JP2559915B2 - ロードバランスシステム - Google Patents
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
- G06F9/50—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU]
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
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- G06F9/5083—Techniques for rebalancing the load in a distributed system
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Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は一般に通信リンクにより
相互接続されると共に一つの共用データベースへのアク
セスを有するコンピュータのシステムについてのロード
バランサに関し、詳細には、一つのトランザクション形
式が１つのコンピュータから他に動かされるときにシス
テム内に過度のオーバヘッドが発生されないようにトラ
ンザクション形式間のロック競合についての情報を保持
することによりこのシステムのコンピュータ間でトラン
ザクション形式を再割振りを行うロードバランサに関す
る。トランザクション形式とはトランザクションの具体
例であるシステム内に記憶されるプログラムに関連する
すべての要求を意味する。トランザクション形式は一般
にプログラムに関連づけを行うシステムに対する名前
（すなわちコード）で識別される。
相互接続されると共に一つの共用データベースへのアク
セスを有するコンピュータのシステムについてのロード
バランサに関し、詳細には、一つのトランザクション形
式が１つのコンピュータから他に動かされるときにシス
テム内に過度のオーバヘッドが発生されないようにトラ
ンザクション形式間のロック競合についての情報を保持
することによりこのシステムのコンピュータ間でトラン
ザクション形式を再割振りを行うロードバランサに関す
る。トランザクション形式とはトランザクションの具体
例であるシステム内に記憶されるプログラムに関連する
すべての要求を意味する。トランザクション形式は一般
にプログラムに関連づけを行うシステムに対する名前
（すなわちコード）で識別される。
【０００２】
【従来の技術および課題】トランザクション処理システ
ムは、しばしば大きい地域にわたり分散された複数の末
端装置を支持する複数プロセッサデータ処理システムで
一般に具体化されるオンライン、適用業務型システムで
ある。代表的なトランザクション処理システムは、本来
航空機予約システムで用いられるが他のシステム、特に
オンラインテラー業務を行う銀行で用いられるＩＢＭ
ＡＣＰ（Airline Control Program ）である。コンピュ
ータ、末端装置、共用データベース、通信リンク等を含
むこのシステム全体をここではコンピュータのシステム
あるいは単にシステムと呼ぶ。 高性能トランザクショ
ン処理システムは大規模組織での使用が増加しつつあ
る。代表的な大規模設備では数千のトランザクション形
式が、しばしば使用されるものは数百にすぎないが、定
義しうる。共通に用いられるトランザクション形式の入
力速度は種々の理由、例えば季節、１日の内の特定の時
間帯、あるいはランダムにも変動しうる。更に、このシ
ステムの複数のコンピュータは増加または減少され、あ
るいは故障することがある。他の適用業務（プログラム
開発、他の対話ユーザ）は時としてシステム機械の使用
部分の拡大を要求するものである。
ムは、しばしば大きい地域にわたり分散された複数の末
端装置を支持する複数プロセッサデータ処理システムで
一般に具体化されるオンライン、適用業務型システムで
ある。代表的なトランザクション処理システムは、本来
航空機予約システムで用いられるが他のシステム、特に
オンラインテラー業務を行う銀行で用いられるＩＢＭ
ＡＣＰ（Airline Control Program ）である。コンピュ
ータ、末端装置、共用データベース、通信リンク等を含
むこのシステム全体をここではコンピュータのシステム
あるいは単にシステムと呼ぶ。 高性能トランザクショ
ン処理システムは大規模組織での使用が増加しつつあ
る。代表的な大規模設備では数千のトランザクション形
式が、しばしば使用されるものは数百にすぎないが、定
義しうる。共通に用いられるトランザクション形式の入
力速度は種々の理由、例えば季節、１日の内の特定の時
間帯、あるいはランダムにも変動しうる。更に、このシ
ステムの複数のコンピュータは増加または減少され、あ
るいは故障することがある。他の適用業務（プログラム
開発、他の対話ユーザ）は時としてシステム機械の使用
部分の拡大を要求するものである。
【０００３】この環境的な変化はそのシステム内のコン
ピュータに重大なオーバロードを負わせ、その結果オー
バロードのプロセッサにおいて走行するトランザクショ
ン形式の劇的な性能（レスポンス時間そしてまたはスル
ープット）の劣化が生じる。そのようなシステムでは処
理が最大効率で行なわれることが重要である。これには
システム内のいくつかのコンピュータ間である種のロー
ドバランスが必要である。
ピュータに重大なオーバロードを負わせ、その結果オー
バロードのプロセッサにおいて走行するトランザクショ
ン形式の劇的な性能（レスポンス時間そしてまたはスル
ープット）の劣化が生じる。そのようなシステムでは処
理が最大効率で行なわれることが重要である。これには
システム内のいくつかのコンピュータ間である種のロー
ドバランスが必要である。
【０００４】ロードバランサは周知である。静的ロード
バランサはシステム内のコンピュータ間でいかにワーク
が分担されているから監視しそれにもとづきロードを平
等にするためにシステムを調整するシステムオペレータ
（人間）により手動的に調整される。平衡はこのシステ
ムが動作中に固定され、従ってシステムは異常な環境ま
たはシステムの使用パターンの変化に応答しえない。変
化が故障または長いレスポンス時間のために必要とみな
されるならばオペレータの介入が要求されそして、最悪
の場合にはこのシステムをオペレータが再調整する間に
停止させねばならない。
バランサはシステム内のコンピュータ間でいかにワーク
が分担されているから監視しそれにもとづきロードを平
等にするためにシステムを調整するシステムオペレータ
（人間）により手動的に調整される。平衡はこのシステ
ムが動作中に固定され、従ってシステムは異常な環境ま
たはシステムの使用パターンの変化に応答しえない。変
化が故障または長いレスポンス時間のために必要とみな
されるならばオペレータの介入が要求されそして、最悪
の場合にはこのシステムをオペレータが再調整する間に
停止させねばならない。
【０００５】ジョブそしてまたはトランザクションの静
的割振りが文献上で提案されている。入ってくるジョブ
とコンピュータのシステムの特性は一般に静的情報を構
成する。システムパラメータのいくつか、例えばジョブ
／トランザクション入来速度が時間と共に徐々に変わる
場合には、そのようなパラメータは見積られて、改善さ
れたジョブ／トランザクション宛先指定に用いられる。
また、宛先再指定は人間により行われる。この場合のポ
リシを、「アダプティブ・ロード・バランシング・イン
・ヘテロジニアス・マルチサーバ・システム・ウイズ・
ア・セントラル・ジョブ・スケデューラ」、プロシーデ
ィング・オブ・８ｔｈ・インターナショナル・コンファ
レンス。ディストリビューテッド・コンピューティング
・システム、１９８８年６月、ｐｐ．５００−５０８に
示されるように、疑似静的、または疑似動的と呼ぶ。静
的宛先指定には次のものがある。
的割振りが文献上で提案されている。入ってくるジョブ
とコンピュータのシステムの特性は一般に静的情報を構
成する。システムパラメータのいくつか、例えばジョブ
／トランザクション入来速度が時間と共に徐々に変わる
場合には、そのようなパラメータは見積られて、改善さ
れたジョブ／トランザクション宛先指定に用いられる。
また、宛先再指定は人間により行われる。この場合のポ
リシを、「アダプティブ・ロード・バランシング・イン
・ヘテロジニアス・マルチサーバ・システム・ウイズ・
ア・セントラル・ジョブ・スケデューラ」、プロシーデ
ィング・オブ・８ｔｈ・インターナショナル・コンファ
レンス。ディストリビューテッド・コンピューティング
・システム、１９８８年６月、ｐｐ．５００−５０８に
示されるように、疑似静的、または疑似動的と呼ぶ。静
的宛先指定には次のものがある。
【０００６】１． 確率型宛先指定。ジョブの一部がベ
ルヌーイ試行に従って各コンピュータシステムに向けら
れる。各システムに宛先指定される確率は例えばすべて
のシステムにおけるプロセッサ利用度の平均化、期待さ
れる総合レスポンス時間の最少化、またはすべてのシス
テムにおける期待されるレスポンス時間システムの平均
化、のような性能上の目安を最適化するために予め計算
される。期待される総合レスポンス時間の最少化は「イ
ンフォーメーション・プロセシング７４、ｐｐ２７１−
１７５、ノースホランド出版、ニューヨーク（１９７
４）および「オプティマル・スタティック・ロード・バ
ランシング・イン・ディストリビューテド・コンピュー
タ・システム」、ジャーナル・オフ・ザ・ＡＣＭ、３２
（２）：４４５−４６５（１９８５）に示されている。
期待されるレスポンス時間システムの平均化は「ア・フ
ェア・ワークロード・アロケーション・ポリシー・フォ
ー・ヘテロジニアス・システムズ」ＩＢＭ Ｊ．Ｊ．ワ
トソン研究センタ、ＲＣ１４３２３（１９８８）に示さ
れている。
ルヌーイ試行に従って各コンピュータシステムに向けら
れる。各システムに宛先指定される確率は例えばすべて
のシステムにおけるプロセッサ利用度の平均化、期待さ
れる総合レスポンス時間の最少化、またはすべてのシス
テムにおける期待されるレスポンス時間システムの平均
化、のような性能上の目安を最適化するために予め計算
される。期待される総合レスポンス時間の最少化は「イ
ンフォーメーション・プロセシング７４、ｐｐ２７１−
１７５、ノースホランド出版、ニューヨーク（１９７
４）および「オプティマル・スタティック・ロード・バ
ランシング・イン・ディストリビューテド・コンピュー
タ・システム」、ジャーナル・オフ・ザ・ＡＣＭ、３２
（２）：４４５−４６５（１９８５）に示されている。
期待されるレスポンス時間システムの平均化は「ア・フ
ェア・ワークロード・アロケーション・ポリシー・フォ
ー・ヘテロジニアス・システムズ」ＩＢＭ Ｊ．Ｊ．ワ
トソン研究センタ、ＲＣ１４３２３（１９８８）に示さ
れている。
【０００７】２． 決定型宛先指定 ２個の均一なサー
バの場合には、初期状態が同一（例えば両サーバ共に遊
休中である）であるときにラウンド−ロビン（round-ro
bin ）宛先指定が最適である。これは「ア・シンプル・
ダナミック・ルーチング・プログレム」、ＩＥＥＥトラ
ンザクション・オン・オートマチック・コントロール、
ＡＣ−２５（４）：６９０−６９３、１９８２年８月に
示されている。
バの場合には、初期状態が同一（例えば両サーバ共に遊
休中である）であるときにラウンド−ロビン（round-ro
bin ）宛先指定が最適である。これは「ア・シンプル・
ダナミック・ルーチング・プログレム」、ＩＥＥＥトラ
ンザクション・オン・オートマチック・コントロール、
ＡＣ−２５（４）：６９０−６９３、１９８２年８月に
示されている。
【０００８】動的ロードバランサも提案され、これは完
全に動的、すなわち、各トランザクション後のロードバ
ランスの必要性を検査する。そのようなシステムは実際
には不可能な程の大きいオーバーヘッドを必要とする。
云い換えると、動的ロードバランスを行うに実際のトラ
ンザクションの処理に用いられるべき多量のプロセッサ
電力を用いる。
全に動的、すなわち、各トランザクション後のロードバ
ランスの必要性を検査する。そのようなシステムは実際
には不可能な程の大きいオーバーヘッドを必要とする。
云い換えると、動的ロードバランスを行うに実際のトラ
ンザクションの処理に用いられるべき多量のプロセッサ
電力を用いる。
【０００９】以上の文献に示される動的ロードバランサ
はいまだに実現されていない。「ノーツ・オン・ダイナ
ミック・ロード・シェアリング・アンド・トランザクシ
ョン・ルーティング」、ＩＢＭリサーチ、ＲＣ１１５３
７（１９８５）では、宛先指定の決定は分散システムに
入る各メッセージについてなされるが、これらの傾向
は、特に「短い」トランザクションについて高価なもの
となる傾向がある。「ホエン・イズ・ザ・ベスト・ロー
ド・シェアリング・アルゴリズム・ア・ロード・バラン
シング・アルゴリズム？」ウィスコンシン大学コンピュ
ータ科学部、１９８７年４月ではＦＩＦＯあるいはプロ
セッサ共用のような局所スケジュールポリシとロード共
用およびロードバランスのような大域スケジュールポリ
シを組合せる種々のアルゴリズムが述べられている。大
域スケジュールポリシが遊休プロセッサにワークを与え
るためのものである場合には、そのポリシはロード共用
の一つであり、ロードバランスはこのポリシがプロセッ
サのロードを平衡させておくものであるときに行われ
る。これと同じ仮定を用いる他の動的アルゴリズムにつ
いては例えば「ロード・バランシング・イン・Ｐ・ホモ
ジニアス・ディストリビューテド・システム」、プロシ
ーディングズ・オフ・ザ・ＡＣＭ・コンピュータ・ネッ
トワークス・パフォーマンス・シンポジウム、１９８２
年４月、「ダイナミック・ロード・シェアリング・イン
・ホモジニアス・ディストリビューテド・システムズ」
サスカチワン大学 技報８４−１０−０１、１９８４年
１０月、「ア・ステーブル・ディストリビューテド・ス
ケジューリング・アルゴリズム」プロシーディングス・
オフ・ザ・セコンド・インターナショナル・コンファレ
ンス・オン・ディストリビューテド・コンピューティン
グ・システムズ」、１９８１年４月、および「ア・ディ
ストリビューテド・ロードバランシング・ポリシ・フォ
ー・ア・マルチコンピュータ」、ソフトウエア−プラク
ティス・アンド・エクスペクエンス、１５（９）：９０
１−９１３、１９８５年９月がある。これらアルゴリズ
ムのいくつかはプロセス移行を行うときにプロセス優先
使用（premption ）を用いる。このオプションはオンラ
イントランザクション処理システムにおける使用は不可
能である。これはオーバロードとなったプロセッサにつ
いての実行の優先使用に感応しそしてそれをアンダーロ
ードとなったプロセッサに移行させるが、トランザクシ
ョンエンバイロンメントではトランザクション管理オー
バーヘッドのために実用的でない。
はいまだに実現されていない。「ノーツ・オン・ダイナ
ミック・ロード・シェアリング・アンド・トランザクシ
ョン・ルーティング」、ＩＢＭリサーチ、ＲＣ１１５３
７（１９８５）では、宛先指定の決定は分散システムに
入る各メッセージについてなされるが、これらの傾向
は、特に「短い」トランザクションについて高価なもの
となる傾向がある。「ホエン・イズ・ザ・ベスト・ロー
ド・シェアリング・アルゴリズム・ア・ロード・バラン
シング・アルゴリズム？」ウィスコンシン大学コンピュ
ータ科学部、１９８７年４月ではＦＩＦＯあるいはプロ
セッサ共用のような局所スケジュールポリシとロード共
用およびロードバランスのような大域スケジュールポリ
シを組合せる種々のアルゴリズムが述べられている。大
域スケジュールポリシが遊休プロセッサにワークを与え
るためのものである場合には、そのポリシはロード共用
の一つであり、ロードバランスはこのポリシがプロセッ
サのロードを平衡させておくものであるときに行われ
る。これと同じ仮定を用いる他の動的アルゴリズムにつ
いては例えば「ロード・バランシング・イン・Ｐ・ホモ
ジニアス・ディストリビューテド・システム」、プロシ
ーディングズ・オフ・ザ・ＡＣＭ・コンピュータ・ネッ
トワークス・パフォーマンス・シンポジウム、１９８２
年４月、「ダイナミック・ロード・シェアリング・イン
・ホモジニアス・ディストリビューテド・システムズ」
サスカチワン大学 技報８４−１０−０１、１９８４年
１０月、「ア・ステーブル・ディストリビューテド・ス
ケジューリング・アルゴリズム」プロシーディングス・
オフ・ザ・セコンド・インターナショナル・コンファレ
ンス・オン・ディストリビューテド・コンピューティン
グ・システムズ」、１９８１年４月、および「ア・ディ
ストリビューテド・ロードバランシング・ポリシ・フォ
ー・ア・マルチコンピュータ」、ソフトウエア−プラク
ティス・アンド・エクスペクエンス、１５（９）：９０
１−９１３、１９８５年９月がある。これらアルゴリズ
ムのいくつかはプロセス移行を行うときにプロセス優先
使用（premption ）を用いる。このオプションはオンラ
イントランザクション処理システムにおける使用は不可
能である。これはオーバロードとなったプロセッサにつ
いての実行の優先使用に感応しそしてそれをアンダーロ
ードとなったプロセッサに移行させるが、トランザクシ
ョンエンバイロンメントではトランザクション管理オー
バーヘッドのために実用的でない。
【００１０】しかしながら、上記のワークのすべては競
合のために他と干渉するトランザクションの場合をアド
レスしない。これは、トランザクションがそれらの入来
速度により発生されるロードがプロセッサ間でほぼ平均
化されるように方向づけられたとしてもデータ競合によ
り発生されたオーバーヘッドは結果としてのロードがま
だアンバランスであり、総合スループットが大きく減少
するから重要なことである。
合のために他と干渉するトランザクションの場合をアド
レスしない。これは、トランザクションがそれらの入来
速度により発生されるロードがプロセッサ間でほぼ平均
化されるように方向づけられたとしてもデータ競合によ
り発生されたオーバーヘッドは結果としてのロードがま
だアンバランスであり、総合スループットが大きく減少
するから重要なことである。
【００１１】静的最適化アルゴリズムはプロセッサの容
量制約のもとでトランザクション通信（またはトランザ
クションがデータを共用する場合には干渉）のコストを
最少にするために考えられている。その例は「エステイ
メーション・オブ・インターモジュール・コミュニケー
ション（ＩＭＣ）・アンド・イッツ・アプリケーション
ズ・イン・ディストリビューテド・プロセシングシステ
ムズ」、ＩＥＥＥトランザクションス・オン・コンピュ
ータス、Ｃ−３３、１９８４年８月および「アナライシ
ス・オブ・アフィニティ・ベースド・ルーチング・イン
・マルチシステム・データ・シエアリング」、ＩＢＭ、
ＲＣ１１４２４（１９８５年）に示されている。しかし
ながら、システム発生時点でトランザクションロードお
よび通信についての統計的情報は一般に未知である。更
に、頻繁なロードおよび構成の変化により、この最適化
アルゴリズムは実用的でない。これらの組合せから、特
定の場合について効率のよいアルゴリズムの開発が問題
となる。その例は「アサインメント・オブ・タスクス・
イン・ア・ディストリビューテド・プロセッサ・システ
ム・ウイズ；リミテッド・メモリ」、ＩＥＥＥトランザ
クションス・オン・コンピュータス、Ｃ−２８（４）、
１９７９年４月および「マルチプロセッサ・スケージュ
ーリング・ウイズ・ザ・エンド・オブ・ネットワーク・
フロー・アルゴリズムス」、ＩＥＥＥトランザクション
・オン・ソフトウエア・エンジニアリング、ＳＥ−３
（１）、１９７７年１月に示されている。
量制約のもとでトランザクション通信（またはトランザ
クションがデータを共用する場合には干渉）のコストを
最少にするために考えられている。その例は「エステイ
メーション・オブ・インターモジュール・コミュニケー
ション（ＩＭＣ）・アンド・イッツ・アプリケーション
ズ・イン・ディストリビューテド・プロセシングシステ
ムズ」、ＩＥＥＥトランザクションス・オン・コンピュ
ータス、Ｃ−３３、１９８４年８月および「アナライシ
ス・オブ・アフィニティ・ベースド・ルーチング・イン
・マルチシステム・データ・シエアリング」、ＩＢＭ、
ＲＣ１１４２４（１９８５年）に示されている。しかし
ながら、システム発生時点でトランザクションロードお
よび通信についての統計的情報は一般に未知である。更
に、頻繁なロードおよび構成の変化により、この最適化
アルゴリズムは実用的でない。これらの組合せから、特
定の場合について効率のよいアルゴリズムの開発が問題
となる。その例は「アサインメント・オブ・タスクス・
イン・ア・ディストリビューテド・プロセッサ・システ
ム・ウイズ；リミテッド・メモリ」、ＩＥＥＥトランザ
クションス・オン・コンピュータス、Ｃ−２８（４）、
１９７９年４月および「マルチプロセッサ・スケージュ
ーリング・ウイズ・ザ・エンド・オブ・ネットワーク・
フロー・アルゴリズムス」、ＩＥＥＥトランザクション
・オン・ソフトウエア・エンジニアリング、ＳＥ−３
（１）、１９７７年１月に示されている。
【００１２】「データ・アロケーション・ヒューリステ
ィックス・フォー・ディストリビューテッド・システム
ス」、プロシーディングス・オブ・ザ・ＩＥＥＥ ＩＮ
ＦＯＣＯＭ １９８５、ｐｐ１１８−１２９（１９８
５）は特定の割振りについてのレスポンス時間予測を得
ることのできるトランザクション処理システムの待ち合
せ回路モデルと組合された交換および集合ピューリステ
ィックスを与えるものである。「オン・オプティカル・
アロケーション・イン・ア・ディストリビューテッド・
プロセシング・エンバイロンメント」、マネージメント
・サイエンス２８（８）：８３９−８５３、１９８２年
８月は部分的割当て（マップ）ではじまり、予測される
最良の完成を計算することによりそれらを増加させる。
「オプティマル・ペーティショニング・オブ・ワークロ
ード・フォー・ディストリビューテッド・システムス」
プロシーディングス・オブ・ＣＯＭＰＣＯＮ Fall １
９７６、（１９７６）はトランザクションの集合化を提
案しており、セントロイド（centroid）を用いるがその
アルゴリズムはクラスタの初期形成に応答する。「ヒュ
ーリスティック・モデルス・オブ・タスク・アサインメ
ント・スケジューリング・イン・ディストリビューテッ
ド・システムス」コンピュータ、１９８２年６月は対化
とプロセッサへのクラスタのアルゴリズムの割当てによ
る集合アルゴリズムを提案している。「オン・ザ・マッ
ピング・プルブレム」ＩＥＥＥトランザクション・オン
・コンピュータス、Ｃ−３０（３）、１９８１年３月は
アレイプロセッサの縁にマッピングされるプログラムグ
ラフの縁の数を最大にするためのビューカスティクス
（リンク交換）を与えている。このアルゴリズムは最適
割当てとの比較はないが良好に動作するようにみえる。
並列機械（例えばＮＡＳＡのファイナイトエレメントマ
シン（Finite Element Machine））にマッピングされる
周辺プログラムグラフを備えた数値問題への特定の適用
性を有するものである。
ィックス・フォー・ディストリビューテッド・システム
ス」、プロシーディングス・オブ・ザ・ＩＥＥＥ ＩＮ
ＦＯＣＯＭ １９８５、ｐｐ１１８−１２９（１９８
５）は特定の割振りについてのレスポンス時間予測を得
ることのできるトランザクション処理システムの待ち合
せ回路モデルと組合された交換および集合ピューリステ
ィックスを与えるものである。「オン・オプティカル・
アロケーション・イン・ア・ディストリビューテッド・
プロセシング・エンバイロンメント」、マネージメント
・サイエンス２８（８）：８３９−８５３、１９８２年
８月は部分的割当て（マップ）ではじまり、予測される
最良の完成を計算することによりそれらを増加させる。
「オプティマル・ペーティショニング・オブ・ワークロ
ード・フォー・ディストリビューテッド・システムス」
プロシーディングス・オブ・ＣＯＭＰＣＯＮ Fall １
９７６、（１９７６）はトランザクションの集合化を提
案しており、セントロイド（centroid）を用いるがその
アルゴリズムはクラスタの初期形成に応答する。「ヒュ
ーリスティック・モデルス・オブ・タスク・アサインメ
ント・スケジューリング・イン・ディストリビューテッ
ド・システムス」コンピュータ、１９８２年６月は対化
とプロセッサへのクラスタのアルゴリズムの割当てによ
る集合アルゴリズムを提案している。「オン・ザ・マッ
ピング・プルブレム」ＩＥＥＥトランザクション・オン
・コンピュータス、Ｃ−３０（３）、１９８１年３月は
アレイプロセッサの縁にマッピングされるプログラムグ
ラフの縁の数を最大にするためのビューカスティクス
（リンク交換）を与えている。このアルゴリズムは最適
割当てとの比較はないが良好に動作するようにみえる。
並列機械（例えばＮＡＳＡのファイナイトエレメントマ
シン（Finite Element Machine））にマッピングされる
周辺プログラムグラフを備えた数値問題への特定の適用
性を有するものである。
【００１３】それ故本発明の目的は共用データベースト
ランザクション処理システムのコンピュータからプロセ
ッサ利用度情報を集めることによりプロセッサのロード
を等しくするためにトランザクション形式を再分配する
ロードバランサを提供することである。
ランザクション処理システムのコンピュータからプロセ
ッサ利用度情報を集めることによりプロセッサのロード
を等しくするためにトランザクション形式を再分配する
ロードバランサを提供することである。
【００１４】本発明の他の目的はバランスしたロードを
達成するためにコンピュータにトランザクション形式を
再分配することによりワークロードの変化に応答する複
数コンピュータトランザクションシステム用の半動的ロ
ードバランサを提供することである。
達成するためにコンピュータにトランザクション形式を
再分配することによりワークロードの変化に応答する複
数コンピュータトランザクションシステム用の半動的ロ
ードバランサを提供することである。
【００１５】本発明の他の目的はカテゴリによりグルー
プ化されるトランザクション形式の構成（スキーム）を
用いてシステム内でのロードバランスを増分的に改善す
るためのくり返しプロセスを提供することである。
プ化されるトランザクション形式の構成（スキーム）を
用いてシステム内でのロードバランスを増分的に改善す
るためのくり返しプロセスを提供することである。
【００１６】
【課題を解決するための手段】本発明によれば、動的で
も静的でもなく半動的（または半静的）であるロードバ
ランサが提供させる。すなわち、本発明によるロードバ
ランサはワークロード状態を周期的にみて所要の調整を
行う。この半動的な性質の結果、これは一時に１個では
なく多数のトランザクションをみるために傾向をみそし
て推測することができる。静的または全動的ロードバラ
ンサは傾向の推測を行うことができない。また、本発明
の半動的ロードバランサは全動的ロードバランサよりも
著しく少いオーバーヘッドを使用し、それ故プロセッサ
資源のより生産的な使用が可能である。好適な実施例で
は、入子の前端プロセッサがトランザクション宛先指定
手段として作用するが、本発明は複数のトランザクショ
ン宛先指定手段のある場合にも拡張しうる。単純な拡張
は１つのトランザクション宛先指定手段において再割当
てアルゴリズムを行いそして次にその新しい宛先指定の
決定を残りの指定手段に分配することである。
も静的でもなく半動的（または半静的）であるロードバ
ランサが提供させる。すなわち、本発明によるロードバ
ランサはワークロード状態を周期的にみて所要の調整を
行う。この半動的な性質の結果、これは一時に１個では
なく多数のトランザクションをみるために傾向をみそし
て推測することができる。静的または全動的ロードバラ
ンサは傾向の推測を行うことができない。また、本発明
の半動的ロードバランサは全動的ロードバランサよりも
著しく少いオーバーヘッドを使用し、それ故プロセッサ
資源のより生産的な使用が可能である。好適な実施例で
は、入子の前端プロセッサがトランザクション宛先指定
手段として作用するが、本発明は複数のトランザクショ
ン宛先指定手段のある場合にも拡張しうる。単純な拡張
は１つのトランザクション宛先指定手段において再割当
てアルゴリズムを行いそして次にその新しい宛先指定の
決定を残りの指定手段に分配することである。
【００１７】更に、この半動的特質に加えてこのロード
バランサもトランザクション形式にもとづきトランザク
ションを再割当てする。これはロックの競合およびデッ
ドロックを避けるために行われる。例えば、一つの与え
られたトランザクション形式が同一のメモリそしてまた
は直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）のアドレスをアド
レスすることがある。もしこれらトランザクションの形
式のすべてが同一のプロセッサにあるとすれば他のプロ
セッサからのロックは回避される。
バランサもトランザクション形式にもとづきトランザク
ションを再割当てする。これはロックの競合およびデッ
ドロックを避けるために行われる。例えば、一つの与え
られたトランザクション形式が同一のメモリそしてまた
は直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）のアドレスをアド
レスすることがある。もしこれらトランザクションの形
式のすべてが同一のプロセッサにあるとすれば他のプロ
セッサからのロックは回避される。
【００１８】本発明は、共用データベースをアクセスす
るコンピュータのシステムでのロードバランスを増分に
改善するためにカテゴリで重みづけされたトランザクシ
ョン形式の構成にもとづいて反復プロセスを行う。詳細
にはトランザクション形式は３つのサブセットに分割さ
れる。これらの内の第１のものは、１つの形式がオーバ
ロードとなったコンピュータから除去されるとすると、
そのコンピュータの利用度は予定のしきい値より下とな
るようなすべてのトランザクション形式である。第２
は、もう一つがオーバロードとなったコンピュータから
除去されるとするとそのコンピュータの利用度が減少は
するがしきい値より下にはならないようなすべてのトラ
ンザクション形式である。最後のものは、それらの内の
１つがオーバロードとなったコンピュータから除去され
るときそのコンピュータの利用度はプロセス間の競合ア
クティビティの結果として増加するようなすべてのトラ
ンザクション形式である。
るコンピュータのシステムでのロードバランスを増分に
改善するためにカテゴリで重みづけされたトランザクシ
ョン形式の構成にもとづいて反復プロセスを行う。詳細
にはトランザクション形式は３つのサブセットに分割さ
れる。これらの内の第１のものは、１つの形式がオーバ
ロードとなったコンピュータから除去されるとすると、
そのコンピュータの利用度は予定のしきい値より下とな
るようなすべてのトランザクション形式である。第２
は、もう一つがオーバロードとなったコンピュータから
除去されるとするとそのコンピュータの利用度が減少は
するがしきい値より下にはならないようなすべてのトラ
ンザクション形式である。最後のものは、それらの内の
１つがオーバロードとなったコンピュータから除去され
るときそのコンピュータの利用度はプロセス間の競合ア
クティビティの結果として増加するようなすべてのトラ
ンザクション形式である。
【００１９】第１サブセットからのトランザクション形
式は再割振りについての第１候補であり、そしてこれら
候補の内最少のロック競合をもつ候補が第１に選ばれ
る。この選択された候補トランザクションはロードファ
クタの予測される変化が最少であるシステム内のコンピ
ュータに再割振りされる。候補となるコンピュータがな
いならばこのプロセスは第１サブセットからの次のトラ
ンザクション形式でくり返される。
式は再割振りについての第１候補であり、そしてこれら
候補の内最少のロック競合をもつ候補が第１に選ばれ
る。この選択された候補トランザクションはロードファ
クタの予測される変化が最少であるシステム内のコンピ
ュータに再割振りされる。候補となるコンピュータがな
いならばこのプロセスは第１サブセットからの次のトラ
ンザクション形式でくり返される。
【００２０】第１サブセット内のすべてのトランザクシ
ョンが検査されればこのプロセスは第２サブセット内の
トランザクションでくり返される。もし１つのトランザ
クションが適正に見出されれば、トランザクション対が
考慮されそして、以下、適正なコンピュータが見出され
るか、検索限界となるか、あるいはどのノードにも適合
しうるコンピュータがいないことになるまで同様であ
る。
ョンが検査されればこのプロセスは第２サブセット内の
トランザクションでくり返される。もし１つのトランザ
クションが適正に見出されれば、トランザクション対が
考慮されそして、以下、適正なコンピュータが見出され
るか、検索限界となるか、あるいはどのノードにも適合
しうるコンピュータがいないことになるまで同様であ
る。
【００２１】
【実施例】図面、特に図１は１個の前端コンピュータ１
０と複数の後端コンピュータ１２，１４，１６からなる
システムを示しており、これら後端コンピュータは、こ
こでは複数のＤＡＳＤ（直接アクセス記憶手段）１８で
ある共通のデータベースを共用する。大域ロック管理プ
ログラムがデータベースの適正な共用を保証するために
用いられる。トランザクションはそれらをスループット
を最大にする目的で宛先指定テーブル１に従って後端コ
ンピュータ１２，１４，１６に分配する前端コンピュー
タ１０に処理のために到着する。この宛先指定テーブル
１１は前端コンピュータ１０内のメモリに記憶されそし
て本発明によるロードバランスアルゴリズムに従って周
期的に更新される。
０と複数の後端コンピュータ１２，１４，１６からなる
システムを示しており、これら後端コンピュータは、こ
こでは複数のＤＡＳＤ（直接アクセス記憶手段）１８で
ある共通のデータベースを共用する。大域ロック管理プ
ログラムがデータベースの適正な共用を保証するために
用いられる。トランザクションはそれらをスループット
を最大にする目的で宛先指定テーブル１に従って後端コ
ンピュータ１２，１４，１６に分配する前端コンピュー
タ１０に処理のために到着する。この宛先指定テーブル
１１は前端コンピュータ１０内のメモリに記憶されそし
て本発明によるロードバランスアルゴリズムに従って周
期的に更新される。
【００２２】各トランザクションはＪ個のトランザクシ
ョン形式の１つに属する。同一形式に属するトランザク
ションは同様の処理要求を有しそしてデータベース１８
の同一の部分にアクセスしている。ここでは個々のトラ
ンザクションの移行は許さない。すなわち、１つのトラ
ンザクションは前端コンピュータ１０により宛先指定さ
れているコンピュータについての処理を完了するものと
する。
ョン形式の１つに属する。同一形式に属するトランザク
ションは同様の処理要求を有しそしてデータベース１８
の同一の部分にアクセスしている。ここでは個々のトラ
ンザクションの移行は許さない。すなわち、１つのトラ
ンザクションは前端コンピュータ１０により宛先指定さ
れているコンピュータについての処理を完了するものと
する。
【００２３】本発明によれば、ロードバランスアルゴリ
ズムは前端コンピュータ１０に適用される。この目的は
高いトランザクションスループットを保証する。簡単で
低いオーバーヘッド手順を与えることである。コンピュ
ータ内で競合のある主資源は中央処理ユニット（ＣＰ
Ｕ）でありそしてこの資源の基本的な消費はトランザク
ション（データベース管理プログラムのような他の「サ
ービス」ルーチンによりトランザクションの代りに行わ
れる処理を含む）および大域ロック管理プログラムであ
る。
ズムは前端コンピュータ１０に適用される。この目的は
高いトランザクションスループットを保証する。簡単で
低いオーバーヘッド手順を与えることである。コンピュ
ータ内で競合のある主資源は中央処理ユニット（ＣＰ
Ｕ）でありそしてこの資源の基本的な消費はトランザク
ション（データベース管理プログラムのような他の「サ
ービス」ルーチンによりトランザクションの代りに行わ
れる処理を含む）および大域ロック管理プログラムであ
る。
【００２４】ＣＰＵの利用度がしきい値Ｕ1 より下のま
まである限りコンピュータシステムのスループットはＣ
ＰＵの利用度とほぼ増加することが経験的にわかってお
り、分析的にも評価されている。この場合、このシステ
ムは入来ロードのすべてを処理することができ、そして
そのスループットは入来速度に等しい。ＣＰＵ利用度を
しきい値Ｕ1 の上まで増加することにより、スループッ
トのわずかな増加が得られ、しきい値Ｕ2 と交わった後
にスループットは減少する。Ｕ1 より上の利用度につい
てのこのシステムのこの行為はこのシステムがすべての
入来ロードに適合しえないということ（すなわちこのシ
ステムがオーバロードとなったこと）によるものであ
り、ＣＰＵ時間の殆んどは待ち行列、オーバーフィルさ
れたバッファ等を管理するためのシステムルーチンによ
り使われる。このシステムがオーバロードとなっている
期間中、スループットは到着速度より小さい。図には代
表的なＣＰＵ利用度対スループット曲線を示す。点線は
正の勾配の直線セグメントＡＢ、平らなラインＢＣと負
の勾配の直線セグメントＣＤによるこの曲線の近似であ
る。以下の説明においてセグメントＡＢをコンピュータ
システムの動作を「正常領域」と呼ぶ。
まである限りコンピュータシステムのスループットはＣ
ＰＵの利用度とほぼ増加することが経験的にわかってお
り、分析的にも評価されている。この場合、このシステ
ムは入来ロードのすべてを処理することができ、そして
そのスループットは入来速度に等しい。ＣＰＵ利用度を
しきい値Ｕ1 の上まで増加することにより、スループッ
トのわずかな増加が得られ、しきい値Ｕ2 と交わった後
にスループットは減少する。Ｕ1 より上の利用度につい
てのこのシステムのこの行為はこのシステムがすべての
入来ロードに適合しえないということ（すなわちこのシ
ステムがオーバロードとなったこと）によるものであ
り、ＣＰＵ時間の殆んどは待ち行列、オーバーフィルさ
れたバッファ等を管理するためのシステムルーチンによ
り使われる。このシステムがオーバロードとなっている
期間中、スループットは到着速度より小さい。図には代
表的なＣＰＵ利用度対スループット曲線を示す。点線は
正の勾配の直線セグメントＡＢ、平らなラインＢＣと負
の勾配の直線セグメントＣＤによるこの曲線の近似であ
る。以下の説明においてセグメントＡＢをコンピュータ
システムの動作を「正常領域」と呼ぶ。
【００２５】図３はワークロード管理プログラムのプロ
セス構造を示す。このシステム内の夫々のコンピュータ
について、親ワークロード管理プロセス２２がまず初期
化されそしてオペレータとのインターフェースを与え
る。またこれは通信リンクを介して異なる機械にある他
のワークロード管理プログラムとの接続をつくるプロセ
ス２４をつくる。次に、モニタプロセス２６が、トラン
ザクションを処理する各機械について活性化される。バ
ランサプロセス２８は前端コンピュータ１０について、
活性化される。このプロセスはトランザクション形式を
再割振りするための決定をなす。モニタプロセス２６は
周期的に行われそしてモニタが最後に活性であったとき
から累積されたＣＰＵの使用時間を検査する。モニタプ
ロセス２６はアフィニティマトリクスについてのロック
競合情報を検査する。バランサプロセス２８はこのシス
テムのモニタにより送られる利用値を検査するために周
期的に動作する。この情報にもとづきバランサプロセス
２８は１個以上のコンピュータがオーバロードとなった
かどうかの決定をなす。オーバロードとなった夫々のコ
ンピュータについてトランザクション形式はそのコンピ
ュータからアンダーロードであるコンピュータへの切換
えについて考慮される。切換えのための、バランサプロ
セス２８により検査される目安は（１）とのトランザク
ション形式が切換えに最も適しているか、および（２）
それらをこのシステム内のどのコンピュータに切換える
べきかである。異なるトランザクション形式が実行のた
めに異なった時間量を必要としそして異なった速度で出
されるものとすると、それらの相対的ロードも異なった
ものであることは明らかである。経験によれば、トラン
ザクション形式のレスポンス時間とスループットはトラ
ンザクション形式の再分配のし方により影響される。更
に、同一のデータベースをアクセスするトランザクショ
ン形式が異なったコンピュータに指向されるとすると、
ロック競合およびデータロックの可能性が劇的に上昇す
る。これは本発明ではアフィニティ型宛先指定により回
避される。
セス構造を示す。このシステム内の夫々のコンピュータ
について、親ワークロード管理プロセス２２がまず初期
化されそしてオペレータとのインターフェースを与え
る。またこれは通信リンクを介して異なる機械にある他
のワークロード管理プログラムとの接続をつくるプロセ
ス２４をつくる。次に、モニタプロセス２６が、トラン
ザクションを処理する各機械について活性化される。バ
ランサプロセス２８は前端コンピュータ１０について、
活性化される。このプロセスはトランザクション形式を
再割振りするための決定をなす。モニタプロセス２６は
周期的に行われそしてモニタが最後に活性であったとき
から累積されたＣＰＵの使用時間を検査する。モニタプ
ロセス２６はアフィニティマトリクスについてのロック
競合情報を検査する。バランサプロセス２８はこのシス
テムのモニタにより送られる利用値を検査するために周
期的に動作する。この情報にもとづきバランサプロセス
２８は１個以上のコンピュータがオーバロードとなった
かどうかの決定をなす。オーバロードとなった夫々のコ
ンピュータについてトランザクション形式はそのコンピ
ュータからアンダーロードであるコンピュータへの切換
えについて考慮される。切換えのための、バランサプロ
セス２８により検査される目安は（１）とのトランザク
ション形式が切換えに最も適しているか、および（２）
それらをこのシステム内のどのコンピュータに切換える
べきかである。異なるトランザクション形式が実行のた
めに異なった時間量を必要としそして異なった速度で出
されるものとすると、それらの相対的ロードも異なった
ものであることは明らかである。経験によれば、トラン
ザクション形式のレスポンス時間とスループットはトラ
ンザクション形式の再分配のし方により影響される。更
に、同一のデータベースをアクセスするトランザクショ
ン形式が異なったコンピュータに指向されるとすると、
ロック競合およびデータロックの可能性が劇的に上昇す
る。これは本発明ではアフィニティ型宛先指定により回
避される。
【００２６】２以上のコンピュータと処理されるべき１
つの与えられたとロードからなる図１のシステムについ
てはスループットはすべてのコンピュータが正常領域で
動作するようにロードを割振ることが可能であれば最大
化されることは明らかである。このことは本発明により
用いられるアルゴリズムの基本である。このアルゴリズ
ムは、ロードのこれらコンピュータへの配分と再配分
が、すべてユニットの利用度が与えられたしきい値より
下にとどまるようになされるものである。正常領域は直
線でなく、凸関数であるという事実により、すべてのユ
ニットからそれらの通常領域内で動作するときであって
もロードを再配分するより複雑なアルゴリズムを適用す
ることによりいく分の改善が期待できるが、この場合の
改善はシステムの複雑性とオーバーヘッドの増加に見合
うに充分なものではない。
つの与えられたとロードからなる図１のシステムについ
てはスループットはすべてのコンピュータが正常領域で
動作するようにロードを割振ることが可能であれば最大
化されることは明らかである。このことは本発明により
用いられるアルゴリズムの基本である。このアルゴリズ
ムは、ロードのこれらコンピュータへの配分と再配分
が、すべてユニットの利用度が与えられたしきい値より
下にとどまるようになされるものである。正常領域は直
線でなく、凸関数であるという事実により、すべてのユ
ニットからそれらの通常領域内で動作するときであって
もロードを再配分するより複雑なアルゴリズムを適用す
ることによりいく分の改善が期待できるが、この場合の
改善はシステムの複雑性とオーバーヘッドの増加に見合
うに充分なものではない。
【００２７】このアルゴリズムは特定の一つのトランザ
クション形式に属するすべてのトランザクションを特定
の一つのコンピュータに割振る。この選択の理由は次の
通りである。
クション形式に属するすべてのトランザクションを特定
の一つのコンピュータに割振る。この選択の理由は次の
通りである。
【００２８】１． 同一形式に属するトランザクション
はデータベースの同一部分をアクセスする可能性が高
い。それ故、同一形式の２つのトランザクションが同時
に２つの異なったコンピュータシステムにより処理され
るとき、ロック競合とデッドロックの可能性は増大す
る。
はデータベースの同一部分をアクセスする可能性が高
い。それ故、同一形式の２つのトランザクションが同時
に２つの異なったコンピュータシステムにより処理され
るとき、ロック競合とデッドロックの可能性は増大す
る。
【００２９】２． 同一形式に属するトランザクション
は同様の特性を有し、それ故トランザクション形式にも
とづき集められる統計はより意味をもち信頼性が高い。
は同様の特性を有し、それ故トランザクション形式にも
とづき集められる統計はより意味をもち信頼性が高い。
【００３０】トランザクションが他のトランザクション
によりロックされているデータベースの部分にアクセス
を要求するときはそのロックコンフリクトを処理するた
めにはある量のＣＰＵ処理が必要である。Ｃs とＣd を
ロックコンフリクトが夫々同一のコンピュータシステム
および異なるコンピュータシステムに生じるときに必要
とされる処理量とする。Ｃs 《Ｃd とし、これは最も実
用的なシステムにおける場合である。一つのロックを処
理するに必要な処理量はロックの形式（読取、書込）、
細分性（ページレベル、レコードレベル）および用いら
れるアルゴリズムによりきまる。説明を簡潔にするため
に、Ｃs とＣd が、夫々同一および異なったコンピュー
タでのロックを処理するために必要な処理の平均である
とする。この仮定は異なったロックの形式の処理要求を
考えることにより緩和しうる。本発明により行われるア
ルゴリズムは同一のままであるが集めるべき情報の量は
増加する。
によりロックされているデータベースの部分にアクセス
を要求するときはそのロックコンフリクトを処理するた
めにはある量のＣＰＵ処理が必要である。Ｃs とＣd を
ロックコンフリクトが夫々同一のコンピュータシステム
および異なるコンピュータシステムに生じるときに必要
とされる処理量とする。Ｃs 《Ｃd とし、これは最も実
用的なシステムにおける場合である。一つのロックを処
理するに必要な処理量はロックの形式（読取、書込）、
細分性（ページレベル、レコードレベル）および用いら
れるアルゴリズムによりきまる。説明を簡潔にするため
に、Ｃs とＣd が、夫々同一および異なったコンピュー
タでのロックを処理するために必要な処理の平均である
とする。この仮定は異なったロックの形式の処理要求を
考えることにより緩和しうる。本発明により行われるア
ルゴリズムは同一のままであるが集めるべき情報の量は
増加する。
【００３１】ｎijを形式ｉのトランザクションがトラン
ザクション形式ｊによりロックが保持されているために
阻止される平均回数であるとする。代表的エレメントｎ
ijをもつマトリックスはアフィニティマトリクスと定義
される。ロックを処理するためのＣＰＵ時間Ｓijはトラ
ンザクションｉに対し用いられる。上記の定義を用いる
と次のようになる。
ザクション形式ｊによりロックが保持されているために
阻止される平均回数であるとする。代表的エレメントｎ
ijをもつマトリックスはアフィニティマトリクスと定義
される。ロックを処理するためのＣＰＵ時間Ｓijはトラ
ンザクションｉに対し用いられる。上記の定義を用いる
と次のようになる。
【００３２】 両トランザクションが同一コンピュータによる場合、Ｃs ｎij Ｓij｛ (1) 両トランザクションが異なるコンピュータによる場合、Ｃd ｎij ここでプロセッサへのトランザクション形式の割振り
が与えられているとする。Ｓi をトランザクション形式
ｉにより要求される平均ＣＰＵ処理時間、ρi をこのト
ランザクション形式を処理するコンピュータとする。ρ
i c をコンピュータの残りのものとする（すなわち、ρ
i c ＝｛１，…，Ｎ｝−｛ρi ｝）とすると、トランザ
クション形式ｉが必要とするＣＰＵ処理時間は次のよう
になる。
が与えられているとする。Ｓi をトランザクション形式
ｉにより要求される平均ＣＰＵ処理時間、ρi をこのト
ランザクション形式を処理するコンピュータとする。ρ
i c をコンピュータの残りのものとする（すなわち、ρ
i c ＝｛１，…，Ｎ｝−｛ρi ｝）とすると、トランザ
クション形式ｉが必要とするＣＰＵ処理時間は次のよう
になる。
【００３３】
【数１】 ここでコンピュータＰがオーバロードとなっている、す
なわちρp ＞Ｕ1 であるとする。前端コンピュータ１０
の目的はトランザクション形式をコンピュータＰからア
ンダーロードである他のコンピュータに再割振りするこ
とによりコンピュータＰの利用度を減少させようとする
ことである。しかしながら任意のトランザクション形式
を単に再割振りしても次の条件のために状況を改善する
ことにはならない。
なわちρp ＞Ｕ1 であるとする。前端コンピュータ１０
の目的はトランザクション形式をコンピュータＰからア
ンダーロードである他のコンピュータに再割振りするこ
とによりコンピュータＰの利用度を減少させようとする
ことである。しかしながら任意のトランザクション形式
を単に再割振りしても次の条件のために状況を改善する
ことにはならない。
【００３４】１． 誤ったトランザクション形式が再割
振りされると、ロックコンフリクトが増加し、そのため
コンフリクトの解消のために処理要求が増大する。得ら
れる効果はコンピュータＰの利用度が増加することにな
る。
振りされると、ロックコンフリクトが増加し、そのため
コンフリクトの解消のために処理要求が増大する。得ら
れる効果はコンピュータＰの利用度が増加することにな
る。
【００３５】２． ロードの再割振りを受けたコンピュ
ータＱの利用度がしきい値Ｕ1 を越えて増加し、その場
合の問題はコンピュータＰからＱに単に移される。この
現象はスラッシングとして知られている。
ータＱの利用度がしきい値Ｕ1 を越えて増加し、その場
合の問題はコンピュータＰからＱに単に移される。この
現象はスラッシングとして知られている。
【００３６】以上からトランザクション形式の注意深い
再割振りがプロセッサの利用度を特定のしきい値の下の
ままとなるに必要であることは明らかである。
再割振りがプロセッサの利用度を特定のしきい値の下の
ままとなるに必要であることは明らかである。
【００３７】本発明により行われるアルゴリズムは出来
るだけ新しいトランザクション形式を再割振りすること
によりオーバロードとなったプロセッサの利用度を減少
するものである。事実、１つのトランザクション形式が
各ステップで再割振りされる。その理由は、そのような
再割振りがアルゴリズムを簡単にしそして新しいプログ
ラムを主メモリに入れる必要性および、割振られるプロ
セッサにおける新しいトランザクション形式の処理のた
めの新しい制御ブロックにより生じるオーバーヘッドを
減少するからである。更に、このステップ形の方法は連
続する形式再割振り間のトランザクション形式に関する
意味のある統計をつくることを可能にする。またここで
は、特定のコンピュータへの割振自体によりそのコンピ
ュータをオーバロードとするような主たるトランザクシ
ョン形式がシステム内にないものと仮定している。
るだけ新しいトランザクション形式を再割振りすること
によりオーバロードとなったプロセッサの利用度を減少
するものである。事実、１つのトランザクション形式が
各ステップで再割振りされる。その理由は、そのような
再割振りがアルゴリズムを簡単にしそして新しいプログ
ラムを主メモリに入れる必要性および、割振られるプロ
セッサにおける新しいトランザクション形式の処理のた
めの新しい制御ブロックにより生じるオーバーヘッドを
減少するからである。更に、このステップ形の方法は連
続する形式再割振り間のトランザクション形式に関する
意味のある統計をつくることを可能にする。またここで
は、特定のコンピュータへの割振自体によりそのコンピ
ュータをオーバロードとするような主たるトランザクシ
ョン形式がシステム内にないものと仮定している。
【００３８】
【数２】 残りのコンピュータのＣＰＵ利用度には影響はない。項
（Ｃd −Ｃs ）は正であるから式（５）から、一つのト
ランザクション形式を再割振りすることによればコンピ
ュータＰでのＣＰＵ利用度の減少の保証はないことは明
らかである。同様に、式（８）から、トランザクション
形式のターゲットコンピュータＱへの再割振りは特定の
場合にはコンピュータＱにとって有利であることがわか
る。
（Ｃd −Ｃs ）は正であるから式（５）から、一つのト
ランザクション形式を再割振りすることによればコンピ
ュータＰでのＣＰＵ利用度の減少の保証はないことは明
らかである。同様に、式（８）から、トランザクション
形式のターゲットコンピュータＱへの再割振りは特定の
場合にはコンピュータＱにとって有利であることがわか
る。
【００３９】一つのコンピュータのＣＰＵ利用度の変化
はパラメータｎij（ｉ＝１，…，Ｎ、ｊ＝１，…，Ｎ）
およびＳij（ｉ＝１，…，Ｎ）が与えられれば容易に計
算することができる。これらパラメータは後端コンピュ
ータにより測定されそして前端コンピュータに送られる
統計的な量である。特に、Ｗを平均値を測定する時間イ
ンターバルとすると、ｎijは次のようにいして計算され
る。
はパラメータｎij（ｉ＝１，…，Ｎ、ｊ＝１，…，Ｎ）
およびＳij（ｉ＝１，…，Ｎ）が与えられれば容易に計
算することができる。これらパラメータは後端コンピュ
ータにより測定されそして前端コンピュータに送られる
統計的な量である。特に、Ｗを平均値を測定する時間イ
ンターバルとすると、ｎijは次のようにいして計算され
る。
【００４０】 （形式ｊのトランザクションにより保持されるロックを 要求した形式ｉのトランザクションの回数） ｎij＝ （９） （Ｗ中の形式ｉのトランザクションの数） 量ｎijは後端コンピュータで計算されて前端コンピュー
タに送られる。前端コンピュータは次の量を計算する。
タに送られる。前端コンピュータは次の量を計算する。
【００４１】 （Ｗ中に形式ｉに割振られた総合ＣＰＵ時間） Ｓi ＝ （１０） （Ｗ中に保存された形式ｉのトランザクション数） パラメータＣd とＣs は比較的一定であり頻繁に更新す
る必要はない。これらは時間についての平均ＣＰＵ消費
として計算してもよく、あるいは一つのロックの処理に
必要なトランザクションの数から予測することもでき
る。
る必要はない。これらは時間についての平均ＣＰＵ消費
として計算してもよく、あるいは一つのロックの処理に
必要なトランザクションの数から予測することもでき
る。
【００４２】以上の説明はＣＰＵ利用度についてのトラ
ンザクション形式の再割振りの項かを述べるものであ
り、新しい利用度を計算するために前端コンピュータに
必要なパラメータを識別する。以下の説明ではこれまで
の計算にもとづき特定のトランザクション形式を再割振
りするために用いられるアルゴリズムを述べる。
ンザクション形式の再割振りの項かを述べるものであ
り、新しい利用度を計算するために前端コンピュータに
必要なパラメータを識別する。以下の説明ではこれまで
の計算にもとづき特定のトランザクション形式を再割振
りするために用いられるアルゴリズムを述べる。
【００４３】時刻Ｔにおけるρp ≧Ｕ1 、（ρp ＜
Ｕ1 ）であるコンピュータ群をΗ0 、（Ｈu）とする。
その目的は（１）とのトランザクション形式が
Ｕ1 ）であるコンピュータ群をΗ0 、（Ｈu）とする。
その目的は（１）とのトランザクション形式が
【００４４】
【数３】 にこれらトランザクション形式が、Ｈ0 のすべてのコン
ピュータの利用度がＵ1 より下になりＨu のすべてのコ
ンピュータの利用度がＵ1 より下のままとなるように再
割振りされるかを決定することである。勿論、これは常
に可能であるとは限らず、実行可能な再割振りがあって
も適正なものを見出だすためにすべての可能性を検査す
るにはコストがかかりすぎることがある。他方、決定は
比較的短い時間インターバルで行われるから「最良」の
ポリシを見出す必要はなく、小さいオーバーヘッドでゆ
るい段階をもって状況を改善するだけではない。これは
本発明により行われるアルゴリズムの基本的動機であ
る。
ピュータの利用度がＵ1 より下になりＨu のすべてのコ
ンピュータの利用度がＵ1 より下のままとなるように再
割振りされるかを決定することである。勿論、これは常
に可能であるとは限らず、実行可能な再割振りがあって
も適正なものを見出だすためにすべての可能性を検査す
るにはコストがかかりすぎることがある。他方、決定は
比較的短い時間インターバルで行われるから「最良」の
ポリシを見出す必要はなく、小さいオーバーヘッドでゆ
るい段階をもって状況を改善するだけではない。これは
本発明により行われるアルゴリズムの基本的動機であ
る。
【００４５】
【数４】 計算されたこのＤ1 にもとづきＰにおけるトランザクシ
ョン形式が三つのサブセットに分割される。
ョン形式が三つのサブセットに分割される。
【００４６】１． サブセットＰ(1) はＤ1 ＜（Ｕ1 −
ρp ）＜０となるような、すなわち１つの形式がオーバ
ロードとなったコンピュータＰから除かれるとそのコン
ピュータの利用度がしきい値Ｕ1 より下となる、すべて
のトランザクション形式からなる。
ρp ）＜０となるような、すなわち１つの形式がオーバ
ロードとなったコンピュータＰから除かれるとそのコン
ピュータの利用度がしきい値Ｕ1 より下となる、すべて
のトランザクション形式からなる。
【００４７】２． サブセットＰ(2) は（Ｕ1 −ρp ）
≦Ｄ1 ＜０、すなわち１つがオーバロードとなったコン
ピュータＰから除かれるとそのコンピュータの利用度が
減少するがしきい値Ｕ1 の下にはならない、すべてのト
ランザクション形式からなる。
≦Ｄ1 ＜０、すなわち１つがオーバロードとなったコン
ピュータＰから除かれるとそのコンピュータの利用度が
減少するがしきい値Ｕ1 の下にはならない、すべてのト
ランザクション形式からなる。
【００４８】３． サブセットＰ(3) は０≦Ｄ1 、すな
わち、それらの一つがオーバロードとなったコンピュー
タＰから除かれるとそのコンピュータの利用度がプロセ
ッサ間競合アクティビティにより増加する、すべてのト
ランザクション形式からなる。 サブセットＰ(1) から
の１つのトランザクション形式の再割振りは上述のよう
にコンピュータＰの利用度をしきい値Ｕ1 より小さくす
る。それ故、サブセットＰ(1) からのトランザクション
形式は再割振りに関する第１候補である。次の問題はこ
れら候補の内のどれを選ぶかということである。式(11)
の右側の第１項は再割振りされるトランザクション形式
と現在オーバロードとなっているコンピュータにある形
式との間のロックの競合によるものである。この利用度
はコンフリクトを解決するためのシステムワークに対応
し、進行のためのワークに対応するものではないから、
それを小さくすることが望ましい。それ故、下記の最小
値を有する候補がまず選ばれる。
わち、それらの一つがオーバロードとなったコンピュー
タＰから除かれるとそのコンピュータの利用度がプロセ
ッサ間競合アクティビティにより増加する、すべてのト
ランザクション形式からなる。 サブセットＰ(1) から
の１つのトランザクション形式の再割振りは上述のよう
にコンピュータＰの利用度をしきい値Ｕ1 より小さくす
る。それ故、サブセットＰ(1) からのトランザクション
形式は再割振りに関する第１候補である。次の問題はこ
れら候補の内のどれを選ぶかということである。式(11)
の右側の第１項は再割振りされるトランザクション形式
と現在オーバロードとなっているコンピュータにある形
式との間のロックの競合によるものである。この利用度
はコンフリクトを解決するためのシステムワークに対応
し、進行のためのワークに対応するものではないから、
それを小さくすることが望ましい。それ故、下記の最小
値を有する候補がまず選ばれる。
【００４９】
【数５】
【００５０】
【数６】 候補コンピュータがない場合にはこのプロセスはサブセ
ットＰ(1) からの次のトランザクション形式でくり返さ
れる。サブセットＰ(1) 内のすべてのトランザクション
が検査されれば、サブセットＰ(2) のトランザクション
形式でこのプロセスをくり返す。サブセットＰ(2) に該
当するトランザクション形式がなくあるいはサブセット
Ｐ(2) が空であれば、１つのトランザクション形式の再
割振りは適当でないことになる。トランザクション形式
１は、（１）このトランザクション形式の「個々」のロ
ード、すなわち、λ1 Ｓ1 がρQ ＋λ1 Ｓ1 ＞Ｕ1 とな
るに充分に大きいから、そして（２）トランザクション
形式１がコンピュータＰ内の少くとも他の１つのトラン
ザクション形式と強く干渉しそれ故その再割振りがコン
フリクト解消のためにコンピュータＱの利用度を増大さ
せるから、コンピュータＰからＱへの再割振りに適さな
い。上記第１のケースは行われうることは何もないが、
第２のケースには、他のトランザクション形式、例えば
ｋもコンピュータＱに再割振りされるときそのＣＰＵ利
用度が低下する可能性がある。ケース（１）が実際には
より頻繁に生じうるが、ケース（２）が生じたならそれ
を解決する機構を設けるべきである。
ットＰ(1) からの次のトランザクション形式でくり返さ
れる。サブセットＰ(1) 内のすべてのトランザクション
が検査されれば、サブセットＰ(2) のトランザクション
形式でこのプロセスをくり返す。サブセットＰ(2) に該
当するトランザクション形式がなくあるいはサブセット
Ｐ(2) が空であれば、１つのトランザクション形式の再
割振りは適当でないことになる。トランザクション形式
１は、（１）このトランザクション形式の「個々」のロ
ード、すなわち、λ1 Ｓ1 がρQ ＋λ1 Ｓ1 ＞Ｕ1 とな
るに充分に大きいから、そして（２）トランザクション
形式１がコンピュータＰ内の少くとも他の１つのトラン
ザクション形式と強く干渉しそれ故その再割振りがコン
フリクト解消のためにコンピュータＱの利用度を増大さ
せるから、コンピュータＰからＱへの再割振りに適さな
い。上記第１のケースは行われうることは何もないが、
第２のケースには、他のトランザクション形式、例えば
ｋもコンピュータＱに再割振りされるときそのＣＰＵ利
用度が低下する可能性がある。ケース（１）が実際には
より頻繁に生じうるが、ケース（２）が生じたならそれ
を解決する機構を設けるべきである。
【００５１】１つの適正なトランザクションが見出され
ない場合にはトランザクション対を次のように考慮す
る。最少のロック競合オーバロードＣ1 をもつトランザ
クションをとり出す。残りのトランザクションは、ｍを
コンピュータＰについての
ない場合にはトランザクション対を次のように考慮す
る。最少のロック競合オーバロードＣ1 をもつトランザ
クションをとり出す。残りのトランザクションは、ｍを
コンピュータＰについての
【００５２】
【数７】 順次に、オーバロードコンピュータＰに記憶する。すな
わち、これらトランザクション形式は１との干渉量に従
って記憶される。この区分けリストの一番上のトランザ
クション形式ｔがトランザクション形式１と対になるパ
ートナーとなる。このプロセスは次のようにくり返され
る。トランザクション形式１がそのパートナーｔと共に
あたかも１つのトランザクション形式であるかのように
動かされる。次に、適当なコンピュータが見出される
と、このプロセスは停止し、この対が再割振りされる。
そうでなければこのリストを第１の２つのトランザクシ
ョン、例えばｔ1 とｔ2 について再びアクセスし、１と
のトリプレットすなわち三重のトランザクションをつく
り、このプロセスをくり返す。これが成功しない場合に
はこのプロセスを四重について続け、以下オーバーヘッ
ドに関する事項によりつくられるある限界までそれを行
う。このプロセスは適当なコンピュータが見出される
か、あるいは検索限界となるか、あるいはトランザクシ
ョンまたはトランザクション群に適合するコンピュータ
がないかするときに停止する。
わち、これらトランザクション形式は１との干渉量に従
って記憶される。この区分けリストの一番上のトランザ
クション形式ｔがトランザクション形式１と対になるパ
ートナーとなる。このプロセスは次のようにくり返され
る。トランザクション形式１がそのパートナーｔと共に
あたかも１つのトランザクション形式であるかのように
動かされる。次に、適当なコンピュータが見出される
と、このプロセスは停止し、この対が再割振りされる。
そうでなければこのリストを第１の２つのトランザクシ
ョン、例えばｔ1 とｔ2 について再びアクセスし、１と
のトリプレットすなわち三重のトランザクションをつく
り、このプロセスをくり返す。これが成功しない場合に
はこのプロセスを四重について続け、以下オーバーヘッ
ドに関する事項によりつくられるある限界までそれを行
う。このプロセスは適当なコンピュータが見出される
か、あるいは検索限界となるか、あるいはトランザクシ
ョンまたはトランザクション群に適合するコンピュータ
がないかするときに停止する。
【００５３】図４，５は本発明による再割振りプロセス
を示すフローチャートである。図示のプロセスは好適な
実施例ではあるがその変更は当業者には容易である。前
述のように、量ｎij、すなわち形式ｊのトランザクショ
ンにより保持されるロックにより形式ｉのトランザクシ
ョンが阻止される平均回数、とＳij、すなわち、このロ
ックを処理するためのＣＰＵ時間、は後端コンピュータ
により測定されて前端コンピュータに送られる。前端コ
ンピュータでのプロセスは機能ブロック４０においてし
きい値Ｕ1 に対する各コンピュータの利用度を検査しそ
してしきい値を越えるコンピュータ利用度の値をそのコ
ンピュータの名前と共に一時的に記憶することにより開
始する。決定ブロック４２においてそのような値がない
こと、すなわち、いずれのコンピュータもオーバロード
となっていないことが決定されると、このプロセスが存
在する。そうでない場合には、最大のオーバロードを有
するコンピュータＰが機能ブロック４４で選ばれる。コ
ンピュータＰにおけるトランザクションは次に機能ブロ
ック４６においてサブセットＰ(1) ，Ｐ(2) ，Ｐ(3) に
分けられる。まずサブセットＰ(1) 内のトランザクショ
ンが機能ブロック４８で選ばれ、そして次にそのサブセ
ット内の、最少のロックオーバーヘッドをもつトランザ
クション形式が機能ブロック５０において再割振りされ
るべき候補トランザクション形式として選ばれる。
を示すフローチャートである。図示のプロセスは好適な
実施例ではあるがその変更は当業者には容易である。前
述のように、量ｎij、すなわち形式ｊのトランザクショ
ンにより保持されるロックにより形式ｉのトランザクシ
ョンが阻止される平均回数、とＳij、すなわち、このロ
ックを処理するためのＣＰＵ時間、は後端コンピュータ
により測定されて前端コンピュータに送られる。前端コ
ンピュータでのプロセスは機能ブロック４０においてし
きい値Ｕ1 に対する各コンピュータの利用度を検査しそ
してしきい値を越えるコンピュータ利用度の値をそのコ
ンピュータの名前と共に一時的に記憶することにより開
始する。決定ブロック４２においてそのような値がない
こと、すなわち、いずれのコンピュータもオーバロード
となっていないことが決定されると、このプロセスが存
在する。そうでない場合には、最大のオーバロードを有
するコンピュータＰが機能ブロック４４で選ばれる。コ
ンピュータＰにおけるトランザクションは次に機能ブロ
ック４６においてサブセットＰ(1) ，Ｐ(2) ，Ｐ(3) に
分けられる。まずサブセットＰ(1) 内のトランザクショ
ンが機能ブロック４８で選ばれ、そして次にそのサブセ
ット内の、最少のロックオーバーヘッドをもつトランザ
クション形式が機能ブロック５０において再割振りされ
るべき候補トランザクション形式として選ばれる。
【００５４】オーバロードとなっていないコンピュータ
については各コンピュータへのこの候補トランザクショ
ン形式の再割振りによるロードの増加が機能ブロック５
２で計算され、そしてその結果がコンピュータの名前と
共に機能ブロック５４で一時的に記憶される。次に、決
定ブロック５６において、この計算されたロード増加が
このコンピュータの現在の利用度より小さいしきい値と
比較される。ロード増加が現在の利用度より小さいしき
い値より小さいコンピュータが機能ブロック５８で候補
コンピュータとして識別される。このような候補コンピ
ュータが機能ブロック６０であると決定されれば、候補
トランザクション形式の再割振りによるロード増加が最
少のコンピュータＱが機能ブロック６２で選ばれ、そし
てそのトランザクション形式が機能ブロック６４でその
コンピュータに再割振りされ、このプロセスを終了す
る。
については各コンピュータへのこの候補トランザクショ
ン形式の再割振りによるロードの増加が機能ブロック５
２で計算され、そしてその結果がコンピュータの名前と
共に機能ブロック５４で一時的に記憶される。次に、決
定ブロック５６において、この計算されたロード増加が
このコンピュータの現在の利用度より小さいしきい値と
比較される。ロード増加が現在の利用度より小さいしき
い値より小さいコンピュータが機能ブロック５８で候補
コンピュータとして識別される。このような候補コンピ
ュータが機能ブロック６０であると決定されれば、候補
トランザクション形式の再割振りによるロード増加が最
少のコンピュータＱが機能ブロック６２で選ばれ、そし
てそのトランザクション形式が機能ブロック６４でその
コンピュータに再割振りされ、このプロセスを終了す
る。
【００５５】決定ブロック６０で候補コンピュータが残
っていないことが決定されると、このサブセット内のす
べてのトランザクションが試されたかどうかを決定する
ための検査が決定ブロック６６で行われる。試されてい
なければそしてもし決定ブロック６８で１つのトランザ
クション形式のみを問題としていると決定されたなら
ば、制御が機能ブロック５２にもどる前にこのサブセッ
ト内の次のトランザクションが機能ブロック７０で選択
される。このサブセット内のすべてのトランザクション
が決定ブロック６６により試されたことが決定されそし
てもし、このサブセットが機能ブロック７２によりＰ
(2) でないことが決定されれば、サブセットＰ(2) が機
能ブロック５０に制御がもどる前に機能ブロック７４で
選択される。
っていないことが決定されると、このサブセット内のす
べてのトランザクションが試されたかどうかを決定する
ための検査が決定ブロック６６で行われる。試されてい
なければそしてもし決定ブロック６８で１つのトランザ
クション形式のみを問題としていると決定されたなら
ば、制御が機能ブロック５２にもどる前にこのサブセッ
ト内の次のトランザクションが機能ブロック７０で選択
される。このサブセット内のすべてのトランザクション
が決定ブロック６６により試されたことが決定されそし
てもし、このサブセットが機能ブロック７２によりＰ
(2) でないことが決定されれば、サブセットＰ(2) が機
能ブロック５０に制御がもどる前に機能ブロック７４で
選択される。
【００５６】他方、サブセットＰ(1) とＰ(2) のすべて
のトランザクションが試されそしてトランザクションを
再割振りする候補コンピュータがない場合には、定義に
よりこのサブセット内のトランザクション形式の１つの
除去がプロセッサの利用度を減少ではなく増加させるか
らサブセットＰ(3)の検査は行われない。その代りに、
制御は決定ブロック７２から機能ブロック７６に移り、
そこで最少のロックオーバーヘッドをもつトランザクシ
ョン形式が選ばれる。次に機能ブロック７８において残
りのトランザクション形式がこの選ばれたトランザクシ
ョンとの干渉量に従ってリストに順序づけられる。もし
これが第１反復であれば、このリストの一番上のトラン
ザクション形式ｔが機能ブロック８０で選ばれそしてト
ランザクション形式１と対にされ、この対が制御が機能
ブロック５２にもどる前に機能ブロック８２において１
つのトランザクション形式ｌとして扱われる。決定ブロ
ック６８での、ｌが２以上である次の反復により、この
リストの次のトランザクション形式が機能ブロック８４
で選ばれて、トランザクション形式１がトランザクショ
ン形式ｔ1 とｔ2 と対にされて１つのトランザクション
形式ｌとして扱われるべき三重対を形成し、以下同様で
ある。一般にこの反復をどこまで行えるかについては限
界があり、それ故、すでに選ばれたトランザクション形
式の数が予定の外界を越えたかどうかの決定が決定ブロ
ック８６で行われる。越えていれば、このプロセスは終
る。
のトランザクションが試されそしてトランザクションを
再割振りする候補コンピュータがない場合には、定義に
よりこのサブセット内のトランザクション形式の１つの
除去がプロセッサの利用度を減少ではなく増加させるか
らサブセットＰ(3)の検査は行われない。その代りに、
制御は決定ブロック７２から機能ブロック７６に移り、
そこで最少のロックオーバーヘッドをもつトランザクシ
ョン形式が選ばれる。次に機能ブロック７８において残
りのトランザクション形式がこの選ばれたトランザクシ
ョンとの干渉量に従ってリストに順序づけられる。もし
これが第１反復であれば、このリストの一番上のトラン
ザクション形式ｔが機能ブロック８０で選ばれそしてト
ランザクション形式１と対にされ、この対が制御が機能
ブロック５２にもどる前に機能ブロック８２において１
つのトランザクション形式ｌとして扱われる。決定ブロ
ック６８での、ｌが２以上である次の反復により、この
リストの次のトランザクション形式が機能ブロック８４
で選ばれて、トランザクション形式１がトランザクショ
ン形式ｔ1 とｔ2 と対にされて１つのトランザクション
形式ｌとして扱われるべき三重対を形成し、以下同様で
ある。一般にこの反復をどこまで行えるかについては限
界があり、それ故、すでに選ばれたトランザクション形
式の数が予定の外界を越えたかどうかの決定が決定ブロ
ック８６で行われる。越えていれば、このプロセスは終
る。
【００５７】以下の疑似コードは図４Ａ，Ｂの再割振り
プロセスを行う。 ｜＊初期化相＊｜ Elizible1 ＝yes ｜＊はじめにすべてのトランザクショ
ン形式が再割振りに着いて資格がある＊｜ 最大ＣＰＵ利用度を有する後端コンピュータＰ検出 ＩｆρP ＜Ｕ1 、then停止 Ｐに割振られたトランザクション群をサブセットＰ(1)
、Ｐ(2) 、Ｐ(3) に分割。 ｜＊アルゴリズムの主相＊｜ ｜＊１つのトランザクション形式がアンダーロードの機
械に再割振りされたときにのみ最も外側のループを２回
以上実行する。その場合、１個、２個…等のトランザク
ションの群化がそれら間に高いアフィニティ（高い干渉
性）をもって形成され、そしてアルゴリズムがその群の
再割振りを試みる＊｜ ｜＊サブセットＰ(1) 、Ｐ(2) の夫々のトランザクショ
ン試行＊｜ ＳＥＴＳ：ｉ＝１から３について実行； ｉｆ（Ｌ＝１およびｉ＝３）thenＳＥＴＳを出る；｜＊
Ｐ(3) の検査不要＊｜ Ｐh （ｉ）＝｛Eligible1 ≠ＮＯを有するＰ(i) 内のト
ランザクション形式｝； Ｐh (i)が空でない内に実
行；
プロセスを行う。 ｜＊初期化相＊｜ Elizible1 ＝yes ｜＊はじめにすべてのトランザクショ
ン形式が再割振りに着いて資格がある＊｜ 最大ＣＰＵ利用度を有する後端コンピュータＰ検出 ＩｆρP ＜Ｕ1 、then停止 Ｐに割振られたトランザクション群をサブセットＰ(1)
、Ｐ(2) 、Ｐ(3) に分割。 ｜＊アルゴリズムの主相＊｜ ｜＊１つのトランザクション形式がアンダーロードの機
械に再割振りされたときにのみ最も外側のループを２回
以上実行する。その場合、１個、２個…等のトランザク
ションの群化がそれら間に高いアフィニティ（高い干渉
性）をもって形成され、そしてアルゴリズムがその群の
再割振りを試みる＊｜ ｜＊サブセットＰ(1) 、Ｐ(2) の夫々のトランザクショ
ン試行＊｜ ＳＥＴＳ：ｉ＝１から３について実行； ｉｆ（Ｌ＝１およびｉ＝３）thenＳＥＴＳを出る；｜＊
Ｐ(3) の検査不要＊｜ Ｐh （ｉ）＝｛Eligible1 ≠ＮＯを有するＰ(i) 内のト
ランザクション形式｝； Ｐh (i)が空でない内に実
行；
【００５８】
【数８】 ｉｆＬ＞｜then実行；｜＊このｉｆ条件は受入れ可能な
１つのトランザクション形式の再割振りがない場合に真
である＊｜ ｜＊群化の初期＊｜ ｎ1m＋ｎm1の上位から順にトランザクション形式ｍεＰ
−{1} を区分け、１と区分けされたトランザクション形
式の第１Ｌ−１を１つのトランザクション形式ｌとす
る；Ｊ＝１からＪについて実行；｜＊この新しいトラン
ザクション形式についてコンピュータｎlj ＊｜ Ｃｌ計算； ｜＊群化終了（End of Grouping ）＊｜ else実行 ｌ＝１；end if； ｜＊トランザクション形式ｌの再割振りがコードブロッ
クＲＥＡＬＬＯＣで試みされる＊｜
１つのトランザクション形式の再割振りがない場合に真
である＊｜ ｜＊群化の初期＊｜ ｎ1m＋ｎm1の上位から順にトランザクション形式ｍεＰ
−{1} を区分け、１と区分けされたトランザクション形
式の第１Ｌ−１を１つのトランザクション形式ｌとす
る；Ｊ＝１からＪについて実行；｜＊この新しいトラン
ザクション形式についてコンピュータｎlj ＊｜ Ｃｌ計算； ｜＊群化終了（End of Grouping ）＊｜ else実行 ｌ＝１；end if； ｜＊トランザクション形式ｌの再割振りがコードブロッ
クＲＥＡＬＬＯＣで試みされる＊｜
【００５９】
【数９】 if Eligible Ｉ1Q＝ＮＯの反復；ＩｌQ 計算；ifＩｌQ
≦Ｕ1 −ρQ then実行；Ｆ1Qが最少となるようにプロセ
ッサＱにトランザクション形式ｌを割振る；
≦Ｕ1 −ρQ then実行；Ｆ1Qが最少となるようにプロセ
ッサＱにトランザクション形式ｌを割振る；
【００６０】
【数１０】 ifρP ＜Ｕ1 then停止；else 形式＿ｌ＿の＿再割振り
＿完了＝yes ；end ；if 形式＿ｌ＿の＿再割振り＿完
了＝yes thenＲＥＡＬＬＯＣを出る；if λｌＳｌ＞Ｕ
1 −ρQ 、then Eligible 1Q＝ＮＯend ＲＥＡＬＬＯ
Ｃ； ｜＊そのトランザクション形式を再割振りするに適当な
コンピュータがなかったときまたは１つのコンピュータ
があったがＰの利用度がＵ1 を越えているときにこのポ
イントになる＊｜
＿完了＝yes ；end ；if 形式＿ｌ＿の＿再割振り＿完
了＝yes thenＲＥＡＬＬＯＣを出る；if λｌＳｌ＞Ｕ
1 −ρQ 、then Eligible 1Q＝ＮＯend ＲＥＡＬＬＯ
Ｃ； ｜＊そのトランザクション形式を再割振りするに適当な
コンピュータがなかったときまたは１つのコンピュータ
があったがＰの利用度がＵ1 を越えているときにこのポ
イントになる＊｜
【００６１】
【数１１】 Ｐh (i) ←Ｐh (i) −｛１｝；endo；endo ＳＥＴＳ； Ｌ＝Ｌ＋１；｜＊群化サイズ増加も反復＊｜endo；要約
すると、本発明は次の特徴にある。
すると、本発明は次の特徴にある。
【００６２】１． 半動的ロードバランスの使用； ２． 個々のトランザクションではなく１つの群として
のトランザクション形式の割振り； ３． トランザクション形式ｉがアクセスしたがったデ
ータ項目についてのロックをトランザクション形式ｊが
保持していたためにトランザクション形式ｉがトランザ
クション形式ｊにより阻止された回数を記録するアフィ
ニティマトリクスの発生と維持； ４． 少くとも１つのオーバロードとなったコンピュー
タが検出されたとき、このアフィニティマトリクスから
のデータにもとづきコンピュータにおけるトランザクシ
ョン形式を再配列するアルゴリズム。
のトランザクション形式の割振り； ３． トランザクション形式ｉがアクセスしたがったデ
ータ項目についてのロックをトランザクション形式ｊが
保持していたためにトランザクション形式ｉがトランザ
クション形式ｊにより阻止された回数を記録するアフィ
ニティマトリクスの発生と維持； ４． 少くとも１つのオーバロードとなったコンピュー
タが検出されたとき、このアフィニティマトリクスから
のデータにもとづきコンピュータにおけるトランザクシ
ョン形式を再配列するアルゴリズム。
【図１】本発明を実施するシステムのシステム構成を示
すブロック図である。
すブロック図である。
【図２】プロセッサの利用度の関数としてスループット
の関係を示すグラフである。
の関係を示すグラフである。
【図３】ワークロード管理プロセス構造のブロック図で
ある。
ある。
【図４】本発明により行われるプロセスを示すフローチ
ャートの１部である。
ャートの１部である。
【図５】本発明により行われるプロセスを示すフローチ
ャートの１部である。
ャートの１部である。
１０ 前端コンピュータ １１ 宛先指定テーブル １２，１４，１６ ＣＰＵ １８ データベース
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 クリストス、ニコラス、ニコラウ アメリカ合衆国ニューヨーク州、ニュー ヨーク、リバーサイド、ドライブ、５、 アパートメント、12イー (72)発明者 ジョージ、ウェイ、ワン アメリカ合衆国ニューヨーク州、ヨーク タウン、ハイツ、シーダー、ロード、 3140 (56)参考文献 特開 昭61−253547（ＪＰ，Ａ)
Claims (2)
- 【請求項１】１つの共用データベースを共有する複数の
コンピュータを有するタイプのトランザクション処理シ
ステムにおいて、前記複数のコンピュータは通信リンク
を介して互いに接続されており、前記各コンピュータは
１又はそれ以上のトランザクション形式を処理するもの
であり、前記コンピュータのうちの少なくとも１つが前
端コンピュータであり、他が後端コンピュータであり、
このようなシステムにおいてロードバランスシステム
は、 上記前端コンピュータにあって、同一形式のトランザク
ションをトランザクション形式宛先指定テーブルに従っ
て上記後端コンピュータの内の１個に割当てるための宛
先指定手段と、 上記後端コンピュータの夫々にあって、前記後端コンピ
ュータのワークロードについての統計的データを累積し
周期的に上記前端コンピュータに送るためのモニタ手段
と、 前記前端コンピュータにあって、上記統計的データを周
期的に分析し予定のしきい値を越えるプロセッサ利用度
を有する後端コンピュータの１つを識別するためのロー
ドバランス手段であって、上記しきい値を越える最大の
利用度を有する１つの後端コンピュータを選択しそして
他の後端コンピュータの１つに再割振りを行うための候
補トランザクション形式としてのトランザクション形式
を選択するロードバランス手段と、 上記前端コンピュータにあって、上記候補トランザクシ
ョン形式の再割振りにより上記しきい値を越えないプロ
セッサ利用度を有する後端コンピュータへのロード増分
を計算しそしてこのロード増分と現在のプロセッサ利用
度の和が上記しきい値を越えないコンピュータを上記候
補トランザクション形式の再割振りについての候補コン
ピュータとして決定する計算手段と、を有し、 前記ロードバランス手段は、上記計算されたロード増分
が最少である一つの候補コンピュータを選びそして上記
トランザクション形式宛先指定テーブルを更新すること
により上記選択された候補コンピュータに上記候補トラ
ンザクション形式を再割り当てするものとして構成さ
れ、 さらに、前記ロードバランス手段は、トランザクション
形式ｉによる前記共用 データベース内のデータ項目に対
するアクセスが、該データ項目についてのロックをトラ
ンザクション形式ｊが保持していたために阻止された回
数を記録するアフィニティマトリクスを作成および維持
する統計手段を含み、該アフィニティマトリクスを用い
て、トランザクション形式を再割り当てした場合の夫々
の前記後端コンピュータにおけるロック競合処理に関連
する負荷の変化を予測し、この予測にもとづき前記トラ
ンザクション形式宛先指定テーブルを更新するよう構成
されている、ロードバランスシステム。 - 【請求項２】１つの共用データベースを共有する複数の
コンピュータを有するタイプのトランザクション処理シ
ステムにおいて、前記複数のコンピュータは通信リンク
を介して互いに接続されており、前記各コンピュータは
１又はそれ以上のトランザクション形式を処理するもの
であり、前記コンピュータのうちの少なくとも１つが前
端コンピュータであり、他が後端コンピュータであり、
このようなシステムにおいてロードバランスシステム
は、 上記前端コンピュータにあって、同一形式のトランザク
ションをトランザクション形式宛先指定テーブルに従っ
て上記後端コンピュータの内の１個に割当てるための宛
先指定手段と、 上記後端コンピュータの夫々にあって、前記後端コンピ
ュータのワークロードについての統計的データを累積し
周期的に上記前端コンピュータに送るためのモニタ手段
と、 前記前端コンピュータにあって、上記統計的データを周
期的に分析し予定のしきい値を越えるプロセッサ利用度
を有する後端コンピュータの１つを識別するためのロー
ドバランス手段であって、上記しきい値を越える最大の
利用度を有する１つの後端コンピュータを選択しそして
他の後端コンピュータの１つに再割振りを行うための候
補トランザクション形式としてのトランザクション形式
を選択するように待ったロードバランス手段と、 上記前端コンピュータにあって、上記候補トランザクシ
ョン形式の再割振りにより上記しきい値を越えないプロ
セッサ利用度を有する後端コンピュータへのロード増分
を計算しそしてこのロード増分と現在のプロセッサ利用
度の和が上記しきい値を越えないコンピュータを上記候
補トランザクション形式の再割振りについての候補コン
ピュータとして決定する計算手段と、を有し、 前記ロードバランス手段は、上記計算されたロード増分
が最少である一つの候補コンピュータを選びそして上記
トランザクション形式宛先指定テーブルを更新すること
により上記選択された候補コンピュータに上記候補トラ
ンザクション形式を再割り当てするものとして構成さ
れ、 さらに、前記しきい値より低いプロセッサ利用度を達成
するために再割振り可能な１つのトランザクション形式
がない場合に、前記バランス手段が他のコンピュータへ
の再割振り用の侯補トランザクション形式として２以上
のトランザクション形式を選びそして前記計算手段が２
以上のトランザクション形式を含む上記候補形式の再割
振りのために上記しきい値を越えないプロセッサ利用度
を有する後端コンピュータへのロード増分を計算する、
ロードバランスシステム。
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