JPH04310148A - データの単位を高速度でアクセスする方法 - 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】

【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）（ａｖａｉｌａｂｉｌ
ｉｔｙ）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　ｓｈａｒｉｎｇ）（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　ｅ
ｌｅｃｔｒｏｎｉｃｓ　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（ｒｏｌ
ｌ　ｂａｃｋ）」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（ｉｎｔｅ
ｇｒｉｔｙ）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　ＩＮＴＲＯＤＵＣＴ
ＩＯＮ　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、第１のセントラル・エ
レクトロニクス・コンプレツクスにおける第１の処理に
よつてデイスクから得られたデータの単位に対してロツ
クを発生することと、第１の処理によつて上記データの
単位を更新することと、第１の処理による上記データの
単位更新に応答して、連続番号である上記データの単位
のバージヨン番号を発生することと、上記第１のセント
ラル・エレクトロニクス・コンプレツクス中の上記デー
タの単位にバージヨン番号を付け、そして、該バージヨ
ン番号を上記ロツクと共に貯蔵することと、第２のセン
トラル・エレクトロニクス・コンプレツクスにおける第
２の処理から、データの単位の中のレコードに対してロ
ツク要求を発生することと、上記レコードに対するロツ
ク要求に応答して、ストアされた上記バージヨン番号に
よつて上記第２の処理を与えることと、上記第２の処理
によつてデータの単位に対してロツクを発生することと
、上記データの単位に対してロツクを発生することに応
答して、上記データの単位をデイスクに書き込むことな
く、あるいは、上記データの単位を更新するためにＩ／
Ｏ動作をログすることなく、上記第１の処理から上記第
２の処理にデータの単位の転送を促進することと、若し
、ストアされた上記バージヨン番号が上記第１の処理か
ら上記第２の処理へ転送された上記データの単位中のバ
ージヨン番号とは異なつていれば、上記デイスクから上
記第２の処理のデータの単位を与えた後、上記デイスク
のレコードを読み取ることと、そうでなければ、上記第
１の処理から上記第２の処理に転送された上記データの
単位からのレコードを読み取ることとからなるデータを
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。ＤＢＭ
Ｓ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−ｒ
ｅｄｏ）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（ＤＢ
ＭＳ）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、ＢＭ３
４、バツフア・プール、ＢＰ３６及びログ３７を有する
データベース管理システムＤＢＭＳ３０を含んでいる。 この明細書において、各ＤＢＭＳ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（Ｇ
ＬＭ）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ＬＬＭ
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
−ａｈｅａｄ　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（ＶＲＳＮ）」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、ＤＢＭＳ
１６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（ＬＬＭ）
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（ＢＣＢ
）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８
５ｈ（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（ＲＬ
ＳＮ）をストアする。フイールド８５ｌ（Ｐａｇｅ＿Ｄ
ｉｒｔｙ）（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（ＭＯＤ
Ｅ）で示されている。Ｌロツクのエントリは参照数字１
０２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ペ
ージの汚れた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
によつて処理された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Ｐ
ａｇｅ＿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・マネージ
ヤから、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　ｍａｎａｇｅｍｅ
ｎｔ）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　ｏｗｎｅｒ
ｓｈｉｐ）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　ｎｕｍ
ｂｅｒ−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ＣＥＣ
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１００
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。ｓｈｏｒｔ
＿ｍｅｓｓａｇｅ（短いメツセージ）によつて、所有者
側に汚れたページが存在することを知らせるロツクが要
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、ＲＬ
ＳＮ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Ｌ
ＳＮ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Ｌ
ＳＮ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＿ＬＳＮ
（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Ｌ
ＳＮ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＿ｍ
ｅｓｓａｇｅ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
。ロツク管理機構のメカニズムは、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ＮＥＷ＿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＿ｍ
ｅｓｓａｇｅ中のＶＲＳＮが、貯蔵されたページのＶＲ
ＳＮ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、所有者側は低いグレードの要求と関連した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、そして次に、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
ＶＲＳＮ値を更新させた後に、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＿Ｕｎｕｓ
ａｂｌｅ）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。Ｐａｇｅ
＿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ｆｉｘ＿
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、Ｄａｔａ＿Ｒ
ｃｖ（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＿Ｓｈｏｒｔ
＿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＿Ｕ
ｓａｂｌｅ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＝ＮＯ）か、
（２）ページは受け取られておらず（Ｏｗｎｅｒ＿Ｅｘ
ｉｓｉｔｓ＝ＹＥＳ）、そしてＤａｔａ＿Ｍｏｖｅｄ＝
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＿Ｓｈｏ
ｒｔ＿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Ｄｏｉｎｇ＿
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、Ｏｗｎｅｒ＿Ｅｘｉ
ｓｔｓ＝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＿Ｒｅｃｏｖｅｒ
ｙ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、Ｐａ
ｇｅ＿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＿Ｒ
ｅｑｕｅｓｔｅｄ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＿Ｕｎ
ｕｓａｂｌｅ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Ｎｅｗ
＿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ＶＲＳ
Ｎ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、ＶＲ
ＳＮ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４０
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＿ｍｅｓｓ
ａｇｅ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Ｖ
ＲＳＮ値が受け取つたＶＲＳＮ値よりも小さければ、Ｐ
ａｇｅ＿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、Ｆ
ｉｘ＿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ＶＬＳ
Ｎ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Ｎｏ
ｔｉｆｙ＿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＿Ｓｈｏｒ
ｔ＿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＿ｍｅｓｓａ
ｇｅを転送する。トランザクシヨンは、Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ
＿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ＶＲＳ
Ｎ値と、Ｌ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中のＶＲＳＮ
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＿Ｓｈｏ
ｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓ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＿Ｒｅｃｏ
ｖｅｒｙ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＿Ｒｅｃｅｉｖｅ
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＿Ｓｈｏｒ
ｔ＿Ｍｅｓｓａｇｅ中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓフラ
グがＹＥＳにセツトされ、そうでなければ、０ｗｎｅｒ
＿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（ＴＨＥＮ）、　
　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＿ｍｅｓｓ
ａｇｅ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＿Ｍｏｖ
ｅｄ＝ＯＮ」にマークされ、　　　　／＊古いＤａｔａ
＿Ｒｃｖは移動した。＊／　　　　そして、Ｐ＿Ｓｈｏ
ｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓ＝
ＹＥＳであり）　　そして、　　　　　　／＊古いペー
ジ。＊／（Ｐａｇｅ＿Ｖｅｒｓｉｏｎ＿ｎｕｍｂｅｒが
Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ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＿ｍｅｓｓａｇ
ｅの中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓ＝ＹＥＳならば（Ｔ
ＨＥＮ）、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＿Ｕｎｕｓａｂｌｅ
」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（ＴＨＥＮ）、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
＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉ
ｓｔｓは、ＹＥＳであり、そうでなければ、ＮＯである
。＊／ｉ．若し（ＩＦ）、（Ｐ＿Ｓｈｏｒｔ＿ｍｅｓｓ
ａｇｅ中のＯｗｎｅｒ＿Ｅｘｉｓｔｓ＝ＹＥＳ）であれ
ば（ＴＨＥＮ）、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Ｗａｉ
ｔｅｒ＿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．Ｃｈｅｃ
ｋ−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＿Ｎｕｍｂｅ
ｒよりも小さいか、または等しければ（ＴＨＥＮ）、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＝ＯＦ
Ｆ」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。　　　　／＊Ｆ
ｉｘ＿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＿Ｒｅｑｕｅｓ
ｔｅｄ＝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＝Ｎ
Ｏ」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＿ｍｅｓｓａ
ｇｅ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２２
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＿Ｐａｇｅ
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Ｖ
ＲＳＮ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、ＢＣ
Ｂ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＿ｍ
ｅｓｓａｇｅ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＿Ｓｈｏｒｔ
＿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２４
１において、バツフア・マネージヤ（ＢＭ）３４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２４５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＿ｍｅｓｓａｇｅ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＿Ｓｈｏｒｔ＿
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　Ｆｉｎｅ　Ｇｒ
ａｎｕｌａｒｉｔｙ　Ｌｏｃｋｉｎｇ　ａｎｄ　Ｐａｒ
ｔｉａｌ　Ｒｏｌｌｂａｃｋｓ　Ｕｓｉｎｇ　Ｗｒｉｔ
ｅ−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（ＢＭ
）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。ＲＬＳＮ
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、Ｐａｇ
ｅ＿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Ｒ
ＬＳＮ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。ＧＬＭは、要求者側に送られるＰ＿Ｓｈｏｒ
ｔ＿ｍｅｓｓａｇｅ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、ＧＬＭ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。ＧＬ
Ｍ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＿Ｇ
ＬＭ＿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Ａ
ｃｋ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、ＧＬＭ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ＲＬ
ＳＮ「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、３
４　　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　　Ｄｏ
ｉｎｇ＿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＿Ｌｏ
ｃｋ＿Ｈｅｌｄフイールド８５ｈ　　Ｕ＿Ｌｏｃｋ＿Ｒ
ｅｑ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

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】　　セントラル・エレクトロニクス・コン
   プレツクス（ＣＥＣ）中において実行する処理に対して
   データの単位にロツクを発生することによつて、複数個
   のセントラル・エレクトロニクス・コンプレツクスの間
   で、データに対して、共有したアクセスをするためのシ
   ステムであつて、上記データは、すべての上記セントラ
   ル・エレクトロニクス・コンプレツクスが接続されてい
   る１つ、または、それ以上のデイスクにストアされてお
   り、上記ロツクは、すべての上記セントラル・エレクト
   ロニクス・コンプレツクスが接続されているロツク・マ
   ネージヤによつて発生され、管理されているシステムに
   おいて、データの転送単位の完全性を保ちながら、デイ
   スクのＩ／Ｏ動作をすることなく、データの単位を高速
   度でアクセスする方法において、第１のセントラル・エ
   レクトロニクス・コンプレツクスにおける第１の処理に
   よつてデイスクから得られたデータの単位に対してロツ
   クを発生することと、第１の処理によつて上記データの
   単位を更新することと、上記第１の処理によるデータの
   単位更新に応答して、連続番号であるデータの単位のバ
   ージヨン番号を発生することと、上記第１のセントラル
   ・エレクトロニクス・コンプレツクス中の上記データの
   単位にバージヨン番号を付け、そして、該バージヨン番
   号を上記ロツクと共に貯蔵することと、第２のセントラ
   ル・エレクトロニクス・コンプレツクスにおける第２の
   処理から、データの単位の中のレコードに対してロツク
   要求を発生することと、上記レコードに対するロツク要
   求に応答して、ストアされた上記バージヨン番号によつ
   て上記第２の処理を与えることと、上記第２の処理によ
   つてデータの単位に対してロツクを発生することと、上
   記データの単位に対してロツクを発生することに応答し
   て、上記データの単位をデイスクに書き込むことなく、
   あるいは、上記データの単位を更新するためにＩ／Ｏ動
   作をログすることなく、上記第１の処理から上記第２の
   処理にデータの単位の転送を促進することと、若し、貯
   蔵された上記バージヨン番号が上記第１の処理から上記
   第２の処理へ転送された上記データの単位のバージヨン
   番号とは異なつていれば、上記デイスクから上記第２の
   処理のデータの単位を与えた後、上記デイスクのレコー
   ドを読み取ることと、そうでなければ、上記第１の処理
   から上記第２の処理に転送された上記データの単位から
   のレコードを読み取ることとからなるデータの単位を高
   速度でアクセスする方法。