためのページの最新のバージヨンを必要と
する。後者は、ロツク管理機構を通る要求者側から所有
者側への「通知」の呼び出しを介して、より新しいバー
ジヨンの転送を付勢する。

【００９４】既に貯蔵されているページに重ね書きをす
る前に、ページの古いバージヨンを実際に読み取るよう
なトランザクシヨンがないことを保証するために、Ｄａ
ｔａ＿Ｒｅｃｅｉｖｅプロシージヤは、ページをＸモー
ドにラツチする。また、複数のＤａｔａ＿Ｒｅｃｅｉｖ
ｅプロシージヤはページをＸモードにラツチすることに
よつて直列化される。

【００９５】所有者側によつて送られたページが到着し
た時、Ｄａｔａ＿Ｒｅｃｅｉｖｅプロシージヤが呼び出
され、Ｄａｔａ＿Ｒｃｖプロシージヤが呼び出された
時、このプロシージヤはそのページのためのＢＣＢを位
置付ける。ページは以下の場合には直ちに無視される。
即ち、それらの場合とは、（１）ＢＣＢが存在しない場
合と、（２）ＢＣＢのＤｏｉｎｇ＿Ｉ／Ｏフラグがセツ
トされている場合と、（３）ＢＣＢにおいて、Ｐａｇｅ
＿Ｕｓａｂｌｅ表示がオンで、Ｎｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅ
ｑフラグがオフの場合とである。

【００９６】若し、ＢＣＢが存在するならば、（１）ペ
ージは使用不能の場合と、（２）ページは使用可能の場
合の２つの場合が考えられ、以下に説明する。

【００９７】第１の場合においては、Ｄａｔａ＿Ｒｅｃ
ｅｉｖｅ処理はページをＸモードにラツチする。若し、
ＢＣＢのＤｏｉｎｇ＿Ｉ／Ｏ、Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ、
またはＰａｇｅ＿Ｕｓａｂｌｅフイールドがセツトされ
ていれば、プロシージヤは直ちにページのラツチをオフ
にする。そうでなければ、プロシージヤはページをコピ
ーし、ＢＣＢ中のＤａｔａ＿Ｍｏｖｅｄフラグをオンに
転じ、ページのラツチをオフにして、復帰する。

【００９８】第２の場合においては、Ｄａｔａ＿Ｒｃｖ
プロシージヤはページをＸモードにラツチする。次に、
Ｄｏｉｎｇ＿Ｉ／Ｏフラグがオンか、またはＮｅｗ＿Ｐ
ａｇｅ＿Ｒｅｑフラグがオフか、または受け取つたペー
ジのＶＲＳＮ値が、貯蔵されたページのＶＲＳＮ値より
も小さいか、または等しいことが見い出された場合に、
プロシージヤはＮｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑをオフにセツ
トし、ページをラツチし、そして復帰する。そうでなけ
れば、プロシージヤはページをコピーする。若し、Ｕ＿
Ｌｏｃｋ＿Ｒｅｑｕｅｓｔｅｄがオフであれば、プロシ
ージヤは、Ｎｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑをオフにセツトし
た後に、Ｗａｉｔ＿Ｑｕｅｕｅに待機しているトランザ
クシヨンを活動させる。次に、プロシージヤはページの
ラツチをオフにして復帰する。若し、Ｕモードのロツク
が要求されたならば、活動した動作はＵモードのロツク
を受け取つたトランザクシヨンの責任である。

【００９９】表Ｉ ： Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅのプロシージ
ヤ 第１の場合 − バツフア制御ブロツク（ＢＣＢ）が存
在しない場合（即ちページが貯蔵されていない場合）。 １．バツフアを割り当て、そして、ＢＣＢの「Ｐａｇｅ
＿Ｕｎｕｓａｂｌｅ」をマークする。 「Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ」はＯＦＦにセツトされる。 ２．Ｐロツクを要求する。若し、Ｕモードのロツクが要
求されたならば、ＢＣＢのＵ＿Ｌｏｃｋ＿Ｒｅｑをマー
クする。 ／＊要求のタイプが読み取りであるか、または更新であ
るかに従つて、ロツクはＳモードか、またはＵモードに
要求される。＊／／＊ロツク・マネージヤはロツク付与
を持つＰ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを送る。（若
し、そのページが他のシステム中に貯蔵されているとす
れば、所有者側はこのメツセージを送る。若し、他のシ
ステム中にそのページが貯蔵されていなければ、ロツク
・マネージヤによつてこのメツセージが発生される。）
所有者側がこのメツセージを送る場合には、Ｐ＿Ｓｈｏ
ｒｔ＿Ｍｅｓｓａｇｅ中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓフ
ラグがＹＥＳにセツトされ、そうでなければ、０ｗｎｅ
ｒ＿ＥｘｉｓｔｓはＮＯにセツトされる。＊／ ３．要求のタイプに応じて、ページはＳモードか、また
はＸモードにラツチされる。 ／＊受け取られたデータを直列化する。＊／ ４．ＩＦ（若し）、 ＢＣＢのＤａｔａ＿Ｍｏｖｅｄフ
イールドが「ＯＮ」にマークされているならば（ＴＨＥ
Ｎ）、 以下の動作を行なえ。 ａ．若し（ＩＦ）（Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中
のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓ＝ＹＥＳ）であり、かつ、
（Ｐａｇｅ＿Ｖｅｒｓｉｏｎ＿Ｎｕｍｂｅｒ＝Ｐ＿Ｓｈ
ｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中のＶｅｒｓｉｏｎ＿Ｎｕｍｂ
ｅｒ）であれば（ＴＨＥＮ）、以下の動作をせよ。 １）ＢＣＢの「Ｐａｇｅ＿Ｕｓａｂｌｅ」をマークす
る。 ２）若しあれば、待機している処理を再開始する。 ３）復帰する。 ／＊ラツチは保持する。＊／ ５．若し（ＩＦ）、（Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ
中のＯｗみｅｒ−Ｅｘｉｓｔｓ＝ＮＯである）か、
／＊ページは送られない。＊／ または、（ＢＣＢは
「Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ＝ＯＦＦ」にマークされてい
る）か、／＊Ｄａｔａ＿Ｒｃｖはデータを移動しない。
＊／ または、（（ＢＣＢは「Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ
＝ＯＮ」にマークされ、 ／＊古いＤａｔａ＿Ｒｃｖ
は移動した。＊／ そして、Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓ
ｓａｇｅ中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓ＝ＹＥＳであ
り） そして、 ／＊古いページ。＊／（Ｐａｇｅ
＿Ｖｅｒｓｉｏｎ＿ｎｕｍｂｅｒがＰ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍ
ｅｓｓａｇｅ中のバージヨン番号よりも小さい））なら
ば（ＴＨＥＮ）、以下の動作を行なえ。 ａ．ＢＣＢの「Ｐａｇｅ＿Ｕｎｕｓａｂｌｅ、及びＤｏ
ｉｎｇ＿Ｉ／Ｏ」をマークする。 ／＊これは、Ｓラ
ツチが解放された後に、受け取つたデータの出口からデ
ータが移動するのを阻止する。ロツク要求及びＩ／Ｏ動
作を通してラツチを保持しない。＊／ ｂ．ラツチを解放する。 ｃ．若し（ＩＦ）、 Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ
の中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓ＝ＹＥＳならば（ＴＨ
ＥＮ）、Ｍｕｓｔ＿Ｒｅｃｏｖｅｒ＝ＹＥＳにする。
／＊Ｍｕｓｔ＿Ｒｅｃｏｖｅｒフラグは、ページ復旧
ルーチンに送られる。＊／それ以外は（ＥＬＳＥ）、
Ｍｕｓｔ＿Ｒｏｃｏｖｅｒ＝ＮＯにする。 ｄ．Ｐａｇｅ＿Ｒｅｃｏｖｅｒｙ＿ｒｏｕｔｉｎｅを呼
び出す。 ｅ．要求のタイプに従つてページをＳモードか、または
Ｘモードにラツチする。 ｆ．復帰する。 ページ復旧ルーチン １．ＩＦ（若し）Ｍｕｓｔ＿Ｒｅｃｏｖｅｒ＝ＹＥＳな
らば（ＴＨＥＮ）、以下の動作を行なえ。 ／＊ペー
ジは何処かに貯蔵されている。＊／ ａ．若し、ＢＣＢが「Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｈｅｌｄ＝ＮＯ」
を表示していれば、「Ｃｏｍｍ＿Ｌｉｎｋ＿Ｔｒａｎｓ
ｆｅｒ＝ＮＯ」を持つＵモードのＰロツクを要求せよ。 ／＊Ｕモードのロツク要求は、デイスクへページを書き
込む処理を、所有者側によつて行わせる。Ｓモードのロ
ツクがページに要求された時、所有者側はページをデイ
スクに書き込まないことには注意を払う必要がある。従
つて、Ｕモードのロツクを獲得する必要がある。＊／ロ
ツクが与えられた後、ＢＣＢを「Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｈｅｌ
ｄ＝ＹＥＳ」にマークする。 ２．デイスクからページを読み取る。 ３．Ｉ／Ｏ動作が完了した時、 ａ．ＢＣＢを「Ｐａｇｅ＿Ｕｓａｂｌｅ及びＤｏｉｎｇ
＿Ｉ／Ｏ＝ＮＯ」、Ｎｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑｕｅｓｔ
ｅｄ＝ＮＯにマークする。 ｂ．若し、待機している処理があるならば、再開始す
る。 ｃ．復帰する。 第２の場合 − ＢＣＢが存在する場合。 １．ＢＣＢを再度チエツクする。 若し（ＩＦ）、ＢＣＢが「Ｐａｇｅ＿Ｕｎｕｓａｂｌ
ｅ」にマークされているならば（ＴＨＥＮ）、 ａ．このトランザクシヨンをＷａｉｔｅｒ＿Ｑ（ＢＣＢ
に固定されている）に待機させる。 ｂ．トランザクシヨンを保留する（ページが使用可能に
なつた時に、トランザクシヨンは再開始される）。 ／＊＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＊／ ／＊更新の要求の処理は以下の通りである。＊／ ／＊＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＊／ ２．若し（ＩＦ）、要求のタイプ＝更新であれば（ＴＨ
ＥＮ）、以下の動作を行なえ。 ａ．ページをＸモードにラツチする。 ｂ．Ｃｈｋ−Ｕ−Ａｇａｉｎ（Ｕモードを再度チエツク
する）。若し（ＩＦ）、（「Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｈｅｌｄ＝
ＮＯ」）ならば（ＴＨＥＮ）、 以下の動作をせよ。 １）Ｘラツチを解放する。 ／＊ロツク要求を通し
てラツチを保持しない。＊／ ２）若し（ＩＦ）、「Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｒｅｑｕｅｓｔｅ
ｄ＝ＮＯ」であれば（ＴＨＥＮ）、以下の動作を行な
え。 ／＊Ｕモードのロツクは未だ要求されていな
い。＊／ ａ）ＢＣＢを「Ｎｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ
＝ＹＥＳ」にマークする。 ｂ）若し（ＩＦ）、妨害が生じれば（ＴＨＥＮ）、Ｃｈ
ｋ−ＢＣＢ−Ａｇａｉｎに行け。 ／＊Ｓロツクの
結果として、若し、Ｉ／Ｏが処理中であれば、待機す
る。＊／ ｃ）ＢＣＢを「Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ＝Ｙ
ＥＳ」にマークする。 ｄ）Ｕモードのロツクを要求する。 ／＊（Ｕモードのロツクが要求された時、貯蔵されたペ
ージのバージヨン番号を送ることは可能である。これ
は、要求側がページの現在のバージヨンを持つている場
合には有用である。所有者側はバージヨン番号を比較す
ることができ、そして、若し要求者側のバージヨンが現
在のバージヨンであれば、所有者側のページは転送され
ない。）＊／ ｅ）Ｕモードのロツクが与えられた時、ＢＣＢを「Ｕ＿
Ｌｏｃｋ＿ｈｅｌｄ＝ＹＥＳ」にマークする。 ／
＊若し、Ｕモードのロツクが他のシステムによつて保持
されており、それがページを転送したならば、Ｐ＿Ｓｈ
ｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓ
は、ＹＥＳであり、そうでなければ、ＮＯである。＊／ ｉ．若し（ＩＦ）、（Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ
中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓ＝ＹＥＳ）であれば（Ｔ
ＨＥＮ）、以下の動作を行なえ。／＊転送されたページ
がＤａｔａ＿Ｒｃｖによつて移動されたか否かをチエツ
クする。＊／ ｉ）ページをＸモードにラツチする。 ｉｉ）若し（ＩＦ）、（Ｐａｇｅ＿Ｖｅｒｓｉｏｎ＿Ｎ
ｕｍｂｅｒ）が（Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅのバ
ージヨン番号）よりも小さければ（ＴＨＥＮ）、以下の
動作を行なえ。 １．ＢＣＢを「Ｐａｇｅ＿Ｕｎｕｓａｂｌｅ」及びＤｏ
ｉｎｇ＿Ｉ／Ｏ」にマークする。 ２．Ｘモードのラツチを解放する。 ３．Ｍｕｓｔ＿Ｒｅｃｏｖｅｒ＝ＮＯにセツトする。／
＊Ｕモードのロツクの保持、デイスクのバージヨンは良
好。＊／ ４．ページの復旧（Ｐａｇｅ＿Ｒｅｃｏｖｅｒｙ）ルー
チンを呼び出す。 ５．ページをＸモードにラツチする。 ６．若し（ＩＦ）、「Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｈｅｌｄ＝ＮＯ」
ならば（ＴＨＥＮ）、以下の動作を行なえ。／＊ラツチ
を待つている間にＵモードのロツクは横取りされたか。
＊／ ａ．Ｘモードのラツチを解放する。 ｂ．Ｃｈｋ−Ｕ−Ａｇａｉｎに行く。 ７．復帰する。 ／＊ページのＶＲＳＮはＰ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇ
ｅ中のＶＲＳＮよりも小さい。＊／ ｉｉｉ）それ以外（ＥＬＳＥ）は以下の動作を行なえ。
／＊Ｄａｔａ＿Ｒｃｖ（データの受け取り）によつて移
動されたページは良好である。＊／ １．若しあれば、待機中の処理を再始動する。／＊Ｕモ
ードのロツクの処理の待ちか、または、新しいページの
処理の待ちがある。＊／ ２．復帰する。 ｉｉ．それ以外（ＥＬＳＥ）は以下の動作を行なえ。／
＊Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中のＯｗｎｅｒ＿Ｅ
ｘｉｓｔｓ＝ＮＯ、貯蔵されたページが要求を満足する
か否かをチエツクする。＊／ ｉ）若し（ＩＦ）、（Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ
中のＶＲＳＮが、Ｐａｇｅ＿Ｖｅｒｓｉｏｎ＿Ｎｕｍｂ
ｅｒ（ページのバージヨン番号）よりも大きければ（Ｔ
ＨＥＮ）、以下の動作を行なえ。 １．ページをＸモードにラツチする。 ２．ＢＣＢを「Ｐａｇｅ＿Ｕｎｕｓａｂｌｅ及びＤｏｉ
ｎｇ＿Ｉ／Ｏ」にマークする。 ３．ラツチを解放する。 ４．Ｍｕｓｔ＿ｒｅｃｏｖｅｒ＝ＮＯにセツトする。／
＊Ｕモードのロツクの保持、デイスクのバ ージヨンは良好である。＊／ ５．ページ復旧ルーチンを呼び出す。 ｉｉ）若し、あれば、待機している動作を再開始する。
／＊Ｕモードのロツク処理の待ちか、または新しいペー
ジ処理の待ち。＊／ ｉｉｉ）ページをＸモードにラツチする。 ｉｖ）復帰する。 ３．それ以外（ＥＬＳＥ）は、以下の動作を行なえ。
／＊Ｕモードのロツクは既に要求されている。＊／ ａ）二重交換比較（compare double swap-CDS）インス
トラクシヨンによつてＷａｉｔｅｒ＿Ｑの中にこのトラ
ンザクシヨンを待機させる。 ｂ）若し（ＩＦ）、妨害が起きたなら（ＴＨＥＮ）、Ｃ
ｈｋ−Ｕ−Ａｇａｉｎに行く。 ／＊ＣＤＳが誤動作
したならば、再駆動する。＊／ ｃ）トランザクシヨンを保留する。 ｄ）Ｃｈｋ−Ｕ−Ａｇａｉｎに行く。 ／＊再始動の
後、再駆動する。＊／ ｅ）それ以外（ＥＬＳＥ）は、復帰せよ。 ／＊Ｕモ
ードのロツクは既に保持されており、Ｘモードのラツチ
を保持して復帰する。＊／ ／＊＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＊／ ／＊以下の記述は読み取り要求の処理である。＊／ ／＊＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＊／ ３．Ｃｈｅｃｋ−Ａｇａｉｎ：ページがＳモードにラツ
チされているか再度チエツクする。 ／＊（Ｕモードのロツクの要求のためか、または、ペー
ジの新しいバージヨンが要求されているという理由のた
めに処理することのできるＤａｔａ＿Ｒｃｖの出力に対
して直列化するためにラツチが獲得される。）＊／ ４．若し（ＩＦ）、Ｌ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中
のバージヨン番号がＰａｇｅ＿Ｖｅｒｓｉｏｎ＿Ｎｕｍ
ｂｅｒよりも小さいか、または等しければ（ＴＨＥ
Ｎ）、復帰せよ。 ／＊この貯蔵されたバージヨンは使用することができ
る。＊／ ５．若し（ＩＦ）、Ｌ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中
のバージヨン番号がＰａｇｅ＿Ｖｅｒｓｉｏｎ＿Ｎｕｍ
ｂｅｒよりも大きければ（ＴＨＥＮ）、以下の動作を行
なえ。 ／＊ページの新しいバージヨンが必要である。＊／ ａ．Ｓモードのラツチを解放する。 ｂ．若し（ＩＦ）、ＢＣＢが「Ｎｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅ
ｑｕｅｓｔｅｄ＝ＹＥＳ」にマークされていれば（ＴＨ
ＥＮ）、以下の動作を行なえ。 １）このトランザクシヨンをＷａｉｔｅｒ＿Ｑの中に待
機させる。 ２）若し（ＩＦ）、妨害が生じれば（ＴＨＥＮ）、Ｃｈ
ｅｃｋ−Ａｇａｉｎに行く。 ／＊ＣＤＳの誤動作、例えば、Ｄａｔａ＿Ｒｃｖが「Ｎ
ｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ＝ＮＯ」にセツト
されていれば、妨害が生じる。＊／ ３）トランザクシヨンを保留する。（トランザクシヨン
はＤａｔａ＿Ｒｃｖの出力か、またはＵロツクの要求に
よつて再開始される。） ４）Ｃｈｅｃｋ−Ａｇａｉｎに行く。 ｃ．それ以外（ＥＬＳＥ）は、以下の動作を行なえ。
／＊先ず、新しいバージヨンが必要とする最初のもの
を検出する。＊／ １）ＢＣＢを「Ｎｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ
＝ＹＥＳ」にマークする。 ２）若し（ＩＦ）、妨害があれば（ＴＨＥＮ）、Ｃｈｋ
−ＢＣＢ−Ａｇａｉｎに行く。 ３）Ｕモードのロツクのホルダ（所有者側のシステム）
に対して「ページを送れ」の「通知」を発生する。 ／＊（「通知」は、Ｐロツク要求のように、ページの所
有者、または、ロツク・マネージヤによつて、Ｐ＿Ｓｈ
ｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを送らせる。これは、ページの
到着のタイム・リミツトをセツトする必要を除く。）＊
／ トランザクシヨンは、ここで保留される。このトランザ
クシヨンは、Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅが到着し
た時、ロツク・マネージヤによつて再開始される。 ４）ページをＳモードにラツチする。 ／＊これは、Ｄａｔａ＿Ｒｃｖがデータを移動しないこ
とを保証する。＊／ ５）若し（ＩＦ）、Ｌ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中
のバージヨン番号がページのバージヨン番号よりも大き
ければ（ＴＨＥＮ）、以下の動作を行なえ。 ／＊新しいバージヨンが到着していなければ、ページを
復旧する。＊／ ａ）ページをＸモードにラツチする。 ／＊ページを復旧するために、読み出し動作を行なう。
＊／ ｂ）ＢＣＢを「Ｐａｇｅ＿Ｕｎｕｓａｂｌｅ及びＤｏｉ
ｎｇ＿Ｉ／Ｏ」にマークする。 ｃ）Ｘモードのラツチを解放する。 ｄ）Ｍｕｓｔ＿Ｒｅｃｏｖｅｒ＝ＹＥＳにする。 ／＊ページを復旧するためにＵモードのロツクを獲得す
る。＊／ ｅ）ページ復旧ルーチンを呼び出す。 ｆ）ページをＳモードにラツチする。 ６）復帰する。

【０１００】Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅ処理において、ページの
新しいバージヨンが受け取られた時、待機中のすべての
トランザクシヨンは再活動される。ＶＲＳＮの要件が、
今受け取られたページによつて満足された待機中のトラ
ンザクシヨンだけのＤａｔａ＿Ｒｃｖを再活動させるこ
とによつて、処理を幾分か改良することが可能である。
Ｄａｔａ−Ｒｃｖは、若し、Ｗａｉｔ＿Ｑｕｅｕｅが空
でなければ、ページの最新のバージヨンのためのページ
要求を発生する。これは、Ｗａｉｔｅｒ＿ＱのＥｌｅｍ
ｅｎｔ中の各ウエイターと、Ｄａｔａ＿Ｒｃｖ出口中の
付加的なロジツクとによつて必要とされるＶＲＳＮを追
跡することが必要である。

【０１０１】表ＩＩ ： ページ転送プロシージヤ（所
有者側のシステム） ＢＭ（所有者側のシステム中の）は以下の動作を行な
う。 １．バツフア・プールの中にページを位置付け、そし
て、それを固定する。 ２．ページをモードにラツチする。 ／＊これは、ページの一貫したバージヨンを転送するた
めに必要である。（更新トランザクシヨンはページを更
新するためにＸモードのラツチを獲得する。）＊／ ３．若し（ＩＦ）、（ページが汚れたページ）であり、
そして（要求されたロツク・モードがＵモード）であれ
ば（ＴＨＥＮ）、デイスクへの書き込みを開始せよ。 ４．若し（ＩＦ）、Ｃｏｍｍ＿Ｌｉｎｋ＿Ｔｒａｎｓｆ
ｅｒがＹＥＳであれば（ＴＨＥＮ）、以下の動作を行な
え。 ．ページをコピーし、そして、制御情報を設定する。 ．ページを転送する。 ５．若し（ＩＦ）、（ページの書き込みＩ／Ｏ動作が進
行中）であり、そして（要求されたロツクがＵモード）
であれば（ＴＨＥＮ）、Ｉ／Ｏ動作が終了するのを待
て。 ６．若し（ＩＦ）、要求されたロツク・モードがＵモー
ドであれば（ＴＨＥＮ）、ＰロツクのグレードをＳモー
ドのロツクに下げよ。ＢＣＢの中に新しいロツク状態を
「通知」する。 ７．ページのラツチを解放する。 ８．ページの固定を解く。 ９．Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅとロツクのグレー
ドを下げる要求とをロツク・マネージヤに戻す。若し、
要求されたロツクがＵモードのロツクであれば、バージ
ヨン番号を与える。ロツク・マネージヤはロツク・テー
ブル中のバージヨン番号を更新する。 １０．出口に行く。

【０１０２】表ＩＩＩ ： データの受け取りプロシー
ジヤ Ｄａｔａ＿Ｒｃｖプロシージヤによつて行なわれる処理
に関して重要な点は以下の通りである。 ．若し、ＢＣＢが存在しなければ、Ｄａｔａ＿Ｒｃｖが
呼び出された時、そのデータは、前に要求されたページ
の遅れた到着であるか否かを決定する。Ｆｉｘ＿Ｐａｇ
ｅからのＰロツク要求はページ転送を付勢するから、若
し、ページが時間内に到着するならば、ＢＣＢは存在す
る。Ｄａｔａ＿Ｒｃｖが呼び出された時に、ＢＣＢが存
在しなければ、受け取られたページは無視される。 ．Ｄａｔａ＿Ｒｃｖによつてページが移動されたか否か
を知るために、ＢＣＢは、可能性ある１つのページ状態
として「Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ」フラグを持つている。
若し、ＢＣＢが「Ｐａｇｅ＿Ｕｎｕｓａｂｌｅ」及び
「Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ＝ＯＮ」にマークされているな
らば、ページは貯蔵される。若し、ＢＣＢが「Ｐａｇｅ
＿Ｕｎｕｓａｂｌｅ」及び「Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ＝Ｏ
ＦＦ」にマークされているならば、ページは貯蔵されな
い。 ．たとえ、ＢＣＢが「Ｐａｇｅ＿Ｕｓａｂｌｅ」にマー
クされていたとしても、レコードのロツキングのため
に、より新しいページのバージヨンが到着するかもしれ
ない。一方の読み取りシステムは貯蔵されたバージヨン
からのレコードを読み取ることができ、他方、他の読み
取りシステムは他のレコードのためのページの、より新
しいバージヨンを必要とする。受け取られたページは、
介入した更新によつて貯蔵されたバージヨンよりも、よ
り新しいものであり得る。然しながら、受け取られたペ
ージのバージヨン番号は、貯蔵されたページのバージヨ
ン番号に書き重ねる前に、検査されねばならない。検査
をする理由は、時間内に到着するページの持つ不確定性
のためである。受け取られたページは、若し、そのバー
ジヨン番号が貯蔵されているページのバージヨン番号よ
りも小さいか、またはそれと等しければ、無視される。 ．既に貯蔵されているページに重ね書きするために、Ｄ
ａｔａ＿Ｒｃｖはページに対してＸモードのラツチを得
る。読み取りシステムはページを使用するためにＳモー
ドのラツチを獲得し、更新システムはＸラツチを獲得す
る。また、複数のＤａｔａ＿Ｒｃｖ出口はＸラツチによ
つて直列化される。Ｄａｔａ＿Ｒｃｖ処理はページのた
めに、ＢＣＢを位置付ける。ページは、下記の場合に
は、直ちに無視される。 １．ＢＣＢが存在しないとき。 ２．ＢＣＢが「Ｄｏｉｎｇ＿Ｉ／Ｏ」を表示した時。 ３．ＢＣＢが「Ｐａｇｅ＿Ｕｓａｂｌｅ」と「Ｎｅｗ＿
Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ＝ＮＯ」を表示した時。 若し、ＢＣＢが存在すれば、ページは使用不能の場合
と、ページは使用可能の場合の２つの場合がある。 第１の場合 − Ｐａｇｅ＿Ｕｎｕｓａｂｌｅの場合 １．ページはＸモードにラツチする。 ／＊Ｆｉｘ＿
Ｐａｇｅに対して直列化する＊／ ２．若し（ＩＦ）、ＢＣＢが「Ｄｏｉｎｇ＿Ｉ／Ｏ」ま
たは「Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ＝ＯＮ」または「Ｐａｇｅ
＿Ｕｓａｂｌｅ＝ＹＥＳ」にマークされているならば
（ＴＨＥＮ）、以下の動作を行なえ。 ／＊Ｘモード
のラツチを獲得した後、フラグを再度チエツクする。＊
／ ａ．ラツチを解放する。 ｂ．出口に行く。 ／＊（転送されるページは古いバージヨンだから、その
バージヨンは無視する。ＢＣＢが「Ｐａｇｅ＿ｕｎｕｓ
ａｂｌｅで、Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ＝ＯＦＦ」にマーク
された時だけに、Ｄａｔａ＿Ｒｃｖが処理を続行す
る。）＊／ ３．ページをコピーする。 ４．ＢＣＢ中にバージヨン番号（そのページの）を入力
する。 ５．ＢＣＢを「Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ＝ＯＮ」にマーク
する。 ６．ページのラツチを解放する。 （これは、若し、Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅが待機しているなら
ば、Ｐロツク要求を発生した要求側システムのＦｉｘ＿
Ｐａｇｅを再始動する。） ７．出口に行く。 第２の場合 − Ｐａｇｅ＿Ｕｓａｂｌｅの場合 １．ページをＸモードにラツチする。（これは、読み取
りシステム、更新システム及びページ復旧ルーチンに対
して直列化することである。） ／＊Ｘモードのラツチが獲得された後、フラグを再度チ
エツクする。下記の記述を参照のこと。＊／ ２．若し（ＩＦ）、（ＢＣＢが「Ｎｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒ
ｅｑｕｅｓｔｅｄ＝ＮＯ」にマークされている）か、
／＊これは、汚れたページの書き込みＩ／Ｏ動作か、
または、ページ復旧が古いバージヨンであるという理由
のための読み取りＩ／Ｏ動作である。＊／ または、
（ＢＣＢは「Ｎｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ＝
ＮＯ」にマークされている）か、 ／＊新しいページ
は既に受け取られている。＊／または、（受け取られた
ページのバージヨン番号が、貯蔵されたページのバージ
ヨン番号／＊古いバージヨン番号＊／よりも小さいか、
または等しい）ければ（ＴＨＥＮ）、以下の動作を行な
え。 ａ．「Ｎｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ＝ＮＯ」 ｂ．ページのラツチを解放する。 ｃ．出口に行く。 ３．ページをコピーする。 ４．ＢＣＢの中のページのバージヨン番号を「通知」す
る。 ５．若し（ＩＦ）、「Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｒｅｑｕｅｓｔｅ
ｄ＝ＮＯ」ならば（ＴＨＥＮ）、以下の動作を行なえ。
／＊若し、Ｕモードのロツクが要求されたならば、
待機中の処理は、Ｕモードのロツクが得られた後に、再
活動される。＊／ ａ．Ｗａｉｔｅｒ＿Ｑを交換する。 ｂ．「Ｎｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ＝ＮＯ」
をセツトする。 ６．ページのラツチを解放する。 ７．若し（ＩＦ）、Ｗａｉｔｅｒ＿Ｑが交換されたなら
ば（ＴＨＥＮ）、待機中の処理を再開始する。 ／＊ページの新しいバージヨンを待つ。＊／ ８．出口に行く。

【０１０３】所有者側にあるページが、所有者側ではな
い他のシステムによつて要求された時、所有者側のバツ
フア・プール中の汚れたページの存在を検出するための
レコードのロツキングと関連して、ＶＲＳＮ値を使用す
る例を説明するために、図２乃至図５を参照する。最初
に、ページＰ１は任意のバツフア・プールの中に現在存
在しないが、しかし、デイスクの中にはＰ１が存在する
ものと仮定する。図３のステツプ２００において、ＣＥ
Ｃ１２の中のトランザクシヨンＴＸ２は、ステツプ２０
２においてＣＥＣ１２のデータ・マネージヤ２０が、Ｌ
ＬＭ１８によつて大域ロツク・マネージヤ４０にＳモー
ドのＬロツクのためのロツク要求メツセージを送つたこ
とに応答して、ページＰ１中のレコードＲ２を読み取る
要求をする。ロツク要求に付随して、レコードＲ２を含
むページＰ１のためのＶＲＳＮの現在の値を求める検証
の要求がある。ＸモードのＬロツクがページＰ１中のレ
コードＲ１に要求されることを除いて、第２のトランザ
クシヨンＴＸ１のためのＣＥＣ１４の同じＶＲＳＮは若
干遅れるものと仮定する。これらのステツプは図３の参
照数字２０４及び２０５で示されている。各Ｌロツク要
求及び検証の要求が大域ロツク・テーブルをアクセスす
ることに応答する大域ロツク・マネージヤ（ＧＬＭ）４
０はページＰ１のためのレコードがないことを見い出
す。ステツプ２０６及び２０７において、ＧＬＭは要求
されたロツクを付与するメツセージを要求者側に送り、
そして、Ｌ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中にＶＲＳＮ
のデフオルトをゼロの値に戻す。ステツプ２０８におい
て、ロツク付与のメツセージ及びＳｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓ
ａｇｅがデータ・マネージヤ２０によつて受け取られた
時、データ・マネージヤ２０はバツフア・マネージヤ２
２に対するページの要求によつてＦｉｘ＿Ｐａｇｅ処理
を開始する。ステツプ２０９において、バツフア・マネ
ージヤ２２は表Ｉの第１の場合に従つてＦｉｘ＿Ｐａｇ
ｅ処理を開始して、Ｐ１のためのＢＣＢを作成し、そし
て、ＳモードのＰロツクを要求するメツセージを送る。
ステツプ２１０において、Ｐロツクを要求して送られた
メツセージはＰ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを含む付
与メツセージを大域ロツク・マネージヤから引き出す。
Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅは、Ｏｗｎｅｒ＿Ｅｘ
ｉｓｔｓと、ＶＲＳＮ値との２つの関連フイールドを持
つている。この場合、Ｕモードのロツクがないことは、
前者のフイールドを「ＮＯ」にセツトし、他方、更新が
ないことは、後者のフイールドをゼロにセツトする。ス
テツプ２１１乃至２１６において、Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅの
処理は、ステツプ５（表Ｉ）を開始し、そして、ページ
復旧ルーチンを呼び出すことによつてサブ・ステツプａ
乃至ｆを実行し、そして、デイスクからページＰ１を獲
得する。ページのデイスクのバージヨンはＶＲＳＮ＝９
８を持つているものと仮定する。トランザクシヨンＴＸ
２はレコードＲ２を読み取り、そして、そのトランザク
シヨンの処理を完了する。この処理は読み取りだから、
更新ログのエントリは作成されず、ページのＶＲＳＮ番
号は同じにとどまる。データ・マネージヤ２０はＬロツ
クの解放を要求する。

【０１０４】ステツプ２２１において、バツフア・マネ
ージヤ２４によるページＰ１の獲得から若干遅れて、Ｃ
ＥＣ１４のＤＢＭＳ３０中のデータ・マネージヤ３２に
より、ステツプ２０７で受け取られたＬ＿Ｓｈｏｒｔ＿
ｍｅｓｓａｇｅは、Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅの呼び出しをバツ
フア・マネージヤ３４に送る。ステツプ２２２乃至２２
４において、バツフア・マネージヤ３４は表Ｉ中の第１
の場合に従つてＦｉｘ＿Ｐａｇｅの処理を行ない、ＢＣ
Ｂを作り、そして、ＵモードのＰロツクを要求するメツ
セージを送る。この要求は、ロツク・マネージヤから、
Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅを含む付与を生じる。
バツフア・マネージヤ２４により保持されているページ
Ｐ１にあるＰロツクはＳモードのロツクであり、かつ、
ページは更新されていないので、ＧＬＭはＯｗｎｅｒ＿
ＥｘｉｓｔｓフイールドをＮＯにセツトし、ＶＲＳＮ値
をゼロにする。ステツプ２２４において、バツフア・マ
ネージヤ３４のＦｉｘ＿Ｐａｇｅの処理は表Ｉのステツ
プ５に進んで、サブステツプａ乃至ｆを実行し、そし
て、デイスクからページＰ１を獲得する。ページＰ１の
ＶＲＳＮ値は依然として９８であることは注意を要す
る。図４を参照すると、ステツプ２２５において、トラ
ンザクシヨンＴＸ１は、レコードＲ１を更新し、更新の
ログ処理から生じたＬＳＮのログ値を獲得し、そして、
ＢＣＢのＶＲＳＮフイールドとページとを更新する。ス
テツプ２２５において、ＶＲＳＮ値は９９に更新され、
そして、ＣＥＣ１４のバツフア・プール３６中のページ
Ｐ１中のＢＣＢ及びページＰ１を新しいバージヨンに更
新する。次に、このトランザクシヨンはコミツトされ、
そして、アンロツク要求のメツセージがロツク・マネー
ジヤに送られて、レコードＲ１に対するＬロツクの解放
を要求し、そして、更新により作られた９９のＶＲＳＮ
値をページＰ１に与える。この要求がステツプ２２７で
受け取られるとＧＬＭ４０はＶＲＳＮ値及びＰ１の対応
するレコードを変更し、次に、アンロツク要求を処理し
て、レコードＲ１に関するＬロツクを解放する。対応す
る大域ロツク・テーブルの記録のＭＯＤＥフイールドの
中に入れられたＢＭ３４により保持されているＵモード
のロツクは、解放されていないことは注意を払う必要が
ある。

【０１０５】図４のステツプ２２７が完了した時点にお
いて、Ｐ１の汚れたページのバージヨンは、９９のＶＲ
ＳＮ値と共にバツフア・プール３６の中に貯蔵され、こ
の値は、大域ロツク・テーブル中のページＰ１に対する
ロツク・レコードの中に入れられるはずのものであり、
ページの前のバージヨン（ＶＲＳＮ値９８）はＤＢＭＳ
１６のバツフア・プール２６の中に貯蔵されている。ペ
ージＰ１のためのＧＬＭにより受け取られたすべてのロ
ツク、または検証要求は、Ｐロツクがすべてのシステム
によりＰ１に保持されている限りは、大域ロツク・テー
ブル中のページＰ１のためのロツク記録中のＶＲＳＮ値
の形式で足跡を与えることができる。ロツク記録は、こ
の場合、所有者側はＢＭ３４であるＵモードのＰロツク
の所有者を記録していることを想起されたい。

【０１０６】図４のステツプ２２８において、ＣＥＣ１
２の中の第３のトランザクシヨンＴＸ３は、レコードＲ
１のロツクを獲得し、かつ、Ｐ１のＶＲＳＮを検証する
ために、ステツプ２２９において、データ・マネージヤ
２０によつてＬロツク要求及び検証の要求を発生する。
ステツプ２３１において、ＧＬＭ４０は大域ロツク・テ
ーブルをチエツクし、更新されたＶＲＳＮ９９を獲得
し、そして、ロツクの付与の要求及びＬ＿Ｓｈｏｒｔ＿
ｍｅｓｓａｇｅをデータ・マネージヤ２０に送り戻す。
ロツク付与が受け取られた時、ステツプ２３３におい
て、データ・マネージヤ２０は、ステツプ２３５におい
て、Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅの処理の第２の場合を実行するバ
ツフア・マネージヤ２４にＶＲＳＮ値を送る。ページは
使用可能であり、そして、更新要求は受け取られ、表Ｉ
の第２の場合のステツプ３の処理が始まるので、ページ
は、地域的にＳモードにラツチされ、そして、ＶＲＳＮ
値はＢＣＢの中のＶＲＳＮ値に対してチエツクされる。
Ｌ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中のＶＲＳＮ値はＢＣ
Ｂ中のＶＲＳＮ値よりも大きいので、ステツプ５が実行
される。この時点で、貯蔵されたページの新しいバージ
ヨンの必要性が検出され、そして、バツフア・プール２
６の中にページの新しいバージヨンを転送する処理に向
けられる。

【０１０７】本発明に従つた転送の順序を説明するため
に、表Ｉのステツプ５と、図２と、図４を参照する。表
Ｉのステツプ５において、Ｓモードのラツチが解放さ
れ、ページＰ１のためのＤＢＭＳ１６に向けられた競合
の要求がないものと仮定すると、処理はステツプ５ｃに
進む。ステツプ［５．］の［ｃ．］の第１及び第２の動
作は完了したものと仮定する。ステツプ［５．］
［ｃ．］（図４のステツプ２３７）において、バツフア
・マネージヤ２４は、ＧＬＭ４０を介して、ページＰ１
の所有者（ＢＭ３４）に向けられた通知を発生する。そ
の通知は「ページの転送」である。この処理は、Ｐ＿Ｓ
ｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅが送られるまで中断する。通
知メツセージはステツプ２３９において、ロツク管理機
構を通してＢＭ３４に送られ、そして、表ＩＩに記載さ
れたページ転送処理を開始する。図５を参照する。ステ
ツプ２４１において、バツフア・マネージヤ（ＢＭ）３
４に送られた通知に応答して、ＢＭ３４はバツフア・プ
ールの中にページを位置付け、ページをＳモードにラツ
チし、そして、ステツプ３に移動する。この場合、ペー
ジは汚れたページであるが、しかし、要求はＳモードの
ロツクなので、ステツプ３はスキツプされる。ステツプ
４において、Ｃｏｍｍ＿Ｌｉｎｋ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒの
デフオルトの設定は「ＹＥＳ」である。デフオルトの設
定によつて、ページＰ１はコピーされ、必要な制御情報
は設定され、そして、ページ及びその情報はステツプ２
４５において通信リンク５０を介してＣＥＣ１２に送ら
れる。この例において、表ＩＩのステツプ５及び６はス
キツプされ、表Ｉのステツプ７において、ページのラツ
チは解放され、ステツプ８において、ページは解放さ
れ、ステツプ９において、Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａ
ｇｅはロツク・マネージヤを通つてＣＥＣ１２に送られ
る。このことは、図５のステツプ２４７及び２４８に対
応している。Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅと転送さ
れるページの間には競争があることは明らかである。ロ
ツク・マネージヤを通るメツセージの時間は、通信リン
ク５０を直接に通るメツセージの転送の時間よりも長い
ものとすると、通常の動作において、ページは、Ｐ＿Ｓ
ｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅの到達の前にＣＥＣ１２に受
け取られる。

【０１０８】図５のステツプ２５０において、制御情報
と共に、ページが受けとられた時、ＣＥＣ１２におい
て、表ＩＩＩのデータ受け取りプロシージヤが呼び出さ
れる。

【０１０９】表ＩＩＩ及び図５を参照すると、前のトラ
ンザクシヨンのために、ページがＢＣＢのＰａｇｅ＿Ｕ
ｓａｂｌｅフイールド中の「使用可能」にマークされて
いるので、Ｄａｔａ＿Ｒｅｃのプロシージヤが呼び出さ
れた時、ページＰ１のためのＢＣＢが存在する。この時
点で、ページが図５のステツプ２５２において、バージ
ヨン番号の比較によつて、そのページのバージヨン番号
は、貯蔵されたバージヨン値よりもより新しいか否かの
処理が行なわれる。この例においては、これは、明らか
に、貯蔵されているバージヨンが新しい。この場合にお
いては、バツフア・プール２４中のページの前のバージ
ヨンが使用可能なので、表ＩＩＩの第２の場合に従う
（図５のステツプ２５５）。従つて、ページはＸモード
にラツチされ、表ＩＩＩの条件は全く満足されず、ペー
ジはコピーされ、ＶＲＳＮ値はＢＣＢにコピーされ、そ
して、Ｕモードのロツクは要求されなかつたので、ステ
ツプ５が実行され、ページのラツチは解放され、待機し
ているトランザクシヨンは再開始され、処理は完了され
る。

【０１１０】表Ｉのステツプ［５．］の［ｃ．］に戻る
と（図５のステツプ２５７）、ページは、Ｐ＿Ｓｈｏｒ
ｔ＿ｍｅｓｓａｇｅが到着するまでに、Ｄａｔａ＿Ｒｅ
ｃの処理によつて処理されているものと仮定する。従つ
てＢＭのＦｉｘ＿Ｐａｇｅ処理が再開始された時、ペー
ジはＳモードにラツチされ、そして、バッフア・プール
の中のバージヨン番号は、図５のステツプ２５９のＬ＿
Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅに受け取られたＶＲＳＮと
比較される。若し、このメツセージの値がＢＣＢの中の
値よりも大きいならば、新しいバージヨンは到達してい
ないと想像され、ページの復旧を必要とする（図５のス
テツプ２６２）。そうでなければ、ページは到着して、
バツフア・プールの中に入れられており、そのＶＲＳＮ
値は更新され、従つて、ページは保留されたトランザク
シヨンに入手可能である。

【０１１１】［単一システムの復旧］システムが誤動作
をした後に、復旧を再開始すること（「ＡＲＩＥＳ：ラ
イト・アヘツド・ロギングを用いた微細分化ロツキング
及び部分的復旧をサポートするトランザクシヨンの復旧
方法」（Transaction Recovery Method Supporting Fin
e Granularity Locking and Partial Rollbacks Using
Write-Ahead Logging）と題する１９８９年１月に刊行
されたＩＢＭ社の刊行物ＩＢＭリサーチ・リポート番号
ＲＪ６６４９に記載されているアプローチを参照する時
に、以下の点に注意すべきである。元へ戻す（undo）パ
スの間で、若し、Ｕモードのロツクが現在保持されてい
なければ、Ｕモードのロツクは影響されたページに対し
て再度獲得されなければならない。このＵロツクの獲得
は、通常の処理の間でさえも、Ｕモードのロツクは行き
詰まりには含まれていないから、行き詰まりを生じな
い。レド（redo）復旧に含まれたページ（即ち、システ
ムが誤動作した時に、Ｕモードのロツクが保持されてい
たページ）は、レド復旧パスが完了した後に、そのペー
ジを必要とする他の任意のシステムに転送可能である。
若し、誤動作したシステムが復旧処理中にあれば、ロツ
ク・マネージヤは、誤動作したシステムのページ転送プ
ロシージヤが実行可能であることを、誤動作したシステ
ムが表示するまで、入力した他のシステムのロツク要求
を待機させる。トランザクシヨン・システムはレド復旧
パスの終りでページ転送プロシージヤを動作する（即
ち、失われたすべての更新ページの「経過記録の繰り返
し」を行なつた後において）。

【０１１２】［高速度ページ転送方式］高速度ページ転
送方式については、汚れたページの所有権は、そのペー
ジをデイスクに最初に書き込むことなく転送されるの
で、ページがデイスクに書き込まれる前に新しい所有者
が誤動作した場合、ページのＲＬＳＮは、ページを正し
く復旧するためにＧＬＭにおいて追跡されねばならな
い。これを達成するために、ＲＬＳＮの値は、Ｕモード
のロツクがページに要求された時に与えられる。

【０１１３】［ＲＬＳＮの割り当て及び追跡］ＲＬＳＮ
はＤＢＭＳによつて割り当てられ、そして、ロツク管理
機構によつて追跡される。バツフア・マネージヤ（Ｂ
Ｍ）は、Ｕモードのロツクがページに対して要求された
時か、または、ページの状態が汚れていないページか
ら、汚れたページに変更した時に、バツフア制御ブロツ
ク（ＢＣＢ）にＲＬＳＮを割り当て、そして追跡する。
ＢＭは、若し、ＢＭが今書き込まれたとしたならば、ロ
グ記録と関連したであろうＬＳＮ（実質的には、ログの
終りのＬＳＮ）を、ＲＬＳＮとして選択する。ＬＬＭ及
びＧＬＭは、ＲＬＳＮフイールド中にストアすることの
できる最大値（Ｈｉ＿Ｖａｌｕｅと称される）に、ロツ
ク・テーブルのエントリのＲＬＳＮフイールドを初期化
する。ページのＨｉ＿ＶａｌｕｅのＲＬＳＮ値は、その
ページに対しては復旧を要しないことを暗示している。
ページに対してＵモードのロツクが要求されると、Ｐロ
ツク要求はＢＭによつて割り当てられたＲＬＳＮ値を含
んでいる。ＢＭは、ＲＬＳＮ値がロツク管理機構によつ
て条件付きでセツトされることを要求する。ロツク管理
機構（ＬＫＭ）は、若し、ＬＫＭの現在のＲＬＳＮ値が
Ｈｉ＿Ｖａｌｕｅであれば、その値にＲＬＳＮをセツト
する。このことは、汚れたページの所有権が一方のシス
テムから他方のシステムに転送された時に、ページがデ
イスクに書き込まれることなく、ロツク管理機構のＲＬ
ＳＮ値は修正されないことを意味する。いずれの場合で
も、ロツク・マネージヤ（ＬＭ）は、ロツク要求を処理
した後にＬＭが持つているＲＬＳＮ値をＢＭに戻す。Ｕ
モードのロツクが解放された時か、または、ページの所
有権が他のシステムに移転されることなくＳモードのロ
ツクにグレードが低下された時（これは、現在の所有者
がページをデイスクに書き込んだ後にのみ発生する）、
ロツク管理機構はＲＬＳＮ値をＨｉ＿Ｖａｌｕｅにセツ
トすることができる。

【０１１４】ページ復旧のために処理されねばならない
ログの範囲を減少するために、所有者側のシステム中の
バツフア・マネージヤは、デイスクにページを書き込ん
だ後であるが、しかし、ＲＬＳＮをＨｉ＿Ｖａｌｕｅに
無条件にセツトするために、ＬＫＭによつて再度ページ
が汚される前に、ＲＬＳＮを前の方に強制する。この場
合、ページが再度汚された時、バツフア・マネージヤ
は、更新が行なわれる前に、ＬＫＭにおいてＲＬＳＮを
先ず更新しなければならない。代案として、ＲＬＳＮ値
がＬＫＭの値とＨｉ＿Ｖａｌｕｅとの間の値にセツトさ
れることなく、ＢＣＢにおいて追跡された高い値に、ペ
ージが再度汚される前に、ＲＬＳＮを強制することがで
きる。ＲＬＳＮを前の方に強制することは、ここで説明
している方法には必要ではない。これは、誤動作が生じ
てページの復旧を必要とする場合、走査されねばならな
いログの範囲を狭めるための最良の方法である。

【０１１５】［Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅの処理］Ｆｉｘ＿Ｐａ
ｇｅへの入力は中間的な速度のページ転送方式と同じで
ある。その処理は、以下に述べる事項を除けば、中間的
な速度のページ転送方式と同じである。ＲＬＳＮ（即
ち、ログの現在の終りのＬＳＮ）は、ＵモードのＰロツ
クが要求された時に、条件付きでセツトされる。ＲＬＳ
ＮはＢＣＢ中のロツク・マネージヤから戻されることは
注意を要する。ＲＬＳＮは、デイスクへ書き込んだ後
に、ＲＬＳＮを前の方に強制するためにＢＣＢの中で追
跡される。汚れたページのバージヨンは、Ｕモードのロ
ツクが要求された時に転送されるので、そのページは、
ページが使用可能のマーク付けされた後、Ｄｉｒｔｙ＿
Ｑ（汚れたページの待ち行列）の中で待たされる。ペー
ジがデイスクから読み取られた後に、ページ復旧ルーチ
ンで遂行される処理の間でＵモードのロツクが、要求側
のシステムによつて獲得される時間までに、所有者側の
システムによつて送られたページが受け取られなかつた
時、ログは、ページを復旧するためにＲＬＳＮから処理
されねばならない。

【０１１６】［ページ転送のためのバツフア・マネージ
ヤのプロシージヤ（所有者側のシステム）］バツフア・
マネージヤのページ転送プロシージヤがページの所有者
側のシステムに呼び出された時、若し、Ｃｏｍｍ＿Ｌｉ
ｎｋ＿Ｔｒａｎｓｆｅｒ＝ＮＯに特定されたならば、中
間的な速度のページ転送方式が用いられる。通常の場
合、このオプシヨンは、所有者側のシステムによつてペ
ージをデイスクに書き込むために、Ｕモードのロツクが
要求された時に用いられる。他の場合には、プロシージ
ヤはページを最初に固定し、そしてＳモードにラツチす
る。このラツチ動作はページの一貫したバージヨンを転
送するために必要とする。若し、ページが汚れたページ
であり、他のシステムによつてＵモードのロツクが要求
され、かつ、ページのための書き込みＩ／Ｏ動作が進行
中でなければ、必要に応じて、ログはページのＬＳＮに
強制され、そして、ページはＤｉｒｔｙ＿Ｑから除去さ
れる。若し、ページがＤｉｔｙ＿Ｑから除去されたなら
ば、要求者側のシステムに送られる制御情報中に、Ｐａ
ｇｅ＿Ｄｉｒｔｙ＝ＯＮがセツトされる。ページは、制
御情報と共に、要求者側のシステムに直接に転送され
る。若し、ページの書き込みＩ／Ｏ動作が進行中であ
り、かつ、要求されたロツクのモードがＵモードであれ
ば、このプロシージヤはＩ／Ｏ動作が完了するまで待機
する。次に、若し、要求されたモードがＵモードであれ
ば、ＳモードのＰロツクのグレードを下げるための要求
が準備され、そして、新しいロツク状態がＢＣＢに通知
される。この場合、このプロシージヤは、このページの
ためのロツク・テーブル中のＬＳＮ値を更新するため
に、ロツク管理機構のページのＬＳＮに行く。ページは
ラツチが解放され、そして、固定が解かれる。次に、こ
のプロシージヤはＰ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅと、
グレード下げ要求によつてロツク・マネージヤに戻る。

【０１１７】［データ受け取り（Ｄａｔａ＿Ｒｃｖ）プ
ロシージヤ］若し、汚れたページが送出されるならば、
ページの持つ制御情報によつて表示されているように、
データ受け取りのプロシージヤの処理は、中間的な速度
のページ転送方式で述べた方法とは異なつている。その
相異は、付加的な処理が必要であること、つまり、ペー
ジが汚れたページであることを表示するためにＢＣＢを
マークする処理が必要なことである。

【０１１８】［単一のシステムの誤動作からの復旧］Ｄ
ＢＭＳのためのロツク管理機構は、上述したように、Ｄ
ＢＭＳのローカル・ロツク・マネージヤ（ＬＬＭ）と関
連した大域ロツク・マネージヤ（ＧＬＭ）で構成されて
いる。ＧＬＭの誤動作を取り扱うために、本発明の実施
例では、主ＧＬＭの機能を引き継いだ時点を決めるため
に、主ＧＬＭの状態を監視するためのバツクアツプＧＬ
Ｍが定義されているものとする。バツクアツプＧＬＭが
引き継いだ時、バツクアツプＧＬＭは、大域ロツク・テ
ーブルを再構成するために、すべてのＬＬＭと通信す
る。ＬＬＭが誤動作したことをＧＬＭが通知した時、そ
れは、ＬＬＭが「維持される」よう特に求められている
ロツクを除いて、誤動作したＬＬＭによつて保持されて
いるすべてのロツクを解放する。図１に示した共有デイ
スクのＣＥＣの中の複数のシステムの誤動作を復旧する
ために、ＧＬＭの大域ロツク・テーブルが周期的にチエ
ツクポイント処理を受ける。

【０１２０】ページのＰロツク及びそれらのＲＬＳＮが
システムの再開始の時にＧＬＭから入手可能である場合
を取り上げて説明する。レド復旧を必要とするページ
は、保持されたＵモードのロツクを持ち、そして、その
ＲＬＳＮはＨｉ＿Ｖａｌｕｅと等しくない。Ｕモードの
ロツクが復旧システムによつて維持されているすべての
ページのＲＬＳＮは、レド・パスのログ走査のための開
始点を計算するのに考慮に入れられる。併合されたログ
は、ページから失われたすべての更新を再度行なうため
のレド・パスの間で、走査される。ログ記録の更新は、
Ｕモードのロツクが保持され、かつ、ページのＬＳＮが
ログ記録のＬＳＮよりも小さい時にのみ、再度行なわれ
る。ログは最後のＬＳＮ（更新システムが誤動作する前
に、復旧システムによつて書き込まれた最後のログ記
録）まで走査される。

【０１２１】若し、システムがＵモードに維持されたペ
ージのロツクを要求し、そして、誤動作をしたシステム
がその復旧処理を開始しなければ、ＧＬＭは、「あなた
がページを復旧して下さい。」というメツセージと共
に、他のシステムにそのロツクを与えることができる。
これは、データの可用性（availability）を高める。Ｇ
ＬＭは、要求者側に送られるＰ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓ
ａｇｅを通して用いられる前に、ページを復旧するため
の必要性を表示することができる。この改良によつて、
若し、Ｓモードのロツクだけが要求されたとしても、Ｇ
ＬＭはＵモードのロツクを与えることができる。

【０１２１】Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅは以下の
付加的な情報を持つている。 １．表示子 − 「あなたがページを復旧して下さ
い。」 ２．ロツクを維持しているシステムのシステム標識子。

【０１２２】要求者側のシステムはＵモードのロツクを
保持している誤動作をしたシステムの最終のＬＳＮを決
定するために、ローカル・ログを併合するシステムを問
合せることができる。前と同様に、ＧＬＭに保持されて
いるＲＬＳＮは、ロツクが与えられた時、返還される。
要求者側はデイスクからページを読み取り、故障したシ
ステムのＲＬＳＮから最終のＬＳＮまで併合ログを走査
し、そして、ページを復旧することができる。このよう
な復旧が行なわれた時、復旧されたページは汚れたペー
ジにマークされ、Ｄｉｒｔｙ＿Ｑに置かれる。

【０１２３】若し、誤動作をしたシステムがその復旧処
理を既に開始しており、かつ、保持されているＰロツク
が他のシステムによつて要求されているならば、ロツク
は、復旧のレド・パスが完了した後にのみ、転送可能で
ある。これは、中間的な速度のページ転送方式で説明し
た方法と同じである。若し、それらのロツクが現在保持
されていなければ、Ｕモードのロツクは、復旧している
間（undo）で、影響されたページに再度獲得されねばな
らない。

【０１２４】［セントラル・エレクトロニクス・コンプ
レツクス（環境規模）の誤動作からの復旧］共有デイス
クを持つＣＥＣの誤動作は、保持されたロツク及びそれ
らのＲＬＳＮのすべてを喪失したことによつて特徴付け
られる。このような事態においては、ロツクのレド復旧
処理の走査のための開始点は、単一システムの誤動作の
場合と同じようには決定することはできない。また、ペ
ージは汚れたページである間に転送することができるの
で、ページを転送するための時間があり、この時間はど
のシステムにも属していない。これは、ページの復旧に
問題を生じる。この問題に対処するために、ＧＬＭのロ
ツク・テーブルを定期的にチエツクポイント処理をする
必要があることは既に述べた通りである。

【０１２５】［ＧＬＭのロツク・テーブルのチエツクポ
イント処理］定期的に、システムはＢｅｇｉｎ＿ＧＬＭ
＿ｃｈｅｃｋｐｏｉｎｔのログ記録を先ず書き込むこと
によつてＧＬＭのチエツクポイントを取り、次に、ＧＬ
Ｍから、すべてのページの識別子と、Ｈｉ＿Ｖａｌｕｅ
に等しくないＲＬＳＮを持つページのための関連ＲＬＳ
Ｎとを要求し、そして、上記のページの識別子及び関連
ＲＬＳＮをＥｎｄ＿ＧＬＭ＿ｃｈｅｃｋｐｏｉｎｔのロ
グ記録中に書き込む。チエツクポイント処理の頻度は、
共有デイスクを持つＣＥＣにおいて、異なつたシステム
により書き込まれたログ記録の数に基づいて決めること
ができる。

【０１２６】以下の事項は、共有デイスクを持つＣＥＣ
の誤動作の後で、再開レド・ポイントを決定するために
必要とされる。 １．Ｅｎｄ＿ＧＬＭ＿ｃｈｅｃｋｐｏｉｎｔのログ記録
がアクセスされねばならず、そして、その内容に基い
て、ＲＬＳＮの最小値が決められなければならない。Ｇ
ＬＭのロツク・テーブルのチエツクポイントが取られた
時に、若し、Ｈｉ＿Ｖａｌｕｅよりも小さいＲＬＳＮを
持つたページがなければ、上述の最小値はＢｅｇｉｎ＿
ＧＬＭ＿ｃｈｅｃｋｐｏｉｎｔのログ記録のＬＳＮの開
始値にセツトされる。 ２．併合されたログは、Ｂｅｇｉｎ＿ＧＬＭ＿ｃｈｅｃ
ｋｐｏｉｎｔのログ記録のＬＳＮの最小値であるＬＳＮ
から開始して、前のステツプで決定されたＬＳＮまで処
理しなければならない。「レド復旧」処理と呼ばれるこ
の処理は、１９８９年１月に発行され、１９９０年１１
月に改訂された「ＡＲＩＥＳ」と題するＩＢＭリサーチ
・リポートＲＪ６６４９号に記載された方法を含んでい
る。レド走査がＢｅｇｉｎ＿ＧＬＭ＿ｃｈｅｃｋｐｏｉ
ｎｔのログ記録に到達するまで、ＧＬＭのチエツクポイ
ントのログ記録だけを処理する必要がある。このポイン
トの後、すべてのログ記録は、ログの終りに到達するま
で処理されねばならない。

【０１２７】［超高速ページ転送方式］この方式は高速
度のページ転送方式の変形された方式として以下に記載
される。ページと共に転送された制御情報は、他のシス
テムによつてこのページに対する更新のログ記録が具体
化されたか否かを追跡するために、以下の付加的な情報
を含んでいる。この付加的な情報のフオーマツトは以下
の通りである。即ち、一定の数（例えば、８個）のスロ
ツトがあり、各スロツトは、システムの識別子と、ペー
ジが転送される前に、ページを更新するためのシステム
によつて書き込まれたログ記録の最も大きなＬＳＮ値と
を含んでいる。若し、スロツトがない時には、ページが
転送される前に、ログはこのシステムによつて強制され
る。所有者側のバツフア・マネージヤにおいて、若し、
スロツトが使用可能ならば、システムの識別子とページ
のＬＳＮがスロツトの中に置かれる。ログは強制されな
い。若し、使用可能なスロツトがなければ、ページが転
送される前に、ログは強制される。 Ｆｉｘ＿Ｐａｇｅの処理は高速度のページ転送方式と同
じである。Ｄａｔａ＿Ｒｃｖプロシージヤは拡張された
制御情報を獲得し、それをＢＣＢから呼び出す。 Ｈｉ＿ＬＳＮの同報通信プロシージヤ：各システムは、
ログがそのシステムの中でどの程度具体化されたかを表
示するために、ＧＬＭにＨｉ＿ＬＳＮを周期的に送る。
ＧＬＭはシステム識別子に対応するエントリを入れ、そ
して、Ｈｉ＿ＬＳＮを与えられた値に置き換える。ＧＬ
Ｍは、受け取り側システム中のプロシージヤを呼び出す
メツセージを通してＨｉ＿ＬＳＮを他のシステムに周期
的に知らせる。呼び出されたプロシージヤの処理は以下
の通りである。各システムはシステムの識別子のベクト
ルと、それらに関連するＨｉ＿ＬＳＮとを持つている。
このベクトルはＧＬＭからのメツセージに基いて更新さ
れる。 デイスクへ汚れたページを書き込むときの付加的な処
理：デイスクにページを書き込む前に、この処理は、ス
ロツトのＬＳＮがスロツトのシステムのＨｉ＿ＬＳＮよ
りも小さいか、またはそれと等しいか否かについて、ス
ロツト毎にチエツクする。若し、そのＨｉ＿ＬＳＮより
も大きければ、処理は、そのスロツトのＬＳＮの値まで
ログを強制することを要求する適当なシステムに対する
Ａｃｋを持つ「通知」を発生する。若し、システムが誤
動作したために、そのシステムが応答しなかつたなら
ば、ページの復旧が開始された時に、ページはＲＬＳＮ
から始まりログ・ポイントに至る併合ログから復旧され
る。 単一システムの復旧：若し、誤動作したシステムがＵモ
ードのロツクを保持しているならば、併合されたログ
は、ＲＬＳＮから、誤動作の時まで走査される。ログの
併合処理は、すべてのシステム中のログ記録を誤動作の
時点まで、具体化させ、これにより、トランザクシヨン
がコミツトしたために、その後に具体化されたログを獲
得したページ復旧の時点において、誤動作を起さないシ
ステムが具体化されたログ記録を持つことが出来る場合
をカバーすることは注意を払う必要がある。ページ復旧
は、若しログが誤動作しないシステムに強制されなけれ
ば、このログ記録をミスする。 他の処理は高速度ページ転送方式で説明した処理と同じ
である。ＣＥＣの復旧は高速度ページ転送方式の復旧と
同じである。

【０１２８】［データの可用性を改善すること］中間的
な速度のページ転送方式が使用されている時、データの
可用性は、或る種の誤動作の間で、幾つかの付加的なス
テツプを取ることによつて更に改善することができる。
ページがＵモードのロツクに保持されており、そして、
他のシステムが同じページを必要としている時に、若
し、システムが誤動作をしたならば、ＧＬＭは、「あな
たがページを復旧して下さい。」と言う表示を持つＰロ
ツクを与えることができる。これは、コミツトていない
レコードに対するロツクが誤動作を生じたシステムによ
つて依然として保持されているので、レコードのロツキ
ングによつて行なうことができる。これは、若し、要求
者側のシステムがアクセスするのを必要とし、そして、
それが、そのページ中に与えられ、誤動作を起したシス
テムを復旧する前に、要求者側がそのレコードをアクセ
スすることができるので、より良いデータの可用性を与
える。

【０１２９】次に、どのようにしてＢＭ及びＧＬＭが上
述の改善されたデータの可用性をサポートするかについ
ての説明を以下に述べる。ＧＬＭは、ロツクが維持され
ている間に、ロツクが転送可能か否かをロツクによつて
特定することができるオプシヨンをサポートする。この
オプシヨンは、Ｐロツクが保持されていたとしても、Ｐ
ロツクを他のシステムに転送させるのを許容する。ここ
で、ロツクは、誤動作したシステムが再始動処理中にな
いときにだけ転送可能であることは注意を喚起する必要
がある（例えば、再開始システムは、その再開始の間で
はロツク・マネージヤに未だ接続されていない）。若
し、誤動作を起したシステムが再開始動作をしているな
らば、ページは、レド・パスが完了された後にのみ転送
することができる。バツフア・マネージヤは、ロツク・
マネージヤがＵモードのＰロツクと、ロツクが維持され
ている間で転送可能である表示子とを要求した時に、ロ
ツク・マネージヤにＲＬＳＮを与える。ＲＬＳＮは、ロ
ツク・マネージヤによつて保持され、そして、既に説明
したように、バツフア・マネージヤによつて書き込みＩ
／Ｏ動作の後で、前の方に強制される。要求者側のシス
テムが、保持されているＰロツクを要求し、かつ、誤動
作を起したシステムがその再始動復旧処理をしていない
時、ＧＬＭは「あなたがシステム「ａ」のＲＬＳＮ
「ｒ」からページを復旧して下さい。」というメツセー
ジを要求者側に表示し、そして、Ｕモードのロツクを要
求者側に与える。ＧＬＭは、復旧するためにログが必要
とされるシステム識別子のために、ロツク名のエントリ
中に付加的なフイールドを持つている。然しながら、Ｇ
ＬＭが「あなたがページを復旧して下さい。」というメ
ツセージを要求者側に通知した時、ロツクの所有者のシ
ステム識別子は復旧ログのためのシステムの識別子とは
異なる。要求者側のシステムがページを復旧して、その
ページをデイスクに書き込んだ後、要求者側のシステム
は、復旧ログのシステム識別子をセツトするために、ロ
ツク・マネージヤに要求を発生する。要求者側のシステ
ム中のバツフア・マネージヤは、システム「ａ」のログ
のＲＬＳＮ「ｒ」からシステム「ａ」のログの終りまで
を走査することによつてページを復旧する。

【０１３０】本発明を実施するときに、セントラル・エ
レクトロニクス・コンプレツクスは、例えば、複数処理
タイプのメーン・フレーム・コンピユータを含むことが
できる。このようなコンピユータの一例はＩＢＭ３０９
０シリーズの機械であつて、特にモデル６００が好適で
ある。公知のように、ＩＢＭ３０９０のモデル６００は
ＤＢ２タイプのＤＢＭＳインスタンスを含む複数個の処
理を実行することができる。

【０１３１】

【発明の効果】本発明は、複数のユーザでデイスク装置
のような不揮発性メモリを持つデータベース管理システ
ムにおいて、移動されるデータに一貫性を持たせ、しか
も、データに高速度のアクセスを与えることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を実施するための代表的なコンピユータ
・システムの環境を示すブロツク図である。

【図２】本発明を実施するのに必要な機能素子及びデー
タ構造の細部を説明するためのブロツク図である。

【図３】一方のＤＢＭＳのインスタンスにおいて更新さ
れたデータ単位を他方のＤＢＭＳのインスタンスで検出
し、そして、両方のインスタンスの間で更新されたデー
タ単位を転送する動作を説明するためのブロツク図であ
る。

【図４】一方のＤＢＭＳのインスタンスにおいて更新さ
れたデータ単位を他方のＤＢＭＳのインスタンスで検出
し、そして、両方のインスタンスの間で更新されたデー
タ単位を転送する動作を説明するためのブロツク図であ
る。

【図５】一方のＤＢＭＳのインスタンスにおいて更新さ
れたデータ単位を他方のＤＢＭＳのインスタンスで検出
し、そして、両方のインスタンスの間で更新されたデー
タ単位を転送する動作を説明するためのブロツク図であ
る。

【符号の説明】

１０ データベース １２、１４ セントラル・エレクトロニクス・コンプレ
ツクス（ＣＥＣ） １６、３０ データベース管理システム（ＤＢＭＳ）の
インスタンス １８、３１ ローカル・ロツク・マネージヤ（ＬＬＭ） ２０、３２ データ・マネージヤ（ＤＭ） ２２、３４ バツフア・マネージヤ（ＢＭ） ２４、３６ バツフア・プール（ＢＰ） ２５、３５ ログ・マネージヤ（ＬＭ） ２６、３７ ログ ４０ 大域ロツク・マネージヤ（ＧＬＭ） ４２ 併合されたログ ４４ システム・クロツク ５０ 通信リンク ８０ トランザクシヨン（ＴＸ） ８１ ロツク・テーブル ８３ Ｐ＿Ｌｏｃｋ（Ｐロツク） ８５ バツフア制御ブロツク ８５ａ ページの名前のフイールド ８５ｂ ＶＲＳＮを保持するブロツク ８５ｃ Ｄｏｉｎｇ＿Ｉ／Ｏフイールド ８５ｄ Ｎｅｗ＿Ｐａｇｅ＿Ｒｅｑ（新しいページの要
求）フイールド ８５ｅ Ｐａｇｅ＿Ｕｓａｂｌｅフイールド ８５ｆ Ｄａｔａ＿Ｍｏｖｅｄフイールド ８５ｇ Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｈｅｌｄフイールド ８５ｈ Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｒｅｑフイールド ８５ｊ Ｗａｉｔ＿Ｑｕｅｕｅフイールド ８５ｋ ＲＬＳＮを保持するブロツク ８５ｌ Ｐａｇｅ＿Ｄｉｒｔｙフイールド ８５ｎ ポインタ ９０ ページ ９０ｂ ページのバージヨン番号のフイールド ９０ｃ、９０ｄ ページのレコード・フイールド ９２ 汚れたページの待ち行列 ９３、９４ 更新されたページ １００ 大域ロツク・テーブル １０２ Ｌ＿Ｌｏｃｋのエントリ １０３ Ｐ＿Ｌｏｃｋのエントリ １０５ ページ転送 １０７ データの受け取り

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平４−268649（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−310148（ＪＰ，Ａ)

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】データは、転送の単位(データの単位)で、
   データベース管理システム(DBMS)のバッフア中に保持さ
   れるか、或いは、複数のデータベース管理システム(DBM
   S)のすべてに結合される１以上のディスクから前記DBMS
   バッフアにコピーされるものであり、 ロックは、それぞれ通信リンクを介して各データベース
   管理システム(DBMS)に接続される大域ロック・マネージ
   ャによつて発生され、管理されており、かつ前記ロック
   は、データの単位の中で、データの単位に関する物理的
   ロック(Ｐロック)とレコードに関する論理的ロック(Ｌ
   ロック)を含み、 複数のデータベース管理システム(DBMS)の中において実
   行する処理に対してロックを発生することによって、複
   数のデータベース管理システム(DBMS)の間で、前記デー
   タについて共有してアクセスをするためのシステムであ
   って、前記システムは、データの転送のために各データ
   ベース管理システム(DBMS)と他のすべてのデータベース
   管理システム(DBMS)とを結合する手段を含むシステムに
   おいて、データの単位を高速度でアクセスする方法にお
   いて、前記第１のDBMSのバッフアへディスクからデータの単位
   に関して最初のバージョンを与えるステップと、 第１のDBMSに対してデータの単位を更新するためにＰロ
   ックを発生するステップと、 前記大域ロック・テーブルにそのＰロックに関するエン
   トリを載録するステップと、 前記第１のDBMSにおいて、前記データの単位に関して最
   初のバージョンを更新することにより、前記バッフアに
   おける前記データの単位に関して更新されたバージョン
   を発生するステップと、 前記データの単位に関して最初のバージョンを更新する
   ことに応答して、 前記第１のDBMSのバッフアにおいて、前記データの単位
   に関して更新されたバージョンに対して、単調に増加す
   る数であるバージョン番号を発生するステップと、 前記第１のDBMSのバッフアにおいて、前記データの単位
   に関して更新されたバージョンに対して、前記バージョ
   ン番号を付加するステップと、 前記大域ロック・テーブルにおいて、Ｐロックに関する
   エントリ中に前記バージョン番号を記憶するステップ
   と、 データの単位の中のレコードを読み出すために、第２の
   DBMSからＬロックに関する要求を発生するステップと、 前記Ｌロックに関する要求に応答して、大域ロック・テ
   ーブルに記憶されているバージョン番号を前記第２のDB
   MSに与えると共にＬロックを付与するステップと、 もしも第２のDBMSのバッフア中に既にデータの単位につ
   いてのバージョンが存在しているならば、当該データの
   単位についてのバッフア中のバージョンに含まれるバー
   ジョン番号と前記大域ロック・テーブルから得たバージ
   ョン番号とを比較し、当該データの単位についてのバッ
   フア中のバージョンに含まれるバージョン番号が前記大
   域ロック・テーブルから得たバージョン番号より小さい
   場合には、大域ロック・マネージャから第１のDBMSに対
   してデータの単位を転送するよう要求するステップと、
   そうでなくて、 もしも第２のDBMSのバッフア中に未だデータの単位につ
   いてのバージョンが存在していないのならば、データの
   単位を読み出すために第２のDBMSからＰロックに関する
   要求を発生するステップと、 そのＰロック要求に応答して第２のDBMSにデータの単位
   を転送するために、前記大域ロック・マネージャから第
   １のDBMSに対して要求を出すステップと、 第１のDBMSから第２DBMSへデータの単位に関して更新さ
   れたバージョンを転送すると共に第１のDBMSから前記大
   域ロック・マネージャへデータの単位に関して更新され
   たバージョンに含まれるバージョン番号を与えるステッ
   プと、 第１のDBMSから受け取ったバージョン番号を前記大域ロ
   ック・マネージャによって第２のDBMSに転送するステッ
   プと、 もしも第２のDBMSに与えられたバージョン番号が第２の
   DBMSによって受け取られたデータの単位に関して更新さ
   れたバージョンに含まれるバージョン番号よりも大きい
   場合には、或いは、もしもバージョン番号が到着したと
   きにデータの転送に関して更新されたバージョンが第２
   のDBMSで受け取られていない場合には、第１のDBMSから
   データの単位に関して更新されたバージョンをディスク
   に書き込み、そして前記ディスクから第２のDBMSにデー
   タの単位に関して更新されたバージョンを与えると共に
   そこからレコードを読み取るステップと、前記二つの場
   合に相当しないときは、 第１のDBMSから第２のDBMSに転送されたデータの単位に
   関して更新されたバージョンからレコードを読み取るス
   テップと、 を含むデータの単位を高速度でアクセスする方法。