JPH01188965A - データ処理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は総括的に言えば、仮想メモリの同一のアドレス
空間を共用する、相互接続された複数個の同じようなデ
ータ処理ユニットからなる仮想メモリのデータ処理シス
テムに関し、より詳細に言えば、システムを構成してい
るコンポーネントのうちの何れか１つのコンポーネント
が故障した結果生じるデータ喪失や、データのコンシス
チンシー（無矛盾）の喪失を最少限にとどめるために、
共用仮想メモリを管理するための方法に間する。

Ｂ、従来の技術及びその問題点 単一の独立型の中央処理ユニット（ＣＰＵ）を含み複数
個の仮想メモリを有するデータ処理システムは従来から
知られている。通常、これらの仮想メモリのデータ処理
システムは、１バイトのデータを記憶し、且つ個々にア
ドレスし得る多数の記憶位置を有する主メモリと、デー
タをブロックで記憶し、ブロックでアドレスする複数個
の記憶位置を含むディスク・ファイルのような２次スト
レージ装置とを使用している。従来のディスク・ファイ
ル装置の説明を簡略化するために、ディスク・ファイル
の各ブロック・アドレスは、例えば２にバイト（実際は
２０４８バイト）のデータを記憶するものと便宜上仮定
する。仮想メモリは、しばしば単一レベル記憶装置と呼
ばれている概念を含んでいる。単一レベル記憶装置にお
いて、システムがアドレスしつる最大の範囲は通常、主
メモリの実際の容量よりも遥かに大きい。主メモリはベ
ージング機構と、主メモリ中のアプリケーション・プロ
グラム（適用業務プログラム）が必要とするデータを記
録するために共働する２次的な記憶装置とを使用するこ
とによって遥かに大きく見えるようにされている。ベー
ジング機構の機能は、アプリケーション・プログラムに
よってアドレスされたページが主メモリに存在しないと
きは常に、ディスク・ファイルから主メモリへ、データ
のページを転送することにある。このように、主メモリ
にページが存在しないことは「ページ不在」（ｐａｇｅ
　ｆａｕｌｔ　）と呼ばれている。ディスク・ファイル
から主メモリへデータのページを転送することは「ペー
ジ不在」処理と呼ばれている。

また、データの処理能力を増加させるために、複数個の
プロセッサを使用した多重プロセッサ・システム構成も
公知である。多重プロセッサ・システム構成は、°論理
的コミニュケーション・チャンネルを共用する複数の処
理ユニットとして捉えることが出来る。論理的コミニュ
ケーション・チャンネルは、複数の処理ユニットの間で
共用されるメモリであって、１つの処理ユニットから他
の処理ユニットへのメツセージを記憶するためのメモリ
であると考えることが出来る。更に、論理的コミニュケ
ーション・チャンネルは１方の処理ユニットから他方の
処理ユニットへメツセージを転送する際に、メツセージ
を通過させるコミニュケーション・ネットワークの形式
を取ることが出来る。

強結合（ｔｉｇｈｔｌｙ−ｃｏｕｐｌｅｄ　）多重プロ
セッサ・システム構成と称されている従来の多重プロセ
ッサ・システム構成において、構成内のすべての処理ユ
ニットによってアクセスすることが出来るある容量のメ
モリを共用し、そして、各処理ユニットは、その処理ユ
ニットだけしかアクセスすることができず、他の処理ユ
ニットによってはアクセスすることのできない、ある容
量の専用メモリを持っているような多重プロセッサ・シ
ステム構成がある。

強結合多重プロセッサ構成に配列された計算システムは
、共用メモリによる迅速なコミニュケーションの利点を
持っており、また、ディスク・キャッシュとしての共用
メモリをも利用することになる。ページ不在は、強結合
多重プロセッサ構成中の１つの処理ユニットによって実
行されるアプリケーション・プログラムが、主メモリに
存在しないデータのページをアドレスした時に生じる。

ページ不在処理の間において、この多重プロセッサ構成
に接続されている２次ストレージ装置は、共用メモリ中
にデータのページを読込むように命令される。データの
ページが共用メモリに読込まれると、そのデータはこの
多重プロセッサ構成中の任意の処理ユニットによってア
ドレスするととが出来る。

多重プロセッサ構成中の複数の処理ユニットが共通の問
題を処理している場合、「参照の局所性」（１ｏｃａｌ
ｉｔｙ　ｏｆ　ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　）を経験するよう
な方法で、それらの処理ユニットがデータをアクセスす
るのが普通である。そのデータのページを保持する共用
メモリ中のページ・フレームが、他のデータのページを
保持するよう、多重プロセッサ構成によって再使用され
る前に、この多重プロセッサ構成中の１つの処理ユニッ
トで実行するアプリケーション・プログラムによって仮
想メモリにアクセスすることから生じたページ不在を満
足するために、２次ストレージから検索されて、共用メ
モリに置かれた（読みこまれた）データのページが、こ
の構成中の他の処理ユニットで実行する他のアプリケー
ション・プログラムによってもアクセスされるであろう
可能性がゼロではない時に、「参照の局所性」が使われ
る。多重プロセッサ構成中の他の処理ユニットで実行す
るアプリケーション・プログラムによるアクセスが生じ
た場合に、多重プロセッサ構成は、共用メモリに既に存
在するデータのページによって、ページ不在を解決する
ことによりディスクのアクセスを行わせずに済ますこと
が出来る。゛ 然しながら、共用メモリをディスク・キャッシュとして
用いた時、処理ユニットが、共用メモリをアクセスする
際に、多重プロセッサ構成中の処理ユニットの闇でのア
クセスの競合が、共用メモリによって与えられる利益を
越える程、大きくなった時、強結合多重プロセッサの構
成の実際上の限界がある。例えば、その構成中の他方の
処理ユニットが、データのページの内容の検索を行って
いるときに、１方の処理ユニットがデータの同じページ
の内容の変更を行おうとしている場合がある。このよう
な場合に対処するために通常、２つの処理ユニットはデ
ータについてコンシスチンシーを持つように、他方の処
理ユニットの立場で処理ユニットのうちの１つを監視す
るためのある種の手段が設けられている。強結合多重プ
ロセッサ構成において、複数の処理ユニットに関するデ
ータについてコンシスチンシーを持たせるために、幾つ
かの従来技術がある。これらの方法は、その構成中の他
の処理ユニットが共用メモリへのアクセスを完了するま
で、その構成中の一方の処理ユニットを空転させること
を含んでいる。空転している処理ユニットを更に空転さ
せることは出来ないし、有益な作業も出来ないから、シ
ステム全体として考えたとき、共用メモリへのアクセス
の競合が、多重プロセッサ構成の処理能力を減少する結
果を生じることは避けることが出来ない。これらの理由
によって、単一の強結合多重プロセッサの構成中の処理
ユニットの数は６台を越えることは殆どない。

緊密結合（ｃｌｏｓｅｌｙ−ｃｏｕｐｌｅｄ　）多重プ
ロセッサ・システム構成と称される従来の多重プロセッ
サ・システムの構成において、複数個の処理ユニットが
、コミニュケーション・ネットワークを介して接続され
、そして各処理ユニットはそれ自身のメモリに直接にア
クセスすることが出来るが、他のすべての処理ユニット
はそのメモリにはアクセスすることが出来ないように構
成されている。緊密結合多重プロセッサ・システム構成
中の処理ユニットは、コミニュケーション・ネットワー
クを介して、その構成内の他の処理ユニットへメツセー
ジを転送することによって、データを共用することが出
来る。緊密結合多重プロセッサ・システム構成の変形例
において、その多重プロセッサ構成中の処理ユニットの
内の１つの処理ユニットを共用メモリの処理ユニットと
して区別している。共用メモリ処理ユニットに接続され
た主メモリは、共用メモリ処理ユニットによって管理さ
れるディスク型のキャッシュ・メモリとして使用される
。

何時、そしてどんな構成の下で、共用メモリのどの領域
に対して、複数の処理ユニットのうちのどの処理ユニッ
トがアクセスすべきかを制御するための機能が、共用メ
モリ処理ユニットに割当てられている。共用メモリが高
速度の主メモリと相対的に低速度の２次ストレージ装置
を含む仮想メモリである場合、所定のヒツト率を得るた
めに必要な主メモリの大きさは多重プロセッサ構成によ
って実行される毎秒当りのインストラクションの数に直
接関係する。成る場合に、独立したプロセッサ・ユニッ
トは毎秒当り百方個単位の命令を実行出来るかの目安の
ミツブス（Ｍｉｌｌｉｏｎｓ　ｏｆＩｎｓｔｒｕｃｔｉ
ｏｎｓ　ｐｅｒ　ｓｅｃｏｎｄｓ−Ｍ　Ｉ　Ｐ　Ｓ　）
によって性能が決められる。若し、２個の４ＭＩＰＳの
処理能力を持つ処理ユニットと、第３の共用メモリ処理
ユニットとが緊密結合多重プロセッサ構成で使用された
とすれば、この構成に関連した主メモリは、所定のヒツ
ト率を得るために、バイト単位で約８０メガバイトのア
ドレスをすることの出来るメモリを持たなければならな
い。共用メモリ中で８５％のヒツト率を得るために、大
ざっばに言って、ＩＭＩＰＳ当り１０メガバイトのアド
レス可能な主メモリが必要である。従って、若しこの緊
密結合多重プロセッサ構成に対して更に４ＭＩＰＳの処
理ユニットを付加しようとすれば、８５％のヒツト率を
維持するために、更に、４０メガバイトのアドレス可能
な主メモリを共用メモリに付加しなければならない。然
しながら、緊密結合多重プロセッサ構成を実際に設計す
るに際して、コストと性能のパラメータに関しての損益
分岐点を越えない範囲の結合としなければならないので
、処理ユニットを緊密結合多重プロセッサ構成に付加す
ることは、この点から自ら限界がある。

局所領域（１ｏｃａｌ　ａｒｅａ　）ネットワーク内で
、複数個の独立型パーソナル・コンピュータ、または独
立型のエンジニャリング・ワークステーションを構成す
る技術が最近になって使われるようになった。このよう
な構成は、弱結合（１ｏｏｓｅｌｙ−ｃｏｕｐｌｅｄ　
）多重プロセッサ構成とが、分散システム（ｄｉｓｔｒ
ｉｂｕｔｅｄ　ｓｙｓｔｅｍ　）構成とが、またはクラ
スタ構成と呼ばれているが、このような構成における任
意のワークステーションは、標準的な通信プロトコルを
使用した他のワークステーションと通信することが出来
る。クラスタ構成を設立するための動機づけは、データ
処理能力をより大きくするためではなく、情報を非電子
的に交換することの代りに電子的に交換するという単純
な利益を得るためであった。然しながら、成る場合には
、個々のワークステーションが、同一のオベレーテング
・システムを走らせ、時には同一のアプリケーション・
プログラムを走らせることもあることが見出された。計
算機協会（Ａｓ５ｏｃｉａｔｉｏｎ　ｆｏｒ　Ｃｏｍｐ
ｕｔｉｎｇＭａｃｈｉｎｅｒｙ　）の「配分された計算
の原理に関する１９８６年の第５回年次シンポジューム
Ｊ（５ｔｈＡｎｎｕａｌ　Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ　ｏｎ　
Ｐｒ１ｎｃｉｐｌｅ　ｏｆ　ＤｉｓｔｒｂｕｔｅｄＣｏ
ｍｐｕｔｉｎｇ　）で報告されたり−（ＫａｉＬｉ）及
びフダク（Ｐａｕｌ　Ｈｕｄａｋ　）による共用仮想ス
トレージ・システムにおけるメモリの均一性（Ｍｅｍｏ
ｒｙＣｏｈｅｒｅｎｃｅ　ｉｎ　５ｈａｒｅｄ　Ｖｅｒ
ｔｕａｌ　Ｓｔｏｒａｇｅ　Ｓｙｓｔｅｍｓ　）と艙す
る文献は、クラスタ構成で接続された複数個の仮想メモ
リのデータ処理ユニットを開示している。この装置にお
いて、すべての処理ユニットは同じオペレーテング・シ
ステムを持ち、そして同じ仮想アドレス空間（５ｐａｃ
ｅ　）をアドレスする。

各処理ユニットは異なったファイルを所有するファイル
の所有装置であり、それらのファイルは、各処理ユニッ
ト自身ののメモリ・システムに記憶されている。アプリ
ケーション・プログラムを実行しているファイルの非所
有装置は、適当な通信リンクを介して他の処理ユニット
のメモリ・システムへのアクセスを獲得し、これは、デ
ータの仮想ページの７フイルの所有装置に対して、要求
装置へ仮想ページを送る要求を発生する。クラスタ構成
中の各処理ユニットは、その構成中の他の処理ユニット
と共に、仮想メモリ・システム内のファイルの組を共用
する。要求により生じたページ不在はファイルの所有装
置によってサービスされる。若し、要求が局部（１ｏｃ
ａｌ　）であれば、即ち所有装置からの要求であれば、
要求されたページは所有装置の２次ストレージ装置から
Ｍ接に所有装置の主メモリに転送される。若し、要求が
他の処理ユニットからのものであれば、ページは通信リ
ンクを介して、所有装置の２次ストレージ装置から要求
装置の主メモリへ転送される。要求装置がデータのペー
ジの処理を済ませた後に、データのページの処理を制御
するために、システムのプロトコルが設定される。この
プロトコルは、例えば、所有装置にページを返還する時
に、一方のユニットがそのページに書込みを要求してい
るのに対して、他方のユニットはそのページから読取り
を要求している場合のように、同じページに対する競合
した要求をどのようにして両立させるかを管理すること
とか、または、記憶データを共用するための機能に共通
する他の種々の状況を管理することを取り扱う。

各処理ユニット自身の仮想メモリを、クラスタ中の他の
処理ユニットと共に共用することは、クラスタに対して
利用可能なファイルの合計数が複数個の２次ストレージ
装置の中に分散されるから、２次ストレージ装置の寸法
や容量を減らすことが出来るという利益を生じる。これ
は、ストレージ装置に対するアクセス時間を短縮し、か
つ装置の価格の低減をもたらす、考え得る不利点として
は、データのページの所有装置に対して複数個の他のユ
ニットからの同時的な要求が複数個のディスク装置を順
番にアクセスしなければならないことがある０通常、要
求は重複した態様でサービスされるけれども、ディスク
のアクセスは、処理ユニツトに対して比較的時間の浪費
となる動作であり、また、そのユニットに無関係のアプ
リケーション・プログラムを実行している所有ユニット
の性能に可成りの悪彰響を与えることがあり、２次スト
レージ装置のサービスにも影響を与える。

米国特許出願第１２８８１４号（出願口１９８７年１１
月３０日）には、共用された仮想メモリを含む、クラス
タ構成のデータ処理システムによって使用される新規な
処理方法が示されており、２次ストレージ装置にアクセ
スを必要とするページ不在（ｐａｇｅ　ｆａｕｌｔ　）
の数を顕著に減少させる方法が開示されている。

従来の技術における弱結合多重プロセッサ構成は、慣習
的に、メツセージ通過型のモデル（ｍｅｓｓａｇｅ　ｐ
ａｓｓｉｎｇ　ｍｏｄｅｌ　）に関して構成されており
、この構成において、夫々独立したプロセッサで動作す
る個々のカーネル（ｋｅｒｎｅｌ　）は、広範囲にわた
って共用されている資源（ハードウェア及びソフトウェ
アを含む）を持つ構成を管理する他のプロセッシング・
ユニットに対してサービスを求める要求を含むメツセー
ジを送る。メツセージの通過路は本来的に、プロセッシ
ング・ユニット間の接続路と対応しており、プロセッサ
の接続路は一般に、弱結合構成の性能を向上するための
隘路であると信じられているので、メツセージ通過型の
モデルは信頼性の問題に遭遇することになるし、システ
ムを結合したモデルとしてのメツセージ通過型のモデル
は幾つかの弱点を持っている。

メツセージ通過型のシステム内のプロセッサ間で直接に
共用している複合データ構造（例えば、ポインタを含む
制御ブロック）により惹起される問題は既に知られてい
る通りである。

メツセージ通過型のモデルで与えられた共用の複合デー
タ構造の問題点は、「プログラミング言語及びシステム
」に関する１９８２年１０月のｒＡｃ：Ｍ会報」第４巻
第４号に記載されたへり一（Ｈｅｒｌｉｈｙ　）等によ
る「抽象型データのための数値伝送方法Ｊ　（Ａ　Ｖａ
ｌｕｅ　Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ　Ｍｅｔｈｏｄ　Ｆ
ｏｒＡｂｓｔｒａｃｔ　Ｄａｔａ　Ｔｙｐｅｓ　）と題
する文献に記載されている。この問題は更に、１９８１
年５月、カーネギ−・メロン大学（Ｃａｒｎｅｇｉｅ　
Ｍｅｌｌｏｎ　Ｕｎｉｖｅｒｓｉｔｙ　）で刊行された
ネルソン（Ｎｅ１ｓｏｎ　）による「遠隔プロシージャ
・コールＪ　（Ｒｅｍｏｔｅ　Ｐｒｏｃｅｄｕｒｅ　Ｃ
ａ１ｌ）と題する学位電文で論議されている。

多重プロセッサ構成内の個々のプロセッシング・ユニッ
トで実行されるオペレーティング・システムの２つのコ
ンポーネントの間のエレメントのリストを共用するため
に、それらのエレメントは送信側コンポーネントにおい
て転送用として適当なフォーマットにパックされねばな
らず、次に、パックされたエレメントは送信側コンポー
ネントから受信側コンポーネントへ転送され、その後、
パックされたエレメントは、受信側においてアンパック
されねばならない。この動作の順序はプロセッサの利用
度の上から見ても、コミニュケーション・チャンネルの
利用度の上から見ても効率的ではない。

この方式の、より重要な弱点として、上述の動作順序は
複雑で且つ取扱いが困難なことである。

メツセージ通過型のモデルの他の欠点は、送信側コンポ
ーネント及び受信側コンポーネントの両方が、不便で複
雑なアーキテクチャを持ち、その結果、コストがかかり
、そしてデパグ作業や、拡張及び保守が困難なことであ
る。代表的な汎用目的のオペレーティング・システムの
カーネルは、多くの対話式のコンポーネントを含む傾向
があるから、メツセージ通過型のモデルに関連する多重
プロセッサ構成のオペレーティング・システムを構成す
る含意（ｔｍｐｌｉｃａｔｉｏｎ）は膨大化する傾向が
ある。

強結合多重プロセッサ構成の従来の技術によるオペレー
ティング・システムは、慣習的に、メツセージ通過型の
モデルについては構成されることがなく、その代りに、
強結合多重プロセッサ構成中のプロセッシング・ユニッ
トは、主メモリの成る容量を共用し、プロセッシング・
ユニットのカーネルは、その共用メモリ中の複合データ
構造を共用し、且、つ夫々のプロセッシング・ユニット
自身の間で、プロセッサの目的に対してポインタだけを
通過させる。単一プロセッサ用として開発されたオペレ
ーティング・システムは、強結合多重プロセッサ構成に
おいて効果的に実行するために、オペレーティング・シ
ステムの再書込をすることなく、直列化の領域及びキャ
ッシュのコンシスチンシーを計る領域において成る種の
修正を施すことが可能である。強結合多重プロセッサ構
成において実行するために、メツセージ通過型のモデル
に間して構成されたオペレーティング・システムを修正
することは通常ありえないことであり、且つ、これを行
うのは困難である。このことは、汎用目的のオペレーテ
ィング・システムがメツセージ通過型のモデルよりも、
共用ストレージ型のモデルに、より良く適合するという
想定を裏付けるものである。

ＩＢＭのＲＴ−ＰＣ仮想メモリ管理ハードウェアは、効
果的な共用仮想メモリを実現する能力を備えており、本
発明の方法を使用するのに好適な環境を与える。ＩＢＭ
のＡＩＸオベレーテインク・システムは共用仮想メモリ
に適用することができる。仮想メモリ・マネージャは、
メツセージ通過型のモデルに関して構成される必要があ
る。ファイル・システムと、プロセッサ間連絡 （ｉｒ＋）ｅｒｐｒｏｃｅｓｓ　ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔ
ｉｏｎ　）の機能とを含むすべての高位レベルのＡＩＸ
オペレーティング・システムは、仮想メモリ・マネージ
ャによって与えられる共用メモリ型のモデルに間して構
成される。共用メモリ構成型のモデルは、単純化を計る
ため性能面を若干犠牲にすることにより、多くの利点を
生じるような態様で、ＡＩＸオペレーティング・システ
ムの個々のコンポーネントを実行させることができる。

オペレーティング・システムはそのメモリ中に、その現
在の状態を表わすデータを維持しており、このデータは
、システムの再始動後には存在しないと云う意味から揮
発性のデータである。アトミック・トランザクション（
ａｔｏｍｉｃ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　）を用いてこ
のデータを更新することが必要なので、これは、データ
のコンシスチンシーのない状態を絶対に生じることがな
い。このようなデータの１例は、ファイルを現行のロケ
ーションに関連付けるためのシステム・ディレクトリで
ある。このディレクトリ（登録簿）は、システムが動作
したとき、ディスク上の情報から形成される。それを更
新（ｕｐｄａｔｅ　）　Ｌ／ている間、またはその更新
ができなかったときは、その情報の中間的な値は使用可
能にされてはならない。

トランザクションとは、アプリケーション・プログラム
によって遂行される仕事の単位であり、このアプリケー
ション・プログラムはクラスタ構成中のプロセッシング
・ユニットの闇で共用されている仮想メモリに記憶され
ているデータをアクセスすること（参照すること、また
は更新すること）ができる、１つのトランザクションは
、クラスタ構成中の１つのプロセッシング・ユニット中
の１つのアプリケーション・プログラムの一連の実行（
ｔｈｒｅａｄ　ｏｆ　ｅｘｅｃｕｔｉｏｎ　）によって
遂行される。

与えられた１つのプロセッシング・ユニットで実行され
るトランザクションは、同じプロセッシング・ユニット
で実行される他のトランザクションでアクセスしつるデ
ータをアクセスすることができる。多くの通常のプロセ
ッシング・ユニットは、唯１つの命令の流れ、即ち１つ
の命令スレッド（ｔｈｒｅａｄ　ｏｆ　１ｎｓｔｒｕｃ
ｔｉｏｎｓ　）だけしか実行しないから、同じプロセッ
シング・ユニットで同時に実行される複数個のトランザ
クションは、同時に同じデータを実際にアクセスするこ
とは生じえないのが通常であるけれども、それにも拘ら
ず、複数のトランザクションが同時に実行され、そして
、クラスタ構成中のプロセッシング・ユニットの間で共
用されている仮想メモリに記憶されているデータを同時
にアクセスすることを想定することには意義がある。

同時に実行される複数のトランザクションは、共用のデ
ータをアクセスできる（少くとも仮想的に）から、若し
、複数のトランザクションが同じデータに関して直列に
（どんな順序でも）実行されたならば達成不可能である
ような状態に、データを更新してデータを配置してしま
うことはあり得ることである。複数個のトランザクショ
ンを同時に実行するためには、タイミングに依存しなけ
ればならないから、上述の方法はタイミングの予測が困
難なので、好ましい状態ではない。同時に発生した複数
個のトランザクションが成る種の（または任意の）直列
順位で実行されたときだけにトランザクションの処理が
達成しつるように、共用されたデータが常に現われるこ
とを保証することが望まれる。このような特性（ｐｒ　
ｏ　ｐ　ｅｒ　ｔ　ｙ　）は直列化能力（ｓｅｒｉａｌ
　１ｚａｂ口１ｔｙ）と呼ばれる。直列化能力を保証す
るような方法で、複数のトランザクションが共用データ
へ同時にアクセスするのを調整する技術は、同時勧化（
ｃｏｎｃｕｒｒｅｎｃｙ　）制御技術と称される。

プロセッシング・ユニットの資源（ハードウェア及びソ
フトウェアの両方を含む）の効果的使用を与えるような
方法で同時勧化を制御することが望まれる。直列化能力
を保証するための簡単な方法は、トランザクションを直
列に（ある順序で）実行することである。トランザクシ
ョンは、そのときに主メモリに存在しないかもしれない
仮想メモリのページのような直ちに入手できない資源へ
のアクセスを必要とするので、これは非能率的である。

このような場合、プロセッシング・ユニツエ トは、進行中のトランザクションが完了するまで、他の
トランザクションの実行は開始されないので、そのプロ
セッシング・ユニットは空転せざるを得ない。同時勧化
を制御する上述のアプローチは好ましくないという他の
理由があるが、ここではこれ以上の説明はしない。必要
な資源が入手可能になるまで、有益な仕事を続ける１つ
またはそれ以上の他の同時勧化トランザクションを指名
（ｄｉｓｐａｔｃｈ　）することが好ましい。同時に勧
化するトランザクションの直列化能力を保証するために
、適当な同時勧化制御アルゴリズムが、しばしば用いら
れ、これによりトランザクション・ディスパッチャ−で
は容易に予測することのできない時間で資源が人手可能
になる。

同時勧化制御技術による１つのアプローチは、１つのト
ランザクションによってアクセスされた共用データをロ
ックし、そして、衝突（ｃｏｎｆｌｔｃｔ）を起こすよ
うな状態で同時に発生した他のトランザクションが同じ
データをロックするのを阻止することである。通常、こ
のアプローチは、ロック・マネージャと言われる抽象的
なエンティティ（ａｂｓｔｒａｃｔ　ｅｎｔｉｔｙ　）
によって与えられる２つのタイプのロックが使用される
。即ち、一方のタイプは読取りロック、他方のタイプは
書込みロックであり、前者のロックは、トランザクショ
ンがロックにより保護されるデータを読取る権利を持つ
ことを表示し、後者のロックは読取り／書込みの権利を
持つことを表示する。

１つのトランザクションが成る共用データを保護する読
取りロックを保持し、他のトランザクションが同じデー
タに対して書込みロックを要求しているときか、または
、１つのトランザクションが成る共用データを保護する
書込みロックを保持し、他のトランザクションが同じデ
ータに対して、読取りロックか書込みロックの何れかを
要求しているときに、衝突が発生する。同じデータを保
護する読取りロックは、衝突を生じることなく、同時勧
化の複数のトランザクションに与えられる。

１つまたはそれ以上のトランザクションで保持されたロ
ックと衝突するであろうロックを要求するトランザクシ
ョンは、衝突が解決される（即ち、他のトランザクショ
ンが、それらの衝突ロックを解放する時）まで、待機し
なければならない。

公知の解決原理として、２位相ロッキング・プロトコル
（ｔｗｏ　ｐｈａｓｅ　ｌｏｃｋｉｎｇｐｒｏｔｏｃｏ
ｌ　）があり、これは複数のロックの中でどのロックも
が解放されないうちに、トランザクションによって必要
とされるすべてのロックが捕獲されるというものであり
、このプロトコルによって、直列化能力は十分に保証さ
れる。

２つ以上の同時に発生したトランザクションの組の各々
が、その船中の他のトランザクションと衝突するような
態様でデータをロックして待機している状態は、デッド
ロックと称される。トランザクションの組の中のトラン
ザクションどうしが待ち状態なので、その待ち状態のト
ランザクションは、その組の中の他のトランザクション
が待機しているロックを解放することはできない、デッ
ドロックの発生が開始すると、デッドロックされた組の
すべてのメンバーは有効な仕事を遂行することはできず
、また、デッドロックされた船中にはないトランザクシ
ョンの組によっても有効な仕事は遂行することはできず
、更に、デッドロックの組のメンバーによって保持され
ているロックと衝突する要求をロックする。当業者はこ
の状態を「フリンジ・トランザクションの組Ｊ（ｓｅｔ
ｏｆｆｒｉｎｇｅ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　）と呼
んでいる。

このデッドロック及びその結果が続くのを阻止するため
に、２位相ロックキング・プロトコルを使用している多
くのコンピュータ・システムは、デッドロックの存在を
定期的にチエツクして、若し、デッドロックが発見され
れば、デッドロックの組の中の１つ以上のトランザクシ
ョンを打ち切る。トランザクションを打ち切るというこ
とは、修正されたデータに対する全ての更新はパックア
ウト（ｂａｃｋ　ｏｕｔ　）されねばならず、また全て
のロックは解放されねばならないことを意味する。

トランザクションが打ち切られる実際上の他の例として
、システムの誤動作や、トランザクションのプログラム
・エラーや、トランザクションのプログラム・デザイン
や、オペレータの介入などによってトランザクションが
打ち切られる場合がある。このような場合、トランザク
ションが終点まで到達する前に、トランザクションが打
ち切られるので、トランザクションによって行われた更
新は「アトミック」で現われること、換言すれば、全て
の更新が同時に適用されるか、または全ての更新は適用
しないかの何れかということが必要である。この規則が
適用されたならば、共用データは常に無矛盾の状態（ｃ
ｏｎｓｉｓｔｅｎｔ　５ｔａｔｅ　）に保たれねばなら
ず、そして、各トランザクションには、他のすべてのト
ランザクションによって作られたすべての更新が見える
か、または他のすべてのトランザクションによって作ら
れたすべての更新が見えないかのいずれかである。

トランザクションがその終点に達した時、トランザクシ
ョンは、確約サービス、即ちコミット・サービス（ｃｏ
ｍｍｉｔ　５ｅｒｖｉｃｅ）を使用することによって、
他のトランザクションに対して、その更新が可視である
（ｖｉｓｉｂｌｅ）ことを要求する。若し、オペレーテ
ィング・システムがそのトランザクションに対して肯定
的に応答したとすれば、トランザクションのすべての更
新が適用されるが、若し、そうでなければ、トランザク
ションのすべての更新は適用されない。何れの場合でも
、トランザクションのすべてのロックは解放される。全
ての更新をパックアウトさせ、そして全てのロックを解
放させるために、トランザクションはコミット・サービ
スではなく、パックアウト・サービスを使用する。

ロッキングに基づく同時勧化制御メカニズムによって与
えられるデータに関するコンシスチンシーについて基本
的に異なった５種類の重要な等級（ｄｅｇｒｅｅ　）が
ある（１９８１年の大規模データベースに関する第７回
国際会議（７ｔｈ　ＩｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌＣｏｎ
ｆｅｒｅｎｃｅ　ｏｎ　Ｖｅｒｙ　Ｌａｒｇｅ　Ｄａｔ
ａｂａｓｅｓ　）のグレー（Ｇｒａｙ）による「トラン
ザクションの概念と、その長所及び短所Ｊ　（Ｔｈｅ　
Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　Ｃｏｎｃｅｐｔ：Ｖｉｒｔｕ
ｒｅｓ　ａｎｄ　Ｌｉｍ１ｔａｔｉｏｎｓ）と題する文
献を参照）。

それらの等級は、 「自由アクセス」：読取り機構は与えられた目的データ
（ｃ）ｂｊｅｃｔ　）を自由に参照できる。書込み機構
は与えられた目的データを自由に更新できる。

「等級０」：読取り機構は与えられた目的データを自由
に参照できる。書込み機構は、与えられた目的データを
更新する前に、そのデータをロックしなければならない
。書込み機構は他の書込み機構と衝突する。

「等級１」：読取り機構は与えられた目的データを自由
に参照できる。書込み機構は、与えられた目的データを
更新する前に、そのデータをロックしなければならない
。書込み機構は他の書込み機構と衝突する。２位相書込
みロッキングが実施される。

「等級２」：読取り機構は、与えられた目的データを参
照する前にそのデータをロックしなければならない。読
取り機構は書込み機構と衝突する。

書込み機構は他の書込み機構と衝突する。２位相書込み
ロッキングが実施される。

「等級３」：読取り機構は、与えられた目的データを参
照する前にそのデータをロックしなければならない。書
込み機構は、与えられたデータを更新する前に、゛その
データをロックしなければならない、読取り機構は書込
み機構と衝突する。２位相ロッキングが実施される。

ＡＩＸオペレーテインク・システムはクラスタ・ストレ
ージと呼ばれる共用仮想メモリの形式を使用し、共用仮
想メモリは、アトミックである、直列化された更新（ｕ
ｐｄａｔｅ　）の意味（ｓｅｍａｎｔ　１ｃｓ）を与え
、そして、オペレーティング・システムの幾つかのコン
ポーネントと、サブシステム及びアプリケーション・プ
ログラム０１．とに対して等級８のコンシスチンシーを
与える。

オペレーティング・システムは直列化された更新の意味
を達成するためにロッキングを使用する。

ロッキングを実施するためのメカニズムはチャン（Ｃｈ
ａｎｇ　）等による「８０１ストレージのアーキテクチ
ャ及びプログラミングＪ　（８０１ｓｔｏｒａｇｅ：Ａ
ｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　ａｎｄ　Ｐｒｏｇｒａｍｍｉ
ｎｇ　）と題する文献に記載されている。このロッキン
グ・メカニズムは配分されたクラスタの環境における機
能を拡張することができる。現在使用されているロック
・マネージャの例は、ＡＩＸオベレーテインク・システ
ムの「配分されたサービスＬＰＰＪにおいて実現されて
いる。

Ｃ０問題点を解決するための手段 本発明は、システムが再構成される時とか、またはトラ
ンザクションが初期の開始点から再試行される時に、バ
イパスされる処理スレッド（ｐｒｏｃｅｓｓｔｎｇ　ｔ
ｈｒｅａｄ　）中の成る処理の障害から生じたデータの
喪失や、トランザクションが故意に打ち切られた場合に
生じるデータの喪失を回避するために、仮想メモリを有
し、クラスタ構成にされたデータ処理システムを管理す
る方法である。

本発明の方法は、１つのプロセッシング・ユニットによ
って遂行される、識別されたトランザクションによって
影響されるデータ構造のコピーを維持し、そして、トラ
ンザクションがコミット（確約）された時だけそのコピ
ーを更新する。従って、トランザクションが開始された
時点で存在した情報がコピーとして入手できるので、何
等かの理由によって打ち切られねばならなかったトラン
ザクションを再試行することができる。各トランザクシ
ョンを処理する際に、どのプロセッシング・ユニットが
、どのファイルに責任を持っているか、主たるアクセス
・コーデイネータの変更データ構造のコピーに対してど
のプロセッシング・ユニットが、バックアップの責任を
持っているかというシステム・アウエアネスを維持する
ために、本発明に従って種々のデータ構造が設定される
。

本発明は、複数のプロセッサ同士が通信リンクによって
相互に結合され、上記複数のプロセッサのそれぞれが、
当該プロセッサに開運づけられた物理的なメモリ、及び
仮想メモリ変換機構を具備してなるデータ処理システム
におけるデータのアベイラビリティ、つまりはシステム
・アベイラビリティを維持する方法であって、 （ａ）コア内部の揮発性データを、上記複数のプロセッ
サが一様にアドレッシングできるように、仮想アドレス
空間にマツプし、 （ｂ）任意のプロセッサによる上記データへのアクセス
を制御するプロセッサを指定し、（ｃ）上記データを更
新するトランザクションを行うトランザクション・プロ
セッサに対して、上記データへのアクセスを認め、 （ｄ）上記更新されたデータを、トランザクション・プ
ロセッサのメモリ及び他の１つのプロセッサのメモリに
維持する ことを特徴とする。

上記ステップ（ａ）における仮想アドレス空間は、上記
複数のプロセッサによって共用されるものであってもよ
い。あるいは、上記データを複数の仮想アドレス空間に
マツプし、上記データの構造体に与えられるアドレスを
同一にしてもよい。

トランザクション・プロセッサが制御プロセッサ以外の
プロセッサであるときには、制御プロセッサが、上記ス
テップ（ｄ）における他の１つのプロセッサとなる。

上記ステップ（ｄ）を詳しく説明すると、以下のとおり
である。

（ｄｌ）上記データの更新に先立って、上記トランザク
ション・プロセッサとは異なるプロセッサのメモリに、
上記データを維持する。

（ｄ２）上記トランザクション・プロセッサによってト
ランザクションがコミットされた後に、トランザクショ
ン・プロセッサのメモリ及び他の１つのプロセッサのメ
モリに、更新後のデータを維持する。

（ｄ３）上記トランザクション・プロセッサによってト
ランザクションがコミットされた後、上記更新に先立っ
て維持されたデータを破棄する。

以後のトランザクションでは、更新後のデータが新たに
更新対象となって、上記（ｄｌ）〜（ｄ３）のステップ
が繰り返される。このようにして、アトミック・トラン
ザクションが実行される。

なお、ステップ（ａ）でいうコア内部（ｉｎ−ｃｏｒｅ
）とは、メイ〉・メＥ　ｌ／　ｌ’：あるデータ、シ丘
仄って０ＰＵｒＫ直侮７グじ又でテ３データのこＹ−Σ
壱つ。

かつてメモリがコアによってできていた時代があったこ
とに由来する語であるけれども、現在ではコア・メモリ
に限らず、広く一般に、上記の意味で用いられている。

（以下余白） Ｄ、実施例 第７図は３個のプロセッシング・ユニット１０ａ、１０
ｂ及び１０ｃと、スイッチ１１と、スイッチに対しでプ
ロセッシング・ユニットを接続するためのコミニュケー
ション・リンク１２とを含むクラスタ構成のブロック図
を示している。各プロセッシング・ユニットは、プロセ
ッシング・ユニットに直接接続されているディスク・ス
トレージ装置とみなすことのできる２次ストレージ装置
を有している０個々のプロセッシング・ユニットに接続
されている２次ストレージ装置に記憶されているファイ
ルの内容を除いて、プロセッシング・ユニット１０ａ、
１０ｂ及び１０ｃは同一であるのが好ましい。第８図乃
至第１９図は、クラスタ構成における本発明の１実施例
の動作を説明する流れ図である。これらの動作の記載や
、メツセージの流れに関する記載は、汎用目的のオペレ
ーティング・システムの分野で仮想メモリ・マネージャ
のコンポーネントのソフトウェアを取り扱う専門家であ
れば、本発明の方法を実施するために過度な実験を行う
ことなく、本発明を実施することのできる程度のレベル
で記載されている。

第８図は与えられたプロセッシング・ユニットで実行さ
れるアプリケーション・プログラムが、クラスタ・スト
レージのセグメントをオーブンし、ファイルを作成する
時、そのプロセッシング・ユニットで実行されるオペレ
ーティング・システムによって遂行されるステップを説
明する流れ図である。

第８図のステップＡにおいて、プロセッシング・ユニッ
ト１０ａで実行しているアプリケーション・プログラム
は、ＯＣＲＥＡＴ、ＯＲＤＷＲ及びＯＴＥＭＰというオ
プション（任意選択）を使って”／ｕ／ｓｍｏｒｇａｎ
／５ｔａｔｕｓ　”というファイル名を持つクラスタ・
ストレージ・ファイルに対してオーブン・システム・コ
ールを発生する。説明を簡明にするために、ファイルの
名称の付は方についてのＵＮＩＸの規則と、ＵＮｔＸの
ディレクトリ構成とを使用するものとする。

勿論、この前提条件、または以下の説明で用いられる前
提条件は本発明を実施するための必須要件ではないこと
は容易に理解されるだろう。ＱＣＲＥＡＴオプションは
、ファイルが存在していない場合、オペレーティング・
システムがアプリケーション・プログラムのためにファ
イルを作成することを意味する。Ｑ　　ＲＤＷＲオプシ
ョンは、アプリケーション・プログラムがファイルに対
する読取り／書込みアクセスを得ようとしていることを
意味する。ＯＴＥＭＰオプションは、そのファイルがク
ラスタ・ストレージ・ファイルであることを意味する。

ステップＢにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
で実行しているオペレーティング・システムは、アプリ
ケーション・プログラムからのシステム・コールをイン
ターセプトする。

ステップＣにおいて、オペレーティング・システムは、
ルート・システム・ディレクトリ「／」を検査し、その
ディレクトリがｒｕＪについてのエントリを含んでいる
ことと、「ｕ」がディレクトリであることとを見出す。

ステップＤにおいて、オペレーティング・システムは”
ｓｍｏｒｇａｎ″のｒｕＪディレクトリを検査し、そし
てｓｍｏｒｇａｎ”がディレクトリであることを確定す
る。

ステップＥにおいて、オペレーティング・システムは”
５ｔａｔｕｓ″を求めて”ｓｍｏｒｇａｎ”のディレク
トリを検査し、”５ｔａｔｕｓ″のエントリが存在しな
いことを確定する。

ステップＦにおいて、オペレーティング・システムは、
ファイル名”／　ｕ　／　ｓ　ｍ　ｏ　ｒ　ｇ　ａ　ｎ
　／　５ｔａｔｕｓ”に対して、クラスタ・ストレージ
・ファイル識別子（Ｃ１ｕｓｔｅｒ　Ｓｔｏｒａｇｅ　
ＦｉｌｅＩｄｅｎｔｉｆ　１ｅｒ−ＣＳＦＩＤ　）と、
クラスタ・ストレージ・ファイル記述子（Ｃ１ｕｓｔｅ
ｒ　Ｓｔｏｒａｇｅ　ＦｉｌｅＤｅｓｃｒｉｐｔｏｒ−
ＣＳＦＤ）とを発生する。ここで説明を簡単にするため
、クラスタ・ストレージ・ファイル識別子はこのクラス
タ構成において、クラスタ・ストレージ・ファイルを識
別する３２ビツトの整数であると仮定する。クラスタ・
ストレージ・ファイル識別子は、アクセス・コーデイネ
ータ（プロセッシング・ユニット１０ａ）用のプロセッ
シング・ユニット識別子を連結することによって形成さ
れ、そしてその内容は、アクセス・コーデイネータによ
って選択された数字であって、アクセス・コーデイネー
タにとってのクラスタ・ストレージ・ファイルを識別す
る数字を含んでいる。プロセッサ識別子は、クラスタ構
成内の与えられたプロセッシング・ユニットｔ−識別す
る７ビツトの整数である。オペレーティング・システム
は、プロセッシング・ユニット１０ａにあるクラスタ・
ストレージ・ファイル記述子テーブル（Ｃ５ＦＤＴ）中
にインデックスするために、クラスタ・ストレージ・フ
ァイル識別子Ｃ３ＦＩＤを用いることによって、クラス
タ・ストレージ・ファイル記述子Ｃ３ＦＤを作成する。

プロセッシング・ユニット１０ａにあるＣ５ＦＤＴは、
存在する各クラスタ・ストレージ・ファイルに対するク
ラスタ・ストレージ・ファイル記述子を含んでおり、プ
ロセッシング・ユニット１０ａは、その記述子を含むク
ラスタ・ストレージ・ファイルに対してアクセス・コー
デイネータとして動作する。クラスタ・ストレージ・フ
ァイル記述子は、与えられたクラスタ・ストレージ・フ
ァイルと関連した共用仮想メモリ・セグメントヲ識別す
る。加えて、クラスタ・ストレージ・ファイル記述子は
、ファイルの長さとか、そのファイルに最も最近にアク
セスした時間とか、ファイルの所有者の名前などのファ
イルに関する他の情報を含んでいる。ファイル、”　／
　ｕ　／　ｓ　ｍｏｒｇａｎ／５ｔａｔｕｓ″がプロセ
ッシング・ユニット１０ａでオープン・コールを実行し
た結果として作成された時、プロセッシング・ユニット
１０ａはそのファイルのためのアクセス・コーデイネー
タとして自分自身を選択する。

ステップＧにおいて、オペレーティング・システムは、
クラスタ・ストレージ・ファイル識別子Ｃ３ＦＩＤによ
って識別されたクラスタ・ストレージ・ファイルの仮想
メモリ・セグメントを作成するために、セグメント作成
サービス（ＣｒｅａｔｅＳｅｇｍｅｎｔ　５ｅｒｖｉｃ
ｅ−ＣＳＳ　）を側層する。この動作を遂行する際に、
プロセッシング・ユニット１０ａは、セグメントがクラ
スタ・ストレージ・ファイル記述子Ｃ３ＦＤを使用して
作成されるべきことと、作成されるべきセグメント用の
要求された保護キーが読取り／書込みであることとを特
定する。セグメント作成サービスＣ８Ｓは新しく作成さ
れたクラスタ・ストレージのセグメント用の外部ページ
・テーブル（Ｅｘｔｅｒｎａｌ　Ｐａｇｅ　Ｔａｂｌｅ
−ＸＰＴ　）を作成する。

外部ページ・テーブルＸＰＴ中の各エントリは、クラス
タ・ストレージのセグメント中の仮想ページに対応し、
そしてプロセッシング・ユニットのページ付与用の空間
（５ｐａｃｅ　）に位置するディスク・アドレスを指示
（ポイント）している、若し、クラスタ・ストレージの
セグメントの与えられた仮想ページが、仮想メモリ・マ
ネージャ（ＶＭＭ）のページ置換アルゴリズムによって
選択されたならば、そのページはその対応したＸＰＴエ
ントリによって指示されたディスクのブロックにコピー
される。

ステップＨにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は、Ｃ３ＦＩＤによって識別されたクラスタ・ストレー
ジ・ファイルを作成するプロセッシング・ユニット１０
ｂにメツセージ１を送る。

メツセージ１は、クラスタ・ストレージ・ファイルの名
前、クラスタ・ストレージ・ファイル識別子Ｃ３ＦＩＤ
及びアクセス・コーデイネータのプロセッサ識別子ＰＩ
Ｄを含んでいる。

ステップＩにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
がプロセッシング・ユニット１０ａからメツセージ１を
受は取ると、プロセッシング・ユニット１０ｂは、新し
く作成されたファイル”／ｕ／ｓｍｏｒｇａｎ／５ｔａ
ｔｕｓ″の存在を表示するとともに、−そのファイルの
クラスタ・ストレージ・ファイル識別子Ｃ３ＦＩＤ及び
アクセス・コーデイネータのプロセッサ識別子ＰＩＤを
表示するために、システム・ディレクトリのコピーを更
新する。

ステップＪにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
で実行しているオペレーティング・システムは、ファイ
ル”／ｕ／ｓｍｏ　ｒｇａｎ／ｓ　ｔａｔｕｓ”が作成
されたことを、プロセッシング・ユニット１０ａで実行
しているアプリケーション・プログラムに通知する。

第９図はオーブンされたクラスタ・ストレージ・ファイ
ルが、゛どのようにして、クラスタ構成中で共用されて
いる仮想メモリにロードされるかを説明するための流れ
図を示している。

第９図のステップＡにおいて、プロセッシング・ユニッ
ト１０ａで実行されるアプリケーション・プログラムは
、オーブンされたクラスター・ストレージ・ファイル、
”　／　ｕ　／　ｓ　ｍ　ｏ　ｒ　ｇ　ａ　ｎ　／　５
ｔａｔｕｓ″に関連したローカル・セグメントＳを、読
取り／書込みアクセス用のアプリケーション・プログラ
ムの仮想アドレス空間内にマツプするためにシマート（
ｓｃｈｍａｔ　）システム・コールを用いる。

ステップＢにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
で実行されるオペレーティング・システムは、アプリケ
ーション・プログラムからのシステム・コールをインタ
ーセプトする。

ステップＣにおいて、オペレーティング・システムは、
Ｓがローカル・セグメントであることを決定する。プロ
セッシング・ユニット１０ａはセグメント識別テーブル
ＳＩＴを検査することによって、この決定を行う。

ステップＤにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
はマツプ・ページ範囲サービス（ＭａｐＰａｇｅ　Ｒａ
ｎｇｅ　Ｓｅｒｖｉｃｅ−ＭＰＲ３）を用いて、セグメ
ントＳの内容をアプリケーション・プログラムの仮想ア
ドレス空間中にマツプする。

ステップＥにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は、ファイル″／　ｕ　／　ｓ　ｍ　ｏ　ｒ　ｇ　ａ　
ｎ　／５ｔａｔｕｓ″がアプリケーション・プログラム
の仮想アドレス空間中に成功裡にマツプされたことを決
定し、そしてアプリケーション・プログラムにこれを通
知する。

第１０図は、クラスタ構成中のただ１つのプロセッシン
グ・ユニットがクラスタ・ストレージのセグメントをオ
ーブンした時に、オーブンされマツプされた現存するク
ラスタ・ストレージのセグメントに対して、どのように
してトランザクションが実行され、そしてコミットされ
るかを説明するための流れ図である。説明を簡単にする
ために、以下の前提条件を設ける。即ち、それらの前提
は（１）セグメントＳは、プロセッシング・ユニット１
０ａで実行するアプリケーション・プログラムによって
行われる読取り／書込みアクセス（ＲＷＡ）のためにマ
ツプされたクラスタ・ストレージのセグメントであり、
（２）セグメントＳは、仮想メモリ中の丁度２つのペー
ジ、即ちページ１及びページ２を現在含んでおり、（３
）ページ１及びページ２の両方は現在、主メモリに記憶
されており、（４）ページ１及びページ２が主メモリに
記憶されてから後に、ページ１及びページ２の両方は修
正されたものとする、という前提条件である。

第１０図のステップＡにおいて、プロセッシング・ユニ
ット１０ａで実行するアプリケーション・プログラムは
セグメントＳのページ１中へのストアを試みている。ア
プリケーション・プログラムは、セグメントＳに関する
ロックを未だ保持していないので、ページ１にストアす
る試みはロック・ミスを発生する。

ステップＢにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
のオペレーティング・システムはロック・ミスをインタ
ーセプトする。

ステップＣにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ａで実行しているすべて
のアプリケーション・プログラムがセグメントＳのペー
ジ１に関するロックを保持していないことを確定する。

ステップＤにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ａがセグメントＳのアク
セス・コーデイネータであることを確定する。

ステップ已において、オペレーティング・システムは、
他のすべてのプロセッシング・ユニットがセグメントＳ
をアクセスしていないことを確定する。

ステップＦにおいて、オペレーティング・システムは、
セグメントＳのページ１に関する書込みロックを、アプ
リケーション・プログラムに対して付与（許可）する。

この動作を遂行するために、オペレーティング・システ
ムは、 （１）現在のページ１の状態のコピーを作るためのペー
ジ・フレームを割り当て、 （２）ページ・フレームのための拡張ストレージ（Ｅｘ
ｔｅｎｓｉｏｎ　Ｓｔｏｒａｇｅ−ＥＳ　）の仮想アド
レスを割り振り、 （３）ロック・テーブル（Ｌｏｃｋ　Ｔａｂｌｅ−ＬＴ
　）中にそのページのためのエントリ（記入項目）を割
り当て、 （４）新しく割り振られたＥＳの仮想アドレスを、その
ページ・フレームに対して割当て、（５）セグメントＳ
のページ１をページ・フレームにコピーし、 （６）アプリケーション・プログラムがセグメントＳの
ページ１に関するロックを保持していることを表示する
ために、ロック・テーブルＬＴのエントリに記入を行い
、 （７）そのページのコピーのＥＳ仮想アドレスを、ペー
ジ１のＬＴのエントリにコピーし、（８）アプリケーシ
ョン・プログラムによって保持されているロックのリス
ト中に、そのページについてのロック・テーブルＬＴの
エントリを連結（ｃｈａｉｎ　）する。

トランザクションを打ち切る必要がある場合、拡張スト
レージＥＳ中のページのコピーは、ページの内容を回復
するのに用いられる。アプリケーション・プログラムに
よって保持されているロック・テーブルのエントリのチ
ェーン（連鎖）は、トランザクションを処理している時
に、アプリケーション・プログラムによって変更された
仮想ページのセット内容を「覚えておく」ために用いら
れる。

ステップＧにおいて、オペレーティング・システムは、
ロックに関する情報を、そのページの反転ページ・テー
ブル（Ｉｎｖｅｒｔｅｄ　Ｐａｇｅ　Ｔａｂｌｅ−ＩＰ
Ｔ　）のエントリにコピーし、そして、アプリケーショ
ン・プログラムのストア命令を再試行するためのアプリ
ケーション・プログラムをスケジュールする。

ステップＨにおいて、アプリケーション・プログラムは
そのストア命令を再試行し、それを成功裡に完結する； ステップＩにおいて、アプリケーション・プログラムは
セグメントＳのベージ２へのストアを試みる。

ステップＪにおいて、オペレーティング・システムはセ
グメントＳのベージ２に対して、ステップＢ乃至ステッ
プＧで行った動作と同じ動作を遂行する。

ステップＫにおいて、アプリケーション・プログラムは
そのストア命令を再試行して、それを成功裡に完結する
。

ステップＬにおいて、アプリケーション・プログラムは
コミット・サービスを呼び出して、走っているトランザ
クションをコミットしたいことを表示する。

ステップＭにおいて、オペレーティング・システムはコ
ミット要求をインターセプトする。

ステップＮにおいて、オペレーティング・システムはア
プリケーション・プログラムにより保有されていた各ロ
ックを解放（ｆｒｅｅ　）する。この動作を遂行するた
めに、アプリケーション・プログラムによってロックさ
れたベージ毎に、オペレーティング・システムは、（１
）もしそのベージがアプリケーション・プログラムによ
って修正されたことをそのベージのロック・テーブル（
１、Ｔ）のエントリが表示したならば、そのベージのＬ
Ｔのエントリによってポイントされた拡張ストレージＥ
Ｓのベージ（若しあれば）を解放し、（２）アプリケー
ション・プログラムによって保持されているロックのリ
ストから、そのベージのＬＴのエントリを非連結（ｕｎ
ｃｈａｉｎ　）にし、（３）そのベージのために割り振
られたロック・テーブルのエントリを解放する動作を遂
行する。

ステップＯにおいて、オペレーティング・システムは、
トランザクションが成功裡に完了されたことを、アプリ
ケーション・プログラムに通知する。

第１１図はクラスタ構成中のただ１つのプロセッシング
・ユニットがクラスタ・ストレージのセグメントをオー
ブンした時、オーブンされマツプされた現存するクラス
タ・ストレージのセグメントに対して、トランザクショ
ンがどのように実行され、そして打ち切られるかを説明
する流れ図である。説明を簡明にするために、 （１）セグメントＳはプロセッシング・ユニット１０ａ
で実行されているアプリケーション・プログラムによる
読取り／書込みアクセス（ＲＷＡ）用にマツプされたク
ラスタ・ストレージのセグメントであり、 （２）セグメントＳは現在、仮想メモリに２つのベージ
、即ちベージ１及びベージ２だけを含んでおり、 （３）ベージ１及びベージ２の両方とも現在、主メモリ
中に存在しており、 （４）ベージ１及びベージ２が主メモリに転送されてか
ら後に、それらの両方とも修正を受けているものとする
。

第１１図のステップＡにおいて、プロセッシング・ユニ
ット１０ａで実行されているアプリケーション・プログ
ラムは、セグメントＳのベージ１にストアを試みている
。アプリケーション・プログラムは、セグメントＳに関
するロックを未だ保持していないから、ベージ１へのス
トアの動作は、ロック・ミスを発生する。

ステップＢにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
のオペレーティング・システムは、ロック・ミスをイン
ターセプトする。

ステップＣにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ａで実行しているすべて
のアプリケーション・プログラムが、セグメントＳのベ
ージ１に関するロックを保持していないことを確定する
。

ステップＤにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ａがセグメントＳのアク
セス・コーデイネータであることを確定する。

ステップＥにおいて、オペレーティング・システムは、
他のプロセッシング・ユニットがセグメントＳをアクセ
スしていないことを確定する。

ステップＦにおいて、オペレーティング・システムは、
セグメントＳのページ１に関する書込みロックを、アプ
リケーション・プログラムに対して付与する。

この動作を遂行するために、オペレーティング・システ
ムは、 （１）現在の状態のページ１のコピーを作るためのペー
ジ・フレームを割り当て、 （２）ページ・フレームのための、拡張ストレージ（Ｅ
Ｓ）の仮想アドレスを割り振り、（８）ロック・テーブ
ル（ＬＴ）中に、そのページのための、エントリ（記入
項目）を割り当て、（４）そのページ・フレームに対し
て、新しく割り振られたＥＳ仮想アドレスを割り当て、
（５）セグメントＳのページ１の内容をページ・フレー
ム中にコピーし、 （６）アプリケーション・プログラムが、セグメントＳ
のページ１に関するロックを保持していることを表示す
るために、ＬＴのエントリに記入を行い、 （７）そのページのコピーのＢＳ仮想アドレスを、ペー
ジのＬＴのエントリにコピーし、（８）アプリケーショ
ン・プログラムによって保持されているロックのリスト
中に、そのページについてのＬＴのエントリを、連結（
ｃｈａｉｎ　）する。

トランザクションを打ち切る必要がある場合、拡張スト
レージＥＳ中のページのコピーは、ページの内容を回復
するのに使用される。アプリケーション・プログラムに
よって保持されているロック・テーブルのエントリの鎖
は、トランザクションを処理している時に、アプリケー
ション・プログラムによって変更された仮想ページの組
の内容を「覚えておく」ために使用することができる。

ステップＧにおいて、オペレーティング・システムはロ
ックに関する情報をページ用の反転ページ・テーブルＩ
ＰＴにコピーし、そして、アプリケーション・プログラ
ムがそのストア命令を再試行するためのスケジュールを
たてる。

ステップＨにおいて、アプリケーション・プログラムは
ストア命令を再試行して、それを成功裡に完了する。

ステップｒにおいて、アプリケーション・プログラムは
セグメントＳのページ２にストアを試みる。

ステップＪにおいて、オペレーティング・システムはス
テップＢ乃至ステップＧで遂行した動作と同様な動作を
セグメントＳのページ２に対して遂行する。

ステップＫにおいて、アプリケーション・プログラムは
そのストア命令を再試行し、それを成功裡に完了する。

ステップＬにおいて、アプリケーション・プログラムは
パックアウト・サービスを呼出して、走っているトラン
ザクションを打ち切りたいことを表示する。

ステップＭにおいて、オペレーティング・システムは打
ち切り要求（ａｂｏｒｔ　ｒｅｑｕｅｓｔ　）に割り込
む。

ステップＮにおいて、オペレーティング・システムはア
プリケーション・プログラムによって保持されていた各
ロックを解放する。この動作を遂行するために、オペレ
ーティング・システムは、アプリケーション・プログラ
ムによりロックされた各ページに対して、以下の動作を
行う。即ち、（１）アプリケーション・プログラムによ
って保持されているロックに対応する各ロック・テーブ
ル（ＬＴ）・エントリを検査する。

（２）主メモリ中にあって、ＬＴが存在し、アプリケー
ション・プログラムによって修正されたことを表示する
すべてのページの内容を破棄する。

（３）ＬＴが存在し、アプリケーション・プログラムに
よってページが修正されたことを表示する各ページに対
して、そのロック・テーブル（ＬＴ）のエントリによっ
てポイントされた拡張ストレージＥＳのページを、主メ
モリにストアする。

（４）ＥＳベージを、それが前の内容を表わすページに
開運した仮想アドレスにリネームする。

（５）アプリケーション・プログラムによって保持され
ていたロックのリストからそのページのＬＴのエントリ
を非結合（ｕｎｃｈａｉｎ　）にする。

（６）そのページ用に割り振られたロック・テーブルの
エントリを解放する。

ステップ０において、オペレーティング・システムはト
ランザクションが打ち切られたことをアプリケーション
・プログラムに通知する。

第１２図はアクセス・コーデイネータとは異なったプロ
セッシング・ユニットで走っているアプリケーション・
プログラムによって、既に存在するクラスタ・ストレー
ジ・ファイルが、どのようにしてオーブンされるかを説
明するための流れ図である。

第１２図のステップＡにおいて、プロセッシング・ユニ
ット１０ｂにおいて実行されているアプリケーション・
プログラムはオプションＯＣＲＥＡＴ、ＯＲＤＷＲ及び
Ｑ　　ＴＥＭＰを使って”　／　ｕ　／　ｓ　ｍ　ｏ　
ｒ　ｇ　ａ　ｎ　／　ｓ　ｔ　ａ　ｔ　ｕ　ｓ　”とい
うファイル名を持つファイルをオーブンするために、オ
ーブン・システム・コールを使用する。

ステップＢにおいて、プロセッシング・二ニット１０ｂ
で実行されるオペレーティング・システムはアプリケー
ション・プログラムからシステム・コールに割り込む。

ステップＣにおいて、オペレーティング・システムはル
ート・システム・ディレクトリ「／」ヲ検査して、その
ルート・システム・ディレクトリがｒｕＪというエント
リを含んでいること、そしてｒｕＪはディレクトリであ
ることを見出す。

ステップＤにおいて、オペレーティング・システムはり
ディレクトリを検査して”ｓｍｏｒｇａｎ”を探し、ｓ
ｍｏｒｇａｎがディレクトリであることを決定する。

ステップＥにおいて、オペレーティング・システムは”
５ｔａｔｕｓ″を求めてｓｍｏｒｇａｎ”のディレクト
リを検査し、そして以下のことを確定する。

（１）５ｔａｔｕｓ″はクラスタ・ストレージ・ファイ
ルであること、 （２）５ｔａｔｕｓ″は既に存在していること、 （３）プロセッシング・ユニット１０ａは、アクセス・
コーデイネータであること、 （４）Ｃ５ＦＩＤはそのクラスタ・ストレージ・ファイ
ル識別子であること。

ステップＦにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
において実行しているオペレーティング・システムはク
ラスタ・ストレージ・ファイル識別子Ｃ３ＦＩＤｔｒ：
含んでいるメツセージ１をプロセッシング・ユニット１
０ａに送り、そして、Ｃ８Ｆ■Ｄによって識別されたク
ラスタ・ストレージ・ファイルが、プロセッシング・ユ
ニット１０ｂで実行されるアプリケーション・プログラ
ムのためにオーブンされることを要求する。

ステップＧにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
がプロセッシング・ユニット１０ｂからメツセージ１を
受は取ったとき、プロセッシング・ユニット１０ａは、
Ｃ３ＦＩＤによって識別されたクラスタ・ストレージ・
ファイルを表わすクラスタ・ストレージ・ファイル記述
子Ｃ３ＦＩＤを突きとめる（ロケートする）。プロセッ
シング・ユニット１０ａはクラスタ・ストレージ・ファ
イル識別子Ｃ３ＦＩＤを使用することによって、クラス
タ・ストレージ・ファイル記述子Ｃ３ＦＤを突きとめて
、プロセッシング・ユニット１０ａにあるクラスタ・ス
トレージ・ファイル記述子テーブル（Ｃ５ＦＤＴ）中に
ストレージ・ファイル記述子Ｃ３ＦＤをインデックス（
索引付け）する。

ステップＨにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は、Ｃ３Ｆ　Ｉ　Ｄによって識別されたクラスタ・スト
レージ・ファイルが現在オーブンされていること、即ち
クラスタ・ストレージ・ファイルはそれに関連する仮想
セグメントＳを持っていることを確定する。

ステップＩにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は、Ｃ３Ｆ　Ｉ　Ｄによって識別されたクラスタ・スト
レージ・ファイルが、バックアップ・アクセス・コーデ
イネータをまだ持たないことを確定し、プロセッシング
・ユニット１０ｂをバックアップ・アクセス・コーデイ
ネータとして選択し、クラスタ・ストレージ・ファイル
記述子Ｃ５ＦＤの中にこのことを記録する。

ステップＪにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
が、プロセッシング・ユニット１０ｂのためにＣ８Ｆ”
ｌＤによって識別されたクラスタ・ストレージ・ファイ
ルを成功裡にオーブンしたことと、プロセッシング・ユ
ニット１０ｂが、Ｃ３ＦＩＤによって識別されたクラス
タ・ストレージ・ファイルのためのバックアップ・アク
セス・コーデイネータであることとに応答して、プロセ
ッシング・ユニット１０ａは、プロセッシング・ユニッ
ト１０ｂにメツセージ２を送る。メツセージ２はＣ３Ｆ
ＩＤによって識別されたクラスタ・ストレージ・ファイ
ルに関連した共用仮想メモリのセグメントとしてセグメ
ント識別子Ｓｆ！：識別する。

ステップＫにおいて、プロセッシング・ユニツ）１０ａ
からのメツセージ２を受は取ると、プロセッシング・ユ
ニット１０ｂは遠隔セグメント作成サービス（Ｃｒｅａ
ｔｅ　Ｒｅｍｏｔｅ　Ｓｅｇｍｅｎｔ　５ｅｒｖｉｃｅ
−ＣＲＳＳ　）を用いて、Ｃ３ＦＩＤにより識別された
クラスタ・ストレージ・ファイルに対してローカル・セ
グメントＳＢを作成する。遠隔セグメント作成サーばス
ＣＲ５５はセグメント識別子Ｓを取り、そして「ダミー
」セグメントＳＢｔ作成する。ダミー・セグメントＳＢ
は、セグメント識別子及びセグメント識別子テーブル（
ＳＩＴ）のエントリを持つローカル・セグメントである
。ＣＲ５５は新しく作成されたクラスタ・ストレージの
セグメントのための外部ベージ・テーブル（ＸＰＴ’）
を作成する。ＸＰＴ中の各エントリは、クラスタ・スト
レージのセグメント中の仮想ベージに対応し、そして、
プロセッシング・ユニットのベージング空間に位置する
ディスク・ストレージのアドレスを指示（ポイント）す
る、若し、クラスタ・ストレージのセグメントの与えら
れた仮想ページが、仮想メモリ・マネージャ（Ｖｉｒｔ
ｕａｌ　ＭｅｍｏｒｙＭａｎａｇｅｒ−ＶＭＭ　）のベ
ージ置換アルゴリズムによって選択されたならば、その
ベージは対応するＸＰＴエントリによって指示されたデ
ィスク・ブロックにコピーされる。

ステップＬにおいて、プロセッシング・二ニット１０ｂ
は遠隔セグメント結合サービス（ＢｉｎｄＲｅｍｏｔｅ
　Ｓｅｇｍｅｎｔ　５ｅｒｖｉｃｅ−ＢＲＳＳ　）を使
用して、ローカル・セグメントＳＢをグローバル・セグ
メント、即ち大域セグメントＳに結合する。ＢＲＳＳは
、セグメントＳ及びＳＢと、アクセス・コーデイネータ
（プロセッシング・ユニット１０ａ）のプロセッシング
・ユニット識別子ＰＩＤとを取り、そしてセグメントＳ
ＢがセグメントＳに関係していることを表示するために
、セグメントＳＢと関連しているＳＩＴエントリを修正
する。セグメントＳのアクセスはプロセッシング・ユニ
ット識別子ＰＩＤにより調整される。

ステップＭにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
は、クラスタ・ストレージ・ファイル“／　ｕ　／　ｓ
　ｍ　ｏ　ｒ　ｇ　ａ　ｎ　／　ｓ　ｔ　ａ　ｔ　ｕ　
ｓ　”が成功裡にオーブンされたことを確定し、それを
アプリケーション・プログラムに通知する。

第１３図はクラスタ構成中の２つのプロセッシング・ユ
ニットが、クラスタ・ストレージのセグメントをオーブ
ンした時、オーブンされマツプされた現存するクラスタ
・ストレージのセグメントに対するトランザクションが
、アクセス・コーデイネータとして動作するプロセッシ
ング・ユニット上で、どのようにして実行され、そして
コミットされるかを説明する流れ図である。説明を簡明
にするために、以下のような前提条件を設ける。

即ち、 （１）セグメントＳは、プロセッシング・ユニット１０
ａで実行されるアプリケーション・プログラムと、プロ
セッシング・ユニット１０ｂで実行されるアプリケーシ
ョン・プログラムとによる読取り／書込みアクセスのた
めにマツプされたクラスタ・ストレージのセグメントで
あること、（２）セグメントＳは現在、ベージ１とベー
ジ２の丁度２つのベージを含んでいること、（３）ベー
ジ１及びベージ２の両方は現在、プロセッシング・ユニ
ット１０ａの主メモリに記憶されていること、 （４）ベージ１及びベージ２の両方は、それらがプロセ
ッシング・ユニット１０ａの主メモリに入れられてから
後に、修正を受けていることとする。

第１３図のステップＡにおいて、プロセッシング・ユニ
ット１０ａで実行しているアプリケーション・プログラ
ムはセグメントＳのページ１にストアの動作を行ってい
る。アプリケーション・プログラムはセグメントＳに関
するロックを未だ保持していないから、ページ１にスト
アする動作は、ロック・ミスを発生する。

ステップＢにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
のオペレーティング・システムはロック・ミスをインタ
ーセプトする。

ステップＣにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ａで実行しているすべて
のアプリケーション・プログラムがセグメントＳのペー
ジ１に関するロックを保持していないことを確定する。

ステップＤにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ａがセグメントＳのアク
セス・コーデイネータであることを確定する。

ステ、ツブＥにおいて、オペレーティング・システムは
、プロセッシング・ユニット１０ｂがセグメントＳをア
クセスしたが、プロセッシング・ユニット１０ｂがセグ
メントＳに関するロックを保持していないことを確定す
る。

ステップＦにおいて、オペレーティング・システムは、
セグメントＳのページ１に関する書込みロックを、プロ
セッシング・ユニット１０ａで実行しているアプリケー
ション・プログラムに付与する。この動作を達成するた
めに、オペレーティング・システムは、次の動作を行う
。即ち、（１）ページ１の現在の状態のコピーを作るた
めのページ・フレームを割り当て、 （２）ページ・フレームのための拡張ストレージ（ＥＳ
）の仮想アドレスを割り振り、（３）ロック・テーブル
（ＬＴ　）中に、そのページのエントリ（記入項目）を
割り当て、（４）そのページ・フレームに対して、新し
く割り振られたＥＳ仮想アドレスを割り当て、（５）セ
グメントＳのページ１の内容をページ・フレーム中にコ
ピーし、 （６）アプリケーション・プログラムが、セグメントＳ
のダージ１に関するロックを保持していることを表示す
るために、ＬＴのエントリに記入し、 （７）そのページのコピーのＥＳ仮想アドレスを、当該
ページのＬＴのエントリにコピーし、（８）アプリケー
ション・プログラムによって保持されているロックのリ
スト中に、そのページについてのＬＴのエントリを、連
結（ｃｈａｉｎ　）する。

トランザクションを打ち切る必要がある場合、拡張スト
レージＥＳ中のページのコピーは、ページの内容を回復
するのに使用される。アプリケーション・プログラムに
よって保持されているロック・テーブルのエントリの鎖
は、トランザクションを処理しているときに、アプリケ
ーション・プログラムによって変更された仮想アドレス
の組の内容を「覚えておく」ために使用することができ
る。

ステップＧにおいて、オペレーティング・システムはロ
ックに関する情報をページ用の反転ページ・テーブルＩ
ＰＴにコピーし、そして、アプリケーション・プログラ
ムがそのストア命令を再試行するためのスケジュールを
たてる。

ステップＨにおいて、アプリケーション・プログラムは
ストア命令を再試行して、それを成功裡に完結する。

ステップ■において、アプリケーション・プログラムは
セグメントＳのページ２にストアを試みる。

ステップＪにおいて、オペレーティング・システムはス
テップＢ乃至ステップＧで遂行した動作と同様な動作を
セグメントＳのページ２に対して遂行する。

ステップＫにおいて、アプリケーション・プログラムは
そのストア命令を再試行し、それを成功裡に完結する。

ステップＬにおいて、アプリケーション・プログラムは
コミット・サービスを呼び出して、そのアプリケーショ
ン・プログラムで走っているトランザクションをコミッ
トしたいことを表示する。

ステップＭにおいて、オペレーティング・システムはコ
ミット・サービスをインターセプトする。

ステップＮにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
がアプリケーション・プロプラムによって更新されたこ
とを、若し、そのページのロック・テーブル（ＬＴ）の
エントリが表示したならば、アプリケーション・プログ
ラムによってロックされたページ毎に、オペレーティン
グ・システムは、バックアップ・アクセスコーデイネー
タ（プロセッシング・ユニット１０ｂ）にメツセージを
送り、プロセッシング・ユニット１０ｂに対して、拡張
ストレージ（ＥＳ　）にそのページをコピーすることを
要求する。

ステップＯにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
がプロセッシング・ユニット１０ａによって修正された
最後のページを受は取ると、プロセッシング・ユニット
１０ｂは、その拡張ストレージＢＳから、それらの適切
な仮想メモリのセグメント中に、個々のページを移動し
、次に、プロセッシング・ユニット１０ｂは、プロセッ
シング・ユニット１０ｂがそのページをＥＳ中に、移動
したことを通知するメツセージを、プロセッシング・ユ
ニット１０ａに送る。

ステップＰにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
がプロセッシング・ユニット１０ｂからの通知を受取っ
た時、プロセッシング・ユニット１０ａは次の動作を行
う。

（１）アプリケーション・プログラムにより保持されて
いるロックのリストから、アプリケーション・プログラ
ムによりロックされていた各ページについてのＬＴのエ
ントリを連結解除（ｕｎｃｈａｉｎ　）する。

（２）そのページに割り振られたロック・テーブルのエ
ントリを解放する。

ステップＱにおいて、オペレーティング・システムは、
トランザクションが成功裡に完結したことをアプリケー
ション・プログラムに通知する。

第１４図はクラスタ構成中の２つのプロセッシング・ユ
ニットがクラスタ・ストレージのセグメントをオーブン
したとき、オーブンされ、マツプされた現存するクラス
タ・ストレージのセグメントに対するトランザクション
が、アクセス・コーデイネータとして動作するプロセッ
シング・ユニット上で、どのようにして実行され、そし
て打ち切られるかを説明する流れ図である。説明を簡明
にするために、以下の前提を設ける。即ち、（１）セグ
メントＳは、プロセッシング・ユニット１０ａで実行す
るアプリケーション・プログラムと、プロセッシング・
ユニット１０ｂで実行するアプリケーション・プログラ
ムとによる読取り／書込みアクセス（ＲＷＡ）のために
マツプされたクラスタ・ストレージのセグメントであり
、（２）セグメントＳは、仮想メモリ中の丁度２つのペ
ージ、即ちページ１及びページ２を現在含んでおり、 （３）ページ１及びページ２の両方は現在、プロセッシ
ング・ユニット１０ａの主メモリに記憶されており、 （４）ページ１及びページ２がプロセッシング・ユニッ
ト１０ａの主メモリに記憶されてから、ページ１及びペ
ージ２の両方は修正されているものとするという前提で
ある。

第１４図のステップＡにおいて、プロセッシング・ユニ
ット１０ａで実行するアプリケーション・プログラムは
セグメントＳのページ１中へのストアを試みている。ア
プリケーション・プログラムは、セグメントＳに関する
ロックを未だ保持していないので、ページ１にストアす
る試みはロック・ミスを発生する。

ステップＢにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
のオペレーティング・システムはロック・ミスをインタ
ーセプトする。

ステップＣにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ａで実行される他のすべ
てのアプリケーション・プログラムがセグメントＳのペ
ージ１に関するロックを保持していないことを確定する
。

ステップＤにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ａがセグメントＳのアク
セス・コーデイネータであることを確定する。

ステップピにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ｂがセグメントＳをアク
セスするのだけれども、プロセッシング・ユニット１０
ｂは現在セグメントＳについてのロックを保持していな
いことを確定する。

ステップＦにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ａで実行しているアプリ
ケーション・プログラムに対して、セグメントＳのペー
ジ１に関する書込みロックを付与する。この動作を遂行
するために、オペレーティング・システムは、 （１）ページ１の現在の収態のコピーが作られるための
ページ・フレームを割り当て、（２）そのページ・フレ
ームに対して、拡張ストレージ（ＥＳ）の仮想アドレス
を割り振り、（３）ロック・テーブル（ＬＴ）中に、そ
のページについてのエントリ（記入項目）ｔ′割り当て
、（４）そのページ・フレームに対して、新しく割り振
られたＥＳ仮想アドレスを割り当て、（５）セグメント
Ｓのページ１の内容をページ・フレームにコピーし、 （６）アプリケーション・プログラムがセグメントＳの
ページ１に関するロックを保持していることを表示する
ために、ＬＴのエントリに記入し、（７）そのページの
コピーのＥＳ仮想アドレスを、該ページについてのＬＴ
のエントリにコピーし、 （８）アプリケーション・プログラムによって保持され
ているロックのリスト中に、そのページについてのＬＴ
のエントリを、連結（ｃｈａｉｎ　）する。

トランザクションを打ち切る必要がある場合、拡張スト
レージＢＳ中のページのコピーは、ページの内容を回復
するのに用いられる。アプリケーション・プログラムに
よって保有されているロック・テーブルのエントリのチ
ェーン（連鎖）は、トランザクションを処理している時
に、アプリケーション・プログラムによって変更された
仮想ページのセットの内容を「覚えておく」ために用い
られる。

ステップＧにおいて、オペレーティング・システムは、
ロックに関する情報を、そのページの反転ページ・テー
ブルＩＰＴのエントリ′にコピーし、そして、アプリケ
ーション・プログラムのストア命令を再試行するために
、アプリケーション・プログラムがそのストア命令を再
試行するようにスケジュールする。

ステップＨにおいて、アプリケーション・プログラムは
そのストア命令を再試行し、それを成功裡に完了する。

ステップ■において、アプリケーション・プログラムは
セグメントＳのページ２のストアの動作を試みる。

ステップＪにおいて、オペレーティング・システムはセ
グメントＳのページ２に対して、ステップＢ乃至ステッ
プＧで遂行した動作と同じ動作を遂行する。

ステップＫにおいて、アプリケーション・プログラムは
そのストア命令を再試行して、それを成功裡に完了する
。

ステップＬにおいて、アプリケーション・プログラムは
、パックアウト・サービスを呼び出して、走っているト
ランザクションを打ち切りたいことを表示する。

ステップＭにおいて、オペレーティング・システムは打
ち切り要求をインターセプトする。

ステップＮにおいて、オペレーティング・システムはア
プリケーション・プログラムによって保持されていたロ
ックを解放する。この動作を遂行するために、オペレー
ティング・システムは、アプリケーション・プログラム
によりロックされている各ページに対して、以下の動作
を行う。即ち、オペレーティング・システムは、 （１）アプリケーション・プログラムによって保持され
ていたロックに対応する各ロック・テーブル（ＬＴ）・
エントリを検査する。

（２）主メモリ中にあって、ＬＴが存在し、アプリケー
ション・プログラムによって修正されたことを表示する
すべてのベージの内容を破棄する。

（３）ＬＴが存在し、アプリケーション・プログラムに
よってベージが修正されたことを表示するベージ毎５、
そのロック・テーブル（ＬＴ）のエントリによって指示
された拡張ストレージＥＳのベージを、主メモリに持っ
て来る。

（４＞ｉｓページを、それが前の内容を表わすベージに
開運した仮想アドレスにリネームする。

（５）アプリケーション・プログラムによって保持され
ていたロックのリストから、そのベージについてのＬＴ
のエントリを非結合（ｕｎｃｈａｉｎ　）にする。

（６）そのベージ用に割り振られたロック・テーブルの
エントリを解放する。

ステップ０において、オペレーティング・システムはト
ランザクションが打ち切られたことをアプリケーション
・プログラムに通知する。

第１５図はクラスタ構成中の２つのプロセッシング・ユ
ニットがクラスタ・ストレージのセグメントをオーブン
したとき、オーブンされマツプされだ現存するクラスタ
・ストレージのセグメントに対するトランザクションが
、バックアップ・アクセス・コーデイネータとして動作
するプロセッシング・ユニットに関して、どのようにし
て実行され、そしてコミットされるかを説明する流れ図
である。説明を簡明にするために、以下の前提を設ける
。即ち、 （１）セグメントＳは、プロセッシング・ユニット１０
ａで実行するアプリケーション・プログラム及びプロセ
ッシング・ユニット１０ｂで実行するアプリケーション
・プログラムによって行われる読取り／書込みアクセス
（ＲＷＡ）のためにマツプされたクラスタ・ストレージ
のセグメントであり、 （２）セグメントＳは、仮想メモリ中の丁度２つのベー
ジ、即ちベージ１及びベージ２を現在含んでおり、 （３）ベージ１及びベージ２の両方は現在、プロセッシ
ング・ユニット１０ｂの主メモリに記憶されており、 （４）ベージ１及びベージ２はプロセッシング・ユニッ
ト１０ｂの主メモリに記憶されてから後に、ベージ１及
びベージ２の両方は修正されているものとするという前
提条件である。

第１５図のステップＡにおいて；プロセッシング・ユニ
ット１０ｂにおいて実行されるアプリケーション・プロ
グラムはセグメントＳのベージ１中へのストアを試みて
いる。アプリケーション・プログラムは、セグメントＳ
に関するロックを未だ保持していないので、ベージ１に
ストアする試みはロック・ミスを発生する。

ステップＢにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
のオペレーティング・システムはロック・ミスをインタ
ーセプトする。

ステップＣにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ｂで実行される他のすべ
てのアプリケーション・プログラムがセグメントＳのベ
ージ１に関してロックを保持していないことを確定する
。

ステップＤにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ａがセグメントＳのアク
セス・コーデイネータであることを確定する。

ステップＥにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
はプロセッシング・ユニット１０ａにメツセージ１ｔ！
：送ることにより、プロセッシング・ユニット１０ａが
セグメントＳのベージ１に関す−る書込みロックをプロ
セッシング・ユニット１０ｂに対して付与することを、
要求する。

ステップＦにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
がプロセッシング・ユニット１０ｂからメツセージ１を
受取ると、プロセッシング・ユニット１０ａは、クラス
タ構成中の他のプロセッシング・ユニットがセグメント
Ｓのベージ１に関するロックを、現在保持していないこ
とを確定する。

ステップＧにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は、プロセッシング・ユニット１０ｂにメツセージ２を
送ることにより、プロセッシング・ユニット１０ａがセ
グメントＳのベージ１に関する書込みロックをプロセッ
シング・ユニット１０ｂに付与したことを、通知する。

ステップＨにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
のオペレーティング・システムは、プロセツシングパユ
ニット１０ｂで実行されているアプリケーション・プロ
グラムに対して、セグメントＳのページ１に関する書込
みロックを付与する。

この動作を遂行するために、オペレーティング・システ
ムは、 （１）ページ１の現在の状態のコピーが作られるための
ページ・フレームを割り当て、（２）そのページ・フレ
ームに対して拡張ストレージ（ＢＳ）の仮想アドレスを
割り振り、（３）ロック・テーブル（ＬＴ）中に、その
ページについてのエントリ（記入項目）を割り当て、（
４）そのページ・フレームに対して、新しく割り振られ
たＢＳの仮想アドレスを割り当て、（５）セグメントＳ
のページ１の内容をページ・フレームにコピーし、 （６）アプリケーション・プログラムが、セグメントＳ
のページ１に関するロックを保持していることを表示す
るために、ＬＴのエントリに記入し、 （７）そのページのコピーのＥＳ仮想アドレスを、その
ページについてのＬＴのエントリにコピーし、 （８）アプリケーション・プログラムによって保持され
ているロックのリスト中に、そのページについてのＬＴ
のエントリを、連結（ｃｈａｉｎ）する。

トランザクションを打ち切る必要がある場合、拡張スト
レージＥＳ中のページのコピーは、ページの内容を回復
するのに用いられる。アプリケーション・プログラムに
よって保有されているロック・テーブルのエントリのチ
ェーン、即ち鎖は、トランザクションを処理している時
に、アプリケーション・プログラムによって変更された
仮想ページのセットの内容を「覚えておく」ために用い
られる。

ステップＩにおいて、オペレーティング・システムは、
ロックに関する情報を、そのページの反転ページ・テー
ブルＩＰＴのエントリにコピーし、そして、アプリケー
ション・プログラムがストア命令を再試行するようにス
ケジュールする。

ステップＪにおいて、アプリケーション・プログラムは
そのストア命令を再試行し、それを成功裡に完結する。

ステップＫにおいて、アプリケーション、プログラムは
セグメントＳのページ２へのストア動作を行う。

ステップＬにおいて、オペレーティング・システムはセ
グメントＳのページ２に対して、ステップＢ乃至ステッ
プＪで行った動作と同じ動作を遂行する。

ステップＭにおいて、アプリケーション・プログラムは
そのストア命令を再試行して、それを成功裡に完結する
。

ステップＮにおいて、アプリケーション・プログラムは
コミット・サービスを呼び出して、走っているトランザ
クションをコミットしたいことを表示する。

ステップＯにおいて、オペレーティング・システムはコ
ミット要求をインターセプトする。

ステップＰにおいて、アプリケーション・プログラムに
よってロックされたページ毎に、プロセッシング・ユニ
ット１０ｂのオペレーティング・システムは、アクセス
・コーデイネータであるプロセッシング・ユニット１０
ａにメツセージを送り、これにより、若し、そのページ
についてのロック・テーブル（ＬＴ）がそのページがア
プリケーション・プログラムによって更新されたという
ことを表示しているならば、プロセッシング・ユニット
１０ａがそのページを拡張ストレージ（ＥＳ）にコピー
することを、プロセッシング・ユニット１０ａに対して
要求する。

ステップＱにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
がプロセッシング・ユニット１０ｂによって修正された
最後のページを受取ると、プロセッシング・ユニット１
０ａは、そのＥＳから、修正された個々のページをその
適切な仮想メモリのセグメントに移動し、次に、プロセ
ッシング・ユニット１０ｂにメツセージを送り、プロセ
ツシング・ユニット１０ａがそのＢＳにそのベージを移
動したことを通知する。

ステップＲにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
がプロセッシング・ユニット１０ｂからの通知を受取っ
た時、プロセッシング・ユニット１０ａは次の動作を行
う。

（１）アプリケーション・プログラムにより保持されて
いたロックのリストから、アプリケーション・プログラ
ムによりロックされていた各ベージのＬＴエントリを連
結解除し、そして、（２）そのベージに割り当てられた
ロック・テーブルのエントリを解放する。

ステップＳにおいて、オペレーティング・システムは、
トランザクションが成功裡に完結したことをアプリケー
ション・プログラムに通知する。

第１６図は、クラスタ構成中の２つのプロセッシング・
ユニットがクラスタ・ストレージのセグメントをオーブ
ンしたとき、オーブンされマツプされた現存のクラスタ
・ストレージのセグメントに対するトランザクションが
、バックアップ・アクセス・コーデイネータとして動作
するプロセッシング・ユニットに関して、どのようにし
て実行され、そして打ち切られるかを説明する流れ図で
ある。説明を簡明にするために、以下の前提を設ける。

即ち、 （１）セグメントＳは、プロセッシング・ユニット１０
ａで実行するアプリケーション・プログラム及びプロセ
ッシング・ユニット１０ｂで実行するアプリケーション
・プログラムによって行われる読取り／書込みアクセス
（ＲＷＡ）のためにマツプされたクラスタ・ストレージ
のセグメントであり、 （２）セグメントＳは、仮想メモリ中の丁度２つのベー
ジ、即ちベージ１及びベージ２を現在含んでおり、 （３）ベージ１及びベージ２の両方は現在、プロセッシ
ング・ユニット１０ｂの主メモリに記憶されており、 （４）ベージ１及びベージ２はプロセッシング・ユニッ
ト１０ｂの主メモリに記憶されてから、ベージ１及びベ
ージ２の両方は修正されているものとするという前提条
件である。

第１６図のステップＡにおいて、プロセッシング・ユニ
ット１０ｂで実行するアプリケーション・プログラムは
セグメントＳのベージ１中へのストアを試みている。ア
プリケーション・プログラムは、セグメントＳに関する
ロックを未だ保持していないので、ベージ１にストアす
る試みはロック・ミスを発生する。

ステップＢにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
のオペレーティング・システムはロック・ミスをインタ
ーセプトする。

ステップＣにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ｂで実行される他のすべ
てのアプリケーション・プログラムがセグメントＳのベ
ージ１に関するロックを保持していないことを確定する
。

ステップＤにおいて、オペレーティング・システムは、
プロセッシング・ユニット１０ａがセグメントＳのアク
セス・コーデイネータであることを確定する。

ステップＥにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
は、プロセッシング・ユニット１０ａにメツセージ１を
送り、プロセッシング・ユニット１０ａがプロセッシン
グ・ユニット１０ｂにベージ１の書込みロックを付与す
ることを要求する。

ステップＦにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
がプロセッシング・ユニット１０ｂからメツセージ１を
受取ると、プロセッシング・ユニット１０ａは、クラス
タ構成中の他のプロセッシング・ユニットがセグメント
Ｓのベージ１のロックを、現在保持していないことを確
定する。

ステップＧにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は、プロセッシング・ユニット１０ｂに対してメツセー
ジ２を送り、プロセッシング・ユニット１０ａがセグメ
ントＳのベージ１に書込みロックを付与したことに応答
する。

ステップＨにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
のオペレーティング・システムは、プロセッシング・ユ
ニット１０ｂで実行されているアブリケーション・プロ
グラムに対して、セグメントＳのページ１に関する書込
みロックを付与する。

この動作を遂行するために、オペレーティング・システ
ムは、゛ （１）ページ１の現在状態のコピーが作られるためのペ
ージ・フレームを割り当て、 （２）ページ・フレームのための拡張ストレージ（ＥＳ
）の仮想アドレスを割り振り、（３）ロック・テーブル
（ＬＴ）中に、そのページのエントリ（記入項目）を割
り当て、（４）そのページ・フレームに対して、新しく
割り振られたＥＳ仮想アドレスを割り当て、（５）セグ
メントＳのページ１の内容をページ・フレーム中にコピ
ーし、 （６）アプリケーション・プログラムが、セグメントＳ
のページ１に関するロックを保持していることを表示す
るために、ＬＴのエントリに記入し、 （７）そのページのコピーのＥＳ仮想アドレスを、その
ページについてのＬＴのエントリにコピー（８）アプリ
ケーション・プログラムによって保持されているロック
のリスト中に、そのページについてのＬＴのエントリを
、連結（ｃｈａｉｎ　）する。

トランザクションを打ち切る必要がある場合、拡張スト
レージＥＳ中のページのコピーは、ページの内容を回復
するのに用いられる。アプリケーション・プログラムに
よって保有されているロック・テーブルのエントリのチ
ェーンは、トランザクションを処理している時に、アプ
リケーション・プログラムによって変更された仮想ペー
ジのセット内容を「覚えておく」ために用いられる。

ステップｌにおいて、オペレーティング・システムは、
ロックに関する情報を、そのページの反転ページ・テー
ブルＩＰＴのエントリにコピーし、そして、アプリケー
ション・プログラムが、ストア命令を再試行するように
スケジュールする。

ステップＪにおいて、アプリケーション・プログラムは
そのストア命令を再試行し、それを成功裡に完結する。

ステップＫにおいて、アプリケーション・プログラムは
セグメントＳのページ２にストアの動作を行う。

ステップじにおいて、オペレーティング・システムはセ
グメントＳのページ２に対して、ステップＢ乃至ステッ
プＨで行った動作と同じ動作を遂行する。

ステップＭにおいて、アプリケーション・プログラムは
そのストア命令を再試行して、それを成功裡に完結する
。

ステップＮにおいて、アプリケーション・プログラムは
、走っているトランザクションを打ち切りたいことを表
示し、バックアップ・サービスを呼び出す。

ステップ０において、オペレーティング・システムは打
ち切り要求をインターセプトする。

ステップＰにおいて、オペレーティング・システムはア
プリケーション・プログラムによって保持されていたロ
ックを解放する。この動作を遂行するために、オペレー
ティング・システムは、アプリケーション・プログラム
によりロックされていた各ページに対して、以下の動作
を行う。即ち、（１）アプリケーション・プログラムに
よって保持されていたロックに対応する各ロック・テー
ブル（ＬＴ）・エントリを検査する。

（２）主メモリ中にあり、ＬＴ中に存在するページであ
って、アプリケーション・プログラムによって修正され
たことが表示されたすべてのページの内容を破棄する。

（３）ＬＴ中に存在し、アプリケーション・プログラム
によってページが修正されたことが表示されたページの
各々について、ロック・テーブル（ＬＴ）のエントリに
よって指示されている拡張ストレージＢＳのページを、
主メモリに持ち込む。

（４）ＢＳページを、それが前の内容を表わすページに
関連した仮想アドレスにリネームする。

（５）アプリケーション・プログラムによって保持され
ていたロックのリストから、そのページのＬＴについて
のエントリを非結合（ｕｎｃｈａ　ｉｎ　）にする。

（６）そのページのために割り当てられたロック・テー
ブルのエントリを解放する。

ステップＱにおいて、オベレーテインク・システムはト
ランザクションが打ち切られたことをアプリケーション
・プログラムに通知する。

３個またはそれ以上のプロセッシング・ユニットが同じ
クラスタ・ストレージのセグメントをオーブンし、そし
て、アクセス・コーデイネータとして動作するプロセッ
シング・ユニットにおいて実行するアプリケーション・
プログラムが、トランザクションを実行した後、それを
コミットするクラスタ構成においては、第１３図におい
て説明した動作と類似の動作が遂行される。主な相違点
は、２つの付加的な動作が加えられるということである
。一方のステップは、第１３図のステップのステップＦ
とステップＧの間に加えられる。このステップにおいて
、バックアップ・アクセス・コーデイネータがバックア
ップ・ロック・テーブル（Ｂａｃｋｕｐ　Ｌｏｃｋ　Ｔ
ａｂｌｅ−ＢＬＴ　）中にそれらのロックをストアする
ことができるように、アクセス・コーデイネータは、ア
クセス・コーデイネータ及びバックアップ・アクセス・
コーデイネータ以外のプロセッシング・ユニットによっ
て実行されるアプリケーション・−プログラムによって
保持されているロックのリストを、バックアップ・アク
セス・コーデイネータに送る。このＢＬＴは、クラスタ
構成内の個々のプロセッシング・ユニットの仮想メモリ
中に、どのクラスタ・ストレージのセグメントのページ
がストアされたかを確定するために、回復動作の闇で使
用される。どのようにして、このＢＬＴが回復を促進す
るために用いられるかについては、以下に細述する。他
方のステップは、第１８図のステップのＱ及び凡の間で
付加されている。このステップにおいて、アクセス・コ
ーデイネータは、アクセス・コーデイネータ及びバック
アップ・アクセス・コーデイネータ以外のプロセッシン
グ・ユニットによって実行されるアプリケーション・プ
ログラムによって解放されるロックのリストを、バック
アップ・アクセス・コーデイネータに送るので、バック
アップ・アクセス・コーデイネータはバックアップ・ロ
ック・テーブルＢＬＴ中からそれらのロックを取り除く
ことができる。

３個またはそれ以上のプロセッシング・ユニットが同じ
クラスタ・ストレージのセグメントをオーブンし、そし
て、アクセス・コーデイネータとして動作するプロセッ
シング・ユニットにおいて実行するアプリケーション・
プログラムがトランザクションを実行した後に、それを
打ち切るクラスタ構成においては、第１４図において説
明した動作と類似の動作が遂行される。主な相違点は、
２つの付加的な動作が加えられるということである。

一方のステップは、第１４図のステップのステップＦと
ステップＧの間に加えられる。このステップにおいて、
バックアップ・アクセス・コーデイネータがバックアッ
プ・ロック・テーブルＢＬＴ中にそれらのロックをスト
アすることができるように、アクセス・コーデイネータ
は、アクセス・コーデイネータ及びバックアップ・アク
セス・コーデイネータ以外のプロセッシング・ユニット
によって実行されるアプリケーション・プログラムによ
って保持されているロックのリストを、バックアップ・
アクセス・コーデイネータに送る。このＢＬＴは、クラ
スタ構成内の個々のプロセッシング・ユニットの仮想メ
モリ中に、どのクラスタ・ストレージのセグメントのペ
ージがストアされたかを確定するために、回復動作の間
で使用される。

どのようにして、このＢＬＴが回復を促進するように用
いられるかについては、以下に細述する。

他方のステップは、第１４図のステップのＮ及びＯの間
で付加されている。このステップにおいて、アクセス・
コーデイネータは、アクセス・コーデイネータ及びバッ
クアップ・アクセス・コーデイネータ以外のプロセッシ
ング・ユニットによって実行されるアプリケーション・
プログラムによって解放されるロックのリストを、バッ
クアップ・アクセス・コーデイネータに送るので、バッ
クアップ・アクセス・コーデイネータはバックアップ・
ロック・テーブルＢＬＴ中からそれらのロックを取り除
くことができる。

３個またはそれ以上のプロセッシング・ユニットが同じ
クラスタ・ストレージのセグメントをオーブンし、そし
て、バックアップ・アクセス・コーデイネータどして動
作するプロセッシング・ユニットにおいて実行するアプ
リケーション・プログラムがトランザクションを実行し
た後、それをコミットするクラスタ構成においては、第
１５図において説明した動作と類似の動作が遂行される
。

３個またはそれ以上のプロセッシング・ユニットが同じ
クラスタ・ストレージのセグメントをオーブンし、そし
て、バックアップ・アクセス・コーデイネータとして動
作するプロセッシング・ユニットにおいて実行するアプ
リケーション・プログラムがトランザクションを実行後
、それを打ち切るクラスタ構成においては、第１６図に
おいて説明した動作と類似の動作が遂行される。

３個またはそれ以上のプロセッシング・ユニットが同じ
クラスタ・ストレージのセグメントをオーブンし、そし
て、アクセス・コーデイネータとしても、またはバック
アップ・アクセス・コーデイネータとしても動作してい
ないプロセッシング・ユニットにおいて実行するアプリ
ケーション・プログラムがトランザクションを実行した
後、それをコミットするクラスタ構成においては、第１
５図において説明した動作と類似の動作が遂行される。

３個またはそれ以上のプロセッシング・ユニットが同じ
クラスタ・ストレージのセグメントをオーブンし、そし
て、アクセス・コーデイネータとしても、またはバック
アップ・アクセス・コーデイネータとしても動作してい
ないプロセッシング・ユニットにおいて実行するアプリ
ケーション・プログラムがトランザクションを実行した
後に、それを打ち切るクラスタ構成においては、第１６
図において説明した動作と類似の動作が遂行される。

第１７図はアクセス・コーデイネータとしても、または
、バックアップ・アクセス・コーデイネータとしても動
作していないプロセッシング・ユニットが誤動作を生じ
た時、クラスタ・ストレージのセグメントについて、ど
のように誤動作の回復が達成されるかを説明するための
流れ図である。

プロセッシング・ユニット１０ａはアクセス・コーデイ
ネータであり、プロセッシング・ユニット１０ｂはバッ
グアップ・アクセス・コーデイネータであり、プロセッ
シング・ユニット１０ｃが故障したものとする。

第１７図のステップＡにおいて、アクセス・コーデイネ
ータとして動作しているプロセッシング・ユニット１０
ａは、アクセス・コーデイネータとして動作していない
プロセッシング・ユニット１０Ｃが誤動作を生じたこと
を確定する。

ステップＢにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は、プロセッシング・ユニット１０ｃ中の仮想メモリの
クラスタ・ストレージ・セグメントのページの組を確定
するために、ロック・テーブルＬＴを走査する。

ステップＣにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は、プロセッシング・ユニット１０ｂがアクセスコーデ
イネータであることを確定する。

ステップＤにおいて、プロセッシング・二ニット１０ａ
は、プロセッシング・ユニット１０ｃ以外のプロセッシ
ング・ユニットの仮想メモリ中に複写されたクラスタ・
ストレージのセグメント内のページの組を確定するため
に、そのロック・テーブルＬＴを走査する。この実施例
においては、その仮想メモリ中にクラスタ・セグメント
のページを保持する可能性のあるただ１つのプロセッシ
ング・ユニット１０ｂがある。

ステップＥにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は２つのページの組を比較して、プロセッシング・ユニ
ット１０ｃの仮想メモリ中にはあったけれども、プロセ
ッシング・ユニット１０ｂの仮想メモリ中にはないクラ
スタ・ストレージのセグメントのページを確定する。プ
ロセッシング・ユニット１０ａだけが、その仮想メモリ
中のこれらの残りのページのコピーを持っている。その
後の故障に対して備えるために、プロセッシング・ユニ
ット１０ａは、バックアップ・アクセス・コーデイネー
タの仮想メモ、り中にこれらのページを複写しなければ
ならない。

ステップＦにおいて、これらのページ毎に、プロセッシ
ング・ユニット１０ａは、バックアップ・アクセス・コ
ーデイネータ、即ちプロセッシング・ユニット１σｂに
メツセージを送ることによって、プロセッシング・ユニ
ット１０ｂがそれらの各ページをその仮想メモリにコピ
ーすることを要求する。

ステップＧにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
がプロセッシング・ユニット１０ａから、最後のページ
を受は取ったとき、プロセッシング・ユニット１０ｂは
、プロセッシング・ユニット１０ａにメツセージを送り
、プロセッシング・ユニット１０ｂがそれらの各ページ
を仮想メモリにコピーしたことを通知する。

ステップＨにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
がプロセッシング・ユニット１０ｂからの通知を受取る
と、プロセッシング・ユニット１０ａはプロセッシング
・ユニット１０ｃについてのすべてのＬＴエントリを解
放する。

第１８図はアクセス・コーデイネータとして動作してい
るプロセッシング・ユニットが誤動作な起こした時、ク
ラスタ・ストレージのセグメントについて、どのように
して誤動作の回復が行われるかを説明するための流れ図
である。プロセッシング・ユニット１０ａはアクセスコ
ーデイネータであるが故障し、プロセッシング・ユニッ
ト１０ｂはバックアップ・アクセス・コーデイネータで
あり、プロセッシング・ユニット１０ｃが新しいバック
アップ・アクセス・コーデイネータとして選ばれる様子
を示している。

第１８図のステップＡにおいて、バックアップ・アクセ
ス・コーデイネータとして動作しているプロセッシング
・ユニットであるプロセッシング・ユニット１０ｂは、
アクセス・コーデイネータとして動作しているプロセッ
シング・ユニット１０ａが故障したことを確定する。

ステップＢにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
は、プロセッシング・ユニット１０ａの仮想メモリ中に
あったクラスタ・ストレージのセグメントのページの組
を確定するために、そのバックアップ・ロック・テーブ
ル（ＢＬＴ）を走査する。

ステップＣにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
は、新しいバックアップ・アクセス・コーデイネータと
してプロセッシング・ユニット１０Ｃを選択する。一般
に、現在のバックアップ・アクセス・コーデイネータを
除いて、任意の残りのプロセッシング・ユニットを新し
いバックアップ・アクセス・コーデイネータとして選択
することができる。

ステップＤにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
は、プロセッシング・ユニット１０ａに存在していたペ
ージの組が、プロセッシング・ユニット１０ａ以外のど
のプロセッシング・ユニットのメモリ中に複写されてい
たかを確定するために、そのＢＬＴを走査する。この実
施例においては、プロセッシング・ユニット１０ｂ１ま
たはプロセッシング・ユニット１０ｃがその仮想メモリ
中にクラスタ・セグメントのページのコピーを持ってい
る可能性がある。

ステップＥにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
は以下の２つのページの組を比較により確定する。それ
らの２つのページの組とは、（１）プロセッシング・ユ
ニット１０ａが故障した時に、プロセッシング・ユニッ
ト１０ａと、プロセッシング・ユニット１０ｂの仮想メ
モリの中には存在していたが、プロセッシング・ユニッ
ト１０ｃの仮想メモリ中には存在していなかったクラス
タ・ストレージのセグメントのページの組と、 （２）プロセッシング・ユニット１０ａが故障した時に
、プロセッシング・ユニット１０ａと、プロセッシング
・ユニット１０Ｃの仮想メモリの中には存在していたが
、プロセッシング・ユニット１０ｂの仮想メモリ中には
存在していなかったクラスタ・ストレージのセグメント
のページの組である。

ステップＦにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
とプロセッシング・ユニット１０ｃの仮想メモリ中には
存在したが、プロセッシング・ユニット１０ｂの仮想メ
モリには存在しなかったべ一ジ毎に、プロセッシング・
ユニット１０ｂは、プロセッシング・ユニット１０ｃに
メツセージを送ることによって、プロセッシング・ユニ
ット１０Ｃがプロセッシング・ユニット１０ｂに該ペー
ジのコピーを送ることを要求する。

ステップＧにおいて、プロセッシング・ユニット１０Ｃ
からの最後のページを受取ったとき、プロセッシング・
ユニット１０ｂは、プロセッシング・ユニット１０ａと
プロセッシング・ユニット１０ｂの仮想メモリ中には存
在したが、プロセッシング・ユニット１０ｃの仮想メモ
リには存在しなかったページの各々につき、プロセッシ
ング・ユニット１０ｃにメツセージを送ることにより、
プロセッシング・ユニット１０ｃが当該ページをその仮
想メモリにコピーすることを要求する。

ステップＨにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｂ
からの最後のページを受取ったとき、プロセッシング・
ユニット１０ｃはメツセージをプロセッシング・ユニッ
ト１０ｂに送り、プロセッシング・ユニット１０ｃがペ
ージを仮想メモリに移動したことを通知する。

ステップ■において、プロセッシング・ユニット１０ｃ
からの応答を受取ったとき、プロセッシング・ユニット
１０ｂは故障したプロセッシング・ユニット１０ａにつ
いてのＬＴのすべてのエントリを解放する。

第１９図はバックアップ・アクセス・コーデイネータと
して動作しているプロセッシング・ユニットが故障した
時に、クラスタ・ストレージのセグメントに対して、ど
のようにして誤動作の回復が行われるかを説明するため
の流れ図である。ユニット１０ａがアクセス・コーデイ
ネータであり、ユニット１０ｂがバックアップ・アクセ
ス・コーデイネータであるが故障し、ユニット１０Ｃが
新しいバックアップ・アクセス・コーデイネータに選ば
れるものとする。

第１９図のステップＡにおいて、アクセス・コーデイネ
ータとして動作しているプロセッシング・ユニット１０
ａは、バックアップ・アクセス・コーデイネータとして
動作しているプロセッシング・ユニット１０ｂが故障し
たことを確定する。

ステップＢにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は、プロセッシング・ユニット１０ｂの仮想メモリ中に
あったクラスタ・ストレージのセグメントのページの組
を確定するために、そのロック・テーブル（ＬＴ）を走
査する。

ステップＣにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は、新しいバックアップ・アクセス・コーデイネータと
してプロセッシング・ユニット１０Ｃを選択する。一般
に、現在のバックアップ・アクセス・コーデイネータを
除いて、任意の残りのプロセッシング・ユニットを新し
いバックアップ・アクセス・コーデイネータとして選択
することができる。

ステップＤにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は、プロセッシング・ユニット１０ｂに存在していたペ
ージの組が、プロセッシング・ユニット１０ｂ以外のプ
ロセッシング・ユニットのメモリ中に複写されていたか
を確定するために、そのＬＴを走査する。この実施例に
おいては、プロセッシング・ユニット１０ａ、またはプ
ロセッシング・ユニット１０ｃがその仮想メモリ中にク
ラスタ・セグメントのページのコピーを持っている可能
性がある。

ステップ已において、プロセッシング・ユニット１０ｂ
は以下の２つのページの組の比較の結果として、確定す
る。それらのページの組は、（１）プロセッシング・ユ
ニット１０ａが故障した時に、プロセッシング・ユニッ
ト１０ｂと、プロセッシング・ユニット１０ｃの仮想メ
モリ中には存在していたが、プロセッシング・ユニット
１０ａの仮想メモリ中には存在していなかったクラスタ
・ストレージのセグメントのページの組と、（２）プロ
セッシング・ユニット１０ａが故障した時に、プロセッ
シング・ユニット１０ａと、プロセッシング・ユニット
１０ｂの仮想メモリ中には存在していたが、プロセッシ
ング・ユニット１０ｃの仮想メモリ中には存在していな
かったクラスタ・ストレージのセグメントのページの組
とである。

ステップＦにおいて、プロセッシング・ユニット１０ａ
は、プロセッシング・ユニット１０ａとプロセッシング
・ユニット１０ｃの仮想メモリ中には存在しだが、プロ
セッシング・ユニット１０ａの仮想メモリには存在しな
いページ毎に、プロセッシング・ユニット１０ｃにメツ
セージを送ることによって、プロセッシング・ユニット
１０ｃがプロセッシング・ユニット１０ａに該ページの
コピーを送ることを要求する。

ステップＧにおいて、プロセッシング・ユニット１０ｃ
からの最後のページを受取ったとき、プロセッシング・
ユニット１０ａは、プロセッシング・ユニット１０ａと
プロセッシング・ユニット１０ｂの仮想メモリに存在し
たが、プロセッシング・ユニット１０ｃには存在しなか
ったページ毎に、プロセッシング・ユニット１０ｃにメ
ツセージを送ることによって、プロセッシング・ユニッ
ト１０ｃが該ページをその仮想メモリにコピーすること
を要求する。

ステップＨにおいて、プロセッシング・ユニツ）１０ａ
からの最後のページを受取ったとき、プロセッシング・
ユニット１０ｃはメツセージをプロセッシング・ユニッ
ト１０ａに送り、プロセッシング・ユニット１０ｃがペ
ージを仮想メモリに移動したことを通知する。

ステップＩにおいて、プロセッシング・ユニツ）−１０
ｃからの応答を受取ったとき、プロセッシング・ユニッ
ト１０ａは故障したプロセッシング・ユニット１０ｂに
ついてのすべてのＬＴエントリを解放する。

Ｅ８発明の詳細 な説明したように、本発明は、仮想メモリを有する多重
プロセッサ・システムにおいて、アプリケーション・プ
ログラムにより同時に実行されるトランザクションが、
どんな理由で打ち切られたとしても、データの喪失やデ
ータのコンシスチンシーの喪失を発生することのないデ
ータ処理システムを簡単な構成によって与えることが出
来る。

【図面の簡単な説明】 第１図は本発明を適用するためのクラスタ構成に相互接
続されている複数個のプロセッシング・ユニットの機能
的ブロック図、第２図は第１図に示した１つのプロセッ
シング・ユニットに含まれている種々め機能を説明する
ためのブロック図、第３図は第１図及び第２図に示した
プロセッシング・ユニットに適用されるソフトウェア機
能を説明するためのブロック図、第４図は第２図及び第
３図に示されたユニットの仮想メモリ・マネージャの機
能により適用される外部ページ・テーブル（ＸＰＴ）デ
ータ構造を説明するための図、第５図は第２図及び第３
図に示したユニットの仮想メモリ・マネージャの機能に
より適用される反転ページ・テーブルのデータ構造を説
明するための図、第６図は仮想メモリのセグメントｔ′
識別する大域セグメント識別子及び局部セグメント識別
子のデータ構造を示す図、第７図は３つのプロセッシン
グ・ユニット、１つのスイッチ、３つのコミニュケーシ
ョン・リンクを持ち、各プロセッシング・ユニットは２
次ストレージを持ったクラスタ構成を示すブロック図、
第８図は与えられたプロセッシング・ユニットで実行さ
れるアプリケーション・プログラムがクラスタ・ストレ
ージのセグメントを作成し、そしてオーブンする時、そ
のプロセッシング・ユニットで実行されるオベレーテイ
ンク・システムにより遂行されるステップを説明するた
めの流れ図、第９図はオーブンされたクラスタ・ストレ
ージ・ファイルが、クラスタ構成中で共用された仮想メ
モリにどのようにしてロードされるかを説明するための
流れ図、第１０図はクラスタ構成中のただ１つのプロセ
ッシング・ユニットがクラスタ・ストレージのセグメン
トをオーブンした時、オーブンされマツプされた現存す
るクラスタ・ストレージのセグメントに対して、どのよ
うにして、トランザクションがが実行され、そしてコミ
ットされるかを説明するための流れ図、第１１図はクラ
スタ構成中のただ１つのプロセッシング・ユニットがク
ラスタ・ストレージのセグメントをオーブンした時、オ
ーブンされマツプされた現存するクラスタ・ストレージ
のセグメントに対するトランザクションがどのように実
行され、そして打ち切られるかを説明するための流れ図
、第１２図はアクセス・コーデイネータとは異なったプ
ロセッシング・ユニットで走っているアプリケーション
・プロプラムによって、存在するクラスタ・ストレージ
・ファイルが、どのようにしてオーブンされるかを説明
するための流れ図、第１３図はクラスタ構成中の２つの
プロセッシング・ユニットがクラスタ・ストレージのセ
グメントをオーブンした時、オーブンされマツプされた
現存するクラスタ・ストレージのセグメントに対するト
ランザクションが、アクセス・コーデイネータとして動
作するプロセッシング・ユニットに対して、どのように
して実行され、そしてコミットされるかを説明するため
の流れ図、第１４図はクラスタ構成中の２つのプロセッ
シング・ユニットがクラスタ・ストレージのセグメント
をオーブンした時、オーブンされマツプされた現存する
クラスタ・ストレージのセグメントに対するトランザク
ションが、アクセス・コーデイネータとして動作するプ
ロセッシング・ユニットに対して、どのようにして実行
され、そして打ち切られるかを説明するための流れ図、
第１５図はクラスタ構成中の２つのプロセッシング・ユ
ニットがクラスタ・ストレージのセグメントをオーブン
した時、オーブンされマツプされた現存するクラスタ・
ストレージのセグメントに対するトランザクションが、
バックアップ・アクセス・コーデイネータとして動作す
るプロセッシング・ユニットに対して、どのようにして
実行され、そしてコミットされるかを説明するための流
れ図、第１６図はクラスタ構成中の２つのプロセッシン
グ・ユニットがクラスタ・ストレージのセグメントをオ
ーブンした時、オーブンされマツプされた現存するクラ
スタ・ストレージのセグメントに対するトランザクショ
ンが、バックアップ・アクセス・コーデイネータとして
動作するプロセッシング・ユニットに対して、どのよう
にして実行され、そして打ち切られるかを説明するため
の流れ図、第１７図はアクセス・コーデイネータとして
も、またはバックアップ・アクセス・コーデイネータと
してのいずれでも動作していないプロセッシング・ユニ
ットが誤動作を生じた時、クラスタ・ストレージのセグ
メントに対して、どのように誤動作の回復が達成される
かを説明するための流れ図、第１８図はアクセス・コー
デイネータとして動作しているプロセッシング・ユニッ
トが誤動作を起こした時、クラスタ・ストレージのセグ
メントに対して、どのようにして誤動作の回復が行われ
るかを説明するための流れ図、第１９図はバックアップ
・アクセス・コーデイネータとして動作しているプロセ
ッシング・ユニットが誤動作を起こした時、クラスタ・
ストレージのセグメントに対して、どのようにして誤動
作の回復が行われるかを説明するための流れ図である。 １０ａ、１０ｂ、１０ｃ・・・・プロセッシング・ユニ
ット、１１・・・・スイッチ、１２・・・・コミニュケ
ーション・リンク、１４・・・・２次ストレージ装置、
１６・・・・主メモリ、２０・・・・人出力ボート、２
４・・・・ディスク装置。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数のプロセッサ同士が通信リンクによつて相互に結合
   され、上記複数のプロセッサのそれぞれが、当該プロセ
   ッサに関連づけられた物理的なメモリ、及び仮想メモリ
   変換機構を具備してなるデータ処理システムにおけるデ
   ータ処理方法であつて、 （ａ）コア内部の揮発性データを、上記複数のプロセッ
   サが一様にアドレッシングできるように、仮想アドレス
   空間にマップし、 （ｂ）任意のプロセッサによる上記データへのアクセス
   を制御するプロセッサを指定し、（ｃ）上記データを更
   新するトランザクションを行うトランザクション・プロ
   セッサに対して、上記データへのアクセスを認め、 （ｄ）上記更新されたデータを、トランザクション・プ
   ロセッサのメモリ及び他の１つのプロセッサのメモリに
   維持する ことを特徴とする方法。