JP2837288B2 - 連鎖分散データトランザクションシステムにおけるワーク単位識別子の管理方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は一般にデータベースおよ
びトランザクション処理システムに関し、より詳細には
データベースの一貫性を維持するために２相コミットと
バックアウトプロトコルを用いる分散システムに関す
る。

【０００２】

【従来の技術】同期点管理プログラム（ＳＰＭ）は分散
トランザクションプログラム（ＴＰ）が原子トランザク
ション、すなわちすべてコミット（固定化）またはすべ
てバックアウト（取消し）であるデータ更新からなる論
理的ワーク単位（ＬＵＷ）を実行することを可能にする
オペレーティングシステムサービスを与えるものであ
る。原子トランザクションはここではＬＵＷＩＤと呼ぶ
論理ワーク単位識別子により識別される。一つのトラン
ザクションに含まれるデータのすべてのアクセスがその
ＬＵＷＩＤに関連づけられる。かくして、データベース
管理プログラムはＳＰＭにより一つのトランザクション
をコミットするように要求されると、このＬＵＷＩＤを
用いて固定化されるべきデータ更新を識別する。或るデ
ータベース管理プログラムは同一のトランザクションに
関係する、すなわち同一のＬＵＷＩＤを用いる２つのプ
ログラムがデータ資源に同時にアクセスしうるようにし
てプログラム間のデッドロックの発生確率を低下させて
いる。

【０００３】このＬＵＷＩＤのこれらの使用の結果、同
じトランザクションに関係するすべてのプログラムが同
一のＬＵＷＩＤを用い、そしてその同一のトランザクシ
ョンに関係せず、一緒にコミットしない２つのプログラ
ムは異なるＬＵＷＩＤを有することになる。これは同一
のトランザクションについて一度一緒にワーキングを行
ったが、通信接続が解除されたためあるいは故障したた
め現在は接続されていないプログラムである。

【０００４】連鎖しないトランザクションシステムでは
各トランザクション（ＬＵＷ）は、ＴＰにより明確にス
タートされそして終了され、夫々のトランザクションに
ついての新しいＬＵＷＩＤがその関連するＳＰＭにより
そのトランザクションに含まれる他のＴＰのＳＰＭへ送
られる。連鎖されないトランザクションはそれらプログ
ラムのすべてではないワークを原子トランザクションの
一部として扱う必要のある場合に用いられる。このよう
に、１つのトランザクションの終りと次のトランザクシ
ョンの明確なスタートとの間に生じるワークは協調を保
ってはバックアウトあるいはコミットされえない。ま
た、連鎖しないトランザクションの場合には、ＬＵＷＩ
Ｄを配布するためのプロトコルはそのＬＵＷＩＤが常に
ＴＰツリーすなわちプログラムが他のプログラムへの接
続をつくるときに各ブランチがつくられるツリーを流れ
下るから、プログラム間の関係が一定の階層的なものに
なる傾向がある。

【０００５】連鎖トランザクションシステムは、任意の
ＴＰにおけるトランザクションのエンドが本質的にその
ＴＰにおける次のトランザクションのスタートをマーク
するものである。このように任意のＴＰについて次のも
のを明確にスタートさせる必要がない。連鎖トランザク
ションの場合には一つのツリー内の任意のプログラムに
より行われるすべてのワークは原子トランザクションの
一部となる。そのため、一つの新しいトランザクション
についてのＬＵＷＩＤはＴＰによる明確なアクションま
たはＳＰＭ間で送られるメッセージを用いずに最終トラ
ンザクションについてＬＵＷＩＤを増分させることによ
り明確に発生される。そのため、そのトランザクション
に含まれるプログラム間に固定された階層的関係は必要
とされない。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】分散トランザクション
システムではパートナーとなるＴＰは通信リンクにより
接続されるシステムの異なったノードにあるいはそのシ
ステムの１つのノード内に存在しうる。これらＴＰはコ
ミットまたはバックアウトであるデータ更新を有するプ
ログラムのツリーを形成する。トランザクションツリー
が切り離されるときに連鎖システムに問題が生じる。サ
ブツリーは使用中の通信接続の故障または一つのＴＰま
たはオペレーティングシステム（ＯＳ）にその接続を異
常な形で終了させるようなエラーが検出されたときに分
離しうる。サブツリーはまた一つのＴＰが通常通り他の
ＴＰへのその接続を終了しようとするとき分離されう
る。連鎖トランザクションでは切断されたサブツリー内
の、一緒にコミットしえなくなったＴＰが同一のＬＵＷ
ＩＤにより進まないようにするための特別のアクション
が必要である。その理由は両側が前のトランザクション
について共用するＬＵＷＩＤを増分させることによりそ
れらの次のＬＵＷＩＤを通常発生するからである。これ
ら切断されたＴＰが同一のＬＵＷＩＤで進まないように
されなかった場合にはデータ損傷が生じうる。すなわち
データはコミットされるべきものがバックアウトされ、
また、その逆も言える。

【０００７】この問題を解決する従来の方法はツリーの
破断が生じた後に分断された二つのサブツリーのすべて
のノードを取り除くことによるものである。これはデー
タ損傷を防止するように作用するが、行わなくてはなら
ぬワークの量および接続を改造する際の結果的なシステ
ムロスという点で非常に高価なものとなる。それ故、何
らかの理由で分離されるサブツリーがツリーの完全な削
除を行うことなく異なったワーク単位識別子で進むよう
にする必要がある。

【０００８】

【課題を解決するための手段】上記の問題は、連鎖分散
トランザクションシステム内でのワーク単位識別子の管
理方法により解決される。このシステムは一つのツリー
を形成するように論理的に接続された複数の処理ノード
を有する。通常、各ノードは各トランザクションの処理
の終了時にその現在の識別子を自動的に増加させて次の
トランザクション識別子をとり出す。しかしながら分断
されたツリーに生じる故障条件に応じて、分断の結果と
しての第１および第２サブツリー内に現在存在する分散
データベースは状態が一貫性を持つように強制させる。
トランザクション識別子は第１サブツリーのノードの夫
々において増分される。第１サブツリー内のトランザク
ションのワークはこの増分された識別子で進む。第２サ
ブツリーは捨てられる。

【０００９】分断されたツリーに生じる非故障条件に応
じて、故障でない分断により生じる第１および第２サブ
ツリー内の分散データベースは固定状態にコミットされ
る。第１サブツリーのノードの夫々におけるトランザク
ション識別子は増分される。そのとき第１サブツリー内
のトランザクションのワークは増分された識別子で進
む。新しいトランザクション識別子が発生されて第２サ
ブツリーのすべてのノードに与えられる。このとき第２
サブツリー内のトランザクションのワークはこの新しい
識別子で進む。

【００１０】好適な実施例では、１つのツリーが例えば
接続の故障またはエラーに応じたトランザクションプロ
グラムにより異常に分断されるとき、現在のトランザク
ションは元のツリーのルートノードを含むサブツリー
（以後アロケータサブツリーと呼ぶ）においてバックア
ウトされる。このサブツリーはそのままとされる。この
サブツリー内のすべてのノードはそれらのＬＵＷＩＤを
増分し、正常に動作しつづける。このトランザクション
はまたこの分断の他方の側においてサブツリー、すなわ
ち非アロケータサブツリー内でバックアウトされる。し
かしながら、バックアウトプロセスにおいてノード間の
すべての接続は落とされ、それにより非アロケータサブ
ツリーを捨てる。この削除されたサブツリー内の各トラ
ンザクションプログラムは、それが行う以降のワークに
ついて使用するための新しい固有のＬＵＷＩＤを発生す
る。両側でのバックアウトが必要であり、その理由は分
離されたサブツリー内のプログラムが夫々異なるＬＵＷ
ＩＤを発生する前に新しいトランザクションについてワ
ークを開始出来るからである。それ故、分離されたサブ
ツリー内のプログラムについて同一のＬＵＷＩＤでワー
クをスタートすることが可能である。これにより生じる
損傷を避けるために、両サブツリーは、このときもはや
有効でない古いＬＵＷＩＤを用いたツリー破壊後に行わ
れるワークをすべてバックアウトする。

【００１１】一つのツリーが故障でない条件の結果とし
てプログラムにより分断されるとき、新しいＬＵＷＩＤ
がサブツリーの一つにおいて発生されそしてそのサブツ
リーのすべてのメンバーに２相コミットプロトコルのフ
ローの部分として与えられる。他方のサブツリーではこ
のＬＵＷＩＤは通常通りに増分される。このように両サ
ブツリーは不変のままであり異なるＬＵＷＩＤで進む。

【００１２】本発明は同一トランザクション内の同一ツ
リーで故障による破断と故障によらない破断の両方が生
じる場合を自動的に処理する。これにより故障によらな
いツリー破断を処理しつつあるノードが、このツリー内
のどこかでの故障による破断の発生を示す２相コミット
フロー中のメッセージを受ける場合に故障による破断に
ついてのルールに確実に追従する。これは、複数の破断
が同一識別子で進む分離されたサブツリーを生じさせな
いようにする。

【００１３】本発明はプログラムが一つのトランザクシ
ョンについて独立してワークをスタート可能であり任意
のプログラムがコミット動作を開始させうる場合の分散
連鎖トランザクションにおける関係した更新コミットプ
ロトコルとデッドロック回避を支持するために適正なＬ
ＵＷＩＤを使用しうるようにする。

【００１４】

【実施例】データベースシステムでの論理的ワーク単位
（ＬＵＷ）は、ＬＵＷが原子であるように見える形で一
つの一貫性ある状態から別の一貫性ある状態へ、一般に
はデータベースレコードである資源セットを使用するた
めに行われるアクションのシーケンスである。一つのＬ
ＵＷにおいて故障が生じると、そのＬＵＷの部分として
なされる変化は生ぜず、それ故それら資源はそのＬＵＷ
のスタート時に存在した一貫性ある状態にもどる。

【００１５】２相のコミットプロトコルは故障に出合う
ときでも原子一貫性を保証するために用いられる。基本
プロトコルは、J.N.Gray著“Notes on Database Operat
ingSystems,”published in Operating Systems - An A
dvanced Course;Lecture Notes in Computer Science;
第60巻、Springer-Verlag 社1978年刊、に示されてい
る。システム・ネットワーク・アーキテクチャ（ＳＮ
Ａ）に用いるためのそれらプロトコルの変形がＩＢＭ
ＬＵ６．２ Reference の（Peer Protocols）（ＳＣ３
１−６８０８−０）に示されている。他の変形は“The
R* Distributed Database Management System”，198
6，ACM 03625915/86/1200-0378 に示されている。更に
他の変形は分散トランザクション処理についてのＯＳＩ
に関するドラフトインターナショナルスタンダード、IS
O/IEC JTC 1/SC 21 N2608 Information Processing Sys
tems - Open Systems Interconnect - Distributed Tra
nsaction Processing Part 1、 トランザクション処理モデル、ISO/IEC JTC 1/SC 21 N2
607 Information Processing Systems - Open Systems
Interconnect - Distributed Transaction Processing
Part 2、 サービス定義、ISO/IEC JTC 1/SC 21 N2608 Informatio
n Processing Systems- Open Systems Interconnect -
Distributed Transaction Processing Part 3、に夫々
示されている。

【００１６】完全を期してこの基本２相プロトコルを、
図１を参照して簡単に述べる。上記文献も合わせて参照
する。図１はノード１００，１０２，１０４からなる簡
単なノードツリーを示す。ノード１００と１０２は会話
１０６で接続される。ノード１０２と１０４は会話１０
８で接続される。このツリーはアロケータツリーと呼ば
れる。このアロケータツリーは接続がつくられたときに
形成するプログラム間の固定された関係と呼ばれる。す
なわち、一つの接続のクリエータはそのパートナープロ
グラムよりアロケータツリーにおいて上位にある。これ
に対し、トランザクションツリーはコミットオペレーシ
ョンを開始するノードに依存して各トランザクションに
ついて変化しうる。例えば、ノード１０２がコミットを
スタートすると、それはそのトランザクションツリーの
ルートとなり、ノード１００と１０４は子ノードとな
る。アロケータツリーではノード１００は常にルートノ
ードであり、ノード１０２と１０４は子ノードである。
どのようにしてアロケータツリーをつくるかを次に述べ
る。ノード１０２がコミット動作を開始するとすると、
これはＴＰが２相コミット動作をスタートさせるコマン
ドを出したことを意味する。この時点でノード１０２は
ノード１００と１０４にＰＲＥＰＡＲＥ ＴＯＣＯＭＭ
ＩＴメッセージを送り、それによりコミットコーディネ
ータとなる。各ノード１００と１０４は個々にその観点
において動作が満足に進んだかどうかを決定し、そして
夫々ヴォートをもどす。通常の場合には、ノード１００
と１０４はノード１０２にＡＧＲＥＥメッセージをもど
す。ノード１００と１０４からＡＧＲＥＥを受けた後
に、ノード１０２はノード１００と１０４にＣＯＭＭＩ
Ｔメッセージを送り、それらノードの夫々において行わ
れたデータ変更が固定化される。ＦＯＲＧＥＴメッセー
ジがこのとき、この例ではＣＯＭＭＩＴメッセージに対
する確認としてノード１０２にもどされる。この時点
で、連鎖トランザクションシステムではこれらノードの
夫々がそのＬＵＷＩＤを増分し、新しいワークへと進
む。ノード１００または１０４がＰＲＥＰＡＲＥ ＴＯ
ＣＯＭＭＩＴに対するＢＡＣＫＯＵＴレスポンスをも
どすとすると、ノード１０２はＢＡＣＫＯＵＴをもどさ
なかったノードにＢＡＣＫＯＵＴメッセージを送り、各
ノードはそのデータを現在のトランザクションの開始時
に存在した一貫性ある状態にもどす。次に各ノードは連
鎖システムにおいて、そのＬＵＷＩＤを増分し、新しい
ワークで進む。この簡単な例はシステムにより用いられ
る特定の２相コミットプロトコルおよび使用中の特定の
トランザクションツリーにより、多くの変化を有する。
本発明に関係する他のプロトコルレスポンスを以降の説
明中に適宜説明する。

【００１７】以降の説明はいくらかの説明を必要とする
同期点処理に関係する多くの他の動作を含む。再同期化
はコミット動作中の会話の故障の検出後にＳＰＭにより
自動的に行われるサービスである。再同期化中に、中断
に隣接する２個のＳＰＭがそれらのサブツリーが分断さ
れてもコミットまたはバックアウトの同一アクションを
とることが出来るようにそれらＳＰＭは情報を交換す
る。この再同期化はこの交換が完了するか手動的な介入
がそれを終了させるかするまで無期限に持続する。ＦＯ
ＲＧＥＴまたはＢＡＣＫＯＵＴメッセージに付加される
ＲＩＰ（再同期化進行）インジケータはそのツリーに不
完全な再同期化があることを意味する。メッセージに付
加されるＣＥＢインジケータはメッセージを流している
会話が直ちに終了されるべきことを意味する。このイン
ジケータはＴＰがその会話の終了を要求する場合に最後
の２相コミットメッセージ（例えばＦＯＲＧＥＴ）と共
に流れる。ヒューリスティック合成メッセージは、分散
ＬＵＷに含まれるいくつかの同期点管理プログラムがそ
のＬＵＷをバックアウトし、他の同期点管理プログラム
がそのＬＵＷをコミットするためにデータの非一貫性が
生じたことを示す。これは、オペレータが通常の結論を
得るためにコミット動作を待たずに強制的に局部資源を
コミットまたはバックアウトさせるとき生じる。これは
例えば再同期化動作を待って大幅に遅れたＴＰが、重い
要求のあるシステム資源に対するロックを保持するとき
に生じうる。ヒューリスティック損傷はオペレータがこ
のように完了を強制するとき常に危険である。

【００１８】本発明はＩＢＭのＳＮＡ論理ユニット（Ｌ
Ｕ）６．２アーキテクチャについて述べるが、これに限
られるものではない。図２に示すように、このＬＵ６．
２論理的ワーク単位識別子（ＬＵＷＩＤ）は３つの要素
すなわち、ＬＵＷＩＤをはじめに発生するＬＵの識別子
（フィールド２００）、発生するＬＵにおいて固有の、
トランザクションインスタンス番号（フィールド２０
２）、および１でスタートし各コミットまたはバックア
ウトに続くトランザクションに関係する夫々のＬＵにお
いて１だけ自動的に増分されるシーケンス番号（フィー
ルド２０４）から成る。これは上記の連鎖動作である。

【００１９】ＬＵＷＩＤ内の発生ＬＵの識別を含むこと
により、ＬＵＷＩＤのＬＵ識別フィールド２００が一つ
のＬＵで発生されるすべてのＬＵＷＩＤを他のＬＵで発
生されるすべてのＬＵＷＩＤから区別するから、個々の
トランザクションについてのＬＵＷＩＤの固有性が保証
される。本発明の好適な実施例ではトランザクション番
号は日時スタンプを用いて発生される。

【００２０】図３はノード３００−１〜３００−６から
なるトランザクションツリーを示す。このツリーを一部
とするネットワークは多くの他のノードを含みうる。各
ノードはＳＰＭ３０７、少くとも１つのトランザクショ
ンプログラム（ＴＰ）３０２、データベースのような資
源３０４、およびＴＰ間の通信を可能にする論理ユニッ
ト（ＬＵ）３０６を含む。図３は各ノードに１個のＴＰ
を示しているが、一般には１つのノードはＬＵを介して
すべてそれと他のノートとの間で対話し、資源トランザ
クションを行う多数のＴＰを含むことが出来る。資源は
局所ファイルおよび装置のようなＴＰにより使用するた
めのノードに使用可能なものなら何でも本質的に含むこ
とが出来る。しかしながら、ここではそのような資源は
説明の便宜上データベースであるとする。

【００２１】ＬＵは局所ＴＰと同期化点管理プログラム
（ＳＹＮＣＰＴ管理プログラムまたはＳＰＭ）により与
えられる通信動詞の内容を実行する。ＴＰにより出さ
れ、それに対するサービスを行うＬＵにより実行される
動詞のいくつかは局所および遠隔ＬＵ間のセッションに
ついて他のＴＰとの対話をアロケート（割振り）し、デ
ィアロケート（割振りを解除）（開始と解放）するため
のものを含む。他の動詞は一つのＴＰが他のＴＰへデー
タを送り、あるいはそれからデータを受けうるようにす
る。ＳＰＭはトランザクションプログラムにより与えら
れるＳＹＮＣＰＴ（コミット）またはＢＡＣＫＯＵＴ動
詞を実行する。ＳＰＭはＴＰの要求によりすべてのノー
ドでトランザクションをコミットし、あるいはバックア
ウトする。ＬＵ６．２動詞の詳細についてはＩＢＭ社の
文献 ＴＲＡＮＳＡＣＴＩＯＮ ＰＲＯＧＲＡＭＭＥＲ
´Ｓ ＲＥＦＥＲＥＮＣＥ ＭＡＮＵＡＬ ＦＯＲ Ｌ
Ｕ６．２，Ｇ３３０−３０８４を参照されたい。ＬＵ３
０６とＳＰＭ３０７の詳細についてはＩＢＭ ＳＣ３０
−３２６９，ＦＯＲＭＡＴ ＡＮＤ ＰＲＯＴＯＣＯＬ
ＲＥＦＥＲＥＮＣＥ ＭＡＮＵＡＬを参照されたい。
これら両文献はここに組入れられるものである。

【００２２】アロケーションツリーの作成について次に
述べる。図３の例ではノード３００−１のトランザクシ
ョンプログラム（ＴＰ）３０２−１がはじめに作動され
るものとする。作成されるべきアロケーションツリー内
の第１ＴＰの作動は製品に特有な事情によるものであり
本発明とは関係がない。例えば与えられた初期ＴＰは与
えられたノードがオンラインとなるたびに自動的にスタ
ートされ、あるいは初期ＴＰはオペレータの要求により
スタートされうる。いずれにしても、この例について
は、この初期ＴＰ３０２−１はノード３００−２でのＴ
Ｐ３０２−２との対話３０８をアロケートする（割り振
る）。ＴＰ３０２−２は更にノード３００−３と３００
−４のＴＰとの対話３１０と３１２を夫々割振り、以下
同様である。ＬＵ６．２アーキテクチャでは対話はノー
ド間のセッションに接続されるＬＵへのＴＰによるＡＬ
ＬＯＣＡＴＥ動詞の発行に応じてそのセッションに割振
られる。ＡＬＬＯＣＡＴＥに応じて対話ＡＴＴＡＣＨメ
ッセージがそのセッションの他端に付加される遠隔ＬＵ
に送られる。このＡＴＴＡＣＨは対話が付加されるべき
ＴＰの名前を含む。このように図３においてはＴＰ３０
２−１がはじめにＡＬＬＯＣＡＴＥ動詞をＬＵ３０６−
１に出す。ＬＵ３０６−１はＬＵ３０６−２にＡＴＴＡ
ＣＨを出す。このＡＴＴＡＣＨはＴＰ３０２−２の名前
を含む。これはまた図について述べたように割当てられ
る論理的ワーク単位識別子（ＬＵＷＩＤ）を含む。この
ＬＵＷＩＤはこの例ではノード３００−１であるアロケ
ーションツリーのルートで割当てられるＬＵＷＩＤであ
る。ＴＰ３０２−２がＴＰ３０２−３に対話を割振ると
きにＬＵ３０６−２からＬＵ３０６−３へのＡＴＴＡＣ
Ｈメッセージは同一のＬＵＷＩＤを含む。図３に示すよ
うにアロケーションツリーが完全につくられると、その
ツリーのノードの任意またはすべてにおける資源は与え
られたトランザクションを完成するために用いられる。

【００２３】本発明によれば、ＬＵ６．２のプロトコル
コンテキストで述べた次のルールが、ツリーの破断の生
じたときにワーク単位識別子を管理する。ツリー分断は
通信故障により生じうる。あるいはＴＰはそれより下位
のノードをそのツリーから除去したいときにそのツリー
を意図的に且つ通常のように破断することが出来る。こ
れはＴＰによるＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ（ＳＹ
ＮＣ−ＬＥＶＥＬ）動詞の発行により行われる。この動
詞のＳＹＮＣ−ＬＥＶＥＬはＳＹＮＣＰＴ動詞がコミッ
ト動作を生じさせるために発行されるまでこの対話の割
当解除を延期する。破断は、ＴＰまたはＬＵがある種の
処理エラーを検出するときに意図的にも生じさせること
が出来る。この形の割当解除は異常デアロケーションと
呼ばれ、１つのノードから他のノードへのＤＥＡＬＬＯ
ＣＡＴＥ（ＡＢＥＮＤ）メッセージにより開始される。
このメッセージのＡＢＥＮＤ部分は「異常エンディン
グ」を表わす。

【００２４】本発明によれば、通常のプログラムによる
会話のデアロケーションのためツリーが破断されると
き、新しいＬＵＷＩＤがつくられてサブツリーの１つに
おいて伝ぱんされる。両サブツリーはそのままである。
好適な実施例では最終的にＣＯＭＭＩＴメッセージを受
けるデアロケートされるべき会話の側のサブツリーはそ
れ用の新しいＬＵＷＩＤを発生し、それをそのサブツリ
ーの残りのノードまたはＴＰに送る。これは残りのノー
ドとの会話を維持しているからである。他のサブツリー
はその現在のＬＵＷＩＤを増分させるだけであり、新し
いワークで進む。この結果を常に達成するために、この
ルールは通常の会話デアロケーションがまずコミット動
作を行わないかぎり生じえないようにする。ＳＹＮＣＰ
Ｔ動詞を後に伴うＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ（Ｓ
ＹＮＣ−ＬＥＶＥＬ）が、許される唯一の通常デアロケ
ーションタイプである。もしＳＹＮＣＰＴ動詞がＬＵＷ
をバックアウトさせるものであればその会話はデアロケ
ートされない。ＬＵがＰＲＥＰＡＲＥ ＴＯ ＣＯＭＭ
ＩＴに応じてＨＭまたはＦＯＲＧＥＴを送った場合、コ
ミット動作の第２相によりトランザクションツリーにお
いてそのＬＵより上の部分で通常デアロケーションによ
る破断が生じていると、そのＬＵは更新されたＬＵＷＩ
Ｄを受けることが出来ない。それ故、コミットイニシエ
ータは変化がある場合に次のＬＵＷのスタート時にＮＥ
Ｗ−ＬＵＷＩＤメッセージをそのＬＵに送らねばならな
い。ＮＥＷ−ＬＵＷＩＤメッセージは他の２相コミット
メッセージと共に流れるメッセージである。このメッセ
ージは受信パートナーに、そのメッセージに含まれる新
しいＬＵＷＩＤが、古いＬＵＷＩＤが捨てられるために
次のトランザクションについて用いられるべきであるこ
とを知らせる。このＮＥＷ−ＬＵＷＩＤメッセージはＣ
ＯＭＭＩＴメッセージに続き、好適には同一メッセージ
フロー内で送られる。これはＴＰがコミットフローの部
分としてデアロケートされているパートナーからＣＯＭ
ＭＩＴメッセージを受けるとき送られる。このＬＵＷＩ
ＤはそのＬＵ識別フィールド２００内でそれを発生した
同期点管理プログラムのＬＵ名を有する。

【００２５】ノードまたはＴＰ間の通信故障またはエラ
ーによりツリーの破断が生じると、それにより生じたサ
ブツリーの両方におけるデータベースは一貫性状態に強
制されねばならず、これらサブツリーはもはや互いに関
係するコミットまたはバックアウト動作ではないから以
降のワーク単位において同一のＬＵＷＩＤを用いないよ
うにされねばらならない。どのように一貫性ある状態に
なるかはエラーまたは故障が各ノードで検出される点に
よりきまる。コミット動作間で故障またはＡＢＥＮＤが
生じるならば両サブツリーは一緒にコミットしえないか
ら、現在のＬＵＷをバックアウトする。コミット動作中
に故障またはＡＢＥＮＤが生じると、コミット動作はお
そらく再同期化で完了しなければならず、新しいＬＵＷ
が増分されたＬＵＷＩＤで、分離したサブツリー内にワ
ークが生じないようにするためにバックアウトされる。

【００２６】ツリーの破断に続き、各サブツリーで用い
られるＬＵＷＩＤは異なったものとされなくてはならな
い。これを行うために２つの分断されたサブツリーにお
けるルールは異なる。好適な実施例においては、アロケ
ーションツリーのルートを含むサブツリー即ちアロケー
タツリーでは故障を検出するノードの同期点管理プログ
ラムがそのサブツリーのそれらに隣接するノードにおけ
るすべての資源変更をバックアウトし、この隣接ノード
が更にその隣接ノードにバックアウトを伝えることを繰
り返す。このＬＵＷＩＤはこのサブツリー内のすべての
ノードにおいて自動的に増分され、ワークはその増分し
たＬＵＷＩＤで続けることが出来る。いずれのサブツリ
ー内のＴＰも古いＬＵＷＩＤでワークをすでにスタート
しているかもしれないので、そのＬＵＷＩＤに関連する
ワークは両サブツリーにおいてバックアウトされねばな
らない。非アロケータツリーの第１ノードすなわち破断
点に最も近いノードの同期点管理プログラムはそれがア
ロケートしたすべての対話をデアロケートする。これは
ＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ（ＡＢＥＮＤ）動詞で
達成されることは前述したことである。これは対話を切
り離し、そして切り離された会話の両側をしてＬＵＷを
バックアウトさせるものである。図３の例ではノード３
００−２と３００−４の間の通信が故障したものとす
る。アロケータツリーではＳＰＭ３０７−２がノード３
００−１と３００−３にＢＡＣＫＯＵＴメッセージを送
る。非アロケータツリーではＬＵ３０６−４がノード３
００−５と３００−６にＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹＰ
Ｅ（ＡＢＥＮＤ）を送る。

【００２７】これが異常デアロケーションを伝ぱんした
後に非アロケータツリー内の同期点管理プログラムがそ
のＴＰによりスタートしたワークにつき新しいＬＵＷＩ
Ｄを与え、このＬＵＷＩＤのＬＵ識別フィールド２００
内にそれ自体のＬＵ名を有する。これによりそのＴＰが
新しいワークを安全に開始しうるようになる。本発明に
よれば非アロケータツリーの更に下位の各ＬＵはＤＥＡ
ＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ（ＡＢＥＮＤ）に応じて同一
の論理動作を行い、それ故非アロケータサブツリー全体
が捨てられ、その非アロケータサブツリー内の各ＴＰに
は資源への以降のアクセスのためそれ自体のＬＵ識別を
用いてそれ自体の固有のＬＵＷＩＤが与えられる。

【００２８】図４〜６のフローチャートはＬＵＷＩＤを
管理するための上記の概念を示すものである。これらフ
ローはトランザクションツリーの各ノードにおいてＳＰ
ＭとＬＵを含むオペレーティングシステムにより実行さ
れる。ステップ４００（図４）でＴＰにより発行される
動詞を受ける。ステップ４０２で、動詞がＳＹＮＣＰＴ
（コミット）動詞であるかまたはＢＡＣＫＯＵＴ動詞で
あるかを判断する。それらでなければステップ４０４
（図６）においてＬＵは通常のようにこの動詞の内容を
実行する。この通常の処理の一部は動詞を実行した結果
を決定することである。この結果を示すリターンコード
がステップ４０６でＴＰにもどされる。ステップ４０８
で、このリターンコードがパートナーＴＰで通信故障が
検出されたことを示すか、あるいはＤＥＡＬＬＯＣＡＴ
Ｅ（ＡＢＥＮＤ）メッセージがパートナーＴＰから入っ
たかどうかを判断する。ここで「ＮＯ」の場合、ＬＵは
（図６のプログラム出口Ｂおよび図４のプログラム入口
Ｂを介して）ステップ４００の状態にもどり、問題のＴ
Ｐによる次の動詞の発生を待つ。現在のＬＵＷＩＤは増
加されない。これはＳＹＮＣＰＴまたはＢＡＣＫＯＵＴ
動作後にのみ生じる。ステップ４０８でリターンコード
が通信故障またはＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ（ＡＢＥＮＤ）
メッセージが入ったことを示す場合には、ステップ４１
０で問題のＴＰから次の動詞を待つ状態に入る。この時
点でバックアウト動作が要求されるが、これはＳＹＮＣ
ＰＴまたはＢＡＣＫＯＵＴ動詞でＴＰにより開始しう
る。この場合のＳＹＮＣＰＴ動詞はＢＡＣＫＯＵＴ動詞
として処理される。従って、次の動詞が入ると、ステッ
プ４１２で、その動詞がＳＹＮＣＰＴ動詞かＢＡＣＫＯ
ＵＴ動詞かを判断する。それらでなければこれはＴＰが
処理不可能な動詞を出したことになる。この場合、ステ
ップ４１４で「チェックステート」リターンコードをＴ
Ｐにもどしてそれに非一貫性を通知し、ステップ４１０
にもどりＳＹＮＣＰＴまたはＢＡＣＫＯＵＴ動詞を待
つ。ＳＹＮＣＰＴまたはＢＡＣＫＯＵＴ動詞が入ると、
プログラム出入口Ｃを介してステップ４４０（図４）に
飛び、ここでこのＬＵが非アロケータサブツリーにある
かどうかを判断する。この場合、ステップ４１８（図
５）でサブツリーの廃棄を開始する。これは元々ＬＵが
アロケートした会話を介してＬＵがそのパートナーＬＵ
にＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ（ＡＢＥＮＤ）メッ
セージを送ることにより行われる。このように、図３に
おいて、ＴＰ３０２−２がＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹ
ＰＥ（ＡＢＥＮＤ）をＬＵ３０６−４に送るかあるいは
通信故障が会話３１２に生じるかする場合には、ノード
３００−４におけるＬＵ３０６−４がステップ４１８に
おいてノード３００−５，３００−６にＤＥＡＬＬＯＣ
ＡＴＥ ＴＹＰＥ（ＡＢＥＮＤ）を送ることにより、メ
ンバーであるサブツリーの廃棄を開始する。ノード３０
０−４はステップ４２０でＴＰ３００−４について新し
いＬＵＷＩＤを発生してステップ４００でそのワークを
進める。ＬＵ３００−５と３００−６の夫々のノードに
ＬＵ３００−４からＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ
（ＡＢＥＮＤ）動詞を受けるとき、そのノードにおいて
実行するＬＵプログラムインスタンスのステップ４０８
（図６）または後述する他のステップは夫々のノードに
よりアロケートされたサブツリーがあれば、そのサブツ
リーの部分を更に捨てるためにその動詞に作用する。こ
のように、図３において、トランザクションツリーの一
部としてノード３００−５によりアロケートされた付加
的会話があるとすれば、対応するＴＰはノード３００−
５からＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ（ＡＢＥＮＤ）
メッセージを受けることになる。捨てられようとしてい
るサブツリーの各ノードはそのサブツリーから切り離さ
れるから、それはそれ自体用の新しいＬＵＷＩＤを発生
し、その新しいＬＵＷＩＤを用いて新しいワークに進
む。これをステップ４２０（図５）に示す。ＬＵＷＩＤ
の発生についての前記したルールによれば、夫々捨てら
れたモードで発生されるＬＵＷＩＤはフィールド２００
にそれ自体のＬＵ識別を含む。

【００２９】ステップ４０２（図４）にもどり、１つの
ノードでＴＰにより出される動詞がＳＹＮＣＰＴまたは
ＢＡＣＫＯＵＴであれば、ステップ４２４でそれをＳＰ
Ｍに送ることによりその動詞の実行を開始する。ステッ
プ４２６で次にこのＳＹＮＣＰＴまたはＢＡＣＫＯＵＴ
の実行中、通信故障が検出されるかあるいはＤＥＡＬＬ
ＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ（ＡＢＥＮＤ）メッセージがパー
トナーＴＰにあるいはそれから入ったかどうかを判断す
る。通常、答えは否であり、ステップ４２８で実行中の
動詞がＢＡＣＫＯＵＴかどうかを判断する。この動詞が
ＢＡＣＫＯＵＴであれば、その動詞の実行は完了し、プ
ログラム出入口Ａを介してステップ４００へもどる。入
口Ａにおいてステップ４２２はステップ４００でのＴＰ
による次の動詞の発生の前に現在のＬＵＷＩＤを増分さ
せる。これは、現在のトランザクションが完了しており
（この場合にはバックアウトされている）、新しいトラ
ンザクションが今はじまりつつあるために行われる。ア
ロケータツリーの各ノードで実行される図４〜６のＬＵ
プログラムはその新しいトランザクションを扱う前に同
じ状態までそのＬＵＷＩＤを増分させるために同じステ
ップを行う。

【００３０】ステップ４２８において、現在の動詞がＢ
ＡＣＫＯＵＴでないとすると、それはＳＹＮＣＰＴでな
くてはならない。もし、コミット動作中、ＳＰＭがＣＯ
ＭＭＩＴメッセージ（ステップ４３０：図５）を受ける
とすれば、ステップ４３４は、この会話がコミット動作
の終りに通常通りデアロケートされるべきかどうかの判
断を行う。もし、ここで否定であれば、プログラムはス
テップ４３２に進む。もし肯定であれば、ステップ４３
６と４３８でアロケーションツリーが分割されているた
めに新しいＬＵＷＩＤを発生しそれをこのサブツリー内
の他のすべてのパートナーＳＰＭに伝えなければならな
い。これは、コミットする必要のある変化をなさないた
め回避ヴォートを示すＰＲＥＰＡＲＥ ＴＯ ＣＯＭＭ
ＩＴに対しＦＯＲＧＥＴを返したパートナーを含む。こ
のように、このサブツリー内のすべてのＳＰＭは同じＬ
ＵＷＩＤで進む。ステップ４００でＳＰＭはそのＴＰか
ら入る次の動詞を待つ。この新しいＬＵＷＩＤはステッ
プ４３６からの次のトランザクションについて固有のＬ
ＵＷＩＤをすでに有するからステップ４００に進む前に
増分されない。

【００３１】ステップ４３２において、問題のＳＰＭが
ＨＭ（ＣＥＢ）またはＦＯＲＧＥＴ（ＲＩＰ，ＣＥＢ）
を受ければ、これは、故障による破断がこのＳＰＭに隣
接するもの以外のアロケーションツリーのどこかで生じ
たことを意味する。ＣＥＢインジケータは、このＳＰＭ
を含むノードがアロケーションツリーから分けられるべ
きであり、それ故このアロケーションツリーの他の部分
との通信をその後行うことの出来ないサブツリーを形成
することを意味する。それ故、遠隔ツリーの破断に応答
するためこのサブツリーを捨て、あるいはバックアウト
するための特別なアクションをとらねばならない。ステ
ップ４１６で、デアロケートされている会話がこのＳＰ
Ｍをアロケートしたものであると判断されれば、残りの
ノードあるいはＳＰＭはステップ４１８で捨てられる。
これはすべてのパートナーＳＰＭにＤＥＡＬＬＯＣＡＴ
Ｅ ＴＹＰＥ （ＡＢＥＮＤ）を送ることにより開始さ
れる。ステップ４２０で次のワークのためにこのサブツ
リー用の新しいＬＵＷＩＤが発生される。デアロケート
されている会話がこのＳＰＭによりサービスを受けるＴ
Ｐをアロケートしたものでないならば、このＳＰＭを含
むサブツリーはそのままとされてバックアウトされる
（図６：ステップ４４２）。ステップ４３２（図５）で
ＨＭ（ＣＥＢ）またはＦＯＲＧＥＴ（ＲＩＰ，ＣＥＢ）
が入らないなら、これは通常のコミット動作である。ス
テップ４２２がＬＵＷＩＤを増分して新しいワークを進
める。ステップ４２６での判断結果が肯定であれば、動
詞の実行を終了してＬＵＷＩＤを増分した後、前述のス
テップ４４０に進む。

【００３２】図７〜１２は、ノードの夫々における図４
〜６のプログラムの実行により生じる図３のノード間の
メッセージの流れを示す。これらの図は後述するある種
の速記法を用いる。用語はＬＵ６．２に固有のものであ
り、その詳細についてはＩＢＭ社の文献ＳＮＡ ＬＵ
６．２ ＲＥＦＥＲＥＮＣＥ：ＰＥＥＲ ＰＲＯＴＯＣ
ＯＬＳ（ＳＣ３１−６８０８）を参照されたい。 Ｄ（Ｓ）＝ＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ（ＳＹＮＣ
−ＬＥＶＥＬ）：コミット後の会話をデアロケートす
る。 Ｄ（Ａ）＝ＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ（ＡＢＥＮ
Ｄ）：プロトコル違反またはプログラムで検出されるエ
ラーのような異常発生により会話をデアロケートする。 ＩＮＩＴ＝同期点イニシエータ（コミットコーディネー
タ） 文字Ａ〜Ｆは夫々図３のノード３００−１〜６を表わす
ために用いられる。

【００３３】これらの図の各ノードの下は、Ａ．１でス
タートし、ＴＰに制御をもどすとき用いられるＬＵＷＩ
Ｄのシーケンスである。ＡのようなＬＵＷＩＤ内の文字
はそれを作成したノードを示し、数字は図に示す事象の
スタートに対するシーケンス数を示す。それ故、Ａ．１
はアロケータツリーのルートノードＡがコミット処理用
に用いられる第１ＬＵＷＩＤを開始したことを示す。
「Ａ．１；Ａ２（ＢＯ）；Ａ．３」のようなシーケンス
が、「Ａ．１のシーケンス数がＡ．２に増分され；Ａ．
２ＬＵＷがバックアウト（ＢＯ）され；Ａ．３がＬＵＷ
ＩＤ管理フローによるＬＵＷＩＤである」という具合に
読取られる。ツリーの異なる部分におけるメッセージフ
ロー間の時間順位を示す必要がある場合には、これらフ
ローは発生回数でマークされ、かくして、「フロー（発
生数）」である。

【００３４】各例において、全分散トランザクションの
すべてのメンバーはＬＵＷＩＤＡ．１でスタートするも
のとする。１つの図で障害のある会話は“Ｘ”を付して
示す。

【００３５】図７はコミット動作以外で生じる会話の中
断すなわちＤ（Ａ）の場合を示す。この例ではノードＢ
とＤの間の会話が中断されコミット動作が進行しないも
のとする。ノードＢとＤのＴＰはＳＹＮＣＰＴまたはＢ
ＡＣＫＯＵＴ動詞のみを受け入れうる状態にある。ノー
ドＢのＴＰがＢＡＣＫＯＵＴ動詞を出すと、ＢＡＣＫＯ
ＵＴメッセージがＡとＣに送られ、Ａ，Ｂ，Ｃのすべて
がＡ．１で識別されるＬＵＷをバックアウトし、新しい
ＬＵＷで進むためにＬＵＷＩＤを増分させる。ノードＤ
でのトランザクションプログラムがＢＡＣＫＯＵＴ動詞
を出すと、ＳＰＭがその残りの会話の夫々にＤＥＡＬＬ
ＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ（ＡＢＥＮＤ）を出し、Ａ．１で
識別されるＬＵＷをバックアウトし、そして新しいトラ
ンザクションを続けることが出来ように新しいＬＵＷＩ
Ｄを発生する。ＥとＦはノードＤからＤＥＡＬＬＯＣＡ
ＴＥ ＴＹＰＥ（ＡＢＥＮＤ）を受けるとき同じ動作を
行う。メッセージフローの終りでＡ．１は各ノードでバ
ックアウトされており、そして４本の切り離されたサブ
ツリー（Ａ−Ｂ−Ｃ，Ｄ，Ｅ，Ｆ）の夫々が異なるＬＵ
ＷＩＤを使用する。

【００３６】図８はＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ
（ＳＹＮＣ−ＬＥＶＥＬ）動詞に続くコミット動作後に
生じる正常な会話デアロケーションに続くメッセージフ
ローを示す。ＬＵ Ｅはコミットイニシエータである。
ノードＢとＤの間の会話はコミット動作が完了するとき
デアロケートされる。ノードＢがノードＤからＣＯＭＭ
ＩＴメッセージを受けるとき、ノードＢはそのサブツリ
ー用の新しいＬＵＷＩＤを発生してそれをＣＯＭＭＩＴ
メッセージと共にＡとＣに送る。次にノードＢはＦＯＲ
ＧＥＴ，ＣＥＢをノードＤに送り同期点動作を完了す
る。Ｄ，Ｅ，Ｆは元のＬＵＷＩＤを増分させて、次のＬ
ＵＷ用のＬＵＷＩＤを発生する。この動作の終了時に、
ＬＵＷＩＤＡ．１はすべてのノードでコミットされてお
り、そして２本の分断されたサブツリー（Ａ−Ｂ−Ｃと
Ｄ−Ｅ−Ｆ）は異なるＬＵＷＩＤで継続する。Ｄ−Ｅ−
Ｆサブツリーで用いられるＬＵＷＩＤは、Ａがそのサブ
ツリーに接続されなくてもそのＡについてのＬＵ名を有
しつづける。これは問題ではない。というのは、ＬＵＷ
ＩＤ内のＬＵ名の目的は固有性を保証することだけであ
り、ＬＵ Ａはこの例のスタート時に用いたＡ．１を複
製する他のＬＵＷＩＤを発生しないからである。

【００３７】図９はＣＥＢを伴わないＦＯＲＧＥＴがＰ
ＲＥＰＡＲＥ ＴＯ ＣＯＭＭＩＴメッセージに対する
応答に出される場合を示す。ＬＵ Ｅはコミットイニシ
エータである。Ａ−Ｂ−ＣサブツリーはＰＲＥＰＡＲＥ
に対する応答としてＦＯＲＧＥＴをヴォートし、Ａ．１
ＬＵＷ中に資源に対する変化がなされなかったことを
示す。同期点管理プログラムは次のメッセージが入るま
でＡ，ＢまたはＣのＴＰに制御をもどさない。トランザ
クションツリー内（ＥとＤの間）のどこかのデアロケー
トされた会話はＤに新しいＬＵＷＩＤのそのサブツリー
への伝ぱんを要求する。Ａ，Ｂ，Ｃは新しいＬＵＷＩＤ
が入るまで持続しえない。デアロケートされた会話がな
い場合には、任意の種類の次のメッセージがＡ，Ｂまた
はＣの同期点管理プログラムの、新しいＬＵＷＩＤが送
られないことを示す信号である。この動作の終了時に、
ＬＵＷ Ａ．１はＤ，Ｅ，Ｆでコミットされており、
Ａ，Ｂ，Ｃでは変更がなされていないからコミットメン
トは必要でなく、これら２つの分離されたサブツリー
（ＥおよびＦ−Ｄ−Ｂ−Ａ−Ｃ）は異なるＬＵＷＩＤを
使用する。

【００３８】図１０はＨＭＣＥＢまたはＦＯＲＧＥＴ，
ＲＩＰ ＣＥＢがアロケータツリーを流下される場合を
示す。ＬＵ Ｅはコミットイニシエータである。ノード
ＢとＣの間の会話はコミット動作の第２相の中間で故障
する。便宜上、その前のメッセージは図示していない。
第１再同期化が失敗してノードＢにＤから入るＣＯＭＭ
ＩＴメッセージに対しＦＯＲＧＥＴ，ＲＩＰを送らせる
か、ノードＢが再同期化中にヒューリスティックダメー
ジを検出するかする。いずれの場合にもノードＢからＤ
へのメッセージではＣＥＢインジケータを伴い、会話を
終了させる。ＡのＴＰはＥとＦでのトランザクションプ
ログラムでも用いられているＬＵＷＩＤＡ．２をすでに
続けているからノードＢはＡにＢＡＣＫＯＵＴを送る。
ノードＤがＨＭまたはＦＯＲＧＥＴ，ＲＩＰをそのイニ
シエータＥに送った後に、ＥはＬＵＷＩＤ Ａ．２を続
けるＴＰにもどる。それ故ノードＤはＤＥＡＬＬＯＣＡ
ＴＥ ＴＹＰＥ（ＡＢＥＮＤ）メッセージと共にＨＭま
たはＦＯＲＧＥＴ，ＲＩＰメッセージを従えなくてはな
らず、そしてこれがＡ．２をバックアウトし、Ｅをして
次のトランザクション用の新しいＬＵＷＩＤを発生させ
る。Ｃは流下会話を有しないから、それがそのＴＰにも
どる前に行わねばならないアクションは新しいＬＵＷＩ
Ｄを発生することだけである。それが下向きの会話を有
しているとすれば、それらにＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ Ｔ
ＹＰＥ（ＡＢＥＮＤ）を送ることにより、それらをして
ＬＵＷ Ａ．２をバックアウトさせてそれら自体の新し
いＬＵＷＩＤを発生させることになる。この動作の終了
時にＡ．１はＡ，Ｂ，Ｄ，Ｅ，Ｆでコミットされてい
る。５本の分離したサブツリー（Ａ−Ｂ，Ｃ，Ｄ，Ｅ，
Ｆ）はＡ．２をバックアウトして異なるＬＵＷＩＤを使
用する。

【００３９】図１１はＨＭ ＣＥＢまたはＦＯＲＧＥ
Ｔ，ＲＩＰ ＣＥＢがアロケータツリーを逆のぼる場合
を示す。ＬＵ Ａはコミットイニシエータである。ノー
ドＤはＥとＦにＣＯＭＭＩＴメッセージを送る間にＦと
の会話の中断を検出する。便宜上、前のメッセージは示
していない。Ｆとの再同期化は失敗するか、あるいは、
ヒューリスティックダメージが生じたことを明らかにす
る。ノードＤはこの情報をＢに送り、会話終了インジケ
ータ（ＣＥＢ）をセットする。ノードＤのＢとの会話は
コミット動作の一部としてデアロケートされるから、ノ
ードＤは通常のコミットフローの一部としてＥに新しい
ＬＵＷＩＤを送る。ノードＢはＤとの会話のアロケータ
であったから、それがＨＭまたはＦＯＲＧＥＴ，ＲＩＰ
メッセージを受けるとき、次のＬＵＷをバックアウト
し、ＬＵＷＩＤ Ａ．２でロックするその分離されたサ
ブツリーのノードが無いようにする。このように、ノー
ドＢは局所的にバックアウトしてＣにＢＡＣＫＯＵＴメ
ッセージを送る。ＡはＨＭまたはＦＯＲＧＥＴ，ＲＩＰ
メッセージをノードＢから受けるとき同じアクションを
行うから、ＢがＡにＢＡＣＫＯＵＴを送る必要はない。
この動作の終了時にはＬＵＷＩＤ Ａ．１はコミットさ
れており、ＬＵＷＩＤ Ａ．２はバックアウトされてお
り、そして分離したサブツリー（Ａ−Ｂ−Ｃ，Ｄ−Ｅ，
Ｆ）のすべてが異なるＬＵＷＩＤを使用する。

【００４０】図１２はコミット動作中のノードＢとＤの
間の会話の中断の場合を示す。便宜上、全コミットシー
ケンスは示していない。この例ではどのノードがコミッ
トイニシエータであるかは重要でない。再同期化がＢと
Ｄの間で完了した後、ＢＡＣＫＯＵＴがＡとＣに送ら
れ、そしてＤＥＡＬＬＯＣＡＴＥ ＴＹＰＥ（ＡＢＥＮ
Ｄ）がＥとＦに送られる。この動作の終了時には、再同
期化を支配する通常のプロトコルにより、ＬＵＷＩＤ
Ａ．１はバックアウトするかコミットする。ＬＵＷ
Ａ．２はすべての関係部分でバックアウトされ、そして
分離されたサブツリー（Ａ−Ｂ−Ｃ，Ｄ，Ｅ，Ｆ）は異
なったＬＵＷＩＤを使用する。

【図面の簡単な説明】

【図１】通信リンクにより直列に接続されたツリーノー
ドからなる簡単な分散ネットワークを示す図。

【図２】論理的ワーク単位識別子（ＬＵＷＩＤ）のフォ
ーマット例を示す図。

【図３】各ノードがＳＰＭ，トランザクションプログラ
ム（ＴＰ）、データベース資源、およびＴＰが同一また
は異なるノードの他のＴＰと通信しうるようにするため
に用いられる論理ユニット（ＬＵ）を含むより複雑な分
散ネットワークを示す図。

【図４】異常および正常な事象により生じるＴＰの切断
されたサブツリーの面での図３と同様の連鎖トランザク
ション処理システム用の異なるＴＰでのＬＵＷＩＤを管
理するためのステップを示すフローチャートの第１部分
を示す図。

【図５】図４とＩ−Ｉ線で結合される図４と同一フロー
チャートの第２部分を示す図。

【図６】図４とII−II線で結合される図４と同一フロー
チャートの第３部分を示す図。

【図７】システム内に生じる異なる状況についてＬＵＷ
ＩＤを管理するための、図３のシステムのノード間のメ
ッセージフローの第１の態様を示す図。

【図８】図７と同様のメッセージフローの第２の態様を
示す図。

【図９】図７と同様のメッセージフローの第３の態様を
示す図。

【図１０】図７と同様のメッセージフローの第４の態様
を示す図。

【図１１】図７と同様のメッセージフローの第５の態様
を示す図。

【図１２】図７と同様のメッセージフローの第６の態様
を示す図。

【符号の説明】

３００−１ ノード ３００−２ ノード ３００−３ ノード ３００−４ ノード ３００−５ ノード ３００−６ ノード ３０２−１ トランザクションプログラム（ＴＰ） ３０２−２ トランザクションプログラム（ＴＰ） ３０２−３ トランザクションプログラム（ＴＰ） ３０２−４ トランザクションプログラム（ＴＰ） ３０２−５ トランザクションプログラム（ＴＰ） ３０２−６ トランザクションプログラム（ＴＰ） ３０４−１ データベース（ＤＢ） ３０４−２ データベース（ＤＢ） ３０４−３ データベース（ＤＢ） ３０４−４ データベース（ＤＢ） ３０４−５ データベース（ＤＢ） ３０４−６ データベース（ＤＢ） ３０６−１ 論理ユニット（ＬＵ） ３０６−２ 論理ユニット（ＬＵ） ３０６−３ 論理ユニット（ＬＵ） ３０６−４ 論理ユニット（ＬＵ） ３０６−５ 論理ユニット（ＬＵ） ３０６−６ 論理ユニット（ＬＵ） ３０７−１ ＳＰＭ ３０７−２ ＳＰＭ ３０７−３ ＳＰＭ ３０７−４ ＳＰＭ ３０７−５ ＳＰＭ ３０７−６ ＳＰＭ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 アンドルー、ポール、シトロン アメリカ合衆国ノースカロライナ州、ロ ーリー、ホワイトストーン、ロード、 10216 (72)発明者 ブルース、ギルバート、リンゼー アメリカ合衆国カリフォルニア州、サ ン、ノゼ、セットル、アベニュ、1185 (56)参考文献 「情報処理学会研究報告」ｖｏｌ. 87，Ｎｏ．82（89−ＤＰＳ−43−３) （1989−９) 「情報処理学会第40回（平成２年前 期）全国大会講演論文集」（1990−３) ｐ．1458−1459 「情報処理学会第39回（平成元年後 期）全国大会講演論文集」（1989−10) 「ｂｉｔ別冊ＡＣＭ ＣｏｎｐｕＴｉ ｎｇ ｓｕｒｖｅｙｓ’84 コンピュー ターサイエンス」（1986）ｐ．145−188 (58)調査した分野(Int.Cl.⁶，ＤＢ名) G06F 12/00 G06F 17/30

Claims (3)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】ツリーを形成するように論理的に接続され
   た複数の処理ノードを有し、各ノードが現在のワーク単
   位識別子から次のワーク単位識別子を自動的に作成す
   る、２相コミット方式の連鎖分散データベーストランザ
   クションシステムにおいてワーク単位識別子を管理する
   方法であって、 上記ツリーの切断を生じさせる非障害状態が生じたこと
   に応答して、 上記切断により生じる第１サブツリーおよび第２サブツ
   リーにおいて分散データベースに対してなされたすべて
   の変更をコミットするステップと、 上記第１サブツリーのノードの夫々において現在のワー
   ク単位識別子から次のトランザクションのワーク単位識
   別子を作成するステップと、 上記第１サブツリーでトランザクションワークを進める
   ステップと、上記次のトランザクションのワーク単位識別子とは異な
   る新しい ワーク単位識別子を発生するステップと、上記新しいワーク単位識別子を上記第２サブツリー中で
   伝搬させる ステップと、 上記第２サブツリーでトランザクションワークを進める
   ステップと、 を有する連鎖分散データベーストランザクションシステ
   ムにおけるワーク単位識別子の管理方法。
2. 【請求項２】トランザクションツリーを形成するように
   論理的に接続された複数の処理ノードを有し、各ノード
   が現在のワーク単位識別子から次のワーク単位識別子を
   自動的に作成する、２相コミット方式の連鎖分散データ
   ベーストランザクションシステムにおいてワーク単位識
   別子を管理する方法であって、上記ツリー中 の２つのノード間の通信障害の発生に応答
   して、 上記通信障害によるツリーの切断により形成されるサブ
   ツリーのうちの第１サブツリーにおいて現在のトランザ
   クションの処理により生じたすべてのデータベース変更
   をバックアウトするステップと、 上記第１サブツリーのノードの夫々において現在のワー
   ク単位識別子から次の トランザクションのワーク単位識
   別子を作成するステップと、 上記第１サブツリーでトランザクションワークを進める
   ステップと、 上記通信障害により形成された上記サブツリーのうちの
   第２サブツリーにおいて現在のトランザクションの処理
   により生じたすべてのデータベース変更をバックアウト
   し、上記次のトランザクションのワーク単位識別子とは
   異なる新しいワーク単位識別子を発生するステップと、 を有する連鎖分散データベーストランザクションシステ
   ムにおけるワーク単位識別子の管理方法。
3. 【請求項３】トランザクションツリーを形成するように
   論理的に接続された複数の処理ノードを有し、各ノード
   が現在のワーク単位識別子から次のワーク単位識別子を
   自動的に作成する、２相コミット方式の連鎖分散データ
   ベーストランザクションシステムにおいてワーク単位識
   別子を管理する方法であって、コミット動作中に上記ツリーの切断を生じさせる障害状
   態が発生したかどうかを判断するステップと 、上記障害状態が発生したことに応答してコミット動作を
   終わらせ、上記次のワーク単位識別子を作成する ステッ
   プと、上記ツリーの切断により形成されるサブツリーのうち、
   上記ツリーの構築を開始したルートノードを含む第１サ
   ブツリーにおいて上記次のワーク単位識別子により示さ
   れる次のトランザクションをバックアウトした後、その
   次のワーク単位識別子を作成してトランザクションワー
   クを進める ステップと、上記ルートノードを含まない第２サブツリーにおいて上
   記第１サブツリーのものとは異なる新しいワーク単位識
   別子を発生する ステップと、 を有する連鎖分散データベーストランザクションシステ
   ムにおけるワーク単位識別子の管理方法。