JP7438603B2 - トランザクション処理方法、装置、コンピュータデバイス及びコンピュータプログラム - Google Patents

Description

本出願は、２０２０年０５月２０日にて提出された出願番号が２０２０１０４３１６５９．８であって、発明の名称が「トランザクション処理方法、装置、コンピュータデバイス及び記憶媒体」である中国特許出願の優先権を主張し、その全内容を本出願に援用する。

本出願は、データベースの技術分野に関し、特に、トランザクション処理方法、装置、コンピュータデバイス及び記憶媒体に関する。

トランザクション処理とは、データベースシステムにおける読み取りトランザクション及び書き込みトランザクションに対する処理である。２つのトランザクションが、重複する処理期間中に少なくとも１つの同じデータオブジェクトを操作した場合、同時トランザクションと称する。例えば、ある期間に、送金を銀行口座に預金し即ちデータベースシステムが銀行口座の預金に対して書き込みトランザクションを１回実行し、同時に、銀行口座の預金をチェックし即ちデータベースシステムが銀行口座の預金に対して読み取りトランザクションを１回実行した場合、上記の読み取りトランザクションと書き込みトランザクションは、同時トランザクションである。

データベースシステムにおいて、同時トランザクションにおける読み取りトランザクションと書き込みトランザクションの間に競合が発生する可能性があり、即ち、データ異常が発生する可能性があり、例えば、送金の入金と同時に残高を読み取る場合、読み取られる残高は入金前の場合もあれば、入金後の場合もあり、そのため、データベースシステムにおいてデータ異常を識別して回避する方法が重要な問題になっている。データ異常を識別するには次の２つの方法があり、１つは、ロッキング技術を使用し、ロックの相互排除メカニズムに依存して、データ異常を回避する方法であり、もう１つは、依存性グラフ技術を使用し、同時トランザクションで構成される依存性グラフにループがあるかどうかを確認し、ループがある場合にループの存在を壊す必要があることで、潜在的なデータの異常を排除する方法である。

しかしながら、ロッキング技術により、データベースシステムの同時実行性（Ｃｏｎｃｕｒｒｅｎｃｙ）が制限されるため、トランザクション処理の効率が低下し、上記の同時実行性は、同時実行が許可されるトランザクションの数を示す。依存性グラフ技術は、ループの存在を識別するために各同時トランザクションをトラバースする必要があるため、トランザクション処理の効率が高くない。従って、トランザクション処理の効率を向上させることができるトランザクション処理方法が緊急に必要とされている。

本出願の実施例は、データベースシステムのトランザクション処理効率を向上させることができるトランザクション処理方法、装置、コンピュータデバイス及び記憶媒体を提供する。当該技術案は、以下の通りである。

一態様では、ノードデバイスに適用されるトランザクション処理方法を提供し、当該方法は、
ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み操作が実行されることに応答して、ターゲットトランザクションの少なくとも１つの同時トランザクションを取得するステップであって、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションがトランザクションの実行期間に同じデータ項目に対して読み取り・書き込み操作を実行するステップと、
少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常があるかどうかを決定するステップと、
少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないことに応答して、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合をマージして、ターゲットトランザクションをコミットするステップと、を含む。

一態様では、トランザクション処理装置を提供し、当該装置は、
ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み操作が実行されることに応答して、ターゲットトランザクションの少なくとも１つの同時トランザクションを取得するための第１の取得モジュールであって、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションがトランザクションの実行期間に同じデータ項目に対して読み取り・書き込み操作を実行する第１の取得モジュールと、
少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常があるかどうかを決定するための第２の取得モジュールと、
少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないことに応答して、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合をマージして、ターゲットトランザクションをコミットするためのマージコミットモジュールと、含む。

一態様では、少なくとも１つのプロセッサー及び少なくとも１つのメモリを含むコンピュータデバイスを提供し、当該少なくとも１つメモリには少なくとも１つのプログラムコードが記憶され、当該少なくとも１つのプログラムコードは、上記のいずれかの可能な実現方式のトランザクション処理方法によって実行される操作を実現するために、当該少なくとも１つのプロセッサーによってロードされて実行される。

一態様では、記憶媒体を提供し、当該記憶媒体には少なくとも１つのプログラムコードが記憶され、当該少なくとも１つのプログラムコードは、上記のいずれかの可能な実現方式のトランザクション処理方法によって実行される操作を実現するために、プロセッサーによってロードされて実行される。

一態様では、コンピュータプログラム製品を提供し、当該コンピュータプログラム製品は、コンピュータ命令を含み、上記のコンピュータ命令は、コンピュータ可読記憶媒体に記憶される。コンピュータデバイスのプロセッサーは、上記のコンピュータ可読記憶媒体から上記のコンピュータ命令を読み取り、上記のプロセッサーは、上記のコンピュータ命令を実行することで、上記のトランザクション処理方法の様々な選択可能な実現方式によって提供される方法を上記のコンピュータデバイスに実行させる。

本出願の実施例で提供される技術案によってもたらされる有益な効果は、少なくとも以下を含む。

ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み操作が実行されることに応答して、当該ターゲットトランザクションの少なくとも１つの同時トランザクションを取得し、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないと決定した場合、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合をマージして、当該ターゲットトランザクションをコミットすることによって、この方法は、ターゲットトランザクションの各操作が実行されるときにデータベースシステム内の様々なデータ異常を全面的に検出し、データ状態の一貫性を保証することができ、データ状態の一貫性を保証した上で、このようなトランザクション処理メカニズムは、ロッキング技術に完全に依存することも、依存性グラフ技術に完全に依存することもなく、システムの同時実行性の制限を回避し、トランザクション処理の効率を向上させることができる。

本出願の実施例によるトランザクション処理方法の実施環境の概略図である。 本出願の実施例による垂直辺の概略図である。 本出願の実施例による天辺の概略図である。 本出願の実施例による読み取り・書き込み斜辺の概略図である。 本出願の実施例による読み取り専用斜辺の概略図である。 本出願の実施例による一貫性状態辺の原理図である。 本出願の実施例による静的辺の概略図である。 本出願の実施例による鋸波異常の原理図である。 本出願の実施例によるトランザクション処理方法のフローチャートである。 本出願の実施例によるターゲット検出結果を取得するフローチャートである。 本出願の実施例によるターゲット検出結果を取得するフローチャートである。 本出願の実施例によるＨＬＣに基づいてグローバルスナップショットを確立する原理図である。 本出願の実施例による２つのノード上に４つのトランザクションによって形成される分散トランザクション読み取り異常の原理図である。 本出願の実施例による２つのノード上に３つのトランザクションによって形成される分散トランザクション書き込み異常の原理図である。 本出願の実施例によるトランザクション処理装置の構成概略図である。 本出願の実施例によるコンピュータデバイスの構成概略図である。

本出願の実施例を紹介する前に、クラウド技術の分野におけるいくつかの基本的な概念を導入する必要がある。

クラウド技術（Ｃｌｏｕｄ Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ）：ハードウェア、ソフトウェア、ネットワーク、その他の一連のリソースをワイドエリアネットワーク又はローカルエリアネットワークで統合して、データの計算、記憶、処理、共有を実現するホスティング技術であり、即ち、クラウドコンピューティングのビジネスモード応用に基づくネットワーク技術、情報技術、統合技術、管理プラットフォーム技術、アプリケーション技術などの総称であり、リソースプールを形成でき、オンデマンドで柔軟かつ便利に使用できる。クラウドコンピューティング技術は、クラウド技術分野の重要なサポートになる。クラウド技術ネットワークシステムのバックグラウンドサービスは、ビデオウェブサイト、画像類ウェブサイト、その他のポータルサイトなど、多くのコンピューティングおよびストレージリソースを必要とする。インターネット業界の高度な発展及び応用に伴い、将来的には、各製品に独自の識別マークが付けられる可能性があり、バックグラウンドシステムに伝送して論理処理を実行する必要があり、異なるレベルのデータは分けられて処理され、あらゆる種類の業界データはいずれも、強力なシステムバッキングを必要とし、クラウドコンピューティングによって実現できる。

クラウドストレージ（Ｃｌｏｕｄ Ｓｔｏｒａｇｅ）：クラウドコンピューティングの概念から拡張及び開発された新しい概念であり、分散クラウドストレージシステム（以下、ストレージシステムと称する）とは、クラスターアプリケーション、グリッド技術及び分散ストレージファイルシステムなどの機能によって、ネットワークにおける多くの様々な異なるタイプのストレージデバイス（ストレージノードとも呼ばれる）を、アプリケーションソフトウェア又はアプリケーションインターフェースを介して統合して協働させ、データストレージ及びサービスアクセス機能を共同で外部に提供するストレージシステムである。

データベース（Ｄａｔａ Ｂａｓｅ、ＤＢ）：要するに、電子ファイリングキャビネットと見なすことができ、電子ファイルが記憶される場所であり、ユーザーは、ファイル内のデータに対して追加、クエリ、更新、削除などの操作を実行することができる。「データベース」とは、特定の方式で一緒に記憶され、少なくとも２人のユーザーと共有することができ、冗長性が可能な限り少なく、アプリケーションプログラムから互いに独立しているデータ集合である。

本出願の実施例に関するデータベースシステムは、スタンドアロンデータベースシステム、スタンドアロントがランザクションを主とするデータベースシステム（スタンドアロントランザクション型データベースシステムとも呼ばれる）、スタンドアロンが分析型を主とするがトランザクション処理能力を必要とするデータベースシステムであってもよく、ＮｏＳＱＬ（Ｎｏｎ－ｒｅｌａｔｉｏｎａｌ ＳＱＬ、一般に非関係型データベースを指す）系であってもよく、分散データベースシステム、分散トランザクション型データベースシステム、分散ビッグデータ処理システムであってもよい。分散データベースシステムは、異なる変数が異なる物理ノードに分散して記憶されるときに、データ状態一貫性モデルに２つ以上の変数がある状況に対応し、データ状態一貫性モデル及び対応するトランザクション処理フローはいずれも、以降の各実施例において詳細に説明し、ここで説明を省略する。

データベースシステムは、少なくとも１つのノードデバイスを含んでもよく、各ノードデバイスのデータベースは、少なくとも２つのデータテーブルを記憶することができ、各データテーブルは、少なくとも１つのデータ項目（変数バージョンとも呼ばれる）を格納することができる。ノードデバイスのデータベースは、任意のタイプの分散データベースであってもよく、例示的に、ノードデバイスのデータベースは、例えばＳＱＬ（Ｓｔｒｕｃｔｕｒｅｄ Ｑｕｅｒｙ Ｌａｎｇｕａｇｅ、構造化クエリ言語）データベース、ＮｏＳＱＬ、ＮｅｗＳＱＬ（一般に様々な新しいスケーラブル／高性能データベースを指す）などの関係型データベース及び非関係型データベースのうち少なくとも１つを含むことができ、データベースのタイプは、本出願の実施例では特に限定されない。

いくつかの実施例では、本出願の実施例は、ブロックチェーン技術に基づくデータベースシステム（以下、「ブロックチェーンシステム」と略称する）にも適用することができ、上記のブロックチェーンシステムは、本質的に脱中心化分散データベースシステムに属し、コンセンサスアルゴリズムを使用してブロックチェーン上の異なるノードデバイスに記載された元帳データが一致することを保証し、暗号化アルゴリズムによって、異なるノードデバイスの間の元帳データの暗号化伝送及び改ざん不可能を保証し、スクリプトシステムを介して元帳機能を拡張し、ネットワークルーティングによって、異なるノードデバイスの間の相互接続を実行する。

ブロックチェーンシステムは、少なくとも１つのブロックチェーンを含むことができ、ブロックチェーンは、暗号学的方法を使用して関連付けられて生成された一連のデータブロックであり、各データブロックは、バッチネットワーク取引の情報を含み、その情報の有効性を検証し（偽造防止）、次のブロックを生成する。

ブロックチェーンシステムでは、ノードデバイスの間は、ピアツーピア（Ｐｅｅｒ Ｔｏ Ｐｅｅｒ、Ｐ２Ｐ）ネットワークを形成することができ、Ｐ２Ｐプロトコルは、伝送制御プロトコル（Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ、ＴＣＰ）上で実行されるアプリケーション層プロトコルである。ブロックチェーンシステムでは、任意のノードデバイスは、次の機能を備えることができる。１）ルーティングとは、ノードデバイスが有する基本的な機能であり、ノードデバイスの間の通信をサポートする。２）アプリケーションとは、ブロックチェーンに配置され、実際のサービスニーズに基づいて特定のサービスを実現し、機能を実現するための関連データを記録して元帳データを形成し、元帳データにデジタル署名を入れてデータソースを示し、元帳データをブロックチェーンシステムにおける他のノードデバイスに送信し、他のノードデバイスは元帳データのソース及び整合性の検証に成功した場合、元帳データを一時的なブロックに追加し、アプリケーションが実現するサービスは、財布、共有元帳、スマートコントラクトなどを含む。３）ブロックチェーンとは、前後の時間順序に従って相互に接続された一連のブロックを含み、新しいブロックは、ブロックチェーンに追加されると削除されることがなく、ブロックは、ブロックチェーンシステムにおけるノードデバイスによってコミットされた元帳データを記録している。

いくつかの実施例では、各ブロックは、本ブロックが取引記録を記憶するハッシュ値（本ブロックのハッシュ値）及び前のブロックのハッシュ値を含むことができ、各ブロックは、ハッシュ値で接続されてブロックチェーンを形成し、また、ブロックは、ブロック生成時のタイムスタンプなどの情報をさらに含んでもよい。

データベースシステムにおけるトランザクション同時実行制御の正確さは、一貫性及び分離性によって説明できるので、本出願の実施例を紹介する前に、一貫性及び分離性を以下に説明する。

一、分離性

トランザクション分離レベルは、あるデータ異常を回避できるかどうかによって定義され、係る可能性のあるデータ異常には、以下のものが含まれる。１）ダーティー読み取りとは、あるトランザクションが別のトランザクションによってまだコミットされていないデータ項目を読み取ったことを意味する。２）非繰り返し読み取りとは、あるトランザクションが同じデータ項目に対して２回反復読み取りを実行して異なる結果を得たことを意味する。３）幻像読み取りとは、トランザクションが操作中に２回の述語クエリ（範囲クエリ）を実行し、２番目のクエリの結果には、１番目のクエリの結果に現れていないデータ項目が含まれているか、又は１番目のクエリの結果中に現れたデータ項目がないことを意味する。

上記の３つのデータ異常を解決できることに基づいて、データベース国際標準ＡＮＳＩ（Ａｍｅｒｉｃａｎ Ｎａｔｉｏｎａｌ Ｓｔａｎｄａｒｄｓ Ｉｎｓｔｉｔｕｔｅ、米国国家標準学会）ＳＱＬは、４つの分離レベルを提供し、上記の３つの既知のデータ異常を区別し、目的は、あるデータ異常の存在が許可される場合にトランザクション処理効率を向上させることである。

これらの４つの分離レベルはそれぞれ、以下を含み、１）非コミット読み取り：以上の３つのデータ異常発生を許可する。２）コミット済み読み取り：ダーティー読み取り発生を許可しない。３）再読み込み可能読み取り：ダーティー読み取り、非繰り返し読み取りの発生を許可しない。４）直列化可能：以上の３つのデータ異常はいずれも発生してはいけない。ＡＮＳＩ ＳＱＬによって定義される４つの分離レベルとデータ異常との関係は、以下の表１を使用して直観的に表示できる。

これから分かるように、これらの４つの分離レベルは、いずれも、ダーティー書き込み異常の発生を許可しない。ダーティー書き込み異常とは、２つのコミットされていないトランザクションが、同じデータ項目を修正したことを意味する。ＡＮＳＩ ＳＱＬ標準が策定されたときに知られているデータ異常のタイプは多くなく、後続に新たなデータ異常が発見され続け、上記のいくつかのデータ異常以外に、知られているデータ異常はさらに、更新欠落異常、読み取り半順序異常、書き込み半順序異常、シリアル同時実行現象（Ｓｅｒｉａｌ－Ｃｏｎｃｕｒｒｅｎｔ－Ｐｈｅｎｏｍｅｎｏｎ）異常、交差現象（Ｃｒｏｓｓ－Ｐｈｅｎｏｍｅｎｏｎ）異常などを含む。

ＡＮＳＩ ＳＱＬ標準に基づいて、Ｊｉｍ Ｇｒｅｙなどは、６つの分離レベルを再定義し、より多くの異常及びより多くのレイヤーを使用して分離レベルを定義し、これらの６つの分離レベルと対応するデータ異常との間の関係は、以下の表２を使用して直観的に表示できる。

二、一貫性

データベースの一貫性は、トランザクションの操作中に、データベースのデータ状態が１つの一貫性のある状態から別の一貫性のある状態に遷移するように定義される。上記の「一貫性のある状態」とは、データベースシステムによって事前定義されたいくつかのルールを満たすデータ状態であり、例えば、これらのルールは、制約、カスケード、トリガー及び３つの任意の組み合わせ（データの論理セマンティクスに属する）を含むことができ、書き込み半順序異常は、特定のデータの間の制約に違反し、ここでの制約は、ユーザーセマンティクスによって制限されるデータの一貫性に属する。

データベースシステム全体について、一貫性とは、システムレベルの意味も含み、データベースシステムでデータの一貫性を保証するには、データベースシステムが、直列化可能性（Ｓｅｒｉａｌｉｚａｂｉｌｉｔｙ）と回復可能性（Ｒｅｃｏｖｅｒａｂｉｌｉｔｙ）の２つの特性を満たす必要があることである。直列化可能性とは、上記の分離性で定義された直列化可能分離レベルであり、直列化可能性は、データが同時操作によって改竄されないことを保証し、回復可能性とは、コミットされたトランザクションが、ロールバックされたトランザクションによって書き込まれたデータを読み取らなかったこと（ダーティー読み取り異常が発生しなかったこと）を指し、回復可能性は、トランザクションがロールバックされた後、データが以前の一貫した状態に戻ることを保証し、ロールバックされたトランザクションは、データの一貫性に影響を与えず、データベースシステムの一貫性状態は、回復可能である。

上記の概念に基づいて、一貫性及び分離性は、データ異常と密接に関連することが分かるが、データベースシステムにおいて如何にデータ異常を識別し回避するかは重要な問題である。データベースの同時アクセス制御アルゴリズムは、ＡＮＳＩ ＳＱＬ標準で定義された分離レベルを提供するが、異なるデータベースシステムで実現する技術はそれぞれ異なる。

例えば、ＤＢ２（ＤａｔａＢａｓｅ２）、Ｉｎｆｏｒｍｉｘなどのデータベースシステムの直列化可能分離レベルは全て、ロッキング技術を使用して、ロックの相互排他メカニズムに依存してデータ異常の発生を回避し、ＭｙＳＱＬデータベースシステムでも、ロッキング技術を使用して直列化可能分離レベルを実現し、また、ＳＩ（Ｓｎａｐｓｈｏｔ Ｉｓｏｌａｔｉｏｎ、スナップショットアイソレーション）技術を使用して反復可能性及びコミット済み読み取り分離レベルを実現する。ＰｏｓｔｇｒｅＳＱＬデータベースシステムでは、ＳＳＩ（Ｓｅｒｉａｌｉｚａｂｌｅ Ｓｎａｐｓｈｏｔ Ｉｓｏｌａｔｉｏｎ、直列化可能スナップショットアイソレーション）技術を使用して、直列化可能分離レベルを実現し、ＳＩ技術を使用して反復可能性及びコミット済み読み取り分離レベルを実現する。また、例えば、分散データベースシステムにおける分散一貫性及びトランザクション一貫性を組み合わせた分離レベルに関連するレベルは、実質的に直列化可能を含む線形直列化可能であり、Ｓｐａｎｎｅｒ分散データベースシステムでは、Ｔｒｕｅｔｉｍｅ（実時間）メカニズムを使用して線形直列化可能を実現し、ＣｏｃｋｒｏａｃｈＤＢ分散データベースシステムでは、因果一貫性及びＳＳＩに類似した技術を使用して直列化可能と因果一貫性の組み合わせを実現する。但し、上記のデータベースシステムの分離レベルの階層が十分ではないため、データベースシステムの柔軟性及びトランザクション処理の効率は十分ではない。

異常の定義及び分離レベルの定義に基づいて同時アクセス制御アルゴリズムを構築することは、各データベーストランザクション処理技術の基礎であり、ＡＮＳＩ ＳＱＬ標準で定義された４つの分離レベルであろうと、それ以降に開発された６つの分離レベルであろうと、これに基づいて構築されたトランザクション処理システムには依然として次の４つのタイプの問題がある。

第一に、データ異常タイプは、不完全であり、分離レベルを定義するときに採用されるデータ異常タイプには大きな制限がある。

第二に、データ異常の形式化定義は、厳格ではなく、本出願の実施例では、各種のデータ異常について厳格な定義を与え、従来の定義における厳格ではない点を分析した。

第三に、従来の分離レベル体系は、ほとんどロッキング（Ｌｏｃｋｉｎｇ）技術に依存するが、ロッキング技術は、同時アクセス制御技術の１つに過ぎず、他にも多くの同時アクセス制御技術がある。また、ロッキング技術は、データベースシステムの同時実行性を厳しく制限し、トランザクション処理の効率を低下させるため、従来の分離レベル体系は適切ではない。

第四に、分散トランザクション及び分離レベルについて体系的な分析及び説明がなく、従来のＡＮＳＩ ＳＱＬ標準がそのまま使用されている。分散トランザクションシナリオにおける分離レベル及び分散トランザクションの間の関連関係に関する体系的研究が不足しており、分散トランザクションの分離レベルに関する定義及び実現技術が不足している。

これに鑑みて、本出願の実施例は、トランザクション処理方法を提供し、それぞれスタンドアロンデータベースシステムに適用されるスタンドアロン同時アクセス制御アルゴリズム、及び分散データベースシステムに適用される分散同時アクセス制御アルゴリズムを含むトランザクション処理プロセスにおける同時アクセス制御アルゴリズムを提供し、当該方法は、さらに改善されたデータ状態一貫性モデルによって、体系的に提案された様々なデータ異常の汎用的な形式定義、完全な分離レベルに基づいて実現可能であり、以下に詳述する。

図１は、本出願の実施例によるトランザクション処理方法の実施環境の概略図である。図１を参照し、本実施例は、分散データベースシステムに適用することができ、当該分散データベースシステムは、ゲートウェイサーバー１０１、グローバルタイムスタンプ生成クラスタ１０２、分散ストレージクラスタ１０３及び分散調整システム１０４（例えばＺｏｏＫｅｅｐｅｒ）を含むことができ、分散ストレージクラスタ１０３は、データノードデバイス及び調整ノードデバイスを含むことができる。

ゲートウェイサーバー１０１は、外部からの読み取り・書き込み要求を受信し、読み取り・書き込み要求に対応する読み取り・書き込みトランザクションを分散ストレージクラスタ１０３に配布し、例えば、ユーザーは、端末上のアプリケーションクライアントにログインした後、アプリケーションクライアントをトリガーして読み取り・書き込み要求を生成させ、分散データベースシステムによって提供されるＡＰＩ（Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎ Ｐｒｏｇｒａｍｍｉｎｇ Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ、アプリケーションプログラミングプログラムインターフェース）を呼び出して当該読み取り・書き込み要求をゲートウェイサーバー１０１に送信し、例えば、当該ＡＰＩは、ＭｙＳＱＬ ＡＰＩ（関係型データベースシステムによって提供されるＡＰＩ）であってもよい。

いくつかの実施例では、当該ゲートウェイサーバー１０１は、分散ストレージクラスタ１０３におけるいずれかのデータノードデバイス又はいずれかの調整ノードデバイスと同じ物理マシン上にマージされ、即ち、あるデータノードデバイス又は調整ノードデバイスをゲートウェイサーバー１０１として機能させることができる。

グローバルタイムスタンプ生成クラスタ１０２は、グローバルトランザクションのグローバルコミットタイムスタンプ（Ｇｌｏｂａｌ ｔｉｍｅｓｔａｍｐ、Ｇｔｓ）を生成すために使用され、当該グローバルトランザクションは、分散トランザクションとも呼ばれ、少なくとも２つのデータノードデバイスに関するトランザクションを示し、例えばグローバル読み取りトランザクションは、少なくとも２つのデータノードデバイスに記憶されたデータの読み取りに関してもよく、また、例えば、グローバル書き込みトランザクションは、少なくとも２つのデータノードデバイスへのデータの書き込みに関してもよい。グローバルタイムスタンプ生成クラスタ１０２は、論理的に、単一ポイントとして扱うことができるが、いくつかの実施例では、１プライマリ３スタンバイのアーキテクチャにより、より高い可用性を備えたサービスを提供でき、当該グローバルコミットタイムスタンプの生成をクラスタの形態で実現することができ、単一ポイント障害を防止することができるため、単一ポイント・ボトルネックの問題を回避する。

任意選択で、グローバルコミットタイムスタンプは、分散データベースシステムでグローバルに一意で単調増加するタイムスタンプ識別子であり、各トランザクションがグローバルにコミットされる順序を標記し、トランザクション間の実時間における前後関係（トランザクションの全順序関係）を反映し、グローバルコミットタイムスタンプは、物理クロック、論理クロック、ハイブリッド物理クロック又はハイブリッド論理クロック（Ｈｙｂｒｉｄ Ｌｏｇｉｃａｌ Ｃｌｏｃｋ、ＨＬＣ）の少なくとも１つを使用することができ、本出願の実施例は、グローバルコミットタイムスタンプのタイプを具体的に制限しない。

例示的なシナリオでは、グローバルコミットタイムスタンプは、ハイブリッド物理クロックの方法で生成でき、グローバルコミットタイムスタンプは、８バイトで構成でき、最初の４４ビットは、物理タイムスタンプの値（即ち、ミリ秒まで正確なＵｎｉｘタイムスタンプ）にすることができ、これは、合計２^４４個の符号なし整数を表すことができるため、理論的に、合計約５５７．８（

）年の物理タイムスタンプを表すことができる。次の２０ビットは、１ミリ秒あたりの単調増加カウントであってもよく、１ミリ秒あたり２^２０個（約１００万個）のカウントがあり、上記のデータ構成に基づいて、スタンドアロン（いずれかのデータノードデバイス）のトランザクションスループットが１０ｗ／ｓ（即ち、１秒あたり１０万個）である場合、理論的に１万個のノードデバイスを含む分散ストレージクラスタ１０３をサポートすることができる。同時に、グローバルコミットタイムスタンプの数は、システムが理論的にサポートできるトランザクションの総数を表し、上記のデータ構成に基づいて、システムは理論的に（２^４４－１）*２^２０個のトランザクションをサポートすることができる。これは、グローバルコミットタイムスタンプの定義方法の例示にすぎず、ビジネスニーズに応じて、グローバルコミットタイムスタンプのビット数を、より多くのノード数、トランザクション処理数をサポーするように拡張することができ、本出願の実施例は、グローバルコミットタイムスタンプの定義方法を具体的に制限しない。

いくつかの実施例では、当該グローバルタイムスタンプ生成クラスタ１０２は、物理的に独立していてもよく、分散調整システム１０４（例えばＺｏｏＫｅｅｐｅｒ）とマージされてもよい。

分散ストレージクラスタ１０３は、データノードデバイス及び調整ノードデバイスを含むことができ、各調整ノードデバイスは、少なくとも１つのデータノードデバイスに対応することができ、データノードデバイスと調整ノードデバイスの区分はトランザクションごとに異なり、グローバルトランザクションを例にとると、グローバルトランザクションの開始ノードは、調整ノードデバイスと呼ばれ、グローバルトランザクションに関する他のノードデバイスは、データノードデバイスと呼ばれ、データノードデバイスの数は、少なくとも１つであってもよく、調整ノードデバイスの数は、少なくとも１つであってもよく、本出願の実施例は、分散ストレージクラスタ１０３におけるデータノードデバイス及び調整ノードデバイスの数を具体的に制限しない。本実施例によって提供される分散データベースシステムには、グローバルトランザクションマネージャが欠如するため、当該システムでは、ＸＡ（ｅＸｔｅｎｄｅｄ Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ、Ｘ／Ｏｐｅｎ組織分散トランザクション仕様）技術又は２ＰＣ（Ｔｗｏ－Ｐｈａｓｅ Ｃｏｍｍｉｔ、二フェーズコミット）技術を使用してクロスノードトランザクション（グローバルトランザクション）をサポートし、クロスノード書き込み操作中のデータ的原子性及び一貫性を保証することができ、この場合、調整ノードデバイスは、２ＰＣアルゴリズムにおけるコーディネータとして機能し、当該調整ノードデバイスに対応する各データノードデバイスは、２ＰＣアルゴリズムにおける参加者として機能する。

任意選択で、各データノードデバイスは、スタンドアロン装置であってもよく、プライマリ・スタンバイ構成を採用してもよく、各調整ノードデバイスは、スタンドアロン装置であってもよく、プライマリ・スタンバイ構成（即ち、１プライマリマルチスタンバイクラスタ）を採用してもよく、図１に示すように、ノードデバイス（データノードデバイス又は調整ノードデバイス）が１プライマリ２スタンバイクラスタであることを例とし、各ノードデバイスは、１つのプライマリマシン及び２つのスタンバイマシン（即ち、スペアマシン）を含み、任意選択で、各プライマリマシンには、それそれ対応してエージェント（ａｇｅｎｔ）装置が配置され、各スタンバイマシンにも、それぞれ対応して、エージェント（ａｇｅｎｔ）装置が配置され、エージェント装置は、プライマリマシン又はスタンバイマインから物理的に独立してもよく、もちろん、エージェント装置は、プライマリマシン又はスタンバイマシン上の１つのエージェントモジュールとしても使用することができ、ノードデバイス１を例として、ノードデバイス１は、１つのプライマリデータベース及びエージェント装置（プライマリｄａｔａｂａｓｅ＋ｇｅｎｔ、プライマリＤＢ＋ａｇｅｎｔと略称される）を含み、また、２つのスタンバイデータベース（即ち、２つの予備データベース）及びエージェント装置（スタンバイｄａｔａｂａｓｅ＋ａｇｅｎｔ、スタンバイＤＢ＋ａｇｅｎｔと略称される）を含む。

例示的なシナリオでは、各ノードデバイスに対応するプライマリマシン、又はプライマリマシン及びスタンバイマシンのデータベースインスタンス集合は、１つのＳＥＴ（集合）と呼ばれ、例えば、あるノードデバイスがスタンドアロン装置であると仮定すると、当該ノードデバイスのＳＥＴは、当該スタンドアロン装置のデータベースインスタンスのみであり、あるノードデバイスが１プライマリ２スタンバイクラスタであると仮定すると、当該ノードデバイスのＳＥＴは、プライマリデータベースインスタンス及び２つのスタンバイデータベースインスタンスの集合である。この場合、クラウドデータベースの強力な同期技術を利用してプライマリマシンのデータとスタンバイマシンのコピーデータの一貫性を保証することができ、任意選択で、各ＳＥＴは、ビックデータシナリオにおけるビジネス処理のニーズに対応するように線形拡張することができる。いくつかの金融ビジネスシナリオでは、グローバルトランザクションは通常、ＳＥＴ間の転送を指す。

分散調整システム１０４は、ゲートウェイサーバー１０１、グローバルタイムスタンプ生成クラスタ１０２又は分散ストレージクラスタ１０３の少なくとも１つを管理するために使用することができ、任意選択で、技術者は、端末上のスケジューラ（ｓｃｈｅｄｕｌｅｒ）を介して当該分散調整システム１０４にアクセスすることができ、これにより、フロントエンドのスケジューラによりバックエンドの分散調整システム１０４を制御し、各クラスタ又はサーバーに対する管理を実現する。例えば、技術者は、スケジューラによってＺｏｏＫｅｅｐｅｒを制御して、あるノードデバイスを分散ストレージクラスタ１０３から削除し、即ち、あるノードデバイスを無効にすることができる。

上記の図１は、軽量なグローバルトランザクション処理を提供するアーキテクチャ図であり、分散データベースシステムの一種である。分散データベースシステム全体は、１つの大きな論理テーブルを共同で維持すると見なすことができ、この大きなテーブルに記憶されたデータは、プライマリキーを介して分散ストレージクラスタ１０３における各ノードデバイスに分散され、各ノードデバイスに記憶されたデータは、他のノードデバイスから独立しているため、ノードデバイスによる大きな論理テーブルの水平分割を実現する。上記のシステムでは、各データベースにおける各データテーブルを水平に分割してから分散して記憶することができるので、このようなシステムは、「シャーディング」のアーキテクチャを有すると称することができる。

上記の分散データベースシステムでは、書き込み操作のデータの原子性及び一貫性はＸＡ／２ＰＣアルゴリズムに基づいて実現され、読み取り操作のデータ一貫性の問題は、軽量の脱中心化分散トランザクション処理メカニズムを構築することによって改善する必要があり、技術的な観点から、シャーディングアーキテクチャにはグローバルトランザクションマネージャが欠如し、つまり、分散トランザクション処理能力が欠如する。上記の軽量の脱中心化分散トランザクション処理メカニズムを構築することによって、分散データベースシステムに水平拡張などの能力を提供し、分散データベースシステムが簡単で普及しやすく、トランザクション処理の効率が高いことを保証することができ、これは、必ず従来の同時実行制御方式で設計された分散データベースアーキテクチャに大きな影響を与え、具体的に分散トランザクション処理メカニズムは、次の実施例で詳述する。

本出願の実施例によって提供されるトランザクション処理方法は、上記のシャーディングアーキテクチャを採用した分散データベースシステムに適用することができ、例えば、当該分散データベースシステムは、分散トランザクション型データベースシステムであり、もちろん、分散関係型データベースシステムであってもよく、また、本出願の実施例によって提供されるトランザクション処理方法は、スタンドアロンデータベースシステムに適用することもでき、分散データベースシステムにとっては、分散トランザクション処理能力が必要であり、異なるシナリオにおける異なるユーザーのアプリケーション要件に対応するようにトランザクション処理の効率を向上させるために、豊富で柔軟な分離レベルを提供する必要がある。

いくつかの実施例では、上記のゲートウェイサーバー１０１、グローバルタイムスタンプ生成クラスタ１０２、分散ストレージクラスタ１０３及び分散調整システム１０４によって構成される分散データベースシステムは、端末にデータサービスを提供するサーバーと見なすことができ、当該サーバーは、独立した物理サーバーであってもよく、少なくとも２つの物理サーバーからなるサーバークラスタ又は分散データベースシステムであってもよく、クラウドサービス、クラウドデータベース、クラウドコンピューティング、クラウド関数、クラウドストレージ、ネットワークサービス、クラウド通信、ミドルウェアサービス、ドメインネームサービス、セキュリティサービス、ＣＤＮ（Ｃｏｎｔｅｎｔ Ｄｅｌｉｖｅｒｙ Ｎｅｔｗｏｒｋ、コンテンツ配信ネットワーク）、及びビッグデータ及び人工知能プラットフォームなどの基盤クラウドコンピューティングサービスを提供するクラウドサーバーであってもよい。任意選択で、上記の端末（ユーザー端末）は、スマートフォン、タブレットコンピューター、ノートパソコン、デスクトップコンピュータ、スマートスピーカー、スマートウォッチなどであってもよいが、これらに限定されない。端末及びサーバーは、有線又は無線の通信方式によって直接又は間接的に接続でき、本出願ではこれに限定されない。

本出願の実施例を紹介する前に、まず、データベースシステムに関するいくつかの基本的な用語及び符号表現を紹介する。

トランザクション：データベース管理システムが操作を実行するプロセスにおける１つの論理ユニットであり、１つの限られたデータベース操作シーケンスで構成され、データベースシステム操作の最小の実行ユニットである。

変数：データベース関係システムにおける１つのデータユニットであり、データベース操作のアクター（又は、操作オブジェクト）であり、１つの変数は、少なくとも２つの変数バージョン（以降、「バージョン」と略称する）を含むことができ、トランザクションが変数を更新するたびに、新しい変数バージョンを追加し、変数の各変数バージョンは、自然数をバージョン番号識別子とすることができ、バージョン番号が大きいほど、変数バージョンが新しくなる。

操作：１つのデータベース操作は、操作タイプ、トランザクション、変数バージョンの３つの部分で構成され、操作タイプは、読み取り（Ｒ）及び書き込み（Ｗ）の２つを含むことができる。例えば、トランザクションＴは、変数ｘを更新して、変数ｘの新しいバージョンｉを生成し、上記の書き込み操作は、Ｗ_Ｔ（ｘ_ｉ）と表記することができ、また、例えば、トランザクションＴは、変数ｘのバージョンｉの値を読み取り、上記の読み取り操作は、Ｒ_Ｔ（ｘ_ｉ）と表記することができる。

トランザクションデータ集合：データ集合は、少なくとも２つの変数のバージョンからなる集合であり、集合における各変数は、最大で１つのバージョンを含み、データ集合ＤＳ(Ｔ)＝{ｘ_ｉ， ｙ_ｊ， ｚ_ｋ， ．．． | ｘ，ｙ，ｚが変数であり、ｉ，ｊ，ｋがバージョン番号である}と表記することができる。データベースシステムにおける各トランザクションには、トランザクションの書き込み集合とトランザクションの読み取り集合の２つのトランザクションデータ集合があり、意味は次の通りである。

書き込み集合ＤＳ_Ｗ(Ｔ)は、トランザクションＴによって書き込まれる新しいデータバージョンを記憶するために使用される。

読み取り集合ＤＳ_Ｒ(Ｔ)は、トランザクションＴによって読み取られたデータバージョンを記憶するために使用される。

バージョン読み取り集合：少なくとも２つのトランザクションで構成される集合であり、ある変数バージョンを読み取る全てのトランザクションを表し、バージョン読み取り集合ＴＳ(ｘ_ｉ)＝{Ｔ_ｕ， Ｔ_ｖ， Ｔ_ｓ， ．．． | ｕ，ｖ，ｓがトランザクションＩＤである}と表記することができ、バージョン読み取り集合は、コミット済みトランザクションを含んでもよいし、非コミットトランザクションを含んでもよく、トランザクションＩＤは、トランザクション識別子（Ｉｄｅｎｔｉｆｉｃａｔｉｏｎ）である。

本出願の実施例によって提供されるトランザクション処理方法は、データ状態一貫性モデル（「データ状態モデル」と略称する）に基づいて実行され、本出願によって提供されるデータ状態一貫性モデルは、データベーストランザクション処理技術の範囲内で初めて、包括的かつ系統的に提案されたものであり、当該モデルは、様々なデータ異常の本質を明示し、様々なデータ異常の説明及び表現を統一し、データ異常及び同時トランザクションの間の関連関係を解釈し、また、より多くの新しい未知のデータ異常を発見することができ、データベースシステムの一貫性をよりよく保証することができる。

なお、データ状態一貫性モデルには、２つの基本ルールが含まれ、第一に、ダーティー書き込みデータ異常を禁止する、即ち、同じ変数に同時に書き込むことを禁止することであり、ロッキング方式を使用して、書き込みと書き込みの競合を禁止することができ、第二に、ダーティー読み取りデータ異常を禁止することであり、コミット済み読み取りのルールを採用することにより、ダーティー読み取り異常の発生を禁止し、即ち、読み取られたデータが必ずコミットされた後のデータであることを保証する。

上記のデータ状態一貫性モデルでは、トランザクションとトランザクション操作の変数バージョンとの間の関係を、グラフィカル表現として描画することができ、以下、データ状態一貫性モデルに関するいくつかのグラフィカルな概念を定義する。

１、ノード：

各変数バージョンは、１つのノードであり、１つの変数は、少なくとも２つのバージョンを含むことができるため、グラフィカル表現において、同じ変数の少なくとも２つのバージョンは、古いものから新しいものへの順序で縦方向に配列され、即ち、グラフィカル表現において、同じ変数の少なくとも２つのバージョンは、縦方向の列であり、上部に位置するバージョンが最も古く、下部に位置するバージョンが最も新しい。

２、垂直辺：

同じ変数の２つの隣接するバージョンの間に存在する垂直な辺は、「垂直辺」と呼ばれる。垂直辺は、同じ変数におけるバージョンの遷移を表し、更新操作（例えばデータ操作言語（Ｄａｔａ Ｍａｎｉｐｕｌａｔｉｏｎ Ｌａｎｇｕａｇｅ、ＤＭＬ）の更新（ＵＰＤＡＴＥ）ステートメント）は、データ状態を変化させることができ、これにより、一つの垂直辺を生成する。図２は、本出願の実施例による垂直辺の概略図であり、図２に示すように、ｔ_０時点で、変数バージョンｘ_０が存在し、ｔ_１時点で、トランザクションＴ_１は変数バージョンｘ_０を変数バージョンｘ_１に更新し、Ｗ(ｘ_１)と表記し、変数バージョンｘ_０と変数バージョンｘ_１との間の垂直セグメント２００は、「垂直辺」である。

なお、垂直辺は、「変数のあるバージョンから別のバージョンへの更新」という意味を含むので、１つのトランザクションについて、その垂直辺の上端に接続された変数バージョンは、現在のトランザクションの読み取り集合に追加すべきである（実際に当該変数バージョンに対して読み取り操作が実行されたかどうかに関わらない）。また、バージョンの更新は、同時トランザクションではなく、単一トランザクションのみによって実行できる。このようにして、書き込みの同時実行を禁止して、ダーティー書き込みデータ異常の発生を回避することができる。また、垂直辺と垂直辺がオーバーラップできず、垂直辺は、２つの隣接するバージョンの間の辺であり、これにより、更新欠落データ異常の発生を回避することができる。

３、斜辺：

２つの異なる変数のバージョンの間に存在する辺は、「斜辺」と呼ばれる。斜辺は、２つの変数の間の一貫性状態を表し、斜辺は、書き込み書き込み斜辺（「ＷＷ斜辺」又は「天辺」とも呼ばれる）、読み取り書き込み斜辺（「ＲＷ斜辺」とも呼ばれる）、読み取り読み取り斜辺（「ＲＲ斜辺」又は「読み取り専用斜辺」とも呼ばれる）に分けることができ、それらの意味は次の通りである。

１）天辺：同一のトランザクションが２つ以上の異なる変数を変更した場合、これらの変数は、２つの間で１つの天辺を構成する。言い換えれば、トランザクションの書き込み集合において、任意の２つの変数の間に必ず１つの天辺が存在し、天辺の両端は、それぞれ２つのノードの上端に接続されている。図３は、本出願の実施例による天辺の概略図であり、図３に示すように、ｔ_０時点で、変数バージョンｘ_０及び変数バージョンｙ_０が存在し、ｔ_１時点で、トランザクションＴ_１は、変数バージョンｘ_０を変数バージョンｘ_１に更新し、変数バージョンｙ_０を変数バージョンｙ_１に修正し、Ｗ(ｘ_１)及びＷ(ｙ_１)と表記し、変数バージョンｘ_１と変数バージョンｙ_１との上頂点の間の接続線３００は、「天辺」である。

なお、いくつかの実施例では、１つのトランザクションが１つの変数のみを変更した場合、当該トランザクションの垂直辺の終点は、天点と称することができ、天点は、天辺の特別な形であり、天辺の両端点が重なり合うことに相当し、図２を例として、トランザクションＴ_１が１つの変数バージョンｘ_０のみを変更し、その垂直辺の終点は、変数バージョンｘ_１であるため、図２における変数バージョンｘ_１は１つの天点である。また、１つの垂直辺は、天点を越えて存在することができず、ある垂直辺が天点を越える場合は、２つの同時トランザクションが同時に同じ変数に書き込むことを意味し、書き込み書き込み競合が発生し、即ち、ダーティー書き込みデータ異常が発生し、基本ルールに従って、ダーティー書き込みデータ異常を禁止する必要があるため、垂直辺は、天点を越えることができない。

２）読み取り・書き込み斜辺：あるトランザクションが任意の２つの異なる変数の間で、前後に読み取り、書き込み操作が存在する場合、当該トランザクションによって読み取られた変数のバージョンと書き込まれた変数のバージョンの間は、一つの読み取り・書き込み斜辺を構成することができる。読み取り・書き込み斜辺の読み取り端は、ノードの下端に接続され、書き込み端は、ノードの上端に接続される。図４は、本出願の実施例による読み取り・書き込み斜辺の概略図であり、図４に示すように、ｔ０時点で、変数バージョンｘ_０及び変数バージョンｙ_０が存在し、ｔ_１時点で、トランザクションＴ_１は、変数バージョンｘ_０を変数バージョンｘ_１に更新し、変数バージョンｙ_０を読み取り、Ｗ(ｘ_１)及びＲ(ｙ_０)と表記し、変数バージョンｙ_０の下頂点と変数バージョンｘ_１の上頂点との間の接続線４００は、「読み取り・書き込み斜辺」である。

３）読み取り専用斜辺：同一のトランザクションが、２つ以上の異なる変数を読み取る場合、これらの変数は、２つの間で読み取り専用斜辺を構成することができる。言い換えれば、トランザクションの読み取り集合において、任意の２つの変数の間に必ず１つの読み取り専用斜辺が存在する。読み取り専用斜辺の両端はそれぞれ、２つのノードの下端に接続され、即ち、変数バージョンがコミット済み状態にある場合にのみ、トランザクションにより読み取ることができ、この場合、コミット済み読み取りルールを実行する。図５は、本出願の実施例による読み取り専用斜辺の概略図であり、図５に示すように、ｔ０時点で、変数バージョンｘ_０及び変数バージョンｙ_０が存在し、その後、あるトランザクションは、変数バージョンｘ_０を変数バージョンｘ_１に更新し、ｔ_１時点で、トランザクションＴ_１はそれぞれ、変数バージョンｘ_１及び変数バージョンｙ_０を読み取り、Ｒ(ｘ_１)及びＲ(ｙ_０)と表記し、変数バージョンｙ_０の下頂点と変数バージョンｘ_１の下頂点との間の点線５００は、「読み取り専用斜辺」である。

４、一貫性状態辺：

一貫性状態辺は、少なくとも１つの斜辺及び／又は垂直辺を端から端まで接続することによって形成され、少なくとも２つの変数の間の一貫性状態を説明するために使用される。例えば、図３の変数バージョンｘ_０と変数バージョンｘ_１との間に形成された垂直辺、変数バージョンｘ_１と変数バージョンｙ_１との間に形成された天辺、変数バージョンｙ_０と変数バージョンｙ_１との間に形成された垂直辺のように、これらの３つの辺は一緒に、１つの一貫性状態辺を構成し、また、例えば、図４の変数バージョンｘ_０と変数バージョンｘ_１との間に形成された垂直辺、変数バージョンｙ_０と変数バージョンｘ_１との間に形成された読み取り書き込み斜辺のように、これら２つの辺は一緒に、１つの一貫性状態辺を構成し、また、例えば、図５の変数バージョンｙ_０と変数バージョンｘ_１との間に形成された読み取り専用斜辺のように、当該読み取り専用斜辺は、それ自体で１つの一貫性状態辺を構成することができる。

一貫性状態辺は、少なくとも２つのトランザクションの斜辺及び／又は垂直辺に係る可能性があり、即ち、一貫性状態辺にあるノードの間はデータ一貫性を保持するが、これらのノードは、必ずしも単一のトランザクションによって操作されるとは限らず、少なくとも２つの同時トランザクションに係る可能性がある。例えば、図５の変数バージョンｘ_０と変数バージョンｘ_１との間に形成された垂直辺及び変数バージョンｙ_０と変数バージョンｘ_１との間に形成された読み取り専用斜辺は一緒に一貫性状態辺を構成することができるが、垂直辺は、あるトランザクションが更新操作を実行することによって生成され、読み取り専用斜辺は、別のトランザクションが読み取り操作を実行することによって生成され、両者は異なるトランザクションに対応するが、一緒に１つの一貫性状態辺を構成することができる。

いくつかの実施例では、垂直辺は、一貫性状態辺によって無視できるので、垂直辺は、他の斜辺と一緒に動的辺交差を構成することがないが（動的辺交差は、データ異常があることを意味する）、ある特定の場合、垂直辺は、一貫性状態辺の構成部分であり、この場合、垂直辺は、一貫性状態辺によって無視できない。

一例では、依然として図５を例として、変数バージョンｘ_０と変数バージョンｘ_１との間に形成された垂直辺は、一貫性状態辺のうち最外層の辺とし、無視でき、変数バージョンｙ_０と変数バージョンｘ_１との間に形成された読み取り専用斜辺は、一貫性状態辺とすることができる。

別の例では、図６は、本出願の実施例による一貫性状態辺の原理図であり、図６を参照し、トランザクションＴ_１は変数バージョンｚ_０を読み取り、変数バージョンｘ_１を書き込み、「Ｒ(ｚ_０) Ｗ(ｘ_１)」と表記し、トランザクションＴ_２は、変数バージョンｙ_０を読み取り、変数バージョンｚ_１を書き込み、「Ｒ(ｙ_０) Ｗ(ｚ_１)」と表記し、６００に示すように、変数バージョンｘ_０と変数バージョンｘ_１との間に形成された垂直辺、変数バージョンｚ_０と変数バージョンｘ_１との間に形成されたＲＷ斜辺、変数バージョンｚ_０と変数バージョンｚ_１との間に形成された垂直辺、変数バージョンｙ_０と変数バージョンｚ_１との間に形成されたＲＷ斜辺は、一緒に一貫性状態辺を構成することができ、これは、２つのトランザクションＴ_１及びＴ_２からなる一貫性状態辺であり、変数バージョンｘ_０と変数バージョンｘ_１との間に形成された垂直辺は、一貫性状態辺の最外層の辺とし、省略でき、変数バージョンｚ_０と変数バージョンｚ_１との間に形成された垂直辺は、一貫性状態辺の内層の辺とし、省略できず、これは、内層の垂直辺が他の斜辺を接続する役割を果たすため、他の斜辺と一緒に動的辺交差を構成する可能性があるからであり、このような場合、垂直辺は省略できない。

一貫性状態辺は、トランザクションがコミットされたかどうかに従って、２種類に分けられ、以下にそれぞれ説明する。

１）静的辺：静的一貫性状態辺を指し、静的辺におけるノードは、コミット済みトランザクションによって生成され、コミット済みトランザクションの関連点（ある変数の状態）の間の辺は、１つ以上のＲＲ斜辺からなる一貫性状態辺であり、静的辺とも呼ばれる。静的辺は、履歴時点でデータ状態が変化した後、各変数バージョンの間の一貫性関係を反映し、履歴状態データは、トランザクションがコミットされた後に形成され、読み取ることしかできず、改竄することができない。履歴状態データを読み取る場合、静的辺は、読み取られた変数の間が同じ一貫性状態にあることを保証することができる。

図７は、本出願の実施例による静的辺の概略図であり、図７に示すように、３つの変数の初期状態はそれぞれｒ_１１、ｒ_２１、ｒ_３１であり、時間の経過とともに（図７の上から下へは時間の増加を表す）、異なるトランザクションは、変数の状態を変更し、変数の状態は変化し、例えば、Ｔ_１トランザクションがｒ_１１をｒ_１２に変更し、この場合、ｒ_１２、ｒ_２１及びｒ_３１の間の点線は、静的辺７０１を構成し、Ｔ_２トランザクションは、ｒ_２１及びｒ_３１をそれぞれｒ_２２及びｒ_３２に変更し、この場合、ｒ_２２、ｒ_３２及びｒ_１２の間の接続線は、静的辺７０２を構成し、Ｔ_３トランザクションは、ｒ_１２及びｒ_３２をそれぞれｒ_１３及びｒ_３３に変更し、この場合、ｒ_１３、ｒ_３３及びｒ_２２の間の点線は、静的辺７０３を構成する。ｔ_１とｔ_２時点の間の任意の時点で一貫性が維持される変数バージョンを読み取る場合、ｒ_２２、ｒ_３２の変更はまだコミットされていないため、このとき、一貫性を維持できるのは、ｒ_１２、ｒ_２１及びｒ_３１の間の点線の静的辺７０１しかないので、読み取られた変数バージョンは、ｒ_１２、ｒ_２１及びｒ_３１である。

２）動的辺：動的一貫性状態辺を指し、動的辺は、同時トランザクション集合のうち一部のトランザクションが一緒に変数を読み取り・書き込みすることによって構成される辺であり、同時トランザクション集合のうち少なくとも１つのトランザクションは、コミットされていない。動的辺は、少なくとも１つのトランザクションによって構成されてもよく、少なくとも２つのトランザクションによって構成されてもよく、少なくとも２つの同時トランザクションをマージした後に、１つの動的辺を構成することができる（同時トランザクションマージ条件について後述し、ここで説明しない）。動的辺は、同時トランザクションがデータ状態に与える影響を反映する。

静的辺及び動的辺は、時制データベースにおける全状態データの取得方式及び技術を協同的に反映し、さらに、データ状態の形成方式及び技術、即ち、現在状態データ及び同時トランザクションにデータ異常がなく、あるトランザクションがコミットできるかどうかを反映し、全状態データは、履歴状態データ及び現在状態データを含み、履歴状態データは読み取り専用である。

５、同時トランザクション：

データ状態一貫性モデルでは、各完成済みトランザクションは、論理クロックに従って順序付けられ、即ち、トランザクションのコミットタイムスタンプに従ってグローバルに順序付けられる。図７に示すように、時点ｔ_０～ｔ_３は、論理クロックでシーケンスでき、古い時点は、ｔ_０から始まり、ｔ_０、ｔ_１、ｔ_２、ｔ_３などの順序で徐々に増加する。

グローバル的秩序が保証される場合、同時トランザクションとは、同時実行される２つ以上のトランザクションがトランザクションの実行期間に同じデータ項目に対して読み取り・書き込み操作を実行することであり、２つのトランザクションを例として説明し、２つのトランザクションが同じ変数に対して同じ時間内に読み取り・書き込み操作を実行した場合、２つのトランザクションが同時に実行されると見なすことができる。トランザクションＴ_１及びトランザクションＴ_２があると仮定すると、２つのトランザクションがｔ_ｓ（Ｔ_１）＜ｔ_ｃ（Ｔ_２）且つｔ_ｓ（Ｔ_２）＜ｔ_ｃ（Ｔ_１）を満たし、同じ変数に対して読み取り・書き込み操作を実行した場合、即ち、Ｔ_１のトランザクション開始時点ｔ_ｓがＴ_２のトランザクションコミット時点ｔ_ｃよりも小さく、且つ、Ｔ_２のトランザクション開始時点ｔ_ｓがＴ_１のトランザクションコミット時点ｔ_ｃよりも小さく、両者が同じ変数に対して読み取り・書き込み操作を実行した場合、Ｔ_１及びＴ_２が相互に同時トランザクションであると見なすことができる。

いくつかの実施例では、上記のトランザクションの開始時点は、２つの異なる意味があり、その１つは、トランザクション起動時点であり、もう１つは、トランザクションの最初の読み取り操作又は書き込み操作の開始時点であり、両方の意味はいずれも、同時トランザクションを判定する条件として使用することができ、本出願の実施例は、トランザクション開始時点の具体的な意味を制限しない。

即ち、上記のトランザクション開始時点には、２つの定義方式があり、その１つは、トランザクション開始時点がトランザクション起動時点であり、もう１つは、トランザクション開始時点が最初の読み取り操作又は書き込み操作の開始時点であり、２つの定義方式のうち１つを、同時トランザクションを判定する条件として選択することができ、本出願の実施例は、トランザクション開始時点の定義方式の選択を制限しない。

同じ期間内の一連の同時トランザクションは、１つの同時トランザクション集合ＴＳを構成することができ、同時トランザクション集合ＴＳ＝{Ｔ_１，Ｔ_２，…，Ｔ_ｎ}、ｎ≧２であり、ｎ個のトランザクションのそれぞれについて、当該同時トランザクション集合には、少なくとも１つのそれと同時に実行されるトランザクションがあり、即ち、各トランザクションは、当該同時トランザクション集合において「２つのトランザクションが同時に実行される」状況があり、ＴＳにおける各要素（即ち、トランザクション）は、２つのトランザクションの同時実行を満たす少なくとも１つの要素を見つけることができ、同時トランザクション集合は、同時トランザクションと略称でき、１つの同時トランザクション集合には、少なくとも１つの「動的一貫性状態辺」（即ち、動的辺）が存在する。

トランザクションコミットアルゴリズムは、本質的に、ターゲットトランザクションと同時トランザクションとの間には動的辺交差状況があるかどうかを検証するためのものであり、動的辺交差がない場合、データ異常がないと見なされ、ターゲットトランザクションはコミットすることができ、そうではない場合、データ異常があると見なし、データベースシステムの分離レベルに応じて、現在生じたデータ異常が現在の分離レベルで発生が禁止されたかどうかを判断し、これにより、ターゲットトランザクションがコミット階段に入るのかロールバック階段に入るのかを決定する。つまり、ターゲットトランザクションによって生成されるデータ異常が本出願の実施例で規定された分離レベルで発生が禁止されたかどうかを判断し、ターゲットトランザクションがコミット階段に入るのかロールバック階段に入るのかを決定する。

６、動的辺交差：

動的辺交差の定義は、次の通りであり、２つの同時トランザクション操作が２つの異なる変数を操作し、各トランザクションがそれぞれ異なる変数の異なる状態を操作し、２つの動的辺が異なる状態の間で互いに交差する場合を、動的辺交差と呼ぶ。上記の２つの異なる変数について、例えばｘ、ｙ、またはｘ_１、ｘ_２のような２つの異なる物理変数を意味してもよく、もちろん、例えば{ｘ}、{ｙ_１、ｚ_０}のような２つの異なる論理変数を意味してもよく、{ｘ}及び{ｙ_１、ｚ_０}はいずれも論理変数であり、少なくとも２つの変数の組み合わせを表す。

本質的に、動的辺は、グラフィカルには、行列図（データ状態行列）上のトランザクションの操作の異なる変数バージョン間におけるセグメントであり、集合の観点から、トランザクションの読み取り集合及び書き込み集合である。従って、動的辺交差は、本質的に、２つの同時トランザクションＴ_ｕ及びＴ_ｖの間の読み取り・書き込み集合が特定の条件を満たすかどうかであり、動的辺交差の検出について、本出願の実施例では２つの検出方式を提供し、以下にそれぞれ説明する。

方式一：
初期化プロセス中、動的辺交差値（Ｄｙｎａｍｉｃ Ｌｉｎｅ Ｉｎｔｅｒｓｅｃｔｉｏｎ、ＤＬＩ）の初期値を０に設定し、変数状態値（Ｖａｒｉａｂｌｅ Ｓｔａｔｅ、ＶＳ）の初期値を０に設定する。当該動的辺交差値は、トランザクションＴ_ｕとトランザクションＴ_ｖがデータ状態行列において操作する異なるデータ項目の間のセグメント交差状況を表し、当該変数状態値は、トランザクションＴ_ｕとトランザクションＴ_ｖが異なるデータ状態にある変数を操作する状況を表す。

さらに、トランザクションＴ_ｕの読み取り集合及びトランザクションＴ_ｖの書き込み集合の間に共通集合があり、かつ、両者の共通集合が空集合ではない場合、ＤＬＩ＝ＤＬＩ＋＋に設定し、即ち、ＤＬＩを、既存の値に１を加算して得られた値に設定し（このような操作は一般に「ＤＬＩがインクリメントされる」と呼ばれる）、両者の共通集合に、異なるデータ状態を持つ非空要素がある場合、ＶＳ＝ＶＳ＋＋に設定し、即ち、ＶＳを、既存の値に１を加算して得られた値に設定し（ＶＳがインクリメントされる）、つまり、両者の共通集合には、少なくとも２つのデータ状態に対応する同一の非空要素がある場合、ＶＳ＝ＶＳ＋＋に設定する。

トランザクションＴ_ｕの書き込み集合及びトランザクションＴ_ｖの読み取り集合の間に共通集合があり、且つ、両者の共通集合が空集合ではない場合、ＤＬＩ＝ＤＬＩ＋＋に設定し、即ち、ＤＬＩを、既存の値に１を加算して得られた値に設定し（ＤＬＩがインクリメントされる）、両者の共通集合に異なるデータ状態を持つ非空要素がある場合、ＶＳ＝ＶＳ＋＋に設定し、即ち、ＶＳを、既存の値に１を加算して得られた値に設定し（ＶＳがインクリメントされる）、つまり、両者の共通集合には、少なくとも２つのデータ状態に対応する同一の非空要素がある場合、ＶＳ＝ＶＳ＋＋に設定する。

トランザクションＴ_ｕの書き込み集合及びトランザクションＴ_ｖの書き込み集合には共通集合がない（又は、両者の共通集合が空集合である）場合、基本ルールにおける書き込み書き込み競合の発生を禁止する条件を満たすことを保証でき、即ち、ダーティー書き込みデータ異常が禁止される。動的辺交差値ＤＬＩが２以上であり、且つ、ＶＳが１以上である場合、動的辺交差がある、即ち、データ異常があると見なされる。動的辺交差の判定条件を満たした上で、変数状態値ＶＳに基づいてデータ異常タイプを判断することができ、ＶＳ＝１の場合、データ異常タイプは、読み取り異常であり、１つの変数の非繰り返し読み取り異常、２つの変数の読み取り半順序異常、３つ以上の変数の階段式異常を含み、ＶＳ＝２の場合、データ異常タイプは、書き込み異常であり、２つの変数の書き込み半順序異常、３个以上の鋸波式異常を含む。

方式二：
初期化プロセスで、各トランザクションにそれぞれ１つのｕｐｐｅｒと呼ばれるブーリアンを割り当て、ｕｐｐｅｒ値をｆａｌｓｅに初期化する。当該ブーリアンは、トランザクションで構成される動的辺のデータ状態行列における垂直位置関係を表し、任意の２つの同時トランザクションＴ_ｕ及びトランザクションＴ_ｖを例として、Ｔ_ｕ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅの場合、トランザクションＴ_ｕがある変数において構成する動的辺が別のトランザクションＴ_ｖよりも新しいことを示し、即ち、同一の変数について、トランザクションＴ_ｕは当該変数においてトランザクションＴ_ｖよりも新しい変数バージョンを操作したことを示す。

さらに、トランザクションＴ_ｕの読み取り集合及びトランザクションＴ_ｖの書き込み集合に共通集合がある場合、共通集合における各変数ｘについて、トランザクションＴ_ｕによって読み取られた変数ｘのバージョン≧トランザクションＴ_ｖによって書き込まれた変数ｘのバージョン、例えば、トランザクションＴ_ｕが変数バージョンｘ_２を読み取り、トランザクションＴ_ｖが変数バージョンｘ_１を書き込む場合、Ｔ_ｕ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、そうではない場合、トランザクションＴ_ｕによって読み取られた変数ｘのバージョン＜トランザクションＴ_ｖによって書き込まれた変数ｘのバージョン、例えばトランザクションＴ_ｕが変数バージョンｘ_１を読み取り、トランザクションＴｖが変数バージョンｘ_２を書き込みむ場合、Ｔ_ｖ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定する。当該ルールは、Ｔ_ｕの書き込み集合とＴ_ｖの読み取り集合を比較する場合、トランザクションＴ_ｕ及びトランザクションＴ_ｖのｕｐｐｅｒ値に同様に値を割り当てることができる。

トランザクションＴ_ｕの書き込み集合及びトランザクションＴ_ｖの読み取り集合には共通集合がある場合、共通集合における各変数ｘについて、トランザクションＴ_ｕによって読み取られた変数ｘのバージョン＞トランザクションＴ_ｖによって読み取られた変数ｘのバージョン、例えば、トランザクションＴ_ｕが変数バージョンｘ_２を読み取り、トランザクションＴ_ｖが変数バージョンｘ_１を読み取る場合、Ｔ_ｕ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、トランザクションＴ_ｕによって読み取られた変数ｘのバージョン＜トランザクションＴ_ｖによって読み取られた変数ｘのバージョン、例えばトランザクションＴｕが変数バージョンｘ_１を読み取り、トランザクションＴ_ｖが変数バージョンｘ_２を読み取る場合、Ｔ_ｖ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、トランザクションＴ_ｕによって読み取られた変数ｘのバージョン＝トランザクションＴ_ｖによって読み取られた変数ｘのバージョン、例えばトランザクションＴ_ｕ及びトランザクションＴ_ｖがいずれも変数バージョンｘ_１を読み取る場合、何の操作も行わない。

トランザクションＴ_ｕの書き込み集合及びトランザクションＴ_ｖの書き込み集合に共通集合がない（又は、両者の共通集合が空集合である）場合、基本ルールにおける書き込み書き込み競合の発生を禁止する条件を満たすことを保証でき、即ち、ダーティー書き込みデータ異常が禁止される。上記のルールに従って、トランザクションＴ_ｕの書き込み集合及びトランザクションＴ_ｖの読み取り集合を比較し、トランザクションＴ_ｕの読み取り集合及びトランザクションＴ_ｖの書き込み集合を比較し、トランザクションＴ_ｕの読み取り集合及びトランザクションＴ_ｖの読み取り集合を比較した後、Ｔ_ｕ．ｕｐｐｅｒ＝Ｔ_ｖ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅの場合、動的辺交差がある、即ち、データ異常があると見なすことができる。

動的辺交差がデータ異常を構成する分析は、次の通りであり、動的辺は、あるトランザクションで構成され、当該トランザクションが正常にコミットできる場合、当該トランザクションによって形成される動的辺は、一貫性状態であり、２つの動的辺のそれぞれは、１つの一貫性状態辺を保持しており、交差とは、２つの動的辺が互いに相手の一貫性状態辺を跨いで、異なる状態のデータをそれぞれ操作（読み取り・書き込み）することを意味するので、必ずデータ異常があり、動的辺交差が発生した同時トランザクション集合における少なくとも１つのトランザクションはロールバックする必要がある。そのため、データ異常の発生原因は本質的に、同時トランザクションが、同じデータ状態ではないデータを操作することであり、即ち、データ異常を引き起こす。

動的辺交差では、少なくとも１つの動的辺は、１つの非コミットトランザクションを含み、なお、コミット済みトランザクションも、同時トランザクションに属する可能性がある。

同時トランザクション集合では、２つの同じ変数に少なくとも２つの動的辺が存在する場合、２つの動的辺を例として、配列組み合わせに応じて、各辺は、ＲＲ斜辺、ＲＷ斜辺、ＷＲ斜辺の３つの可能がある（ＷＷ斜辺は、書き込み書き込み競合を禁止する基本ルールによって禁止されるので、読み取り及び書き込みの４つの可能な組み合わせのうち３つしか選択できない）ため、合計

（即ち、９つ）の組み合わせがある。動的辺であるため、各操作ペアはいずれも、異なる変数をターゲットにし、例えば、ＲＷ斜辺は、変数Ｘ及びＹをターゲットにする場合、展開式が「Ｒ_１(Ｘ_０) Ｗ_１(Ｙ_１)」である。例えばＲＷ－ＲＷ組み合わせなどの組み合わせペアでは、トランザクションＴ_１の最初のＲＷペアが変数Ｘ及びＹを含むと仮定すると、トランザクションＴ_２の２番目のＲＷペアは、必ず変数Ｙ及びＸをターゲットにし、これは、（静的辺ではなく）動的辺を構成するには、異なるデータオブジェクト（即ち、操作オブジェクト）の異なる状態を跨る必要があるためであり、最初のＲＷペアの展開式が「Ｒ_１(Ｘ_０) Ｗ_１(Ｙ_１)」である場合、２番目のＲＷペアの展開式は「Ｒ_２(Ｙ_０) Ｗ_２(Ｘ_１)」しかなく、ＲＷ－ＲＷ組み合わせの完全な操作シーケンスは、Ｒ_１(Ｘ_０) Ｒ_２(Ｙ_０) Ｗ_１(Ｙ_１) Ｗ_２(Ｘ_１)である。但し、操作シーケンスは１つだけではなく、ここで、これを例として説明し、それ以外、動的辺交差を構成できる複数の操作シーケンスを含み、様々な組み合わせについて後で詳述する。

上記の９つの組み合わせのうちＷＲ－ＷＲ、ＷＲ－ＲＲ、ＷＲ－ＲＷの３つの関係について、最初の「ＷＲ」操作ペアの展開式は「Ｗ_１(Ｘ_１) Ｒ_２(Ｘ_１)」であり、コミット済み読み取りルールでは、その展開式は、「Ｗ_１(Ｘ_１) Ｃ_１ Ｒ_２(Ｘ_１)」であってもよく、書き込みトランザクションが既にコミットされて終了したことを示す。そのため、当該関係は、その後の任意の組み合わせ（ＲＲ、ＲＷ、ＷＲの１つ）におけるあるトランザクションと同じトランザクションになることができなく、従って、これらの３つの組み合わせは、動的辺交差を構成することができない。Ｃは、トランザクションＴのコミット操作を表し、例えば、Ｃ_１は、トランザクションＴ_１のコミット操作を表す。

さらに分析すると、９つの組み合わせのうちＲＷ－ＲＷ、ＲＲ－ＲＲ、ＲＷ－ＲＲ、ＲＷ－ＷＲ、ＲＲ－ＷＲ、ＲＲ－ＲＷ関係は、動的辺交差を構成することができる。これらのモードの間の関係は、次の表３に示し、ＲＷ－ＲＷ、ＲＷ－ＷＲは、基本モードを構成し、残りの４つのモードは、これらの２つの基本モードから発展したものであり、１レベル拡張モードと呼ばれる。

１レベル拡張モードは、本質的に、基本モードであり、１レベル拡張モードを基に、読み取り操作の前に、他の同時コミット済みトランザクションの書き込み操作を拡張し、トランザクションのマージによって１つの基本モードに変換できるため、１レベル拡張モード及び基本モードを識別する。これは、複雑な同時トランザクション操作シーケンスを識別するための理論基礎を提供し、基本モードを識別することは、１レベル拡張モードを識別するための理論基礎を提供し、これらの２つの基礎は「モード等価原理」と呼ばれる。

モード等価原理により、１レベル拡張モードで拡張された書き込み操作は、同じ変数の２つの異なるトランザクションの読み取り操作の間の任意の操作位置に現れることができ、これは、「モード拡張等価原理」と呼ばれる。表３の２番目の書き込み半順序モード「Ｒ_１(Ｘ_０) Ｒ_２(Ｙ_０) Ｗ_１(Ｙ_１) Ｗ_３(Ｘ_１) Ｃ_３ Ｒ_２(Ｘ_１)」、トランザクションＴ_３の書き込み操作及びコミット操作「Ｗ_３(Ｘ_１) Ｃ_３」は、「Ｒ_１(Ｘ_０)」及び「Ｒ_２(Ｘ_１)」の間の任意の位置に現れることができ、例えば、上記の表３の２番目の書き込み半順序モードの等価の形式は、「Ｒ_１(Ｘ_０) Ｗ_３(Ｘ_１) Ｒ_２(Ｙ_０) Ｗ_１(Ｙ_１) Ｒ_２(Ｘ_１)」、「Ｒ_１(Ｘ_０) Ｒ_２(Ｙ_０) Ｗ_３(Ｘ_１) Ｗ_１(Ｙ_１) Ｒ_２(Ｘ_１)」を含んでもよい。

モード等価原理及びモード拡張等価原理により、２つの変数に基づく任意の操作シーケンスを表し、表３で説明された基本モード又は１レベル拡張モード（もちろん、１レベル拡張モードも本質的に基本モードである）のいずれかがある場合、必ずデータ異常があり、さもなければ、データ異常がない。

以下、上記の６つのモード（２つの基本モード及び４つの１レベル拡張モードを含む）のそれぞれの操作シーケンスの可能な実現方式について説明する。

１）２つの変数においてＲ_１(Ｘ_０) Ｒ_２(Ｙ_０) Ｗ_１(Ｙ_１) Ｗ_２(Ｘ_１)というＲＷ－ＲＷ関係を構成し、ＲＷ－ＲＷ操作シーケンスでは、読み取り操作と読み取り操作は、相互に位置を交換可能であり、書き込み操作と書き込み操作は、相互に位置を交換可能である。この動的辺交差は、データ異常を直接構成し、従来の書き込み半順序異常に対応する。

２）２つの変数においてＲ_１(Ｘ_０) Ｒ_２(Ｙ_０) Ｗ_１(Ｙ_１) Ｒ_２(Ｘ_１)というＲＷ－ＲＲ関係を構成し、ＲＷ－ＲＲ操作シーケンスでは、最初の２つの読み取り操作と読み取り操作は位置を相互に交換可能であり、最後の２つの書き込み操作及び読み取り操作は、同じ変数に係わらない場合、位置を相互に交換可能である。具体的に、変数バージョンＸ_１は、必ず別のトランザクションの書き込みによって生じるため、Ｒ_１(Ｘ_０)とＲ_２(Ｘ_１)との間にＷ_３(Ｘ_１)を実行するトランザクションＴ_３が必ず１つ存在する。これらの３つのトランザクションＴ_１～Ｔ_３は、同時トランザクションであり、書き込み半順序異常を構成する。

３）２つの変数においてＲ_１(Ｘ_０) Ｒ_２(Ｙ_０) Ｗ_２(Ｘ_１) Ｒ_１(Ｙ_１)というＲＲ－ＲＷ関係を構成し、ＲＲ－ＲＷ操作シーケンスでは、最初の２つの読み取り操作及び読み取り操作は位置を相互に交換可能である。具体的に、変数バージョンＹ_１は必ず別のトランザクションの書き込みによって生じるため、Ｒ_２(Ｙ_０)の後、Ｒ_１(Ｙ_１)の前にＷ_３(Ｙ_１)を実行するトランザクションＴ_３は必ず１つが存在する。これらの３つのトランザクションＴ_１～Ｔ_３は同時トランザクションである。トランザクションＴ_１及びトランザクションＴ_３を１つの論理トランザクション{Ｔ_１，Ｔ_３}にマージすると、そのモードはＲＷ－ＲＷになるため、論理トランザクション{Ｔ_１，Ｔ_３}とトランザクションＴ_２との間は従来の書き込み半順序異常を構成し、即ち、{Ｔ_１，Ｔ_３}∩Ｔ_２＝従来の書き込み半順序異常であり、トランザクションＴ_２及びトランザクションＴ_３を１つの論理トランザクション{Ｔ_２，Ｔ_３}にマージする場合、そのモードがＲＷ－ＷＲになるため、論理トランザクション{Ｔ_２，Ｔ_３}とトランザクションＴ_１との間は、従来の読み取り半順序異常を構成し、即ち、{Ｔ_２，Ｔ_３}∩Ｔ_１＝従来の読み取り半順序異常である。

４）２つの変数においてＲ_１(Ｘ_０) Ｗ_２(Ｘ_１) Ｗ_２(Ｙ_１) Ｒ_１(Ｙ_１)というＲＷ－ＷＲ関係を構成する。この一連の操作シーケンスＲＷ－ＷＲは、従来の読み取り半順序異常を構成する。コミット済み読み取りルールでは、当該操作シーケンスが実際に「Ｒ_１(Ｘ_０) Ｗ_２(Ｘ_１) Ｗ_２(Ｙ_１) Ｃ_２ Ｒ_１(Ｙ_１)」である場合にのみ、Ｒ_１(Ｙ_１)が正常に実行されることが保証される。

５）２つの変数においてＲ_１(Ｘ_０) Ｗ_２(Ｙ_１) Ｒ_２(Ｘ_１) Ｒ_１(Ｙ_１)というＲＲ－ＷＲ関係を構成し、ＲＲ－ＷＲ操作シーケンスでは、最初の２つの読み取り操作と書き込み操作は位置を相互に交換可能であり、最後の２つの読み取り操作と読み取り操作も、位置を相互に交換可能である。具体的に、変数バージョンＸ_１は必ず別のトランザクションの書き込みによって生じるため、Ｒ_１(Ｘ_０)の後、Ｒ_２(Ｘ_１)の前にＷ_３(Ｘ_１)を実行するトランザクションＴ_３が必ず１つ存在する。これらの３つのトランザクションＴ_１～Ｔ_３は、同時トランザクションであり、従来の読み取り半順序異常を構成する。

６）２つの変数においてＲ_１(Ｘ_０) Ｒ_２(Ｙ_０) Ｒ_１(Ｙ_１) Ｒ_２(Ｘ_１)というＲＲ－ＲＲ関係を構成し、ＲＲ－ＲＲ操作シーケンスでは、最初の２つの読み取り操作と読み取り操作は、位置を相互に交換可能であり、最後の２つの読み取り操作と読み取り操作は、位置を相互に交換可能である。具体的に、変数バージョンＸ_１及び変数バージョンＹ_１は必ず別のトランザクションの書き込みによって生じるため、Ｒ_１(Ｘ_０) Ｒ_２(Ｙ_０)の後、Ｒ_１(Ｙ_１) Ｒ_２(Ｘ_１)の前にＷ_３(Ｙ_１) Ｗ_３(Ｘ_１)を実行するトランザクションＴ_３が１つあるか、又は、Ｗ_３(Ｙ_１)及びＷ_４(Ｘ_１)をそれぞれ実行する２つのトランザクションがある可能性がある。これらの３つ又は４つのトランザクション（Ｔ_１～Ｔ_３又はＴ_１～Ｔ_４）は、同時トランザクションであり、従来の読み取り半順序異常に対応する。

動的辺交差が発生する場合に、少なくとも１つの動的辺における非コミットトランザクションは、ロールバックする必要があり、これにより、データ異常の発生原因を解決し、データベースシステムにおけるデータ状態一貫性を保持することができる。

７、データ状態履歴：

１つのデータオブジェクトは、Ｘで表し、Ｘ値の変化は、１つの履歴シーケンスを構成でき、変数の観点から、変数バージョンの遷移は、１つの履歴シーケンスを構成する。変数Ｘの履歴シーケンス（Ｄａｔａ Ｈｉｓｔｏｒｙ）は次のようになる。

Ｄａｔａ Ｈｉｓｔｏｒｙ＝ＤＨ＝Ｘ_０，Ｘ_１，．．． ，Ｘ_ｉ，Ｘ_ｉ＋１，．．． ，Ｘ
ここで、Ｘ_ｉは、変数バージョンと呼ばれ、０≦ｉ≦ｍであり、ｍは、変数Ｘの最大バージョン番号である。

Ｘ_０は、データの初期バージョンであり、データオブジェクトＸが存在することを示し、値は、Ｘ_０である。

Ｘ_ｉ及びＸ_ｉ＋１は、隣接する変数バージョンであり、Ｘ_ｉは、Ｘ_ｉ＋１のｂｅｆｏｒｅ－ｉｍａｇｅ（ビフォアイメージ）と呼ばれる。

バージョン遷移とは、書き込み操作が発生すると、変数バージョンＸ_ｉを変数バージョンＸ_ｉ＋１に遷移することを意味する。

読み取り操作又は書き込み操作が発生する場合、必ず、データ状態の履歴シーケンスには、それに対応するｂｅｆｏｒｅ－ｉｍａｇｅが存在する。

一例では、Ｗ_１(Ｘ_０－Ｘ_１)を例として、Ｘ_０－Ｘ_１は、トランザクションＴ_１においてｂｅｆｏｒｅ－ｉｍａｇｅがＸ_０であり、書き込み操作によって生成される新バージョンがＸ_１であることを示し、同じトランザクションの連続した複数回の書き込み（即ち、少なくとも２回の連続した書き込み）は、少なくとも２つの変数バージョンを構成しなく、即ち、ｂｅｆｏｒｅ－ｉｍａｇｅが同じである場合少なくとも２つの変数バージョンを構成しない。

一例では、Ｒ_２(Ｘ_２)を例として、トランザクションＴ_２において、ｂｅｆｏｒｅ－ｉｍａｇｅは、Ｘ_２であることを示す。

８、データ状態行列：

水平方向：ｎ個の変数は、左から右へ水平に並べ、それぞれＸ、Ｙ、Ｚ……と呼ばれ、又は、ａ_１、ａ_２、ａ_３……で表される。

垂直方向：単一変数のデータ状態履歴シーケンスである。

水平方向及び垂直方向からなる、ｎ個のデータ、最大ｍ個のデータ状態で構成されるデータバージョンによって、データ状態行列と呼ばれるｎ*ｍ的行列を構成する。図７に示す静的辺グラフは、データ状態行列の一部である。

同時トランザクションの間に形成された斜辺は、形式的にデータ状態行列における異なる変数の変数バージョンの間の接続線であり、当該データ状態行列の一部でもある。同時トランザクションにおける各同時トランザクションによって形成される動的辺は、動的で、正当な状態を保持できるかどうかがまだ検証されていない一貫性状態辺であり、トランザクションが正常にコミットされた場合、当該動的辺は正当であり、動的辺も静的辺になる。

データ状態行列には、変数バージョンを操作している１つ以上の同時トランザクションの集合があるので、１つ以上の動的辺を形成することができる。ある同時トランザクションの集合では、１つの動的辺しかない場合、当該動的辺によって表されるトランザクションは必ずコミットでき、これは、単一の動的辺が一貫性状態に違反しない、即ち、一貫性状態辺を跨らない、即ち、動的辺交差がないためであり、動的辺交差を構成する２つの動的辺がある場合、別の動的辺によって構成される一貫性データ状態への動的な損傷を回避するように、少なくとも１つの動的辺に対応するトランザクションはロールバックされる必要がある。

本質的に、データ状態行列は、同時トランザクションの操作及びライフスペースであり、履歴トランザクションがこのスペースで沈殿し（動的辺が静的辺に変換され）、競合のある又は競合のない同時トランザクションがこのスペースで発生する（現在存在する動的辺）。

９、動的辺マージ：

２つの同時トランザクションについて、各トランザクションの一貫性状態辺（即ち、動的辺）はデータ異常（動的辺交差）があるか、又はマージできる（即ち、データ異常がない）。即ち、２つの同時トランザクションに動的辺交差がある場合、必ずデータ異常があり、そうではない場合、これらの２つのトランザクションの動的辺は必ずマージできる。

２つのトランザクションのマージについて、３つの次元のマージ、即ち、トランザクションマージ、変数マージ及びデータ状態マージに分けることができ、以下、それぞれ説明する。

１）トランザクションマージ：同時トランザクション集合では、トランザクションＴ_１（{Ｔ_１}と表記する）及びトランザクションＴ_２（{Ｔ_２}と表記する）は、１つの動的辺を構成することができ、トランザクションＴ_１及びトランザクションＴ_２は、１つの論理トランザクション（{Ｔ_１、Ｔ_２}と表記する）にマージでき、トランザクションＴ_１及びトランザクションＴ_２のマージとは、それぞれトランザクションＴ_１及びトランザクションＴ_２の読み取り・書き込み集合をマージすることであり、トランザクションＴ_１の読み取り集合及びトランザクションＴ_２の読み取り集合のマージ、トランザクションＴ_１の書き込み集合及びトランザクションＴ_２の書き込み集合のマージを意味する。トランザクションをマージする際の重要な条件は、マージされたトランザクションの間に動的辺交差がないことであり、２つのトランザクションに動的辺交差がある場合、マージできない。動的辺マージは形式的に、同時トランザクションの間を１つの論理トランザクションにマージすることであり、本質的に、同時トランザクションの読み取り・書き込み集合をそれぞれマージすることである。

２）変数マージ：トランザクションのマージで、マージされたトランザクションの読み取り集合に変数バージョンＸ_ｉ及びＹ_ｊが含まれ、マージされた書き込み集合に変数バージョンＸ_(ｉ＋１)及びＹ_(ｊ＋１)が含まれる場合、さらに変数マージを実行することで、変数Ｘ及びＹを１つの論理変数{Ｘ，Ｙ}にマージすることができ、即ち、マージされたトランザクションの読み取り集合には変数バージョン{Ｘ_ｉ，Ｙ_ｊ}が含まれ、マージされたトランザクションの書き込み集合には変数バージョン{Ｘ_(ｉ＋１)，Ｙ_(ｊ＋１)}が含まれる。

３）データ状態マージ：トランザクションのマージで、Ｘ_ｉ及びＸ_(ｉ＋１)などのある変数の少なくとも２つの状態に係る場合、変数が縦方向にマージされた場合、{Ｘ_{(ｉ，ｉ＋１)}}に変わる。

動的辺マージ定義：それぞれ２つのトランザクションに属する２つの動的辺について、動的辺交差がない場合、前述のトランザクションマージルールに従って、２つのトランザクションが１つの論理トランザクションにマージし、トランザクションがマージされた後、２つのトランザクションの読み取り集合及び書き込み集合は、変数マージルールに従うが、同じ変数について、異なる変数バージョン（即ち、異なる状態のデータバージョン）は、マージされなく、即ち、データ状態のマージは実行されない。

これに基づいて、同時操作シーケンスを判断するために、複雑な同時操作シーケンスから基本操作シーケンスへの簡略化方法を形式的に解釈するための縮退ルールを提案しており、上記の表３では、拡張された１レベル拡張モードを基本モードに簡略化する場合、縮退ルールを採用する。以下では、１レベル拡張モードを基本モードにマージすることを例として、２つの異なる縮退ルールについて説明する。

いくつかの実施例では、１レベル拡張モードが基本モードにマージされるときに、「Ｗ_３(Ｙ_１) Ｃ_３ Ｒ_１(Ｙ_１)」という形式となり、その縮退ルールは、次の通りであり、同じ状態の変数の場合、書き込み操作を残し（読み取り操作を除去し）、トランザクション番号（トランザクション識別子であってもよい）は、読み取りトランザクションのトランザクション番号を残し（書き込み操作のトランザクション番号を除去し）、これは、トランザクションＴ_１及びトランザクションＴ_３の間の２つの動的辺のマージに相当する。表３における番号が２、３、６であるモードは全て、この縮退ルールに準拠する。番号が３及び４であるＲＲ－ＲＷモードは、異なる縮退ルールを採用しているため、最終的に簡略化された後、異なるデータ異常に対応し、具体的に、前述のルールを使用してマージする場合、異常を、読み取り半順序（番号４）ではなく、書き込み半順序（番号３）と見なす。

いくつかの実施例では、１レベル拡張モードが基本的なモードにマージされるときに、「Ｒ_２(Ｙ_０) Ｗ_３(Ｙ_１)」という形式となり、その縮退ルールは、次の通りであり、同じ変数の場合、書き込み操作を残し（読み取り操作を除去し）、トランザクション番号は、読み取りトランザクションのトランザクション番号を残し（書き込み操作のトランザクション番号を除去し）、変数状態は、最も新しい変数状態を残し、これは、トランザクションＴ_２及びトランザクションＴ_３の間の２つの動的辺がマージされることに相当する。表３における番号が７である２つの１レベル拡張モードが簡略化されるときに、この縮退ルールに準拠し、もちろん、番号４のＲＲ－ＲＷモードは、この縮退ルールを採用しているため、読み取り半順序異常と見なす。

上記の説明では、データ状態一貫性モデルを提供し、上記の様々な制約条件を満たす同時トランザクションは、データ状態一貫性モデルに準拠する。

上記のデータ状態一貫性モデルに基づいて、コミット済み読み取りルールに従って、データ異常を次のように定義することができる。

１、異常点：

ある操作（読み取り、書き込み、コミット、ロールバック）が発生し、動的辺交差が形成される場合、異常が形成され、異常形成点と呼ばれ、異常点と略称される。異常点の形成は、下記の２つのタイプを含む。

１）読み取り・書き込み操作レベル：読み取り又は書き込み操作が発生した場合、異常が形成され、読み取り・書き込み操作レベル異常点と呼ばれ、操作レベル異常点と略称される。

２）トランザクションレベル：操作レベルの異常ではなく、トランザクションがコミット又はロールバックされる場合、異常が形成され、トランザクションレベル異常点と呼ばれ、トランザクションレベル異常点と略称される。

これらの２つの異なるタイプの異常点に対応する異常は、それぞれ操作レベル異常及びトランザクションレベル異常と呼ばれる。

また、これらの２つの異なるタイプの異常点は、トランザクションの同時実行性にも影響し、下記の同時実行性の紹介で詳述する。

２、同時実行性：

２つのトランザクションがｔ_ｓ（Ｔ_１）＜ｔ_ｃ（Ｔ_２）且つｔ_ｓ（Ｔ_２）＜ｔ_ｃ（Ｔ_１）を満たす場合、２つのトランザクションの並行、又は並行トランザクションと呼ばれる。

２つのトランザクションが並行した上で、２つのトランザクションが少なくとも同じデータオブジェクトを操作した場合、トランザクション同時実行、又は同時トランザクションと呼ばれる。

２つの同時トランザクションの読み取り・書き込み集合（即ち、読み取り集合及び書き込み集合）の共通集合が空集合ではなく、共通操作のデータオブジェクト（実際にデータのあるバージョンオブジェクト）を取得し、これらのデータオブジェクトの各トランザクションにおける対応する最初の操作及び最後の操作は、１つの区間を構成することができ、当該区間は、競合領域と呼ばれ、第１の異常区間とも呼ばれる。競合領域の上限（最大値点）からトランザクションレベル異常点までの間の区間は、第２の異常区間と呼ばれる。

競合領域／第１の異常区間に異常が形成され、即ち、操作レベル異常が形成され、操作レベル異常に対応するトランザクションライフサイクルが短く、他のトランザクションとの同時実行性が低い。この場合、同時実行性一度と呼ばれ、一度と略称される。ここでのライフサイクルが短いのは、ユーザーのトランザクションセマンティクスによって当該トランザクションのライフサイクルが短くなることではなく、異常が既に発生して当該トランザクションが強制的にロールバックされるリストがあるため、トランザクションのライフサイクルが短くなる。

トランザクションレベル異常に対応するトランザクションは、第２の異常区間で存続することができ（トランザクションの存続期間が長く）、他のトランザクションとの同時実行性が高い。この場合は、同時実行性二度と呼ばれ、二度と略称される。一度の同時実行性は、二度の同時実行性よりも小さい。

３、異常分類：

（３．１）データ異常に関する変数の数に従って、データ異常を単一変数異常及び多変数異常に分けることができる。単一変数異常とは、１つの変数のみに関するデータ異常であり、多変数異常とは、２个以上の変数に関するデータ異常である。

（３．２）データ異常に関する変数が同じデータノードデバイス（子ノードとも呼ばれる）に記憶されるかどうかによって、データ異常を分散異常及びローカル異常に分けることができる。

Ａ、分散異常：多変数異常に関する全ての変数が一つの子ノードに記憶されていなければ、当該異常は、分散異常と呼ばれ、分散異常は、必ず多変数異常である。

Ｂ、ローカル異常：単一異常であり、当該異常は、ローカル異常と呼ばれる（単一変数異常は必ずローカル異常である）。幻像読み取り異常は、特殊であり、少なくとも２つの変数に関するが、述語を単位として、読み取られたデータのバッチは、「１つの」変数と見なすことができ、述語が新しく追加されたデータは、述語に依存し、幻像読み取り異常も、ローカル異常に属する。分散異常ではないデータ異常は、ローカル異常である。なお、１つの多変数異常も、同じ子ノードで発生する場合がある（即ち、関する全ての変数が１つの子ノードに記憶される）、この場合、多変数異常は、ローカル異常でもある。

（３．３）同時トランザクションの読み取り・書き込み操作は、データ状態行列に存在する変数バージョン及び異常が発生するタイミングなどの要素を直接対象とするかどうかによって、データ異常を広義異常と狭義異常に分けることができる。本出願の実施例で提案されるデータ状態行列によって検出可能な異常は、狭義異常に属する。

（３．３．１）狭義異常：エンティティデータ異常、仮想データ異常及び制約異常を含む。

Ａ、エンティティデータ異常（エンティティデータ類異常とも呼ばれる）：データ状態行列に基づいて、同時トランザクションの読み取り・書き込み操作がデータ状態行列に存在する変数バージョンを直接対象とすることによって引き起こされる異常は、エンティティ類データ異常と呼ばれる。例えば、ダーティー書き込み、ダーティー読み取り、中間読み取り、非繰り返し読み取り、更新欠落、読み取り半順序、読み取り・書き込み半順序、書き込み半順序、階段式などの異常は全てエンティティデータ異常に属する。このような異常の特徴は、同時トランザクション読み取り・書き込み操作のデータオブジェクトが既に操作シーケンスに存在することであり、述語を介して関連データオブジェクトを包含することではない。

Ｂ、仮想データ異常（仮想類データ異常とも呼ばれる）：データ状態行列に基づいて、同時トランザクションの読み取り・書き込み操作が述語を介して関連データオブジェクトを包含することによって引き起こされ、且つ、操作が発生した時に異常の操作セマンティクスが明らかである異常は、仮想類データ異常と呼ばれる。例えば、幻像読み取り異常は、第２回の述語読み取り操作が発生した場合、幻像読み取り異常を構成することができ、操作レベルセマンティクス異常に属する。なお、上記の操作レベルセマンティクス異常は、仮想データ異常に属する。

Ｃ、制約異常：トランザクションコミットノードで、データベースデータの一貫性状態は、予め定義されたデータ制約に違反し、制約異常と呼ばれる。例えば、述語書き込み半順序、書き込み半順序、鋸波式などの異常であり、このタイプの異常の操作セマンティクスは、操作が発生したときに不明確であり、結果が形成された後、予め定義されたセマンティクスに基づいて結果を検証することができ、結果レベルセマンティクス異常に属する。なお、上記の結果レベルセマンティクス異常は、制約異常に属する。このタイプの異常は、ユーザーが定義した制約に関連するので、本出願の実施例では、制約異常を、データ状態一貫性モデルの考慮範囲内に含めない。

（３．３．２）広義異常：狭義異常で説明された異常以外に、半分コミット済み読み取り異常を含む。

半分コミット済み読み取り異常：分散シナリオで発生する異常であり、各ノードデバイスでの分散トランザクションのコミット時間が一致しないため発生し、同時実行読み取りトランザクションがデータにアクセスするときに、一部のノードデバイスは既にコミット済みであり、一部のノードデバイスはまだコミットしていないため、読み取りデータが一致しなくなる。本出願の実施例における異常の議論は、スタンドアロンシナリオに焦点を合わせているので、本出願の実施例における半分コミット済み読み取り異常をデータ状態一貫性モデル的考量範囲内に含めない。

４、データ異常タイプ：

本出願の実施例では、上記のデータ状態一貫性モデルに従って、１２種類のデータ異常を定義し、ダーティー書き込みデータ異常、ダーティー読み取りデータ異常、中間読み取りデータ異常、非繰り返し読み取りデータ異常、幻像読み取りデータ異常、更新欠落データ異常、読み取り半順序データ異常、ステップデータ異常、書き込み半順序データ異常、述語書き込み半順序データ異常及び鋸波式データ異常を含み、以下で詳述する。

１）ダーティー書き込み（Ｄｉｒｔｙ Ｗｒｉｔｅ）データ異常：

定義：操作シーケンスがｗ_１[ｘ_１]．．．ｗ_２[ｘ_２]．．．のようなデータ異常であり、ダーティー書き込みデータ異常は、操作レベル異常に属する。

但し、ダーティー書き込みデータ異常の操作シーケンスの定義は、ｗ_１[ｘ]．．．ｗ_２[ｘ]．．．{(ｃ_１又はａ_１)と(ｃ_２又はａ_２)が任意の順序であってもよい((ｃ_１ ｏｒ ａ_１) ａｎｄ (ｃ_２ ｏｒ ａ_２) ｉｎ ａｎｙ ｏｒｄｅｒ)}にすることができなく、そのうち、順序ペア(ａ_２、ｃ_１)又は(ａ_２、ａ_１)の組み合わせは、データの不一致を引き起こさない。しかし、書き込み操作及びロールバック操作の実行により、ＣＰＵ（Ｃｅｎｔｒａｌ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｕｎｉｔ、中央プロセッサー）リソースが消費されるため、書き込み操作を実行した後ロールバック操作を実行することよりも、定義で発生することを直接禁止するほうがよい。

任意のトランザクションＴ_ｕ（ｕ≧１）について、ｃ_ｕとは、コミットトランザクションＴ_ｕを示し、ａ_ｕとは、ロールバックトランザクションＴ_ｕを示し、例えばｃ_１とは、コミットトランザクションＴ_１を示し、ａ_２とは、ロールバックトランザクションＴ_２を示し、以下で再度説明しない。

２）ダーティー読み取り（Ｄｉｒｔｙ Ｒｅａｄ）データ異常：
定義：操作シーケンスがｗ_１[ｘ_１]．．．ｒ_２[ｘ_１]．．．{ａ_１及びｃ_２(ａ_１ ａｎｄ ｃ_２)}のようなデータ異常であり、ダーティー読み取りデータ異常は、トランザクションレベルの異常に属する。

しかし、ダーティー読み取りデータ異常の操作シーケンスの定義は、ｗ_１[ｘ_１]．．．ｒ_２[ｘ_１]．．．{ａ_１ ａｎｄ ｃ_２が任意の順序であってもよい(ａ_１ ａｎｄ ｃ_２ ｉｎ ｅｉｔｈｅｒ ｏｒｄｅｒ)}にすることができない。これは、ｃ_２が完了し、ｃ_１が発生した場合、トランザクションＴ_１のコミットが許可される場合でもトランザクションＴ_１のロールバックが許可される場合でも、データ異常を引き起こすためである。

ダーティー読み取りデータ異常の定義では、ａ_１がｃ_１になった場合、データ異常はないため、ａ_１にするしかない。ｃ_２がａ_２になった場合、異常がないため、ｃ_２にするしかない。ａ_１が先に発生した場合、異常を排除するためにｃ_２発生もロールバックする必要がある。トランザクションのコミット又はロールバック操作が実行される場合にのみ、データ異常があるかどうかを効果的に識別することができるため、ダーティー読み取りデータ異常は、トランザクションレベル異常である。

３）中間読み取り（Ｉｎｔｅｒｍｅｄｉａｔｅ Ｒｅａｄｓ）データ異常：
定義：操作シーケンスがｗ_１(ｘ_１)．．．ｒ_２(ｘ_１)．．．ｗ_１(ｘ_２)．．． {ｃ_１及びｃ_２(ｃ_１ ａｎｄ ｃ_２)}のようなデータ異常であり、中間読み取りデータ異常は、トランザクションレベル異常に属する。

しかし、中間読み取りデータ異常の操作シーケンスの定義は、ｗ_１(ｘ_１)．．．ｒ_２(ｘ_１)．．．ｗ_１(ｘ_２)．．．{ｃ_１とｃ_２が任意の順序であってもよい(ｃ_１ ａｎｄ ｃ_２ ｉｎ ｅｉｔｈｅｒ ｏｒｄｅｒ)}にすることができなく、これは、ｃ_２が完了して、ｃ_１が発生した場合、トランザクションＴ_１のコミットが許可される場合でもトランザクションＴ_１のロールバックが許可される場合でも、データ異常を引き起こすためである。

中間読み取りデータ異常の定義では、ｃ_１がａ_１になった場合、当該異常は、ダーティー読み取りであるため、ｃ_１にするしかない。ｃ_２がａ_２になった場合、異常がないため、ｃ_２にするしかない。

４）非繰り返し読み取り（Ｆｕｚｚｙ ｏｒ Ｎｏｎ－Ｒｅｐｅａｔａｂｌｅ Ｒｅａｄ）データ異常：

定義：操作シーケンスがｒ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｃ_２．．．ｒ_１[ｘ_１]のようなデータ異常であり、非繰り返し読み取りデータ異常は、操作レベル異常に属する。

しかし、非繰り返し読み取りデータ異常の操作シーケンスの定義は、ｒ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｃ_２．．．ｒ_１[ｘ_１]．．． ｃ_１にすることができない。これは、トランザクションＴ_２が既にコミットされ、トランザクションＴ_１はｃ_１が発生しても、異常を排除するために、最終結果はトランザクションＴ_２のロールバックになるためである。

５）幻像読み取り（Ｐｈａｎｔｏｍ）データ異常：
定義：操作シーケンスがｒ_１[Ｐ]．．．ｗ_２[ｘ ｉｎ Ｐ]．．．ｃ_２．．．ｒ_１[Ｐ]のようなデータ異常であり、幻像読み取りデータ異常は、操作レベル異常に属する。

しかし、幻像読み取りデータ異常の操作シーケンスの定義は、ｒ_１[Ｐ]．．．ｗ_２[ｘ ｉｎ Ｐ]．．．ｃ_２．．．ｒ_１[Ｐ]．．．ｃ_１にすることができなく、これは、トランザクションＴ_２が既にコミットされ、トランザクションＴ_１はｃ_１が発生しても、異常を排除するために、最終結果はトランザクションＴ_１のロールバックなるためである。

６）更新欠落（Ｌｏｓｔ Ｕｐｄａｔｅ）データ異常：
定義：操作シーケンスがｒ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｃ_２．．．ｗ_１[ｘ_２]又はｒｃ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｃ_２．．． ｗ_１[ｘ_２]のようなデータ異常であり、更新欠落データ異常は、操作レベル異常に属する。

しかし、更新欠落データ異常の操作シーケンスの定義は、ｒ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｃ_２．．．ｗ_１[ｘ_２]又は ｒｃ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｃ_２．．．ｗ_１[ｘ_２]．．．ｃ_１にすることができなく、これは、トランザクションＴ_２が既にコミットされ、トランザクションＴ_１はｃ_１が発生しても、異常を排除するために最終結果はトランザクションＴ_１のロールバックになるためである。

７）読み取り半順序（Ｒｅａｄ Ｓｋｅｗ）データ異常：
定義：操作シーケンスがｒ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｗ_２[ｙ_１]．．．ｃ_２．．．ｒ_１[ｙ_１]のようなデータ異常であり、読み取り半順序データ異常は操作レベル異常に属する。

しかし、読み取り半順序データ異常の操作シーケンスの定義は、ｒ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｗ_２[ｙ_１]．．．ｃ_２．．． ｒ_１[ｙ_１]．．．(ｃ_１)にすることができなく、トランザクションＴ_１は実際にロールバックするしかなく、別の選択がない。

いくつかの実施例では、コミット済み読み取りルールが定義されていない場合、読み取り半順序の定義は、ｒ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｗ_２[ｙ_１]．．． ｒ_１[ｙ_１]．．．{ｃ_１とｃ_２が任意の順序であってもよい(ｃ_１ ａｎｄ ｃ_２ ｉｎ ｅｉｔｈｅｒ ｏｒｄｅｒ)}に変更することができる。

８）読み取り・書き込み半順序（Ｒｅａｄ ａｎｄ Ｗｒｉｔｅ Ｓｋｅｗ）データ異常：

定義：操作シーケンスがｒ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｗ_２[ｙ_１]．．．ｃ_２．．．ｗ_１[ｙ_２]のようなデータ異常であり、読み取り・書き込み半順序データ異常は、操作レベル異常に属する。

しかし、読み取り・書き込み半順序データ異常の操作シーケンスの定義は、ｒ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｗ_２[ｙ_１]．．．ｃ_２．．． ｗ_１[ｙ_２]．．．(ｃ_１)にすることができなく、トランザクションＴ_１は実際にロールバックするしかなく、別の選択がない。

いくつかの実施例では、コミット済み読み取りルールが定義されていない場合、読み取り・書き込み半順序データ異常の定義は、ｒ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｗ_２[ｙ_１]．．． ｗ_１[ｙ_２]．．．{ｃ_１及びｃ_２が任意の順序であってもよい(ｃ_１ ａｎｄ ｃ_２ ｉｎ ｅｉｔｈｅｒ ｏｒｄｅｒ)}に変更することができる。

９）ステップ（Ｓｔｅｐ Ｒｅａｄ Ｓｋｅｗ）データ異常：

定義：操作シーケンスがｒ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｗ_２[ｙ_１]．．．ｃ_２．．．ｗ_３[ｙ_２]．．．ｗ_３[ｚ_１]．．．ｃ_３．．．ｒ_１[ｚ_１]のようなデータ異常であり、ステップデータ異常は、階段式データ異常とも呼ばれ、操作レベル異常に属する。

しかし、ステップデータ異常の操作シーケンスの定義は、ｒ_１[ｘ_０]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．ｗ_２[ｙ_１]．．．ｃ_２．．． ｗ_３[ｙ_２]．．．ｗ_３[ｚ_１]．．．ｃ_３．．．ｒ_１[ｚ_１]．．．ｃ_１にすることができなく、原因の１つは、ｒ_１[ｚ_１]が一度実行されると、動的辺交差が直ちに形成されるためであり、もう１つは、当該トランザクションを正常にコミットできる可能性がなく、ロールバックを選択する以外、異常を解決する方法がないため、ｃ_１が定義に出現しても無意味である。

「ｗ_２[ｙ_１]．．．ｃ_２．．．ｗ_３[ｙ_２]」は、１つのステップであり、当該ステップモードは、任意の少なくとも２つのｘ及びｚ以外の変数及びトランザクションに拡張又は変換することができる。例えば、さらに、１つの変数Ｂと１つのトランザクションＴ_４（トランザクション状況を表４に示す）に拡張し、さらに、３つの変数Ｂ、Ｄ、Ｅ及び３つのトランザクションＴ_４、Ｔ_５、Ｔ_６（トランザクション状況を表５に示す）に拡張するなどする。

なお、ステップデータ異常は、３つ以上の変数を含み、拡張形態は少なくとも２つのトランザクションが同じ変数を書き込み、そのうちの１つのトランザクションがコミットされていることを含む。

１０）書き込み半順序（Ｗｒｉｔｅ Ｓｋｅｗ）データ異常：

定義：操作シーケンスがｒ_１[ｘ_０]．．．ｒ_２[ｙ_０]．．．ｗ_１[ｙ_１]．．．ｗ_２[ｘ_１]のようなデータ異常であり、書き込み半順序データ異常は、操作レベル異常に属する。

但し、書き込み半順序データ異常の操作シーケンスの定義は、ｒ_１[ｘ_０]．．．ｒ_２[ｙ_０]．．．ｗ_１[ｙ_１]．．．ｗ_２[ｘ_１]．．．{ｃ_１とｃ_２が任意の順序であってもよい(ｃ_１ ａｎｄ ｃ_２ ｉｎ ｅｉｔｈｅｒ ｏｒｄｅｒ) }にすることができなく、定義における２番目の書き込み操作が完了したら、異常が形成され、トランザクションＴ_１又はトランザクションＴ_２のいずれかをロールバックするように選択することができる。書き込み半順序データ異常は、変数ｘ及びｙの間に制約の定義を必要とせず、動的辺交差によっても識別できる。

１１）述語書き込み半順序（Ｐｒｅｄｉｃａｔｅ Ｗｒｉｔｅ Ｓｋｅｗ）データ異常：

定義：操作シーケンスがｒ_１[Ｐ]．．．ｒ_２[Ｐ]．．．ｗ_１[ｙ_１ ｉｎ Ｐ]．．．ｗ_２[ｘ_１ ｉｎ Ｐ]．．．{ｃ_１とｃ_２が任意の順序であってもよい(ｃ_１ ａｎｄ ｃ_２ ｉｎ ｅｉｔｈｅｒ ｏｒｄｅｒ)}のようなデータ異常であり、述語書き込み半順序データ異常は、トランザクションレベル異常に属する。２番目のトランザクションがコミットされたときに、述語書き込み半順序データ異常が発生し、異常の排除は、コミットされたトランザクションをロールバックすることによって実行するしかない。

但し、述語書き込み半順序データ異常の操作シーケンスの定義は、ｒ_１[Ｐ]．．．ｒ_２[Ｐ]．．．ｗ_１[ｙ_１ ｉｎ Ｐ]．．． ｗ_２[ｘ_１ ｉｎ Ｐ]にすることができない。異常識別の効率を向上させるために、トランザクションがコミットされるときに、ユーザーによって明示的に定義された制約条件により検証することができる。

当該述語書き込み半順序データ異常は、拡張能力をさらに備え、その拡張形式は、ｒ_ｕ[Ｐ]．．．ｗ_ｕ[ｖ_１ ｉｎ Ｐ]であり、０から任意の少なくとも２つに拡張することができる。当該述語書き込み半順序データ異常は、書き込み半順序異常から鋸波式異常への拡張方式に類似する拡張能力を備え、即ち、当該述語書き込み半順序データ異常の拡張方式は、鋸波式データ異常の拡張に類似し、鋸波式データ異常は次項で詳述する。

当該述語書き込み半順序データ異常は、動的辺交差によって識別することができず、整合性制約によって識別する必要があり、例えば、ｒ_１[Ｐ]は、ｘオブジェクトを含まず、ｗ_２[ｘ_１ ｉｎ Ｐ]は、ｘオブジェクトを含むため、同じトランザクションの垂直辺及び斜辺接続を形成することができなく、即ち、動的辺がないため、トランザクションレベル異常として強制的に定義される。

１２）鋸波式（Ｓａｗｔｏｏｔｈ Ｗｒｉｔｅ Ｓｋｅｗ）データ異常：

定義：操作シーケンスがｒ_１[ｘ_０]．．．ｒ_２[ｙ_０]．．．ｒ_３[ｚ_０]．．．ｗ_１[ｙ_１]．．．ｗ_２[ｚ_１]．．．ｗ_３[ｘ_１]のようなデータ異常であり、鋸波式データ異常は、操作レベル異常に属する。

但し、鋸波式データ異常の操作シーケンスの定義は、ｒ_１[ｘ_０]．．．ｒ_２[ｙ_０]．．．ｒ_３[ｚ_０]．．． ｗ_１[ｙ_１]．．．ｗ_２[ｚ_１]．．．ｗ_３[ｘ_１]．．．{ｃ_１、ｃ_２とｃ_３が任意の順序であってもよい(ｃ_１ ａｎｄ ｃ_２ ａｎｄ ｃ_３ ｉｎ ａｎｙ ｏｒｄｅｒ)}にすることができなく、書き込み操作が発生したときに異常を構成する。鋸波式データ異常は、３つ以上の変数を含む。

図８は、本出願の実施例による鋸波式異常の原理図であり、図８を参照し、トランザクション操作シーケンスによって形成された３つの変数の鋸波式データ異常を示す。トランザクションＴ_１は変数バージョンｚ_０を読み取り、変数バージョンｘ_１を書き込み、「Ｒ(ｚ_０) Ｗ(ｘ_１)」と表記し、トランザクションＴ_２は変数バージョンｙ_０を読み取り、変数バージョンｚ_１を書き込み、「Ｒ(ｙ_０) Ｗ(ｚ_１)」と表記し、トランザクションＴ_３は、変数バージョンｘ_０を読み取り、変数バージョンｙ_１を書き込み、「Ｒ(ｘ_０) Ｗ(ｙ_１)」と表記し、トランザクションＴ_１～Ｔ_３の一貫性状態辺は、８００に示すようであり、３つの変数の鋸波式データ異常を基に、任意の少なくとも２つの変数の鋸波式データ異常に拡張することもできる。

拡張方式は８０１に示すようである。ブロック８０２内の変数及びトランザクションの関係は、任意の回数コピーされた後、コピーされたコンテンツを当該ブロック８０２内に入れることにより、変数の数及びトランザクションの数の拡張を達成することができ、ブロック８０２内の操作モードは、Ｒ_ｕ(ｋ_０) Ｗ_ｕ(ｂ_１)として抽象化することができ、当該モードは、１つの鋸歯であり、ｋ_０は、ｘ_０又は任意の他の変数であってもよいが、最終的に拡張された鋸歯は、読み取り操作によってｘ_０に接続され、トランザクションＴ_３は、ｂ_０を読む必要がある。本質的に、図８における変数ｙに関連する部分も１つの鋸歯であるが、鋸波として書き込み半順序の有効な部分と区別される（少なくとも３つの変数を含む）ため、鋸波式異常の拡張方式について説明するときに言及すべきではない。

なお、上記の操作モードＲ_ｕ(ｋ_０) Ｗ_ｕ(ｂ_１)は、Ｒ_ｕ(ｋ_０) Ｗ(ｂ_１) Ｒ_ｕ(ｂ_１)というモードに変形してもよく、拡張時に、鋸波型のデータ異常は、０から任意の少なくとも２つの鋸歯に拡張することができる。

明らかに、書き込み半順序データ異常及び鋸波式データ異常は、本質的に、同じ種類の異常（書き込み異常）であるが、数学的形式で説明すると、変数の数が異なる相違によって、２つの変数に関する書き込み異常を書き込み半順序異常と呼び、３つ以上の変数に関する書き込み異常を鋸波式異常と呼び、従来のデータ異常の定義との区別にも役立ち、従来の定義では、書き込み半順序異常のみが説明され、変数は２つだけあり、且つこのタイプの例の拡張性が考慮されていない。本出願の実施例では、その備えた無限の拡張能力が考慮されている。読み取り半順序データ異常とステップデータ異常との間の関係は、書き込み半順序データ異常と鋸波式データ異常との間の関係と同様であり、ここで再度説明しない。

上記のデータ異常タイプの詳細な定義に基づいて、本出願の実施例では、データベースシステムに対して新しい分離レベルを定義し、分離レベルの定義は、以下の原則に従い、即ち、同時実行性が高いものから低いものへのプロセスに従って、そのデータの一貫性は、弱いものから強いものへ変化し、許可されるデータ異常は、最多からゼロに変化し、具体的に、非コミット読み取り書き込み、コミット済み読み取り書き込み、スナップショット読み取り履歴、再読み込み可能読み取り及び直列化可能という５つの分離レベルを含み、これらの５つの分離レベルとデータ異常との間の関係は、以下の表６に示す。

１、非コミット読み取り・書き込み（Ｒｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ Ｕｎｃｏｍｍｉｔｔｅｄ、ＲＷＵ）レベル：コミットされていないトランザクションの中間状態について、読み取り可能で書き込み可能であり、読み取り可能によりダーティー読み取りが発生する可能性があり、書き込み可能によりダーティー書き込みが発生する可能性がある。このＲＷＵ分離レベル及び従来の「非コミット読み取り」レベルとの相違は、ＲＷＵ分離レベルが同時書き込み操作をブロックしないことである。即ち、従来の非コミット読み取りは、ダーティー書き込み異常の発生を許可せず、ＲＷＵ分離レベルは、ダーティー書き込み異常の発生を許可する。

２、コミット済み読み取り・書き込み（Ｒｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ Ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ、ＲＷＣ）レベル：コミット済み状態のデータのみ、読み取り可能で書き込み可能であり、読み取り可能は、ダーティー読み取り異常を回避し、即ち、トランザクション実行中のデータ状態を読み取ることができなく、書き込み可能は、ダーティー書き込み異常を回避し、即ち、トランザクション実行中のデータ状態を書き込み／上書きできない。このＲＷＣ分離レベル及びＲＷＵ分離レベルの相違は、ＲＷＣ分離レベルで同時書き込み操作が禁止されることである。

３、スナップショット読み取り履歴（Ｓｎａｐｓｈｏｔ Ｈｉｓｔｏｒｙ、ＳＨ）：スナップショット読み取り履歴は、履歴の任意の時点（当該時点が、システムの最新の時点である可能性があるが、将来のある時点ではない）に基づいて、履歴内のコミットされたデータを読み取ることができ、即ち、データ状態行列から静的辺を見つけることができ、当該静的辺は、履歴のある時点でのデータの一貫性状態を表すため、読み取りデータの一貫性を保持することができる。スナップショット読み取り履歴とコミット済み読み取り・書き込みの相違は、スナップショット読み取り履歴では更新欠落異常、読み取り半順序異常、読み取り・書き込み半順序異常及び階段式異常が禁止されることである。スナップショット読み取り履歴とＪｉｍ Ｇｒｅｙが提供する従来の「スナップショット」レベルの相違は、この定義におけるスナップショット読み取り履歴レベルでは幻像読み取り異常と非繰り返し読み取り異常の発生が許可されることであり、これは、スナップショット技術が本質的に静的辺技術であるためであり、静的辺は常に、既成事実、即ち「不変の履歴」を表し、幻像読み取り異常及び非繰り返し読み取り異常に対応する操作シーケンスには、２つの履歴の２回読み取り操作があり、これらは類似した操作であり、分離するのではなく１つのカテゴリに分類すべきである。

４、再読み込み可能読み取り（Ｒｅｐｅａｔａｂｌｅ Ｒｅａｄ、ＲＲ）：述語のない読み取り操作、即ち、トランザクション内の任意の２回の読み取り操作によって読み取られたデータオブジェクトは常に同じである（他のトランザクションによって変更されていないため、システムの同時実行性が低下する）。ＲＲ分離レベルは、ＳＨ分離レベルに基づくレベルであり、両者の相違は、ＲＲ分離レベルでは述語付けセマンティクスに関連するデータ異常を除く他の異常が禁止されることであり、即ち、ＳＨ分離レベルと比較して、ＲＲ分離レベルでは、非繰り返し読み取り異常、幻像読み取り異常、書き込み半順序異常及び鋸波式異常も禁止されている。

５、直列化可能（Ｓｅｒｉａｌｉｚａｂｌｅ、Ｓ）：データ異常は発生しない。エンティティデータオブジェクトで発生する異常、抽象セマンティクスで発生する異常のいずれも禁止されている。Ｓ分離レベルは、最も高いデータ一貫性レベルである。

なお、Ｊｉｍ Ｇｒｅｙなどによって表２では定義されたカーソル安定性（Ｃｕｒｓｏｒ Ｓｔａｂｉｌｉｔｙ）分離レベルは、本出願の実施例によって提供される分離レベルにない。当該カーソル安定性レベルが異なる分離レベルを実現する特定のロッキング技術に基づいて定義されるため、特定の実現技術を分離レベル理論に統合することは適切ではない。本出願の実施例によって提供される分離レベル体系は、完全に既知の異常と同時実行性との関係に基づいて定義される。許可されるデータ異常のタイプが多いほど、システムの同時実行性は高くなるが、データ一貫性の強度が低くなる。許可されるデータ異常のタイプが少ないほど、システムの同時実行性が低くなるが、データ一貫性の強度が高くなる。これにより、分離レベルのデータ一貫性の強度は、ＲＷＵ＜ＲＷＣ＜ＳＨ＜ＲＲ＜Ｓという関係がある。

上記のデータ異常の定義、動的辺交差の定義及び分離レベルの定義を提供することに基づいて、図９は、本出願の実施例によるトランザクション処理方法のフローチャートである。図９を参照し、当該実施例は、データベースシステムにおけるいずれかのノードデバイスに適用され、スタンドアロンデータベースシステムの場合、当該ノードデバイスはスタンドアロン装置であってもよく、分散データベースシステムの場合、当該ノードデバイスは、調整ノードデバイス又はデータノードデバイスであってもよく、当該実施例は、次のステップを含む。

９０１、ノードデバイスは、ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み操作が実行されることに応答して、当該ターゲットトランザクションの少なくとも１つの同時トランザクションを取得し、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションは、トランザクションの実行中に同じデータ項目に対して読み取り・書き込み操作を実行する。

上記の少なくとも１つの同時トランザクションとは、ターゲットトランザクションとトランザクションの実行中に同じデータ項目に対して読み取り・書き込み操作を実行するトランザクションである。当該ターゲットトランザクションは、グローバルトランザクションであってもよく、ローカルトランザクションであってもよく、当該グローバルトランザクションとは、ノード間の操作に係るトランザクションであり、グローバルトランザクションは、分散トランザクションとも呼ばれ、ローカルトランザクションとは、単一のノード操作のみに係るトランザクションであり、ローカルトランザクションは、Ｌｏｃａｌ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓとも呼ばれ、本出願の実施例は、ターゲットトランザクションのタイプを具体的に限定しない。

上記のプロセスでは、ノードデバイスは、ターゲットトランザクションの実行を開始するときに、当該ターゲットトランザクションの読み取り集合及び書き込み集合を空集合に初期化することができ、任意選択で、ターゲットトランザクションは、端末によって開始でき、このとき、端末とノードデバイスは、ターゲットトランザクションを処理するためのセッションを確立し、端末は、ターゲットトランザクションの実行要求をノードデバイスに送信し、ノードデバイスは、ターゲットトランザクションの実行要求に応答して、当該ターゲットトランザクションの実行を開始し、即ち、ターゲットトランザクションは、ノードデバイスによって実行できる。いくつかの実施例では、端末とノードデバイスがセッションを確立したことがある場合、両者の間に新しいセッションを確立する必要がなく、既に確立されたセッションを再利用すればよい。

読み取り・書き込み集合の初期化中に、ノードデバイスは、データベースシステムの起動時に、オペレーティングシステムへメモリ空間を申請し、当該メモリ空間は、少なくとも１つのトランザクションの読み取り・書き込み集合（読み取り集合及び書き込み集合を含む）を維持するために使用され、ターゲットトランザクションの実行が開始されるときに、ノードデバイスは、当該メモリ空間からメモリを申請し、当該メモリは、当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合（読み取り集合及び書き込み集合を含む）を管理するために使用され、これにより、ノードデバイス上でターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合の作成が完了し、また、作成された読み取り集合及び書き込み集合を空集合に初期化する。

読み取り・書き込み集合の初期化が完了した後、ノードデバイスは、ターゲットトランザクションの実行ステートメントに従って、当該ターゲットトランザクションが変数の更新操作に関するかどうか、即ち、当該ターゲットトランザクションに変数の更新操作があるかどうかを決定し、当該ターゲットトランザクションがいれずかの変数を更新することに応答して、ノードデバイスは、当該変数を当該ターゲットトランザクションの書き込み集合に追加し、当該変数にバージョン番号を割り当てる。例えば、あるトランザクションＴが変数ｘを更新するときに、変数ｘをトランザクションＴの書き込み集合に追加し、変数ｘにバージョン番号を割り当てる。例示的に、あるトランザクションが変数ｘ_０に対して書き込み操作を実行するときに、変数ｘ_１をトランザクションＴ的書き込み集合に追加し、変数ｘのバージョン番号は１である。異なるトランザクションによる同じ変数の書き込み操作のバージョン番号は整数でインクリメントされる。これにより、新しく発生する読み取り操作も変数のバージョン番号を取得することができる。即ち、データベースシステムは、変数ごとにインクリメントされるバージョン番号を維持する。また、ノードデバイスは、当該ターゲットトランザクションがいずれかの変数を読み取ることに応答して、読み取られたデータは、コミット済み読み取りルールを満たす最新のデータである。

ターゲットトランザクションの読み取り集合及び書き込み集合は、トランザクション操作の進行に伴ってリアルタイムで維持される。読み取り操作が発生すると、読み取られたデータは、読み取り集合に入り、書き込み操作が発生すると、読み取られたデータは、書き込み集合に入る。同じトランザクションが同じ変数バージョンを複数回書き込むと、少なくとも２つの異なる新しいバージョンがあり、書き込み集合において、最も新しいバージョンで古い変数バージョンを置き換え、上記の初期化プロセス及び維持ポリシーは、読み取り書き込み階段トランザクションの読み取り・書き込み集合の形成アルゴリズムと称することができる。

上記の読み取り・書き込み集合の維持ポリシーでは、ターゲットトランザクションの各操作（当該操作が読み取り操作であってもよいし書き込み操作であってもよい）について、当該操作が発生するときに、準備段階に入り、ノードデバイスは、臨界領域に入り、ターゲットトランザクションの読み取り集合及び書き込み集合をトラバースして、ターゲットトランザクションの少なくとも１つの同時トランザクション（例えば全ての同時トランザクション）のトランザクション識別子を取得し、当該少なくとも１つの同時トランザクションのトランザクション識別子を１つのリンクリストＴＳに保存する。

同時トランザクションを取得するプロセスでは、メモリにおける各データ項目に、本データ項目の読み取り・書き込みを行ったがコミットされていないトランザクションのトランザクション識別子（アクティブなトランザクション識別子と略称される）を記載することができ、各データ項目に記載されたアクティブなトランザクション識別子は１つであってもよく、少なくとも２つであってもよく、空であってもよい。ノードデバイスは、読み取り集合及び書き込み集合における各データ項目に記載された各アクティブなトランザクション識別子を取得するだけで、当該少なくとも１つの同時トランザクションのトランザクション識別子を取得することができる。

上記のプロセスでは、ターゲットトランザクションの各操作が発生したときに準備作業を開始し、ターゲットトランザクションの準備段階に入ることに相当し、準備段階は、トランザクションＴがコミット可能かどうかのトランザクション同時アクセス制御異常検証前の準備作業を行い、即ち、準備段階で、トランザクションＴがコミットされるかどうかを判定するための準備として、トランザクション同時アクセス制御異常検証前の準備作業を完了し、ノードデバイスは、臨界領域において少なくとも１つの同時トランザクションのトランザクション識別子を見つけた後、臨界領域から退出する。

９０２、ノードデバイスは、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションとの間にデータ異常があるかどうかを判定する。

上記のプロセスでは、当該少なくとも１つの同時トランザクションのうちいずれかの同時トランザクションについて、ノードデバイスは、当該いずれかの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、当該いずれかの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果を取得し、当該いずれかの同時トランザクションのターゲット検出結果が、データ異常があることに応答して、当該いずれかの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションとの間にデータ異常があると決定し、さもなければ、当該少なくとも１つの同時トランザクションのうち当該いずれかの同時トランザクションの次の同時トランザクションに対して、当該少なくとも１つの同時トランザクションのターゲット検出結果が全て、データ異常がないことになるまで、ターゲット検出結果を取得するステップを実行し、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないと決定する。ノードデバイスが動的辺交差検出の原理を利用してデータの一貫性検出を実行するため、その一貫性検出アルゴリズムは、動的辺交差とマージアルゴリズムと称することができる。

即ち、ノードデバイスは、少なくとも１つの同時トランザクションのうちＬ番目の同時トランザクションに対して、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果を取得し、Ｌは、正の整数である。ターゲット検出結果がデータ異常がないことに応答して、少なくとも１つの同時トランザクションのうちＬ＋１番目のトランザクションに対して、少なくとも１つの同時トランザクションのターゲット検出結果が全て、データ異常がないことになるまで、ターゲット検出結果を取得するステップを実行し、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないと決定する。ノードデバイスは、さらにターゲット検出結果が、データ異常があることに応答して、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常があると決定する。

つまり、少なくとも１つの同時トランザクションにおいて、ターゲット検出結果がデータ異常がある同時トランザクションが存在する場合、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常があると決定し、全ての同時トランザクションのターゲット検出結果が、データ異常がない場合、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないと決定する。

ターゲットトランザクションの各操作が発生すると、少なくとも１つの同時トランザクションを取得するステップを実行し、各同時トランザクションに対して動的辺交差とマージアルゴリズムを実行することができる。現在検証段階に入っている判定対象となるターゲットトランザクションをＴと仮定すると、ターゲットトランザクションＴは、最初に物理トランザクションであり、動的辺交差とマージアルゴリズムによる検証の後、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないと決定した場合、マージされた論理トランザクションになる。

検証段階では、２つの異なる動的辺交差とマージアルゴリズムを提供し、第１は、各トランザクションの動的辺交差値ＤＬＩ及び変数状態値ＶＳに基づいて異常検出を行う方法であり、第２は、各トランザクションのブール型（ｕｐｐｅｒ）に基づいて異常検出を行う方法である。

第１の異常検出方式では、ノードデバイスは、ＤＬＩ及びＶＳに初期値を配置する必要があり、両者の初期値を０、即ち、ＤＬＩ＝０、ＶＳ＝０にに配置することができ、次に、以下のループ操作を実行し、リンクリストＴＳから最初のトランザクションを取り出してＴ_Ｌとして設定し、Ｔ_Ｌに対してＤＬＩ及びＶＳに基づく異常検出方法を実行し、動的辺交差がある場合、異常発生を報告し、ターゲット検出結果を、データ異常があると決定し、ループを終了し、同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常があると決定する。さもなければ、動的辺交差がない場合、Ｔ_ＬとターゲットトランザクションＴに対して動的辺マージを実行して、新しいトランザクションＴ－ｎｅｗを取得し、Ｔ－ｎｅｗをターゲットトランザクションＴに割り当て、リンクリストＴＳから２番目のトランザクションを取り出してＴ_Ｌ＋１として設定し、次のループを実行し（新しいＴ－ｎｅｗとＴ_Ｌ＋１との間に動的辺交差があるかどうかを判断し）、リンクリストが空になるまで、上記の操作を繰り返して実行し、ループを終了し、ループ終了時にも異常報告がなければ、最終的な異常検出結果を、データ異常がないとして取得し、Ｌが正の整数である。ＤＬＩ及びＶＳに基づく上記の異常検出方法は、次の実施例で詳述し、ここで展開しない。

第２の異常検出方式では、ノードデバイスは、ｕｐｐｅｒと呼ばれるブール型を各トランザクションに割り当て、初期化プロセスで、各トランザクションのｕｐｐｅｒ値を、ｆａｌｓｅに初期化する。次に、以下のループ操作を実行し、リンクリストＴＳから最初のトランザクションを取り出してＴ_Ｌとして設定し、Ｔ_Ｌに対してｕｐｐｅｒに基づく異常検出方法を実行し、動的辺交差がある場合、異常発生を報告し、ターゲット検出結果を、データ異常があると決定し、ループを終了し、同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常があると決定する。さもなければ、動的辺交差がない場合、Ｔ_ＬとターゲットトランザクションＴに対して動的辺マージを実行して、新しいトランザクションＴ－ｎｅｗを取得し、Ｔ－ｎｅｗをターゲットトランザクションＴに割り当て、リンクリストＴＳから２番目のトランザクションを取り出してＴ_Ｌ＋１として設定し、次のループを実行し（新しいＴ－ｎｅｗとＴ_Ｌ＋１との間に動的辺交差があるかどうかを判断し）、リンクリストが空になるまで、上記の操作を繰り返して実行し、ループを終了し、ループ終了時にも異常報告がなければ、同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないと決定する。ｕｐｐｅｒに基づく上記の異常検出方法について、次の実施例で詳述し、ここで展開しない。

９０３、ノードデバイスは、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないことに応答して、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合をマージして、当該ターゲットトランザクションをコミットする。

上記のプロセスでは、ターゲットトランザクションがローカルトランザクションである場合、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間に在データ異常がない、即ち、ループ終了時にも異常報告がない場合、当該ターゲットトランザクションを直接コミットすることができる。ターゲットトランザクションが分散トランザクションである場合、当該ノードデバイスは、本ノードデバイスの異常検出結果を調整ノードデバイスに報告する必要があり、調整ノードデバイスは、各ノードデバイスから報告された異常検出結果に基づいて、ターゲットトランザクションをコミットするかどうかをグローバルに判断し、全てのノードデバイスから報告された異常検出結果が、データ異常がないことである場合、調整ノードデバイスは、対応するコミット命令を各ノードデバイスに送信し、ノードデバイスは、コミット命令を受信した後ターゲットトランザクションをコミットし、ターゲットトランザクションに対してデータ配置を実行する。さもなければ、いずれかのノードデバイスから報告された異常検出結果が、データ異常があることであれば、調整ノードデバイスは、対応するロールバック命令を各ノードデバイスに送信し、ノードデバイスは、ロールバック命令を受信した後、ターゲットトランザクションをロールバックする。各ノードデバイスの異常検出結果は、当該ノードデバイス上の少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常があるかどうかを示すために使用される。

本出願の実施例によって提供される方法によれば、ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み操作が実行されることに応答して、当該ターゲットトランザクションの少なくとも１つの同時トランザクションを取得し、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションとの間にデータ異常があるかどうかを決定し、データ異常がない場合、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合をマージして、当該ターゲットトランザクションをコミットし、この方法は、ターゲットトランザクションの各操作が実行されるときにデータベースシステム内の様々なデータ異常を全面的に検出し、データ状態の一貫性を保証することができ、データ状態の一貫性を保証する上で、このようなトランザクション処理メカニズムは、ロッキング技術に完全に依存することも、依存性グラフ技術に完全に依存することもなく、システムの同時実行性の制限を回避し、トランザクション処理の効率を向上させることができる。

上記の全ての選択可能な技術案は、任意の組み合わせを使用して本開示の選択可能な実施例を形成することができ、ここでは説明を繰り返さない。

以下では、データ状態一貫性向けの動的辺交差とマージアルゴリズム（Ｄｙｎａｍｉｃ Ｌｉｎｅ Ｉｎｔｅｒｓｅｃｔｉｏｎ － Ｍｅｒｇｅ、ＤＬＩ－Ｍ）を詳細に紹介し、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムは、データ状態一貫性モデルに基づいてデータ異常を識別して、同時トランザクションがデータ一貫性を満たすかどうかを判断し、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムは、述語付け幻像読み取り、述語書き込み半順序データ異常を排除する解决方式がなく、即ち、直列化可能（Ｓ）分離レベルのみが実現される。

ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムは、読み取り書き込み段階でのトランザクション読み取り・書き込み集合形成アルゴリズム、準備段階アルゴリズム及び一貫性検証アルゴリズム（動的辺交差とマージアルゴリズム）を含み、一貫性検証アルゴリズムでは、ＤＬＩ及びＶＳに基づく異常検出方法及びｕｐｐｅｒに基づく異常検出方法をそれぞれ提供し、２つの異常検出方法は、いずれもデータ異常に対する識別及び報告を実現することができ、以下、それぞれ説明する。

１、読み取り書き込み段階でのトランザクション読み取り・書き込み集合形成アルゴリズム

ターゲットトランザクションの実行が開始されるときに、ターゲットトランザクションの読み取り集合及び書き込み集合を空集合に初期化する。

ターゲットトランザクションが変数ｘを更新するときに、変数ｘをターゲットトランザクションの書き込み集合に追加し、バージョン番号を変数ｘに割り当てる。異なるトランザクションによる同じ変数への書き込み操作のバージョン番号は、整数でインクリメントされる。これにより、新しく発生する読み取り操作は、変数のバージョン番号を取得することができ、即ち、変数ごとにインクリメントされるバージョン番号が維持される。

ターゲットトランザクションの読み取り集合及び書き込み集合は、トランザクション操作の実行につれてリアルタイムで維持される。読み取り操作が発生すると、読み取られたデータは、読み取り集合に入り、書き込み操作が発生すると、読み取られたデータは書き込み集合に入る。同じトランザクションが同じ変数バージョンを複数回書き込むと、少なくとも２つの異なる新しいバージョンがあり、書き込み集合において、最も新しいバージョンで古い変数バージョンを置き換える。

また、読み取りプロセスで読み取られたデータは、コミット済み読み取りルールを満たす最新のデータである。

上記のトランザクション読み取り・書き込み集合形成アルゴリズムは、上記のステップ９０１で説明した読み取り書き込み段階でのステップと類似しており、ここでは再度説明しない。

２、各操作が発生するときに、準備段階アルゴリズムを実行する

ターゲットトランザクションＴの各操作（読み取り又は書き込み）が発生したときに、準備段階に入り、準備作業を開始し、準備段階は、ターゲットトランザクションＴがコミット可能かどうかのトランザクション同時アクセス制御異常検証前の準備作業を行う。

準備段階では、ノードデバイスは、臨界領域に入り、ターゲットトランザクションＴの読み取り集合及び書き込み集合をトラバースし、ターゲットトランザクションＴの全ての同時トランザクションのトランザクション識別子を見つけて、リンクリストＴＳ内に入れて記憶し、見つけた後に臨界領域から退出する。メモリには、各データ項目に、本データ項目の読み取り書き込みを行ったがコミットされていないトランザクションのトランザクション識別子が記憶されている。

上記の準備段階アルゴリズムは、上記のステップ９０１で説明した準備段階のステップに類似しており、ここで再度説明しない。

３、各操作が発生したときに、一貫性検証アルゴリズム（即ち、動的辺交差とマージアルゴリズム）を実行する

ターゲットトランザクションの少なくとも１つの同時トランザクションのうちＬ番目の同時トランザクションについて、ノードデバイスは、当該Ｌ番目の同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、当該Ｌ番目の同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションの間のターゲット検出結果を取得することができ、Ｌは、正の整数である。ターゲット検出結果が、データ異常がないことに応答して、少なくとも１つの同時トランザクションのうちＬ＋１番目のトランザクションに対して、少なくとも１つの同時トランザクションのターゲット検出結果が全て、データ異常がないと決定されるまで、ターゲット検出結果を取得するステップを実行し、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないと決定し、さもなければ、当該ターゲット検出結果が、データ異常があることに応答して、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常があると決定する。

言い換えれば、ノードデバイスは、リンクリストＴＳから最初のトランザクションを取り出してＴ_Ｌとして設定し、Ｔ_Ｌに対して動的辺交差とマージアルゴリズムを実行し、動的辺交差がある場合、異常発生を報告し、ターゲット検出結果が、データ異常があると決定し、ループを終了し、同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常があると決定する。さもなければ、動的辺交差がないときに、Ｔ_ＬとターゲットトランザクションＴに対して動的辺マージを実行して、新しいトランザクションＴ－ｎｅｗを取得し、Ｔ－ｎｅｗをターゲットトランザクションＴに割り当て、リンクリストＴＳから２番目のトランザクションを取り出してＴ_Ｌ＋１として設定し、次のループを実行し（新しいＴ－ｎｅｗとＴ_Ｌ＋１との間に動的辺交差があるかどうかを判断し）、リンクリストが空になるまで上記の操作を繰り返して実行し、ループを終了し、ループ終了時にも異常報告がない場合、同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないと決定する。

本出願の実施例では、動的辺交差とマージアルゴリズムは、２つの異なるタイプを含み、第１は、ＤＬＩ及びＶＳに基づく異常検出方法であり、第２は、ｕｐｐｅｒに基づく異常検出方法であり、以下でそれぞれ説明する。

（一）ＤＬＩ及びＶＳに基づく異常検出方法

図１０は、本出願の実施例によるターゲット検出結果を取得するフローチャートであり、図１０を参照し、ノードデバイスが如何に一貫性検証アルゴリズムに基づいてターゲット検出結果を取得するかを示し、ここで、あるループプロセスについて説明する。

１００１、少なくとも１つの同時トランザクションのうちいずれかの同時トランザクションについて、ノードデバイスは、第１の集合Ｓ１、第２の集合Ｓ２及び第３の集合Ｓ３を取得し、Ｓ１は、ターゲットトランザクションの読み取り集合と当該いずれかの同時トランザクションの書き込み集合との共通集合であり、Ｓ２は、ターゲットトランザクションの書き込み集合と当該いずれかの同時トランザクションの読み取り集合との共通集合であり、Ｓ３は、ターゲットトランザクションの書き込み集合と当該いずれかの同時トランザクションの書き込み集合との共通集合である。

つまり、少なくとも１つの同時トランザクションのうちＬ番目の同時トランザクションについて、ノードデバイスは、第１の集合Ｓ１、第２の集合Ｓ２及び第３の集合Ｓ３を取得し、Ｓ１は、ターゲットトランザクションの読み取り集合と当該Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合との間の共通集合であり、Ｓ２は、ターゲットトランザクションの書き込み集合と当該Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合との間の共通集合であり、Ｓ３は、ターゲットトランザクションの書き込み集合と当該Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合との間の共通集合である。

上記のプロセスでは、ノードデバイスは、検証段階に入るときに、現在検証段階に入っている判断対象となるターゲットトランザクションをＴと仮定すると、ターゲットトランザクションＴの最初の初期値は、物理トランザクションであり、動的辺マージを介して論理トランザクションになる。ノードデバイスは、動的辺交差値ＤＬＩ及び変数状態値ＶＳに初期値を配置し、両者の初期値を０、即ち、ＤＬＩ＝０、ＶＳ＝０に配置することができる。

ＤＬＩ及びＶＳの初期化が完了した後、ノードデバイスは、リンクリストＴＳにおける各同時トランザクションループに対して、ターゲット検出結果を取得する操作を実行し、いずれかのターゲット検出結果が、データ異常がある（即ち、少なくとも１つのターゲット検出結果が、データ異常がある）場合、ループを終了し、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間の異常検出結果を、データ異常があると決定し、さもなければ、リンクリストＴＳが空になり、全てのターゲット検出結果がデータ異常がないまで、リンクリストＴＳにおける次の同時トランザクションのループを実行し続け、ループを終了し、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないと決定する。

上記のステップ１００１は、いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌに対して実行するループ操作の最初のステップであり、このとき、ノードデバイスは、ターゲットトランザクションＴ及び当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り・書き込み集合に基づいて、ターゲットトランザクションＴの読み取り集合と当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との間の共通集合を第１の集合Ｓ１として決定し、第１の集合Ｓ１は、「Ｓ１ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ_Ｌ)」として表すことができ、ターゲットトランザクションＴの書き込み集合と当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合との間の共通集合を第２の集合Ｓ２として決定し、第２の集合Ｓ２は、「Ｓ２ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ_Ｌ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ)」として表すことができ、ターゲットトランザクションＴの書き込み集合と当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との間の共通集合を第３の集合Ｓ３として決定し、第３の集合Ｓ３は、「Ｓ３ ＝ ＤＳ_Ｗ(Ｔ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ_Ｌ)」として表すことができる。

任意選択で、Ｓ１、Ｓ２、Ｓ３を取得するときに、ハッシュテーブルを使用してＴ_ＬとＴのそれぞれの読み取り・書き込み集合を記憶することができるため、線形時間複雑度でそれらの共通集合及び和集合を取得することができる。

なお、Ｓ１、Ｓ２、Ｓ３の間の和集合が空集合である場合、即ち、Ｓ１∪Ｓ２∪Ｓ３が空集合である（簡略化された計算：

、即ちＳ１、Ｓ２、Ｓ３が空集合である）場合、Ｔ_ＬとターゲットトランザクションＴが同時トランザクションではないことを意味し、ノードデバイスは、Ｔ_ＬをリンクリストＴＳの末尾に再追加する必要がある。さもなければ、Ｓ１、Ｓ２、Ｓ３の間の和集合が空集合ではない場合、Ｔ_ＬとターゲットトランザクションＴが同時トランザクションであることを意味し、この場合、下記のステップ１００２－１００３を実行して異常検出を行い、異常が発見された場合、ターゲットトランザクションＴをロールバックする。

１００２、ノードデバイスは、当該第３の集合Ｓ３が空集合ではないことに応答して、当該ターゲットトランザクションと当該いずれかの同時トランザクションのコミット状況、及び第１の集合Ｓ１と第３の集合Ｓ３に基づいて、当該いずれかの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果を取得する。

即ち、ノードデバイスは、Ｓ３が空集合ではないことに応答して、ターゲットトランザクションとＬ番目の同時トランザクションのコミット状況、及び第１の集合Ｓ１と第３の集合Ｓ３に基づいて、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果を取得する。

いくつかの実施例では、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌがコミットされておらず、且つ、当該ターゲットトランザクションＴのターゲットパラメータが１の場合、当該ターゲット検出結果を、データ異常があり、且つ、データ異常タイプがダーティー書き込み異常であると決定し、即ち、Ｌ番目の同時トランザクションがコミットされておらず、且つ、ターゲットトランザクションのターゲットパラメータが１の場合、ターゲット検出結果を、データ異常があり、且つ、データ異常タイプがダーティー書き込み異常であると決定する。当該ターゲットパラメータＴ．ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄは、当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に対応するコミット済みトランザクションの数を表す。ループプロセスでは、前回の同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果が、データ異常がないことである場合、今回のループを実行する前、前回の同時トランザクションとターゲットトランザクションに対して動的辺マージを実行し、動的辺マージ後に得られた新しいトランザクションをターゲットトランザクションに割り当てる必要があり、動的辺マージは本質的に、２つのトランザクションの読み取り・書き込み集合をマージすることであるため、いずれかのループでは、ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合は、マージされた読み取り・書き込み集合である可能性があり、ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合には、あるコミットされたトランザクションの読み取り・書き込み集合の要素があるため、ターゲットパラメータＴ．ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄは、読み取り・書き込み集合に含まれる他のコミット済みトランザクションの要素に対応するコミット済みトランザクションの数を表し、即ち、当該ターゲットパラメータは、当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合の要素に対応するコミット済みトランザクションの数を表す。

いくつかの実施例では、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌがコミットされ、且つ、当該第１の集合Ｓ１と当該第３の集合Ｓ３との間の共通集合が空集合ではない場合、当該ターゲット検出結果を、データ異常があり、且つ、データ異常タイプが更新欠落異常であると決定する。即ち、Ｌ番目の同時トランザクションがコミットされ、且つ、第１の集合と第３の集合との間の共通集合が空集合ではない場合、ターゲット検出結果を、データ異常があり、且つ、データ異常タイプが更新欠落異常であると決定する。

即ち、

であり、以下の条件のいずれかを満たす場合、ノードデバイスは、ターゲット検出結果を、データ異常があると決定し、同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間の異常検出結果を、データ異常があると決定し、書き込み書き込み異常の発生を報告し、ループを終了する。１）当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌがコミットされておらず、且つ、当該ターゲットトランザクションＴのターゲットパラメータＴ．ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ＝１である場合、書き込み書き込み競合を構成し、データ異常タイプは、ダーティー書き込み異常である。２）当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌがコミットされており、且つ、Ｓ１∩Ｓ３が空集合ではない場合、データ異常タイプは、更新欠落異常である。

の場合、下記のステップ１００３を実行する。

１００３、ノードデバイスは、当該第３の集合Ｓ３が空集合であり、かつ、当該第１の集合Ｓ１及び当該第２の集合Ｓ２のうち少なくとも１つが空集合ではないことに応答して、当該第１の集合Ｓ１及び当該第２の集合Ｓ２に基づいて、当該ターゲット検出結果を取得する。

いくつかの実施例では、ノードデバイスは、第１の集合及び第２の集合に基づいて、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間の動的辺交差値及び変数状態値を取得してもよく、動的辺交差値は、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションがデータ状態行列において操作する異なるデータ項目の間のセグメント交差状況を表し、変数状態値は、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションが異なるデータ状態になるまで操作する変数状況を表し、動的辺交差値及び変数状態に基づいて、ターゲット検出結果を取得する。

いくつかの実施例では、ノードデバイスは、第１の集合及び第２の集合に基づいて、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間の動的辺交差値及び変数状態値を取得する前に、さらに当該第１の集合と当該第２の集合に基づいて、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間の動的辺交差値ＤＬＩ及び変数状態値ＶＳを更新し、その後、更新された動的辺交差値ＤＬＩ及び更新された変数状態値ＶＳに基づいて、当該ターゲット検出結果を取得してもよい。

に基づいて、

の少なくとも１つが満たされる場合、ノードデバイスは、次の更新ルールに従ってＤＬＩ及びＶＳを更新する。

１）ノードデバイスは、当該第１の集合Ｓ１が空集合ではないことに応答して、動的辺交差値ＤＬＩを、既存の値に１を加算して得られた値に更新し、即ち、Ｓ１が空ではない場合、ＤＬＩ＝ＤＬＩ＋＋であり、当該第１の集合Ｓ１に、異なるデータ状態を持つ変数があることに応答して、変数状態値ＶＳを、既存の値に１を加算して得られた値に更新し、即ち、Ｓ１には、異なるデータ状態を持つ非空要素がある場合、ＶＳ＝ＶＳ＋＋である。

２）ノードデバイスは、当該第２の集合Ｓ２が空集合ではないことに応答して、動的辺交差値ＤＬＩを、既存の値に１を加算して得られた値に更新し、即ち、Ｓ２が空ではない場合、ＤＬＩ＝ＤＬＩ＋＋であり、当該第２の集合Ｓ２に、異なるデータ状態を持つ変数があることに応答して、変数状態値ＶＳを、既存の値に１を加算して得られた値に更新し、即ち、Ｓ２に、異なるデータ状態を持つ非空要素がある場合、ＶＳ＝ＶＳ＋＋である。

いくつかの実施例では、ＤＬＩ及びＶＳを更新した後、ノードデバイスは、次の方式によって当該ターゲット検出結果を取得し、即ち、ノードデバイスは、当該動的辺交差値ＤＬＩが２以上である場合、当該ターゲット検出結果を、データ異常があるとして取得し、当該更新後の変数状態値ＶＳに基づいて、データ異常タイプを決定し、当該動的辺交差値ＤＬＩが２よりも小さいことに応答して、当該ターゲット検出結果を、データ異常がないとして取得する。

いくつかの実施例では、ノードデバイスは、更新されたＶＳに基づいてデータ異常タイプを決定するときに、当該更新された変数状態値が１であることに応答して、当該データ異常タイプが読み取り異常、即ち、ＶＳ＝１であると決定し、読み取り異常を報告し、読み取り異常は、１つの変数の非繰り返し読み取り異常、２つの変数の読み取り半順序異常、３个以上の変数のステップデータ異常を含む。当該更新された変数状態値ＶＳが２以上であることに応答して、当該データ異常タイプが書き込み異常、即ち、ＶＳ≧２であると決定し、書き込み異常を報告し、書き込み異常は、２つの変数の書き込み半順序異常、３个以上の変数の鋸波式異常を含む。

上記のプロセスでは、ＤＬＩ≧２の場合は、ターゲットトランザクションＴ及びＴ_Ｌが動的辺交差を構成することを意味し、異常発生を報告し、ターゲット検出結果及び異常検出結果を、データ異常があると決定し、ループを終了する（ＶＳ＝１の場合、データ異常タイプが読み取り異常であり、ＶＳ≧２の場合、データ異常タイプが書き込み異常である）。さもなければ、異常はなく、Ｔ_Ｌ及びターゲットトランザクションＴに対して動的辺マージを実行して、得られた新しいトランザクションをＴ－ｎｅｗとして設定し、Ｔ－ｎｅｗをターゲットトランザクションＴ（Ｔ＝Ｔ－ｎｅｗ）に割り当て、リンクリストＴＳから２番目のトランザクションを取り出してＴ_Ｌ＋１と設定し、次のループを実行する（新しいＴ－ｎｅｗとＴ_Ｌ＋１との間に動的辺交差があるかどうかを判定する）。

上記の動的辺マージのプロセスでは、ノードデバイスは、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合をターゲットトランザクションＴの読み取り集合にマージし、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合をターゲットトランザクションＴの書き込み集合にマージし、また、トランザクションＴ_Ｌがコミットされていない場合、Ｔ－ｎｅｗのターゲットパラメータを１だけインクリメントさせ、即ち、Ｔ－ｎｅｗ．ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ＋＋（インクリメント）にし、マージして得られた新しいトランザクションに、あるコミットされたトランザクションの読み取り・書き込み集合の要素があることを表す。

さらに、ループが終了しても異常報告がない場合、ターゲットトランザクションがコミット可能であることを表す。任意選択で、分離レベルパラメータ＝Ｓ、即ち、分離レベルが直列化可能レベルである場合、直列化可能レベルを満たすことができ、さもなければ、システムは、いくつかのタイプのデータ異常の発生を許可する場合、設定された分離レベルを満たすことができる。

（二）ｕｐｐｅｒに基づく異常検出方法

図１１は、本出願の実施例によるターゲット検出結果を取得するフローチャートであり、ノードデバイスが如何に一貫性検証アルゴリズムに基づいてターゲット検出結果を取得するかを示し、ここで、あるループプロセスについて説明する。

１１０１、少なくとも１つの同時トランザクションのうちいずれかの同時トランザクションについて、ノードデバイスは、第１の集合Ｓ１、第２の集合Ｓ２、第３の集合Ｓ３及び第４の集合Ｓ４を取得し、Ｓ１は、ターゲットトランザクションの読み取り集合と当該いずれかの同時トランザクションの書き込み集合の間の共通集合であり、Ｓ２は、ターゲットトランザクションの書き込み集合と当該いずれかの同時トランザクションの読み取り集合の間の共通集合であり、Ｓ３は、ターゲットトランザクションの書き込み集合と当該いずれかの同時トランザクションの書き込み集合の間の共通集合であり、Ｓ４は、ターゲットトランザクションの読み取り集合と当該いずれかの同時トランザクションの読み取り集合の間の共通集合である。

即ち、少なくとも１つの同時トランザクションのうちＬ番目の同時トランザクションについて、ノードデバイスは、第１の集合Ｓ１、第２の集合Ｓ２、第３の集合Ｓ３及び第４の集合Ｓ４を取得し、Ｓ１は、ターゲットトランザクションの読み取り集合と当該Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合との間の共通集合であり、Ｓ２は、ターゲットトランザクションの書き込み集合と当該Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合との間の共通集合であり、Ｓ３は、ターゲットトランザクションの書き込み集合と当該Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合との間の共通集合であり、Ｓ４は、ターゲットトランザクションの読み取り集合と当該Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合との間の共通集合である。

上記のプロセスでは、ノードデバイスは、検証段階に入るときに、現在検証段階に入っている判断対象となるターゲットトランザクションをＴと仮定すると、ターゲットトランザクションＴは、最初の初期値が物理トランザクションであり、動的辺マージを経て論理トランザクションになる。

さらに、ノードデバイスは、ターゲットトランザクションＴと当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌのブール型ｕｐｐｅｒに初期値を配置し、両者の初期値をｆａｌｓｅ、即ち、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝ｆａｌｓｅ、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｆａｌｓｅに配置することができる。当該ブール型ｕｐｐｅｒは、トランザクションによって形成される動的辺のデータ状態行列における垂直位置関係を表し、任意の２つの同時トランザクションＴ_ｕ及びＴ_ｖを例として、Ｔ_ｕ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅの場合、トランザクションＴ_ｕによってある変数に形成される動的辺は、別のトランザクションＴ_ｖよりも新しく、即ち、同じ変数について、トランザクションＴ_ｕは、当該変数に対してトランザクションＴ_ｖよりも新しい変数バージョンを操作したことを示す。

２つのトランザクションのｕｐｐｅｒ値の初期化が完了した後、ノードデバイスは、リンクリストＴＳにおける各同時トランザクションに対して、ターゲット検出結果を取得する操作をループで実行し、いずれかのターゲット検出結果が、データ異常があると、ループを終了し、同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間の異常検出結果を、データ異常があると決定する。さもなければ、リンクリストＴＳが空になり、全てのターゲット検出結果が、データ異常がないまで、リンクリストＴＳにおける次の同時トランザクションに対してループを実行し続け、ループを終了し、同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間の異常検出結果を、データ異常がないと決定する。

上記のステップ１１０１は、いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌに対して実行されるループ操作の最初のステップであり、このとき、ノードデバイスは、ターゲットトランザクションＴと当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り・書き込み集合に基づいて、ターゲットトランザクションＴの読み取り集合と当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との間の共通集合を、第１の集合Ｓ１として決定し、第１の集合Ｓ１は、「Ｓ１ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ_Ｌ)」として表すことができ、ターゲットトランザクションＴの書き込み集合と当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合との間の共通集合を第２の集合Ｓ２として決定し、第２の集合Ｓ２は、「Ｓ２ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ_Ｌ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ)」として表すことができ、ターゲットトランザクションＴの書き込み集合と当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との間の共通集合を、第３の集合Ｓ３として決定し、第３の集合Ｓ３は、「Ｓ３ ＝ ＤＳ_Ｗ(Ｔ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ_Ｌ)」と表すことができ、ターゲットトランザクションＴの読み取り集合と当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合との間の共通集合を、第４の集合Ｓ４として決定し、第４の集合Ｓ４は、「Ｓ４ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ_Ｌ) ∩ ＤＳ_Ｒ(Ｔ)」として表すことができる。

任意選択で、Ｓ１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４を取得するときに、ハッシュテーブルを使用してＴ_Ｌ及びＴのそれぞれの読み取り・書き込み集合を記憶することができるので、線形時間複雑度内でそれらの共通集合及び和集合を得ることができる。

なお、Ｓ１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４の間の和集合が空集合、即ち、Ｓ１∪Ｓ２∪Ｓ３∪Ｓ４が空集合である（簡略化された計算：

、即ちＳ１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４がいずれも空集合である）場合、Ｔ_ＬとターゲットトランザクションＴとは同時トランザクションではなく、ノードデバイスは、Ｔ_ＬをリンクリストＴＳの末尾に再度追加する必要があることを意味する。さもなければ、Ｓ１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４の間の和集合が空集合ではない場合、Ｔ_ＬとターゲットトランザクションＴとは同時トランザクションであることを意味し、このとき、下記のステップ１１０２－１１０３を実行して異常検出を行い、異常が見つかった場合、ターゲットトランザクションＴをロールバックする。

１１０２、ノードデバイスは、Ｓ３が空集合ではないことに応答して、当該ターゲットトランザクションと当該いずれかの同時トランザクションのコミット状況、及び第１の集合Ｓ１と第３の集合Ｓ３に基づいて、当該いずれかの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果を取得する。

即ち、ノードデバイスは、Ｓ３が空集合ではないことに応答して、ターゲットトランザクションとＬ番目の同時トランザクションのコミット状況、及び第１の集合と第３の集合に基づいて、当該Ｌ番目の同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果を取得する。上記のステップ１１０２は、上記のステップ１００２に類似しており、ここで再度説明しない。

１１０３、ノードデバイスは、Ｓ３が空集合であり、且つ、Ｓ１、Ｓ２及びＳ４の少なくとも１つが空集合ではないことに応答して、Ｓ１、Ｓ２及びＳ４に基づいて当該ターゲット検出結果を取得する。

いくつかの実施例では、ノードデバイスは、Ｓ１、Ｓ２及びＳ４に基づいて、当該Ｌ番目の同時トランザクションのブール型（Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ）と当該ターゲットトランザクションＴのブール型（Ｔ．ｕｐｐｅｒ）を取得することができ、当該ブール型は、対応するトランザクションによって形成される動的辺のデータ状態行列における垂直位置関係を表し、当該ブール型の初期値は、偽（ｆａｌｓｅ）であり、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ及びＴ．ｕｐｐｅｒが全て真であることに応答して、ターゲット検出結果を、データ異常があると決定し、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ及びＴ．ｕｐｐｅｒのうち少なくとも１つのブール型がｆａｌｓｅであることに応答して、ターゲット検出結果を、データ異常がないと決定する。

いくつかの実施例では、ノードデバイスは、Ｓ１、Ｓ２及びＳ４に基づいてＴ_Ｌ．ｕｐｐｅｒとＴ．ｕｐｐｅｒを取得する前に、Ｓ１、Ｓ２及びＳ４に基づいて、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌのブール型Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒと当該ターゲットトランザクションＴのブール型Ｔ．ｕｐｐｅｒを更新し、その後、更新されたＴ_Ｌ．ｕｐｐｅｒと更新されたＴ．ｕｐｐｅｒに基づいて、当該ターゲット検出結果を取得することができる。

に基づいて、

の少なくとも１つが満たされる場合、ノードデバイスは、次の更新ルールに従ってＴ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ及びＴ．ｕｐｐｅｒを更新する。

１）ノードデバイスは、Ｓ１が空集合ではないことに応答して、Ｓ１における変数について、ターゲットトランザクションの読み取り集合における当該変数のバージョン番号が当該Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合における当該変数のバージョン番号異常である場合、当該ターゲットトランザクションのブール型を真に更新し、ターゲットトランザクションの読み取り集合における当該変数のバージョン番号が当該Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合における当該変数のバージョン番号よりも小さい場合、当該Ｌ番目の同時トランザクションのブール型を真に更新する。

即ち、Ｓ１における各変数ｘについて、当該ターゲットトランザクションＴの読み取り変数ｘのバージョン≧当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み変数ｘのバージョン、例えば、当該ターゲットトランザクションＴが変数バージョンｘ_２を読み取り、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌが変数バージョンｘ_１を書き込む場合、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、さもなければ、当該ターゲットトランザクションＴの読み取り変数ｘのバージョン＜当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み変数ｘのバージョン、例えば、当該ターゲットトランザクションＴが変数バージョンｘ_１を読み取り、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌが変数バージョンｘ_２を書き込む場合、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定する。

２）ノードデバイスは、Ｓ２が空集合ではないことに応答して、Ｓ２における変数について、ターゲットトランザクションの書き込み集合における当該変数のバージョン番号が、当該Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合における当該変数のバージョン番号よりも大きい場合、当該ターゲットトランザクションのブール型を真に更新し、ターゲットトランザクションの書き込み集合における当該変数のバージョン番号が当該Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合における当該変数のバージョン番号以下である場合、当該Ｌ番目の同時トランザクション的ブール型を真に更新する。

即ち、Ｓ２における各変数ｘについて、当該ターゲットトランザクションＴの書き込み変数ｘのバージョン＞当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り変数ｘのバージョン、例えば当該ターゲットトランザクションＴが変数バージョンｘ_２を書き込み、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌが変数バージョンｘ_１を読み取る場合、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、さもなければ、当該ターゲットトランザクションＴの書き込み変数ｘのバージョン≦当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り変数ｘのバージョン、例えば当該ターゲットトランザクションＴが変数バージョンｘ_１を書き込み、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌが変数バージョンｘ_２を読み取る場合、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定する。

３）ノードデバイスは、Ｓ４が空集合ではないことに応答して、Ｓ４における変数について、ターゲットトランザクションの読み取り集合における当該変数のバージョン番号が、当該Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合における当該変数のバージョン番号よりも大きい場合、当該ターゲットトランザクションのブール型を真に更新し、ターゲットトランザクションの読み取り集合における当該変数のバージョン番号が当該Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合における当該変数のバージョン番号よりも小さい場合、当該Ｌ番目の同時トランザクションのブール型を真に更新する。

即ち、Ｓ４における各変数ｘについて、当該ターゲットトランザクションＴの読み取り変数ｘのバージョン＞当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り変数ｘのバージョン、例えば当該ターゲットトランザクションＴが変数バージョンｘ_２を読み取り、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌが変数バージョンｘ_１を読み取る場合、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、当該ターゲットトランザクションＴの読み取り変数ｘのバージョン＜当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り変数ｘのバージョン、例えば当該ターゲットトランザクションＴが変数バージョンｘ_１を読み取り、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌが変数バージョンｘ_２を読み取る場合、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、当該ターゲットトランザクションＴの読み取り変数ｘのバージョン＝当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌによって読み取り変数ｘのバージョン、例えば当該ターゲットトランザクションＴ及び当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌがいずれも、変数バージョンｘ_１を読み取った場合、何も行わない。

Ｓ３が空集合である場合、基本ルールにおける書き込み書き込み競合の発生を禁止する条件を満たすことを保証することができ、即ち、ダーティー書き込みデータ異常が禁止される。上記のルール１）－３）では、それぞれ、当該ターゲットトランザクションＴの読み取り集合と当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との比較（Ｓ１における要素の分析）、当該ターゲットトランザクションＴの書き込み集合と当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合の比較（Ｓ２における要素の分析）、当該ターゲットトランザクションＴの読み取り集合と当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合の比較（Ｓ４における要素の分析）を行った後、それぞれ、当該ターゲットトランザクションＴのブール型Ｔ．ｕｐｐｅｒ及び当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌのブール型Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒを更新し、更新が完了した後、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅという条件を満たすと、動的辺交差がある、即ち、データ異常があると見なし、この場合、当該ターゲット検出結果を、データ異常があるとして取得し、さもなければ、当該ターゲット検出結果を、データ異常がないとして取得する。

上記のプロセスでは、最終的なＴ．ｕｐｐｅｒ＝Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅである場合、当該ターゲットトランザクションＴと当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌが動的辺交差を構成することを意味し、異常発生を報告し、ターゲット検出結果を、データ異常があると決定し、さらに、同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間の異常検出結果を、データ異常があると決定し、ループを終了し、さもなければ、異常がなく、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌと当該ターゲットトランザクションＴに対して動的辺マージを実行して、得られた新しいトランザクションをＴ－ｎｅｗとして設定し、Ｔ－ｎｅｗをターゲットトランザクションＴ（Ｔ＝Ｔ－ｎｅｗ）に割り当て、リンクリストＴＳから２番目のトランザクションを取り出してＴ_Ｌ＋１として設定し、次のループを実行する（新しいＴ－ｎｅｗとＴ_Ｌ＋１との間に動的辺交差があるかどうかを判断する）。

上記の動的辺マージのプロセスでは、ノードデバイスは、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合を当該ターゲットトランザクションＴの読み取り集合にマージし、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合を当該ターゲットトランザクションＴの書き込み集合にマージすることができ、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌがコミットされていない場合、Ｔ－ｎｅｗのターゲットパラメータを１だけインクリメントし、即ち、Ｔ－ｎｅｗ．ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ＋＋（１だけインクリメントする）に設定し、マージされた新しいトランザクションにコミットされたトランザクションの読み取り・書き込み集合の要素があることを表す。

さらに、ループが終了しても異常報告がない場合、当該ターゲットトランザクションがコミット可能であることを表す。任意選択で、分離レベルパラメータ＝Ｓ、即ち、分離レベルが直列化可能レベルである場合、直列化可能レベルを満たすことができ、さもなければ、システムは、特定のタイプのデータ異常の発生を許可する場合、設定された分離レベルを満たすことができる。

本出願の実施例によって提供される動的辺交差とマージアルゴリズム（ＤＬＩ－Ｍ）は、複数回の集合に対する演算を利用し、これらの演算について、ハッシュテーブルを集合のデータ構成として使用することができ、これにより、線形時間複雑度内でそれらの共通集合及び和集合を取得することができ、時間複雑度は、Ｏ(ｍ＋ｎ)である。ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムは、ループごとに、５回の集合の和集合計算と共通集合計算を行うことで、同時トランザクションの間にデータ異常があるかどうかを識別することができる。ループの回数は最大で同時トランザクションの個数ｋに達するので、アルゴリズムの複雑度の合計は、Ｏ(ｋ*(ｍ＋ｎ))になる。最悪の場合、各トランザクションには１つ又は２つの同時トランザクションしかなく、ループはｋ－１回実行されてから、マージ可能な同時トランザクションを見つけ、複雑度は、Ｏ(ｋ^２*(ｍ＋ｎ))になる。しかし、実際の状況では、通常、トランザクションの動的辺マージが進むにつれて、残りのトランザクション数が減少するため、複雑度は、Ｏ(ｋ*ｌｇｋ*(ｍ＋ｎ))になり、ｋは、１よりも大きい正の整数である。

上記の全ての選択可能な技術案は、任意の組み合わせを使用して本開示の選択可能な実施例を形成することができ、ここでは繰り返さない。

本出願の実施例では、上記のＤＬＩ－Ｍアルゴリズムに基づいて、スナップショット技術を使用して、静的辺と動的辺の概念を融合して、データベースシステムの様々な分離レベルを実現することができ、このアルゴリズムは、スナップショットに基づくデータ状態一貫性動的辺交差とマージアルゴリズム（Ｓｎａｐｓｈｏｔ－ｂａｓｅｄ ＤＬＩ－Ｍ、ＳＤＬＩ－Ｍ）と呼ばれ、当該ＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムは、楽観的同時実行制御アルゴリズム（Ｏｐｔｉｍｉｓｔｉｃ Ｃｏｎｃｕｒｒｅｎｃｙ Ｃｏｎｔｒｏｌ、ＯＣＣ）との結合又は分離を考慮することができる。また、本実施例におけるＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムはさらに、上記の実施例におけるＤＬＩ－Ｍアルゴリズムのいくつかの詳細を最適化することができ、これにより、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムの改善を実現し、以下で詳述する。

１、読み取り書き込み階段でのトランザクション読み取り・書き込み集合形成アルゴリズム

ターゲットトランザクションの実行を開始するときに、ターゲットトランザクションの読み取り集合及び書き込み集合を空集合に初期化する。

ターゲットトランザクションが変数ｘを更新するときに、変数ｘをターゲットトランザクションの書き込み集合に追加し、変数ｘにバージョン番号を割り当てる。異なるトランザクションによる同じ変数への書き込み操作のバージョン番号は、整数でインクリメントする。新しく発生する読み取り操作でも、変数のバージョン番号を取得することができ、即ち、変数ごとにインクリメントされるバージョン番号を維持する。

ターゲットトランザクションの読み取り集合及び書き込み集合は、トランザクション操作が進行するにつれてリアルタイムで維持される。読み取り操作が発生したときに、読み取られたデータは、読み取り集合に入り、書き込み操作が発生したときに、読み取られたデータは、書き込み集合に入る。同じトランザクションが同じ変数バージョンを複数回書き込む場合、少なくとも２つの異なる新しいバージョンがあり、書き込み集合において古い変数バージョンを最新のバージョンに置き換える。

上記の初期化プロセス及び読み取り・書き込み集合の維持戦略は、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムと類似しており、ここで再度説明しない。

ＳＤＬＩ－ＭアルゴリズムとＤＬＩ－Ｍアルゴリズムとの相違は、ＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムによって読み取りプロセスで読み取られたデータが、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムにおける「コミット済み読み取りルールを満たす最新のデータ」ではなく、スナップショットＳｔ時点からの最も近く、最も適切な静的辺上の関連データであることであり、データの一貫性状態を満たすことができる。

具体的に、データ読み取りプロセスではデータ項目の可視性判断アルゴリズムに従い、即ち、タイムスタンプに基づいて、１つのスナップショットＳｎａｐｓｈｏｔ Ｓｅｔ＝Ｓｓ＝{Ｓｔ}を確立し、Ｓｔは、１つの時点である。各データ項目の基本データ構成では、当該データ項目を生成するトランザクションのトランザクション番号ｔｉｄ及び当該データ項目を生成するトランザクションのコミットタイムスタンプｔｃが記憶されている（当該データバージョンがコミットされていない場合、ｔｃ＝ＮＵＬＬである）。データ項目のｔｃがＮＵＬＬではなく、ｔｃ＜Ｓｔの場合、当該バージョンは、スナップショットによって読み取られ、即ち、当該データ項目は、ターゲットトランザクションに対して可視できるターゲットデータ項目であるが、全てのバージョンの間に、最新のバージョンから最も古いバージョンまでの間のバージョンチェーン（即ち、履歴シーケンス）があり、バージョンを読み取るときに最新バージョンから開始する。

なお、スナップショット時点Ｓｔ、トランザクション識別子ｔｉｄ、コミットタイムスタンプｔｃは全て、同じデータタイプに属し、それらが全て同じ数値型論理タイムスタンプ値であるか、又はＨＬＣ（ハイブリッド論理クロック）に類似したタイムスタンプ値であり、半順序で大きさを比較すればよい。この可視性判断アルゴリズムは、トランザクションによって読み取られたデータがＳｔ時点からの最も近く、最も適切な静的辺上の関連データであることを保証し、即ち、読み取られたデータがデータの一貫性状態を満たすことを保証する。

２、データ読み取り段階

いくつかの実施例では、ＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムのデータ読み取り段階では、ノードデバイスは、ターゲットトランザクションの読み取り操作に対して、当該読み取り操作のスナップショットを決定することができ、当該読み取り操作の読み取り条件及び当該読み取り操作のスナップショットに基づいて、当該ターゲットトランザクションに対して可視であるターゲットデータ項目を決定し、当該ターゲットデータ項目を当該ターゲットトランザクションの読み取り集合に追加する。

任意選択で、当該読み取り操作のスナップショットを決定するときに、データベースシステムの分離レベルが再読み込み可能読み取りＲＲよりも低いことに応答して、ノードデバイスは、当該読み取り操作を実行するときにスナップショットを１回取得することができ、データベースシステムの分離レベルが再読み込み可能読み取り以上であることに応答して、ノードデバイスは、当該ターゲットトランザクションの最初の読み取り操作のスナップショットを当該読み取り操作のスナップショットとして決定することができる。即ち、データを読み取るときに、分離レベルパラメータ＜ＲＲの（分離レベルがＲＲよりも低い）場合、読み取り操作が実行されるたびに、スナップショットを１回取得し、この場合、毎回の読み取りが新しいスナップショットを有すれば、幻像読み取り異常の発生を許可し、さもなければ、分離レベルパラメータ≧ＲＲの（分離レベルがＲＲ以上である）場合、読み取り操作が最初に実行されるときにのみスナップショットを取得し、後続の毎回の読み取り操作は、最初に取得されたスナップショットを使用してデータを読み取り、この場合、最初のスナップショットを使用するだけで、幻像読み取り異常及び非繰り返し読み取り異常の発生を回避することができ、１つの変数の非繰り返し読み取り異常は、このデータ読み取り段階で既に識別されるので、動的辺交差とマージアルゴリズムに入って識別する必要がない。なお、この場合、異常を検出してトランザクションをロールバックするのではなく、あるタイプのデータ異常を回避する。これにより、異常を報告してトランザクションを終了するステップがない。

いくつかの実施例では、可視性判断アルゴリズムでは、ノードデバイスは、データベースシステムの分離レベルがコミット済み読み取り・書き込みＲＷＣ以上であることに応答して、当該読み取り条件を満し且つコミットタイムスタンプｔｃが当該読み取り操作のスナップショットＳｔよりも小さい最大バージョンをターゲットデータ項目として決定し、データベースシステムの分離レベルがコミット済み読み取り・書き込みＲＷＣよりも低いことに応答して、当該読み取り条件を満たすデータ項目にコミットされていないバージョンがある場合、最大のコミットされていないバージョンをターゲットデータ項目として決定する。

即ち、分離レベルパラメータ≧ＲＷＣの場合、上記の「読み取り書き込み段階でのトランザクション読み取り・書き込み集合形成アルゴリズム」に係る可視性判断アルゴリズムと一致しており、ここで再度説明しないが、分離レベルパラメータ＜ＲＷＣの場合、最新のコミットされていないバージョンが読み取られるように、前述の可視性判断アルゴリズムを修正することで、ＲＷＵレベルが実現される。

いくつかの実施例では、ＯＣＣフレームワークを採用すれば、分離レベルパラメータ＞ＲＲの場合、各トランザクションにおける２番目の読み取り操作に対して、先に、読み取り集合及び書き込み集合から、読み取り対象となるオブジェクトがあるかどうかを検証し、存在する場合、さらに読み取り・書き込み集合から取得し、さもなければ、下層の記憶層から取得する必要がある。

３、各操作が発生するときに、準備段階アルゴリズムを実行する

ターゲットトランザクションＴの各操作（読み取り又は書き込み）が発生するときに、準備段階に入って準備作業を開始し、準備段階は、ターゲットトランザクションＴがコミット可能であるかどうかのトランザクション同時アクセス制御異常検証前の準備作業を行う。

準備段階では、ノードデバイスは、臨界領域に入り、ターゲットトランザクションＴの読み取り集合及び書き込み集合をトラバースし、ターゲットトランザクションＴの全ての同時トランザクションのトランザクション識別子を見つけ、１つのリンクリストＴＳ内に入れて記憶し、見つけた後臨界領域から退出する。メモリでは、各データ項目に、本データ項目の読み取り・書き込みを行ったがコミットされていないトランザクションのトランザクション識別子が格納される。

上記の準備段階アルゴリズムは、上記のＤＬＩ－Ｍアルゴリズムで紹介した準備段階アルゴリズムと類似しており、ここで再度説明しない。

いくつかの実施例では、ＳＤＬＩ－ＭアルゴリズムがＯＣＣアルゴリズムと結合するときに、準備段階のアルゴリズムは、ＯＣＣの検証段階に対応する。

いくつかの実施例では、ＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムは、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムについて以下のように改善することができ、既存のリンクリストｏｌｄＴＳが空ではない場合、ターゲットトランザクションをＴＳに直接追加し（即ち、ＴＳ＝ｏｌｄＴＳ＋Ｔ）、ターゲットトランザクションの読み取り集合及び書き込み集合がトラバースされず、読み取り・書き込み集合に対するトラバースの論理を減少することができ、トランザクション処理効率を向上させることができる。

４、各操作が発生するときに、一貫性検証アルゴリズムを実行する（即ち、改善された動的辺交差とマージアルゴリズム）

いくつかの実施例では、ＳＤＬＩ－ＭアルゴリズムがＯＣＣアルゴリズムと結合するときに、一貫性検証アルゴリズムは、ＯＣＣの検証段階に対応し、操作ごとに１回実行されるのではなく、ＯＣＣの検証段階で実行される。

ＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムにおける改善された動的辺交差とマージアルゴリズムは、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムにおける動的辺交差とマージアルゴリズムに類似しており、ここで、類似するステップについて詳細に説明しない。改善された動的辺交差とマージアルゴリズムは、依然として２つの異なるタイプを含み、１つは、改善されたＤＬＩ及びＶＳに基づく異常検出方法であり、もう１つは、改善されたｕｐｐｅｒに基づく異常検出方法であり、以下で分類して説明する。

（一）改善されたＤＬＩ及びＶＳに基づく異常検出方法

（４．１）現在検証段階に入っている判断対象となるターゲットトランザクションは、Ｔであり、このトランザクションＴの初期値は、物理トランザクションであり、動的辺マージされた後、論理トランザクションになる。

（４．２）ＤＬＩ及びＶＳを初期化する。即ち、変数に属するいくつかの初期値を設定し、ＤＬＩ＝０、ＶＳ＝０に設定する。

（４．３）リンクリストＴＳから最初のトランザクションを取り出してＴ_Ｌとして設定し、リンクリストが空になるまで、下記の操作をループで実行する。

（４．３．１）第１の集合Ｓ１ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ_Ｌ)を取得し、Ｓ１は、ターゲットトランザクションＴの読み取り集合と同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との間の共通集合である。Ｓ１が空ではない場合、ＤＬＩ＝ＤＬＩ＋＋であり、Ｓ１に、異なるデータ状態を持つ非空要素がある場合、ＶＳ＝ＶＳ＋＋である。

（４．３．２）第２の集合Ｓ２ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ_Ｌ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ)を取得し、Ｓ２は、ターゲットトランザクションＴの書き込み集合と同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合との間の共通集合である。Ｓ１が空ではない場合、ＤＬＩ＝ＤＬＩ＋＋であり、Ｓ２に、異なるデータ状態を持つ非空要素がある場合、ＶＳ＝ＶＳ＋＋である。

（４．３．３）第３の集合Ｓ３ ＝ ＤＳ_Ｗ(Ｔ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ_Ｌ)を取得し、Ｓ３は、ターゲットトランザクションＴの書き込み集合と同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との間の共通集合である。

（４．３．４）Ｓ１∪Ｓ２∪Ｓ３が空集合である（簡略化された計算：

）場合、Ｔ_ＬとＴは同時トランザクションではないことを意味し、Ｔ_ＬをリンクリストＴＳの末尾に再追加する。

（４．３．５）さもなければ、Ｓ１∪Ｓ２∪Ｓ３ は、空集合ではない場合、Ｓ１、Ｓ２、Ｓ３の少なくとも１つの集合が空集合ではないことを意味し、このとき、Ｔ_ＬとＴは、同時トランザクションであり、異常検出を行い、異常が発見されると、異常を報告してターゲットトランザクションＴをロールバックする必要がある。異常検出プロセスは下記のルールに従う。

（４．３．５．１）

の場合、以下の２つの条件のいずれかを満たす場合、ノードデバイスは、書き込み書き込み異常の発生を報告し、ループを終了する。

条件１、分離レベルパラメータ！＝ＲＷＵであり（ＲＷＵレベルではダーティー書き込み異常を禁止しない）、Ｔ_Ｌのコミットが完了しておらず、且つ、Ｔ．ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ＝１の場合、書き込み書き込み競合があり、データ異常タイプはダーティー書き込み異常である。

条件２、分離レベルパラメータ≧ＳＨであり（ＳＨレベルでは更新欠落の発生を禁止するため、ＳＨ以上の分離レベルは異常を報告する）、Ｔ_Ｌが既にコミットされ、且つ、Ｓ１∩Ｓ３が空集合ではない場合、データ異常を報告し、データ異常タイプは、更新欠落異常である。

（４．３．５．２）さもなければ、

の条件で、

の場合、次の３つのケースに分けて説明できる。

ケース１、ターゲットトランザクションＴとＴ_Ｌが動的辺交差を構成する場合、異常の発生を報告し、ループを終了する。いくつかの実施例では、ＤＬＩ≧２の場合、ターゲットトランザクションＴとＴ_Ｌとの間が動的辺交差を構成するとみなし、この場合、ノードデバイスは、分離レベルに応じて、異常の発生を報告してループを終了するかどうかを決定し、ＶＳに基づいてデータ異常タイプを決定する。

任意選択で、分離レベルパラメータ≧ＳＨ（読み取り半順序異常及び階段式異常を禁止する）、且つ、ＶＳ＝１の場合、異常の発生を報告してループを終了し、この場合、データ異常タイプは、読み取り異常であり、２つの変数の読み取り半順序異常、３つ以上の変数の階段式異常を含む（１つ変数の非繰り返し読み取り異常は既にデータ読み取り階段で識別され、異常検出階段では再度識別する必要がない）。

任意選択で、分離レベルパラメータ≧ＲＲ（書き込み半順序異常及び鋸波式異常を禁止する）、且つ、ＶＳ≧２の場合、異常の発生を報告してループを終了し、この場合、データ異常タイプは、書き込み異常であり、２つの変数の書き込み半順序異常、３つ以上の変数の鋸波式異常を含む。

ケース２、さもなければ、ターゲットトランザクションＴとＴ_Ｌが動的辺交差を構成しておらず、分離レベルパラメータ＝Ｓの場合、ノードデバイスは、整合性制約があるかどうかをチェックする必要があり、本トランザクションによって読み取り・書き込みされたデータが整合性制約に違反した場合、異常の発生を報告してループを終了し、整合性制約によってＤＬＩ－Ｍアルゴリズムでは解決できない述語書き込み半順序異常を検出することができる。

即ち、ＤＬＩ及びＶＳに基づいて動的辺交差がないことを検出した後、元は、当該同時トランザクションＴ_ＬとターゲットトランザクションＴとの間のターゲット検出結果は、「データ異常がない」ように設定されるが、直列化可能Ｓレベルでは述語書き込み半順序異常を識別する必要もある（動的辺交差とマージアルゴリズムでは識別できない）ため、ノードデバイスは、データベースシステムの分離レベルが直列化可能Ｓであることに応答して、Ｌ番目の同時トランザクションＴ_Ｌと当該ターゲットトランザクションＴに対して整合性制約検出を実行し、当該同時トランザクションＴ_Ｌと当該ターゲットトランザクションＴとの間が整合性制約に違反する場合、当該ターゲット検出結果を、データ異常があり且つデータ異常タイプが述語書き込み半順序異常であるように調整する。整合性制約の検出プロセスは、次の実施例で詳述する。

ケース３、さもなければ、ターゲットトランザクションＴとＴ_Ｌが動的辺交差を構成しておらず、且つ、整合性制約を満たしている場合、何の異常もなく、ターゲットトランザクションＴ及びＴ_Ｌに対して動的辺マージを実行し、新しいトランザクションをＴ－ｎｅｗとして設定する。

動的辺マージのプロセスでは、ノードデバイスは、同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合をターゲットトランザクションＴの読み取り集合にマージし、同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合をターゲットトランザクションＴの書き込み集合にマージし、同時トランザクションＴ_Ｌがコミットされていない場合、Ｔ－ｎｅｗのターゲットパラメータＴ－ｎｅｗ． ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ＋＋（１だけインクリメントされる）にし、マージされた新しいトランザクションに既にコミットされたあるトランザクションの読み取り・書き込み集合の構成要素があることを表し、Ｔ＝Ｔ－ｎｅｗとし、Ｔ－ｎｅｗをＴに割り当て、次回のループを実行する。

（４．３．６）ループが終了し、異常報告がない場合、ターゲットトランザクションＴがコミット可能である。分離レベルパラメータ＝Ｓの場合、直列化可能が保証される。

（４．３．７）ＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムにおいて、今回の異常検出のリンクリストＴＳを記録して、今回のトランザクションを削除して、次回に使用し、ｏｌｄＴＳ＝ＴＳ－Ｔにし、ｏｌｄＴＳのリアルタイム維持を実現する。任意選択で、ＴＳに、多くのマージされた論理トランザクションが存在してもよく、これにより、ＴＳの長さが短縮され、記憶空間が節約される一方で、後続の各操作の判断が高速化される。

いくつかの実施例では、ハッシュテーブルを集合のデータ構成として使用することによって、線形時間複雑度内で異なる集合の間の共通集合又は和集合を取得することができる。

（二）改善されたｕｐｐｅｒに基づく異常検出方法

（４．１）現在検証段階に入っている判断対象となるターゲットトランザクションは、Ｔであり、このトランザクションＴの初期値は、物理トランザクションであり、動的辺マージされた後、論理トランザクションになる。

（４．２）リンクリストＴＳから最初のトランザクションを取り出してＴ_Ｌとして設定し、それぞれＴ．ｕｐｐｅｒ及びＴ_Ｌ．ｕｐｐｅｒを初期化し、即ち、変数に属するいくつかの初期値を設定し、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝ｆａｌｓｅ、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｆａｌｓｅとして設定する。

（４．３）２つのトランザクションＴ、Ｔ_Ｌのｕｐｐｅｒ値の初期化が完了した後、リンクリストが空になるまで、下記の操作をループで実行する。

（４．３．１）第１の集合Ｓ１ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ_Ｌ)を取得し、Ｓ１は、ターゲットトランザクションＴの読み取り集合と同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との間の共通集合である。Ｓ１における各変数ｘについて、ターゲットトランザクションＴによって読み取られた変数ｘのバージョン≧同時トランザクションＴ_Ｌによって書き込まれた変数ｘのバージョンの場合、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、さもなければ、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定する。

（４．３．２）第２の集合Ｓ２ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ_Ｌ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ)を取得し、Ｓ２は、ターゲットトランザクションＴの書き込み集合と同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合との間の共通集合である。Ｓ２における各変数ｘについて、ターゲットトランザクションＴによって書き込まれた変数ｘのバージョン＞同時トランザクションＴ_Ｌによって読み取られた変数ｘのバージョンの場合、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、さもなければ、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定する。

（４．３．３）第３の集合Ｓ３ ＝ ＤＳ_Ｗ(Ｔ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ_Ｌ)を取得し、Ｓ３は、ターゲットトランザクションＴの書き込み集合と同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との間の共通集合である。

（４．３．４）第４の集合Ｓ４ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ_Ｌ) ∩ ＤＳ_Ｒ(Ｔ)を取得し、Ｓ４は、ターゲットトランザクションＴの読み取り集合と同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合との間の共通集合である。Ｓ４における各変数ｘについて、ターゲットトランザクションＴの読み取り変数ｘのバージョン＞同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り変数ｘのバージョンの場合、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、ターゲットトランザクションＴの読み取り変数ｘのバージョン＜同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り変数ｘのバージョンの場合、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、ターゲットトランザクションＴの読み取り変数ｘのバージョン＝同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り変数ｘのバージョンの場合、何も行わない。

（４．３．５）Ｓ１∪Ｓ２∪Ｓ３∪Ｓ４が空集合である場合（簡略化された計算：

）、Ｔ_ＬとＴが同時トランザクションではないことを意味し、Ｔ_ＬをリンクリストＴＳの末尾に再追加する。

（４．３．６）さもなければ、Ｓ１∪Ｓ２∪Ｓ３∪Ｓ４が空集合ではないことは、Ｓ１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４の少なくとも１つの集合が空集合ではないことを意味し、このとき、Ｔ_ＬとＴは、同時トランザクションであり、異常検出を行い、異常が発見されると、異常を報告してターゲットトランザクションＴをロールバックする必要がある。異常検出プロセスは、下記のルールに従う。

（４．３．６．１）

の場合、以下の２つの条件のいずれかが満たされた場合、ノードデバイスは、書き込み書き込み異常の発生を報告し、ループを終了する。

条件１、分離レベルパラメータ！＝ＲＷＵであり（ＲＷＵレベルではダーティー書き込み異常を禁止しない）、Ｔ_Ｌのコミットが完了しておらず、Ｔ．ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ＝１である場合、書き込み書き込み競合があり、データ異常タイプは、ダーティー書き込み異常である。

条件２、分離レベルパラメータ≧ＳＨであり（ＳＨレベルが更新欠落の発生を禁止するため、ＳＨ以上の分離レベルはこの異常を報告する）、Ｔ_Ｌが既にコミットされ、Ｓ１∩Ｓ３が空集合ではない場合、データ異常を報告し、データ異常タイプは、更新欠落異常である。

（４．３．６．２）さもなければ、

の条件で、

の場合、次の３つのケースに分けて説明できる。

ケース１、ターゲットトランザクションＴとＴ_Ｌが動的辺交差を構成する場合、異常の発生を報告し、ループを終了する。いくつかの実施例では、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅの場合、ターゲットトランザクションＴとＴ_Ｌとの間が動的辺交差を構成すると見なし、この場合、ノードデバイスは、異常の発生を報告してループを終了することができる。

ケース２、さもなければ、ターゲットトランザクションＴとＴ_Ｌが動的辺交差を構成しておらず、分離レベルパラメータ＝Ｓの場合、ノードデバイスは、整合性制約があるかどうかをチェックする必要があり、このトランザクションによって読み取り・書き込みされたデータが整合性制約に違反する場合、異常の発生を報告してループを終了し、整合性制約によって、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムでは解决できない述語書き込み半順序異常を検出することができる。

即ち、いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌについて、ｕｐｐｅｒ値に基づいて動的辺交差がないことを検出した後、元は当該いずれかの同時トランザクションＴ_ＬとターゲットトランザクションＴとの間のターゲット検出結果が「データ異常がない」ことに設定されるが、直列化可能Ｓレベルでは、述語書き込み半順序異常を識別する必要がある（動的辺交差とマージアルゴリズムでは識別できない）ため、ノードデバイスは、データベースシステムの分離レベルが直列化可能Ｓであることに応答して、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌと当該ターゲットトランザクションＴに対して整合性制約検出を実行し、当該いずれかの同時トランザクションＴ_Ｌと当該ターゲットトランザクションＴとの間が整合性制約に違反したことに応答して、当該ターゲット検出結果を、データ異常があり且つデータ異常タイプが述語書き込み半順序異常であるとして調整する。整合性制約の検出プロセスは、次の実施例で詳述する。

ケース３、さもなければ、ターゲットトランザクションＴとＴ_Ｌが動的辺交差を構成しておらず、整合性制約を満たす場合、何の異常もなく、ターゲットトランザクションＴとＴ_Ｌに対して動的辺マージを実行し、新しいトランザクションをＴ－ｎｅｗとして設定する。

動的辺マージのプロセスでは、ノードデバイスは、同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合をターゲットトランザクションＴの読み取り集合にマージし、同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合をターゲットトランザクションＴの書き込み集合にマージし、同時トランザクションＴ_Ｌがコミットされていない場合、Ｔ－ｎｅｗのターゲットパラメータＴ－ｎｅｗ． ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ＋＋（１だけインクリメントする）にし、マージされた新しいトランザクションに既にコミットされたあるトランザクションの読み取り・書き込み集合の構成要素があることを表し、Ｔ＝Ｔ－ｎｅｗとし、Ｔ－ｎｅｗをＴに割り当て、次のループを実行する。

（４．３．７）ループが終了し、異常報告がない場合、ターゲットトランザクションＴは、コミットできる。分離レベルパラメータ＝Ｓの場合、直列化可能が保証される。

（４．３．８）ＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムでは、今回の異常検出のリンクリストＴＳを記録し、今回のトランザクションを削除して次回に使用し、ｏｌｄＴＳ＝ＴＳ－Ｔにし、ｏｌｄＴＳのリアルタイム維持を実現する。任意選択で、ＴＳに、多くのマージされた論理トランザクションが存在してもよく、これにより、ＴＳの長さが短縮され、記憶空間が節約される一方で、後続の各操作の判断が高速化される。

いくつかの実施例では、ハッシュテーブルを集合のデータ構成として使用することによって、線形時間複雑度内で異なる集合との間の共通集合又は和集合を取得することができる。

本出願の実施例で提供されるＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムの効率は、上記の実施例におけるＤＬＩ－Ｍアルゴリズムの効率と同じであり、スタンドアロンデータベースシステムのトランザクション処理に適用できる。ＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムでは、ノードデバイスは、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常があることに応答して、データ異常タイプ及びデータベースシステムの分離レベルに基づいて、ターゲットトランザクションの実行結果を決定することができ、当該実行結果は、当該ターゲットトランザクションをコミットするか又はロールバックするかを表し、少なくとも２つの異なる分離レベルが実現される。

いくつかの実施例では、データ異常タイプがダーティー書き込み異常を含み、且つ、当該分離レベルが非コミット読み取り・書き込みＲＷＵではないことに応答して、当該実行結果を、当該ターゲットトランザクションをロールバックすると決定し（４．３．５．１の条件１に対応し）、データ異常タイプが更新欠落異常を含み、且つ、当該分離レベルがスナップショット読み取り履歴ＳＨ以上であることに応答して、当該実行結果を、当該ターゲットトランザクションをロールバックすると決定し（４．３．５．１の条件２に対応する）、データ異常タイプが読み取り異常を含み、且つ、当該分離レベルがスナップショット読み取り履歴ＳＨ以上であることに応答して、当該実行結果を、当該ターゲットトランザクションをロールバックすると決定し（４．３．５．２のケース１にける分離レベルパラメータ≧ＳＨの説明に対応する）、データ異常タイプが書き込み異常を含み、且つ、当該分離レベルが再読み込み可能読み取りＲＲ以上であることに応答して、当該実行結果を、当該ターゲットトランザクションをロールバックすると決定し（４．３．５．２のケース１における分離レベルパラメータ≧ＲＲの説明に対応する）、データ異常タイプが述語書き込み半順序異常を含み、且つ、当該分離レベルが直列化可能Ｓであることに応答して、当該実行結果を、当該ターゲットトランザクションをロールバックすると決定する（４．３．５．２のケース２に対応する）。

上記の全ての選択可能な技術案は、任意の組み合わせを使用して本開示の選択可能な実施例を形成することができ、ここで説明を繰り返さない。

上記の実施例で提供されるＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムは、スタンドアロンデータベースシステムのトランザクション処理に適用することができ、本出願の実施例では、分散データベースシステム向けのスナップショットに基づくデータ状態一貫性動的辺交差とマージアルゴリズム（Ｄｉｓｄｔｒｉｂｕｔｅｄ Ｓｎａｐｓｈｏｔ－ｂａｓｅｄ ＤＬＩ－Ｍ、ＤＳＤＬＩ－Ｍ）を提供し、ＤＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムを紹介する前に、まず、分散トランザクション－子トランザクションの間の分離レベルの関係について説明する。

分散データベースシステムでは、親トランザクションの分離レベルが子トランザクションの分離レベルよりも強い場合、子トランザクションの分離レベルが親トランザクションの分離レベルと一致するように強制され、即ち、親トランザクションの分離レベルは、システム全体の分離レベルを表す。親トランザクションの分離レベルが子トランザクションの分離レベルよりも弱い場合、単一変数のトランザクションについて、分散トランザクションを構成することができないため、親トランザクションの分離レベルが子トランザクションの分離レベルと一致するように強制され、即ち、子トランザクションの分離レベルは、システム全体の分離レベルを表す。多変数のトランザクションについて、分散異常を構成する可能性があるため、新しいレベルを定義する必要があり、弱いものから強いものまでＦ１、Ｆ２、Ｆ３、Ｆ４の４つのレベルに分類する。分散トランザクション－子トランザクションの間の分離レベルの関係を次の表７に示す。

ここで、「スナップショット履歴」は、スナップショット読み取り履歴ＳＨレベルの略称であり、後述しない。以下で、新しく定義された分離レベルについてそれぞれ説明する。

１）Ｆ１－弱３レベル：親トランザクション非コミット読み取り・書き込み＋子トランザクションスナップショット履歴（親ＲＷＵ＋子ＳＨ）は、子スナップショット履歴に従い、分散読み取り半順序、分散読み取り・書き込み半順序、分散階段式、分散書き込み半順序、分散述語書き込み半順序、分散鋸波などのデータ異常を全体的に許可する。

２）Ｆ１－弱２レベル：親トランザクション非コミット読み取り・書き込み＋子トランザクション再読み込み可能読み取り（親ＲＷＵ＋子ＲＲ）は、子再読み込み可能読み取りに従い、分散読み取り半順序、分散読み取り・書き込み半順序、分散階段式、分散書き込み半順序、分散述語書き込み半順序、分散鋸波などのデータ異常を全体的に許可する。

３）Ｆ１－弱１レベル：親トランザクション非コミット読み取り・書き込み＋子トランザクション直列化可能（親ＲＷＵ＋子Ｓ）は、子直列化可能に従い、分散読み取り半順序、分散読み取り・書き込み半順序、分散階段式、分散書き込み半順序、分散述語書き込み半順序、分散鋸波などのデータ異常を全体的に許可する。

４）Ｆ２－弱３レベル：親トランザクションコミット済み読み取り・書き込み＋子トランザクションスナップショット履歴（親ＲＷＣ＋子ＳＨ）は、子スナップショット履歴に従い、分散読み取り半順序、分散読み取り・書き込み半順序、分散階段式、分散書き込み半順序、分散述語書き込み半順序、分散鋸波などのデータ異常を全体的に許可する。

５）Ｆ２－弱２レベル：親トランザクションコミット済み読み取り・書き込み＋子トランザクション再読み込み可能読み取り（親ＲＷＣ＋子ＲＲ）は、子再読み込み可能読み取りに従い、分散読み取り半順序、分散読み取り・書き込み半順序、分散階段式、分散書き込み半順序、分散述語書き込み半順序、分散鋸波などのデータ異常を全体的に許可する。

６）Ｆ２－弱１レベル：親トランザクションコミット済み読み取り・書き込み＋子トランザクション直列化可能（親ＲＷＣ＋子Ｓ）は、子直列化可能に従い、分散読み取り半順序、分散読み取り・書き込み半順序、分散階段式、分散書き込み半順序、分散述語書き込み半順序、分散鋸波などのデータ異常を全体的に許可する。

７）Ｆ３－弱２レベル：親トランザクションスナップショット履歴＋子トランザクション再読み込み可能読み取り（親ＳＨ＋子ＲＲ）は、子再読み込み可能読み取りに従い、分散読み取り半順序、分散読み取り・書き込み半順序、分散階段式、分散書き込み半順序、分散述語書き込み半順序、分散鋸波などのデータ異常を全体的に許可する。

８）Ｆ３－弱１レベル：親トランザクションスナップショット履歴＋子トランザクション直列化可能（親ＳＨ＋子Ｓ）は、子直列化可能に従い、分散読み取り半順序、分散読み取り・書き込み半順序、分散階段式、分散書き込み半順序、分散述語書き込み半順序、分散鋸波などのデータ異常を全体的に許可する。

９）Ｆ４－弱１レベル：親トランザクション再読み込み可能読み取り＋子トランザクション直列化可能（親ＲＲ＋子Ｓ）は、子直列化可能に従い、分散読み取り半順序、分散読み取り・書き込み半順序、分散階段式、分散書き込み半順序、分散述語書き込み半順序、分散鋸波などのデータ異常を全体的に許可する。

分散トランザクションの分離レベルは、次の２つの定義形式を有することができる。

第１は、２レベル分散トランザクション分離レベル：表７に定義されるように、親トランザクションと子トランザクションは、それぞれ分離レベルを定義することができるがトランザクション全体は、表７における分離レベルの定義に従う。

第２は、統合された分散トランザクション分離レベル：表７における太字の格子の定義のように、親トランザクションと子トランザクションはそれぞれ、分離レベルを定義できず、トランザクション全体は、表７の定義における太字の格子の定義に従う。

上記の第２の種類の分散トランザクション分離レベルについて、表６及び前述のルール（表７における太字のフォントが位置する格子の定義）に従って、表６と同等の表８を定義でき、但し、表８には、分散異常と分離レベルとの間の関係が示されている。

これは、スタンドアロンシステムでは、表６又は表８（この２つの表が本質的に完全に同じである）に従って分離レベルを設定する必要があることを表す。分散データベースシステムでは、表８、特に表８における分散型異常とマーキングされた欄に対応する異常（読み取り半順序、読み取り・書き込み半順序、階段式、書き込み半順序、述語書き込み半順序及び鋸波式データ異常を含む）に従って、分散データベースシステムでは、異なるレベルでそれおぞれ対応するデータ異常を解决する必要があり、分散データベースシステムの各子ノードは、異なるレベルでそれぞれ表８に対応する様々な分散異常を解決する。スナップショット履歴レベルのように、読み取り半順序は、単一ノードで解决する必要があり、分散データベースシステムでも解决する必要がある。

上記の分散トランザクションの分離レベルをを提供することに基づいて、上記の統合された分散トランザクション分離レベル（第２の種類の分散トランザクション分離レベル）に対して、本出願の実施例では、ＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムに基づいて、ＤＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムをさらに提供し、グローバルスナップショット技術を使用して、分散トランザクション型データベースシステムに適用できる。これについて詳述する。

１、スナップショット点の構築方法、グローバルスナップショット点の構築方法

（１．１）ＨＬＣアルゴリズムを使用してグローバルのハイブリッド論理クロックを構築する。これは、各子ノード上のそれぞれの論理クロックがＨＬＣによって因果関係の同期を維持し（グローバルインクリメント）、単一ノード上のローカルトランザクションのクロックがインクリメントできる（ローカルインクリメント）ことを意味する。ＨＬＣタイプのスタンプでは、トリプレット{ｐｔ、ｌ、ｃ}を使用してローカル物理クロック（トリプレット内の最初の要素であるｐｔ）及びハイブリッド論理クロック（それぞれトリプレット内の２番目と３番目の要素であるｌ及びｃ）を表すことができる。

（１．２）トランザクションコーディネータでは、トランザクションの最初のＳＱＬステートメントが実行されるときに、ＨＬＣアルゴリズムによってスナップショット点を割り当てる（本コーディネータ上の最新のＨＬＣ値をスナップショット点として取得する）。即ち、Ｓｎａｐｓｈｏｔ Ｓｅｔ＝Ｓｓ＝{Ｓｔ}を取得し、Ｓｔは、グローバルＨＬＣによって割り当てられた時間値である。

（１．３）分散トランザクションのＳＱＬステートメントが実行されるときに、ＳＱＬステートメントが子ノード上で実行されるのに伴って、トランザクションコーディネータは、スナップショットＳｔを各子ノードに配信する。

（１．４）各子ノードでは、ＨＬＣに基づくデータ項目の可視性判断アルゴリズムを実行する。

（１．４．１）コミット済み読み取りルールを満たす。

（１．４．２）データ項目のバージョンチェーンは、新しいものから古いものへと順番に記憶され、次の（１．４．３）のアルゴリズムを満たす最初の新しいデータ項目が見つかるまで、当該バージョンチェーンをトラバースする。

（１．４．３）（トランザクションコーディネータから渡された）所定のＨＬＣ値に従って、トリプレットが{１０、１０、０}であるｌｏｃａｌ＿ＨＬＣを仮定し、各子ノードのバージョンチェーンをトラバースして、ｌｏｃａｌ＿ＨＬＣ．ｌ値（当該値が１０）と同じデータバージョンを見つけ、その後、次のバージョンを読み取り、当該バージョンは、グローバル読み取り一貫性のあるバージョンである。

図１２は、本出願の実施例によるＨＬＣに基づいてグローバルスナップショットを確立する原理図であり、１２００に示すように、太い実線は、論理クロックｃの値が０であることに沿って、ノード０からノード１に達し、さらにノード３まで達し、トリプレットの変化はそれぞれ、ノード０{１０、１０、０}、ノード１{０、０、０}、ノード２{１、１、０}、ノード３{２、２、０}であり、これは、このような状態で、４つのノードが一貫した状態にある、即ち、論理クロックｃの値が同じである最大バージョンの間で一貫性状態を満たすことを表す。図１２において、実線矢印は、２つのノードの間でＳｅｎｄ（送信）及びＲｅｃｅｉｖｅ（受信）イベントが発生したことを表し、同じノード上の少なくとも２つのトリプレット接続は、ローカルイベントの発生を表す。

（１．４．４）当該データ項目の可視性判断アルゴリズムでは、データバージョン上のコミットタイムスタンプｔｃのデータ構成がＨＬＣと一致していることを要求し、即ち、コミットタイムスタンプｔｃもＨＬＣアルゴリズムに基づいて割り当てられたタイムスタンプであることを要求する。

（１．５）１つのクラスタに少なくとも２つのトランザクションコーディネータが存在してもよく、トランザクションコーディネータは、調整ノードデバイスに対応し、子ノードは、データノードデバイスに対応し、トランザクションコーディネータが１つしかない場合、中心化されたトランザクション処理技術に対応し、トランザクションコーディネータが少なくとも２つ含まれる場合、脱中心化のトランザクション処理技術に対応する。

（１．６）トランザクションは、コミットされるときに、グローバルＨＬＣからコミットタイムスタンプｔｃを取得し、その後、各子ノード上のトランザクションコミット識別子のタイムスタンプ値を修正する。

２、トランザクションマネージャ

１つのクラスタでは、トランザクションマネージャ（各物理ノードのデータベースインスタンス上に１つのトランザクションマネージャが存在する）は、トランザクションコーディネータの役割を果たす。トランザクションコーディネータ（調整ノードデバイス）は、親トランザクションと呼ばれる１つのトランザクションを開始する。異なる子ノード（データノードデバイス）上で実行されるトランザクションは、子トランザクションと呼ばれる。親子トランザクションの間は、グローバルトランザクション識別子ｔｉｄによって識別を行い、各子トランザクションは、自身の子トランザクションの識別子ｃｔｉｄも持ち、子ノード上の１つのトランザクションの完全識別子は、{ｔｉｄ、ｃｔｉｄ}である。

調整ノードデバイス上でターゲットトランザクションＴの最初のＳＱＬステートメントを実行するときに、ターゲットトランザクションＴに対してスナップショットを作成し、調整ノードデバイスは、当該スナップショットをターゲットトランザクションＴに関する各データノードデバイスに配信する。即ち、分散データベースシステムにおいて、ＨＬＣ形式のスナップショットを使用することができ、当該ＨＬＣ形式のスナップショットは、調整ノードデバイスによって配信される。

ターゲットトランザクションＴがコミットされるときに、各データノードデバイスは、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムを使用して、それぞれが本ノードにデータ異常があるかどうかを判断し、即ち、本ノードの異常検出結果を取得する。本ノードの異常検出結果が、データ異常があることである場合、ローカルの子トランザクションをロールバックし、次に、メッセージを送信して調整ノードデバイスの親トランザクションに通知し、親トランザクションにより、さらに他の関連するデータノードデバイスの子トランザクションに通知し、これにより、グローバルのトランザクションのロールバックを実行する。

本ノードの異常検出結果が、（単一ノードの）データ異常がないことである場合、他のデータノードデバイスにデータ異常があるかどうかを保証することができないため、調整ノードデバイスは、各データノードデバイスによって報告された関連情報をまとめて親トランザクションに報告する必要があり、親トランザクションは、グローバルデータ異常があるかどうかを調停し、グローバルデータ異常がある場合、メッセージを各データノードデバイスに送信し、各データノードデバイスは、グローバルロールバックを実行し、さもなければ、トランザクションのコミットが成功する。

３、データ読み取り段階

いくつかの実施例では、ＤＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムのデータ読み取り段階では、分離レベルパラメータ＜ＲＲの場合（分離レベルがＲＲよりも低い）、読み取り操作が実行されるたびに、スナップショットを取得し、この場合、毎回の読み取りは、新しいスナップショットがあるので、幻像読み取り異常の発生を許可し、さもなければ、分離レベルパラメータ≧ＲＲ（分離レベルがＲＲ以上）の場合、読み取り操作が最初に実行されるときにのみスナップショットを取得し、後続の毎回の読み取り操作は、最初に取得されたスナップショットを使用してデータを読み取り、この場合、最初のスナップショットのみが使用され、幻像読み取り異常及び非繰り返し読み取り異常の発生を回避することができ、１つの変数の非繰り返し読み取り異常は、このデータ読み取り段階で既に識別されるので、動的辺交差とマージアルゴリズムに入って識別する必要がない。なお、この場合、異常を検出してトランザクションをロールバックするのではなく、特定のタイプのデータ異常の発生を回避するため、異常を報告してトランザクションを終了するステップがない。

いくつかの実施例では、分離レベルパラメータ≧ＲＷＣの場合、上記の「読み取り書き込み段階のトランザクション読み取り・書き込み集合形成アルゴリズム」に係るＨＬＣに基づく可視性判断アルゴリズムと一致し、ここで再度説明しない。但し、分離レベルパラメータ＜ＲＷＣの場合、最新のコミットされていないバージョンが読み取られるように前述のＨＬＣに基づく可視性判断アルゴリズムを修正することができ、ＲＷＵレベルを実現する。

いくつかの実施例では、ＯＣＣフレームワークが採用される場合、分離レベルパラメータ＞ＲＲの場合、各トランザクションにおける２番目の読み取り操作に対して、まず、読み取り集合及び書き込み集合から、読み取り対象となるオブジェクトがあるかどうかをチェックし、ある場合、さらに読み取り・書き込み集合から取得し、さもなければ、下層の記憶層から取得する必要がある。

ここで、ＤＳＤＬＩ－Ｍ アルゴリズムのデータ読み取り段階は、前の実施例のＳＤＬＩ－Ｍ アルゴリズムのデータ読み取り段階と類似しているので、ここで再度説明しない。

４、各操作が発生するときに、準備段階アルゴリズムを実行する

ターゲットトランザクションＴの各操作（読み取り又は書き込み）が発生するときに、準備段階に入り、準備作業を開始し、準備段階は、ターゲットトランザクションＴがコミット可能かどうかのトランザクション同時アクセス制御異常検証前の準備作業を行う。

準備段階では、ノードデバイスは、臨界領域に入り、ターゲットトランザクションＴの読み取り集合及び書き込み集合をトラバースして、ターゲットトランザクションＴの全ての同時トランザクションのトランザクション識別子を見つけ、１つのリンクリストＴＳ内に入れて記憶し、見つけた後に臨界領域から退出する。メモリでは、各データ項目に、本データ項目の読み取り・書き込みを行ったがコミットされていないトランザクションのトランザクション識別子が格納されている。

いくつかの実施例では、ＤＳＤＬＩ－ＭアルゴリズムとＯＣＣアルゴリズムとを結合するときに、準備段階のアルゴリズムは、ＯＣＣの検証段階に対応する。

いくつかの実施例では、既存のリンクリストｏｌｄＴＳが空ではない場合、ターゲットトランザクションをＴＳに直接追加し（即ち、ＴＳ＝ｏｌｄＴＳ＋Ｔに設定する）、ターゲットトランザクションの読み取り集合及び書き込み集合がトラバースされず、これにより、読み取り・書き込み集合に対するトラバースの論理を減少することができ、トランザクション処理効率を向上させることができる。

上記の準備段階アルゴリズムは、上記のＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムで紹介した準備段階アルゴリズムと類似しているので、ここで再度説明しない。

５、子ノードトランザクション検証アルゴリズム

ＤＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムによって提供される子ノードトランザクション検証アルゴリズムは、ＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムによって提供される改善された動的辺交差とマージアルゴリズムと類似しているが、少し違いがある。

いくつかの実施例では、ＤＳＤＬＩ－ＭアルゴリズムとＯＣＣアルゴリズムとを結合するときに、子ノードトランザクション検証アルゴリズムは、ＯＣＣの検証段階に対応し、即ち、操作が発生したときに、調整ノードデバイスは、ＯＣＣの検証段階に入るまで待機するのではなく、直ちに検証を開始し、このプロセスは、「子ノード除去」プロセスと呼ばれ、このルールの目的は、子トランザクションの実行を高速化し、これにより、クラスタシステム的の全体的なトランザクション応答効率を向上させることである。

各データノードデバイス（子ノード）にとって、それ自体のリンクリストＴＳは、ｃＴＳと呼ばれ、子ノード上でリアルタイム維持を実行し、トランザクションは発生しなく、即ち、新しく発生した子トランザクション又はローカルトランザクションがｃＴＳに入るように維持される。各子ノードｃＴＳの維持方式は、スタンドアロンシステムで説明したＴＳの維持方式と同じである。

ＤＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムでは、子ノードのトランザクション検証アルゴリズムは依然として２つの異なるタイプを含み、１つは、改善されたＤＬＩ及びＶＳに基づく異常検出方法であり、もう１つは、改善されたｕｐｐｅｒに基づく異常検出方法であり、以下で分類して説明する。

（一）子ノードでのＤＬＩ及びＶＳに基づくトランザクション検証方法

（５．１）各操作が発生するときに、操作レベルの変数に属するいくつかの初期値を設定し、ＤＬＩ＝０、ＶＳ＝０に設定する。

（５．２）子ノード自体のリンクリストｃＴＳから最初のトランザクションを取り出してＴ_Ｌとして設定し、リンクリストが空になるまで、下記の操作をループで実行する。

（５．２．１）第１の集合Ｓ１ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ_Ｌ)を取得し、Ｓ１は、ターゲットトランザクション（親トランザクション）に対応する子トランザクションＴの読み取り集合と同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との間の共通集合である。Ｓ１が空ではない場合、ＤＬＩ＝ＤＬＩ＋＋であり、Ｓ１に異なるデータ状態を持つ非空要素がある場合、ＶＳ＝ＶＳ＋＋である。

（５．２．２）第２の集合Ｓ２ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ_Ｌ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ)を取得し、Ｓ２は、子トランザクションＴの書き込み集合と同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合との間の共通集合である。Ｓ１が空ではない場合、ＤＬＩ＝ＤＬＩ＋＋であり、Ｓ２に、異なるデータ状態を持つ非空要素がある場合、ＶＳ＝ＶＳ＋＋である。

（５．２．３）第３の集合Ｓ３ ＝ ＤＳ_Ｗ(Ｔ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ_Ｌ)を取得し、Ｓ３は、子トランザクションＴの書き込み集合と同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との間の共通集合である。

（５．２．４）Ｓ１∪Ｓ２∪Ｓ３が空集合である場合（簡略化された計算：

）、Ｔ_ＬとＴが同時トランザクションではないことを表し、Ｔ_ＬをリンクリストｃＴＳの末尾に再追加する。

（５．２．５）さもなければ、Ｓ１∪Ｓ２∪Ｓ３は、空集合ではなく、Ｔ_ＬとＴは同時トランザクションであり、異常検出を実行し、異常が発見されると、ローカルの子トランザクションＴをロールバックし、ターゲットトランザクションのロールバックメッセージを直ちに親トランザクションに返す。異常検出プロセスは、下記のルールに従う。

（５．２．５．１）

の場合、以下の２つの条件のいずれかを満たす場合、子ノードは、書き込み書き込み異常の発生を報告して、ループを終了する。

条件１、分離レベルパラメータ！＝ＲＷＵであり（ＲＷＵレベルでダーティー書き込み異常を禁止しない）、Ｔ_Ｌのコミットが完了しておらず、且つ、Ｔ．ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ＝１である場合、書き込み書き込み競合があり、データ異常タイプは、ダーティー書き込み異常である。

条件２、分離レベルパラメータ≧ＳＨであり（ＳＨレベルが更新欠落の発生を禁止するため、ＳＨ以上の分離レベルはこの異常を報告する）、Ｔ_Ｌは既にコミットされ、且つ、Ｓ１∩Ｓ３は空集合ではない場合、データ異常を報告し、データ異常タイプは更新欠落異常である。

（５．２．５．２）さもなければ、

の条件で、

の場合、次の３つのケースに分けて説明できる。

ケース１、子トランザクションＴとＴ_Ｌが動的辺交差を構成する場合、異常の発生を報告し、ループを終了する。いくつかの実施例では、ＤＬＩ≧２の場合、子トランザクションＴとＴ_Ｌとの間が動的辺交差を構成すると見なし、この場合、ノードデバイスは、分離レベルに応じて、異常の発生を報告してループを終了するかどうかを決定することができる。

任意選択で、分離レベルパラメータ≧ＳＨ（読み取り半順序異常及び階段式異常を禁止する）、且つ、ＶＳ＝１の場合、異常の発生を報告してループを終了し、この場合、データ異常タイプは、読み取り異常であり、２つの変数の読み取り半順序異常、３つ以上の変数的階段式異常を含む（１つの変数の非繰り返し読み取り異常は、既にデータ読み取り段階で識別されており、異常検出段階で繰り返して識別する必要がない）。

任意選択で、分離レベルパラメータ≧ＲＲ（書き込み半順序異常及び鋸波式異常を禁止する）、且つ、ＶＳ≧２の場合、異常の発生を報告してループを終了し、この場合、データ異常タイプは、書き込み異常であり、２つの変数の書き込み半順序異常、３つ以上の変数の鋸波式異常を含む。

ケース２、さもなければ、子トランザクションＴとＴ_Ｌが動的辺交差を構成しておらず、分離レベルパラメータ＝Ｓの場合、ノードデバイスは、整合性制約があるかどうかをチェックする必要があり、このトランザクションによって読み取り・書き込みされたデータが整合性制約に違反する場合、異常の発生を報告してループを終了し、整合性制約によって、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムでは解決できない述語書き込み半順序異常を検出することができる。

ケース３、さもなければ、子トランザクションＴとＴ_Ｌが動的辺交差を構成しておらず、整合性制約を満たす場合、何の異常もなく、子トランザクションＴとＴ_Ｌに対して動的辺マージを実行し、新しいトランザクションをＴ－ｎｅｗとして設定する。

動的辺マージのプロセスでは、ノードデバイスは、同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合を子トランザクションＴの読み取り集合にマージし、同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合を子トランザクションＴの書き込み集合にマージし、同時トランザクションＴ_Ｌがコミットされていない場合、Ｔ－ｎｅｗのターゲットパラメータＴ－ｎｅｗ． ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ＋＋（１だけインクリメントする）にし、マージされた新しいトランザクションに、コミットされたあるトランザクションの読み取り・書き込み集合の構成要素があることを表し、Ｔ＝Ｔ－ｎｅｗとし、Ｔ－ｎｅｗをＴに割り当て、次のループを実行する。

（５．２．６）ループが終了し、異常報告がない場合、子トランザクションＴは、ローカルでコミットすることができる。子トランザクションＴは、この子トランザクションＴの依存関係、及びローカル異常情報（即ち、単一ノードの異常検出結果）がないことを親トランザクションに送信する。

（５．２．７）今回の異常検出のリンクリストｃＴＳを記録し、今回のトランザクションを削除して次回に使用し、ｏｌｄＴＳ＝ｃＴＳ－Ｔにし、ｏｌｄＴＳのリアルタイム維持を実現する。任意選択で、ｃＴＳに、多くのマージされた論理トランザクションが存在してもよく、これにより、ｃＴＳの長さが短縮され、記憶空間が節約される一方で、後続の各操作の判断が高速化される。

いくつかの実施例では、ハッシュテーブルを集合のデータ構成として使用することによって、線形時間複雑度内で異なる集合との間の共通集合又は和集合を取得することができる。

（二）子ノードでのｕｐｐｅｒに基づくトランザクション検証方法

（５．１）各操作が発生するときに子ノード自体のリンクリストｃＴＳから最初のトランザクションを取り出してＴ_Ｌとして設定し、それぞれＴ．ｕｐｐｅｒ及びＴ_Ｌ．ｕｐｐｅｒを初期化し、つまり、変数に属するいくつかの初期値を設定し、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝ｆａｌｓｅ、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｆａｌｓｅに設定する。

（５．２）２つのトランザクションＴ、Ｔ_Ｌのｕｐｐｅｒ値の初期化が完了した後、リンクリストが空になるまで、下記の操作をループで実行する。

（５．２．１）第１の集合Ｓ１ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ_Ｌ)を取得し、Ｓ１は、ターゲットトランザクション（親トランザクション）に対応する子トランザクションＴの読み取り集合と同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との間の共通集合である。Ｓ１における各変数ｘについて、子トランザクションＴの読み取り変数ｘのバージョン≧同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み変数ｘのバージョンの場合、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、さもなければ、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定する。

（５．２．２）第２の集合Ｓ２ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ_Ｌ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ)を取得し、Ｓ２は、子トランザクションＴの書き込み集合と同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合との間の共通集合である。Ｓ２における各変数ｘについて、子トランザクションＴの書き込み変数ｘのバージョン＞同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り変数ｘのバージョンの場合、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、さもなければ、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定する。

（５．２．３）第３の集合Ｓ３ ＝ ＤＳ_Ｗ(Ｔ) ∩ ＤＳ_Ｗ(Ｔ_Ｌ)を取得し、Ｓ３は、子トランザクションＴの書き込み集合と同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合との間の共通集合である。

（５．２．４）第４の集合Ｓ４ ＝ ＤＳ_Ｒ(Ｔ_Ｌ) ∩ ＤＳ_Ｒ(Ｔ)を取得し、Ｓ４は、子トランザクションＴの読み取り集合と同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合との間の共通集合である。Ｓ４における各変数ｘについて、子トランザクションＴの読み取り変数ｘのバージョン＞同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り変数ｘのバージョンの場合、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、子トランザクションＴの読み取り変数ｘのバージョン＜同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り変数ｘのバージョンの場合、Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅに設定し、子トランザクションＴの読み取り変数ｘのバージョン＝同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り変数ｘのバージョンの場合、何も行わない。

（５．２．５）Ｓ１∪Ｓ２∪Ｓ３∪Ｓ４が空集合である場合（簡略化された計算：

）、Ｔ_ＬとＴが同時トランザクションではないことを表し、Ｔ_ＬをｃリンクリストＴＳの末尾に再追加する。

（５．２．６）さもなければ、Ｓ１∪Ｓ２∪Ｓ３∪Ｓ４が空集合ではなく、Ｔ_ＬとＴは、同時トランザクションであり、異常検出を実行し、異常が発見されると、ローカルの子トランザクションＴをロールバックし、ターゲットトランザクションのロールバックメッセージを直ちに親トランザクションに返す。異常検出プロセスは、下記のルールに従う。

（５．２．６．１）

の場合、以下の条件のいずれかを満たす場合、ノードデバイスは、書き込み書き込み異常の発生を報告し、ループを終了する。

条件１、分離レベルパラメータ！＝ＲＷＵであり（ＲＷＵレベルでダーティー書き込み異常を禁止しない）、Ｔ_Ｌのコミットが完了しておらず、且つ、Ｔ．ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ＝１である場合、書き込み書き込み競合があり、データ異常タイプは、ダーティー書き込み異常である。

条件２、分離レベルパラメータ≧ＳＨであり（ＳＨレベルは更新欠落の発生を禁止するため、ＳＨ以上の分離レベルはこの異常を報告する）、Ｔ_Ｌは既にコミットされ、Ｓ１∩Ｓ３が空集合ではない場合、データ異常を報告し、データ異常タイプは、更新欠落の異常である。

（５．２．６．２）さもなければ、

の条件で、

の場合、次の３つのケースに分けて説明できる。

ケース１、子トランザクションＴとＴ_Ｌが動的辺交差を構成する場合、異常の発生を報告し、ループを終了する。いくつかの実施例では、Ｔ．ｕｐｐｅｒ＝Ｔ_Ｌ．ｕｐｐｅｒ＝ｔｒｕｅの場合、子トランザクションＴとＴ_Ｌは動的辺交差を構成すると見なし、ノードデバイスは、異常の発生を報告してループを終了することができる。

ケース２、さもなければ、子トランザクションＴとＴ_Ｌが動的辺交差を構成しておらず、分離レベルパラメータ＝Ｓの場合、ノードデバイスは、整合性制約があるかどうかをチェックする必要があり、本トランザクションによって読み取り・書き込みされたデータが整合性制約に違反する場合、異常の発生を報告してループを終了し、整合性制約によって、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムでは解决できない述語書き込み半順序異常を検出することができる。

ケース３、さもなければ、子トランザクションＴとＴ_Ｌが動的辺交差を構成しておらず、且つ、整合性制約を満たす場合、何の異常もなく、子トランザクションＴ及びＴ_Ｌに対して動的辺マージを実行して、新しいトランザクションをＴ－ｎｅｗとして設定する。

動的辺マージのプロセスでは、ノードデバイスは、同時トランザクションＴ_Ｌの読み取り集合を子トランザクションＴの読み取り集合にマージして、同時トランザクションＴ_Ｌの書き込み集合を子トランザクションＴの書き込み集合にマージし、同時トランザクションＴ_Ｌがコミットされていない場合、Ｔ－ｎｅｗのターゲットパラメータＴ－ｎｅｗ． ｎｏ＿ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ＋＋（１だけインクリメントされる）にし、マージされた新しいトランザクションにコミットされたあるトランザクションの読み取り・書き込み集合の構成要素があることを表し、Ｔ＝Ｔ－ｎｅｗとし、Ｔ－ｎｅｗをＴに割り当て、次のループを実行する。

（５．２．７）ループが終了し、異常報告がない場合、子トランザクションＴは、ローカルでコミットすることができる。子トランザクションＴは、この子トランザクションＴの依存関係、及びローカル異常情報（即ち、単一ノードの異常検出結果）がないことを親トランザクションに送信する。

（５．２．８）今回の異常検出のリンクリストｃＴＳを記録し、今回のトランザクションを削除して次回に使用し、ｏｌｄＴＳ＝ｃＴＳ－Ｔにし、ｏｌｄＴＳのリアルタイム維持を実現する。任意選択で、ｃＴＳに、多くのマージされた論理トランザクションが存在してもよく、これにより、ｃＴＳの長さが短縮され、記憶空間が節約される一方で、後続の各操作の判断が高速化される。

いくつかの実施例では、ハッシュテーブルを集合のデータ構造として使用することで、異なる集合の間の共通集合又は和集合を線形時間複雑度で取得することができる。

親ノード（即ち、トランザクションコーディネータ、調整ノードデバイス）は、各子ノード（即ち、データノードデバイス）の依存関係及び異常検出結果をまとめた後、親ノードトランザクション検証アルゴリズムを呼び出してグローバル異常検出を実行し、これにより、ターゲットトランザクションを最終的にコミットするかそれともロールバックするかを判定し、本出願の実施例では、動的辺交差マージアルゴリズム及び依存関係検出アルゴリズムをそれぞれ含む２つの親ノードトランザクション検証アルゴリズムを提供し、動的辺交差マージアルゴリズムは、述語書き込み半順序異常以外の分散異常を検出することができ、依存関係検出アルゴリズムは、述語書き込み半順序異常を検出することができ、以下の６及び７の欄でそれぞれ説明する。

６、親ノードトランザクション検証アルゴリズム１（動的辺交差マージアルゴリズム）

分散トランザクションの分離レベル（表８）に基づいて、異なる分離レベルでは、分散トランザクションは、トランザクションコーディネータにおいて、それぞれ分散式の読み取り半順序、階段式、書き込み半順序、述語書き込み半順序、鋸波という５種類の異常も解決する必要がある。当該５種類の異常について、述語書き込み半順序異常以外、他の４種類の異常は、親トランザクション、即ち、コーディネータノードで、類似するＤＬＩ－Ｍアルゴリズムを使用することで解决できる。述語書き込み半順序異常（直列化可能Ｓレベルに対応する）は、親トランザクションの所在する調整ノードデバイスで整合性制約検証を実行することで解決する必要がある。

親トランザクション即ちコーディネータでは、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムを構築するために必要な情報について、親トランザクションは、子トランザクションの読み取り集合及び書き込み集合、及びデータ項目／変数バージョンに記録された競合する同時トランザクション（少なくとも１つの同時トランザクション）のこれらの情報を収集し、そして、ＤＬＩ－Ｍアルゴリズムを呼び出して、トランザクションのコミット段階で、異なる分離レベルの分散トランザクション検証を実現し、主に、分散トランザクションにおける読み取り半順序、階段式、書き込み半順序、鋸波異常を検証し、整合性制約チェックによって述語書き込み半順序異常を検証する。

７、親ノードトランザクション検証アルゴリズム２（依存関係検出アルゴリズム）

（７．１）子トランザクションが、ローカルノードにいずれのデータ異常もないと識別した場合、子トランザクションがメッセージを親トランザクションに返す前に、子トランザクションは、依存性グラフに基づいて、同時トランザクションの依存関係を構築し、依存関係を親トランザクションに返す必要がある。

図１３は、本出願の実施例による２つのノード上の４つのトランザクションによって形成される分散トランザクションの読み取り異常の原理図であり、１３００に示すように、２つの物理ノードＮｏｄｅ_１及びＮｏｄｅ_２では、それぞれ４つのトランザクションＴ_１～Ｔ_４が同時に実行される。Ｎｏｄｅ_１にＴ_４→Ｔ_１→Ｔ_３からなる依存性グラフがあり、Ｎｏｄｅ_２にＴ_３→Ｔ_２→Ｔ_４からなる依存性グラフがある。

図１４は、本出願の実施例による２つのノード上の３つのトランザクションによって形成される分散トランザクション書き込み異常の原理図であり、１４００に示すように、２つの物理ノードＮｏｄｅ_１及びＮｏｄｅ_２では、それぞれ３つのトランザクションＴ_１～Ｔ_３が同時に実行される。Ｎｏｄｅ_１にＴ_３→Ｔ_１→Ｔ_２からなる依存性グラフがあり、Ｎｏｄｅ_２にＴ_２→Ｔ_３からなる依存性グラフがある。

（７．２）親トランザクションは、各子ノードから返された少なくとも２つの子トランザクションの依存性グラフに基づいて、グローバルの依存性グラフを構築し、グローバル依存性グラフにループが存在しない場合、分散トランザクション全体に依存ループが存在しなく、整合性制約にも違反しないので、直列化可能Ｓ分離レベルに該当する。

（７．３）さもなければ、整合性制約に違反すれば、再読み込み可能読み取りＲＲ分離レベルに該当する。

（７．４）上記の（７．３）にループがある場合

（７．４．１）前述のように、図１３に示す例では、親トランザクションは、Ｎｏｄｅ_１のＴ_４→Ｔ_１→Ｔ_３依存性グラフ及びＮｏｄｅ_２のＴ_３→Ｔ_２→Ｔ_４依存性グラフを収集し、マージして得られたグローバル依存性グラフはＴ_４→Ｔ_１→Ｔ_３→Ｔ_２→Ｔ_４であり、このように、始まりと終わりはＴ_４であり、そのため、グローバル依存性グラフにループがあるので、直列化不可能であり、また、Ｔ_４トランザクションは、２つの読み取り操作によって構成され、読み取り半順序又は階段式異常が検出される。分離レベルパラメータ≧ＳＨ（分離レベルがスナップショット読み取り履歴ＳＨ以上）である場合、親トランザクション及全ての子トランザクションをロールバックし（即ち、ターゲットトランザクションをロールバックし）、異常を報告する。

（７．４．２）前述のように、図１４に示す例では、親トランザクションは、Ｎｏｄｅ_１のＴ_３→Ｔ_１→Ｔ_２依存性グラフ及びＮｏｄｅ_２のＴ_２→Ｔ_３依存性グラフを収集し、マージして得られたグローバル依存性グラフはＴ_３→Ｔ_１→Ｔ_２→Ｔ_３であり、このように、始まりと終わりはＴ_３であり、グローバル依存性グラフにループがあり、直列化不可能であり、また、Ｔ_３トランザクションはそれぞれ読み取り・書き込み操作によって構成されているため、書き込み半順序又は鋸波式異常が検出される。分離レベルパラメータ≧ＲＲ（分離レベルが再読み込み可能読み取りＲＲ以上）である場合、親トランザクション及全ての子トランザクションをロールバックし（即ち、ターゲットトランザクションをロールバックし）、異常を報告する。

（７．４．３）依存関係検出アルゴリズムは、親子トランザクションの間で依存性グラフ関連情報を伝達するだけであり、読み取り・書き込み集合などは、親子トランザクション間で伝達されないため、大規模な結果集合トランザクションの直列化可能分離レベルの実現に、大きな利点がある。

本出願の実施例で提供されるＤＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムは、分散トランザクション型データベースシステムのトランザクション処理に適用することができる。ＤＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムにおいて、子ノード及び親ノードが分離レベルを処理する技術によって、異なる分離レベル及び分散トランザクションの間の関連関係を描画し、分散トランザクションも多種の分離レベルの能力を備えるようにする。

上記の全ての選択可能な技術案は、任意の組み合わせを使用して本開示の選択可能な実施例を形成することができ、ここで説明を繰り返さない。

本出願の実施例では、データ状態一貫性モデルが改善され、データ状態一貫性モデルに基づいて、様々なデータ異常を形式化で定義し、データ異常の定義が標準化、数学化され、本出願の実施例で提供されるデータ異常の定義に基づいて、従来の分離レベル技術とは異なるスタンドアロントランザクション型データベースの新しい５レベルの分離レベル体系を提案し、分離レベルを確立するための標準を提案している。スタンドアロンシステムに適した２つの同時アクセス制御の基本的なアルゴリズム（ＤＬＩ－Ｍアルゴリズム及びＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズム）を提案し、データ異常の定義及び分離レベルの定義と組み合わせて、アルゴリズムにおいて如何に異なる分離レベルを実現するかを与え、分散トランザクションの分離レベル及びスタンドアロンシステムの分離レベルの関連関係を提案し、分散トランザクションシステムの５レベルの分離レベル体系を定義し、分散分離レベル及び前述の基本アルゴリズムに基づいて、分散トランザクション処理に適した同時アクセス制御技術（ＤＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズム）を提案し、ＤＳＤＬＩ－Ｍアルゴリズムは、トランザクション処理の各段階の具体的なプロセスを完全に記述し、親トランザクションの同時実行制御を実現するための少なくとも２つの異なるサブアルゴリズムを与える。

図１５は、本出願の実施例によるトランザクション処理装置の構成概略図であり、図１５を参照し、当該装置は、
ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み操作が実行されることに応答して、ターゲットトランザクションの少なくとも１つの同時トランザクションを取得するための第１の取得モジュール１５０１であって、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションがトランザクションの実行期間に同じデータ項目に対して読み取り・書き込み操作を実行する第１の取得モジュール１５０１と、
少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常があるかどうかを判定するための第２の取得モジュール１５０２と、
少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないことに応答して、少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合をマージして、ターゲットトランザクションをコミットするためのマージコミットモジュール１５０３と、を含む。

本出願の実施例で提供される装置は、ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み操作が実行されることに応答して、当該ターゲットトランザクションの少なくとも１つの同時トランザクションを取得し、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないと決定した場合、当該少なくとも１つの同時トランザクションと当該ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合をマージして、当該ターゲットトランザクションをコミットする。この方式は、ターゲットトランザクションの各操作が実行されるときにデータベースシステム内の様々なデータ異常を全面的に検出し、データ状態の一貫性を保証することができ、データ状態の一貫性を保証した上で、このようなトランザクション処理メカニズムは、ロッキング技術に完全に依存することも、依存性グラフ技術に完全に依存することもなく、システムの同時実行性の制限を回避し、トランザクション処理の効率を向上させることができる。

可能な実施形態では、図１５の装置構成に基づいて、当該第２の取得モジュール１５０２は、
少なくとも１つの同時トランザクションのうちＬ番目の同時トランザクションについて、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果を取得するための取得サブモジュールであって、Ｌが正の整数である取得サブモジュールと、
ターゲット検出結果が、データ異常がないことであることに応答して、少なくとも１つの同時トランザクションのうちＬ＋１番目のトランザクションに対して、少なくとも１つの同時トランザクションのターゲット検出結果が全て、データ異常がないと決定されるまで、ターゲット検出結果を取得するステップを実行し、少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間にデータ異常がないと決定するための決定サブモジュールと、を含む。

可能な実施形態では、図１５の装置構成に基づいて、当該取得サブモジュールは、
第１の集合、第２の集合及び第３の集合を取得するための第１の取得ユニットであって、第１の集合が、ターゲットトランザクションの読み取り集合とＬ番目の同時トランザクションの書き込み集合との間の共通集合であり、第２の集合がターゲットトランザクションの書き込み集合とＬ番目の同時トランザクションの読み取り集合との間の共通集合、第３の集合がターゲットトランザクションの書き込み集合とＬ番目の同時トランザクションの書き込み集合との間の共通集合である第１の取得ユニットと、
第３の集合が空集合ではないことに応答して、ターゲットトランザクションとＬ番目の同時トランザクションのコミット状況、及び第１の集合と第３の集合に基づいてターゲット検出結果を取得するための第２の取得ユニットと、
第３の集合が空集合であり、かつ、第１の集合及び第２の集合のうち少なくとも１つが空集合ではないことに応答して、第１の集合及び第２の集合に基づいてターゲット検出結果を取得するための第３の取得ユニットと、を含む。

可能な実施形態では、図１５の装置構成に基づいて、当該取得サブモジュールは、
第１の集合、第２の集合、第３の集合及び第４の集合を取得するための第１の取得ユニットであって、第１の集合がターゲットトランザクションの読み取り集合とＬ番目の同時トランザクションの書き込み集合との間の共通集合であり、第２の集合がターゲットトランザクションの書き込み集合とＬ番目の同時トランザクションの読み取り集合との間の共通集合であり、第３の集合がターゲットトランザクションの書き込み集合とＬ番目の同時トランザクションの書き込み集合との間の共通集合であり、第４の集合がターゲットトランザクションの読み取り集合とＬ番目の同時トランザクションの読み取り集合との間の共通集合である第１の取得ユニットと、
第３の集合が空集合ではないことに応答して、ターゲットトランザクションとＬ番目の同時トランザクションのコミット状況、及び第１の集合と第３の集合に基づいてターゲット検出結果を取得するための第２の取得ユニットと、
第３の集合が空集合であり、かつ、第１の集合、第２の集合及び第３の集合のうち少なくとも１つが空集合ではないことに応答して、第１の集合、第２の集合及び第４の集合に基づいてターゲット検出結果を取得するための第４の取得ユニットと、を含む。

可能な実施形態では、当該第２の取得ユニットは、
Ｌ番目の同時トランザクションがコミットされておらず、かつ、ターゲットトランザクションのターゲットパラメータが１の場合、ターゲット検出結果を、データ異常があり、かつ、データ異常タイプがダーティー書き込み異常であると決定し、ターゲットパラメータは、ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に対応するコミット済みトランザクションの数を表し、
Ｌ番目の同時トランザクションがコミット済みであり、かつ、第１の集合と第３の集合との間の共通集合が空集合ではない場合、ターゲット検出結果を、データ異常があり、データ異常タイプが更新欠落異常であると決定する。

可能な実施形態では、図１５の装置構成に基づいて、当該第３の取得ユニットは、
第１の集合及び第２の集合に基づいて、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間の動的辺交差値及び変数状態値を取得するための第１の更新サブユニットであって、動的辺交差値は、Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションがデータ状態行列において操作する異なるデータ項目の間の線分交差状況を表し、前記変数状態値は、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションが異なるデータ状態になるまで操作する変数状況を表す第１の更新サブユニットと、
動的辺交差値及び変数状態値に基づいて、ターゲット検出結果を取得するための第１の取得サブユニットと、を含む。

可能な実施形態では、当該第１の更新サブユニットは、
第１の集合及び第２の集合に基づいて、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間の動的辺交差値及び変数状態値を取得する前に、第１の集合が空集合ではないことに応答して、動的辺交差値を、既存の値に１を加算して得られた値に更新し、第１の集合に、異なるデータ状態を持つ変数があることに応答して、変数状態値を、既存の値に１を加算して得られた値に更新し、第２の集合が空集合ではないことに応答して、動的辺交差値を、既存の値に１を加算して得られた値に更新し、第２の集合に異なるデータ状態を持つ変数があることに応答して、変数状態値を、既存の値に１を加算して得られた値に更新する。

可能な実施形態では、図１５の装置構成に基づいて、当該第１の取得サブユニットは、 動的辺交差値が２以上であることに応答して、ターゲット検出結果を、データ異常があると決定し、変数状態値に基づいて、データ異常タイプを決定するための決定サブサブユニットと、
動的辺交差値が２よりも小さいことに応答して、ターゲット検出結果を、データ異常がないと決定するための取得サブサブユニットと、含む。

可能な実施形態では、当該決定サブサブユニットは、
変数状態値が１であることに応答して、データ異常タイプが読み取り異常であると決定し、
変数状態値が２以上であることに応答して、データ異常タイプが書き込み異常であると決定する。

可能な実施形態では、図１５の装置構成に基づいて、当該第４の取得ユニットは、
第１の集合、第２の集合及び第４の集合に基づいて、Ｌ番目の同時トランザクションのブール型及びターゲットトランザクションのブール型を取得するための第２の更新サブユニットであって、ブール型は、対応するトランザクションによって構成される動的辺のデータ状態行列における垂直位置関係を表し、ブール型の初期値が偽である第２の更新サブユニットと、
ターゲットトランザクションのブール型及びＬ番目の同時トランザクションのブール型がいずれも真であることに応答して、ターゲット検出結果を、データ異常があると決定し、ターゲットトランザクションのブール型及びＬ番目の同時トランザクションのブール型のうち少なくとも１つブール型が偽であることに応答して、ターゲット検出結果を、データ異常がないと決定するための第２の取得サブユニットと、を含む。

可能な実施形態では、当該第２の更新サブユニットは、
第１の集合、第２の集合及び第４の集合に基づいて、Ｌ番目の同時トランザクションのブール型及びターゲットトランザクションのブール型を取得する前に、
第１の集合が空集合ではないことに応答して、第１の集合における変数について、ターゲットトランザクションの読み取り集合における変数のバージョン番号が、Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合における変数のバージョン番号以上である場合、ターゲットトランザクションのブール型を真に更新し、ターゲットトランザクションの読み取り集合における変数のバージョン番号がＬ番目の同時トランザクションの書き込み集合における変数のバージョン番号よりも小さい場合、Ｌ番目の同時トランザクションのブール型を真に更新し、
第２の集合が空集合ではないことに応答して、第２の集合における変数について、ターゲットトランザクションの書き込み集合における変数のバージョン番号がＬ番目の同時トランザクションの読み取り集合における変数のバージョン番号よりも大きい場合、ターゲットトランザクションのブール型を真に更新し、ターゲットトランザクションの書き込み集合における変数のバージョン番号が、Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合における変数のバージョン番号以下である場合、Ｌ番目の同時トランザクションのブール型を真に更新し、
第４の集合が空集合ではないことに応答して、第４の集合における変数について、ターゲットトランザクションの読み取り集合における変数のバージョン番号が、Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合における変数のバージョン番号よりも大きい場合、ターゲットトランザクションのブール型を真に更新し、ターゲットトランザクションの読み取り集合におけるバージョン番号が、Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合における変数のバージョン番号よりも小さい場合、Ｌ番目の同時トランザクションのブール型を真に更新する。

可能な実施形態では、図１５の装置構成に基づいて、当該装置はさらに、
データベースシステムの分離レベルが直列化可能であることに応答して、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションが整合性制約の検出を実行し、Ｌ番目の同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間が整合性制約に違反することに応答して、ターゲット検出結果を、データ異常があり、かつ、データ異常タイプが述語書き込み半順序異常であると調整するための検出調整モジュール、を含む。

可能な実施形態では、図１５の装置構成に基づいて、当該装置はさらに、
少なくとも１つの同時トランザクションとターゲットトランザクションとの間にデータ異常があることに応答して、データ異常タイプ及びデータベースシステムの分離レベルに基づいて、ターゲットトランザクションの実行結果を決定するための第１の決定モジュールであって、実行結果が、ターゲットトランザクションのコミット又はターゲットトランザクションのロールバックを表す第１の決定モジュールを含む。

可能な実施形態では、当該第１の決定モジュールは、
データ異常タイプがダーティー書き込み異常を含み、かつ、分離レベルが非コミット読み取り・書き込みではないことに応答して、実行結果を、ターゲットトランザクションのロールバックとして決定し、
データ異常タイプが更新欠落異常を含み、かつ、分離レベルがスナップショット読み取り履歴以上であることに応答して、実行結果を、ターゲットトランザクションのロールバックとして決定し、
データ異常タイプが読み取り異常を含み、かつ、分離レベルがスナップショット読み取り履歴以上であることに応答して、実行結果を、ターゲットトランザクションのロールバックとして決定し、
データ異常タイプが書き込み異常であり、かつ、分離レベルが再読み込み可能読み取り以上である場合、実行結果を、ターゲットトランザクションのロールバックとして決定し、
データ異常タイプが述語書き込み半順序異常を含み、かつ、分離レベルが直列化可能であることに応答して、実行結果を、ターゲットトランザクションのロールバックとして決定する。

可能な実施形態では、図１５の装置構成に基づいて、当該装置は、
ターゲットトランザクションの読み取り操作に対して、読み取り操作のスナップショットを決定するための第２の決定モジュールと、
読み取り操作の読み取り条件及び読み取り操作のスナップショットに基づいて、ターゲットトランザクションに対して可視であるターゲットデータ項目を決定し、ターゲットデータ項目をターゲットトランザクションの読み取り集合に追加するための第３の決定モジュールと、を含む。

可能な実施形態では、当該第２の決定モジュールは、
データベースシステムの分離レベルが再読み込み可能読み取りよりも低いことに応答して、読み取り操作が実行されるときにスナップショットを１回取得し、
データベースシステムの分離レベルが再読み込み可能読み取り以上であることに応答して、ターゲットトランザクションの最初の読み取り操作のスナップショットを読み取り操作のスナップショットとして決定する。

可能な実施形態では、当該第３の決定モジュールは、
データベースシステムの分離レベルがコミット済み読み取り・書き込み以上であることに応答して、読み取り条件を満たし且つコミットタイムスタンプが読み取り操作のスナップショットよりも小さい最大バージョンをターゲットデータ項目として決定し、
データベースシステムの分離レベルがコミット済み読み取り・書き込みよりも低いことに応答して、読み取り条件を満たすデータ項目に非コミットバージョンがある場合、最大の非コミットバージョンをターゲットデータ項目として決定する。

可能な実施形態では、分散データベースシステムでハイブリッド論理クロックの形態のスナップショットを使用し、当該ハイブリッド論理クロックの形態のスナップショットは、調整ノードデバイスによって送信される。

上記の全ての選択可能な技術案は、任意の組み合わせを使用して本開示の選択可能な実施例を形成することができ、ここでは説明を繰り返さない。

なお、上記の実施例で提供されるトランザクション処理装置がトランザクションを処理するときに、上記の各機能モジュールの分割を例として説明したが、実際の適用では、必要に応じて上記の機能割り当てを異なる機能モジュールによって完成することができ、即ち、コンピュータデバイスの内部構成を様々な機能モジュールに分割して、上記の機能の全て又は一部を完成してもよい。また、上記の実施例で提供されるトランザクション処理装置とトランザクション処理方法の実施例は、同じ考え方に属し、その具体的な実現プロセスについて、トランザクション処理方法の実施例で詳述し、ここでは繰り返さない。

図１６は、本出願の実施例によるコンピュータデバイスの構成概略図である。当該コンピュータデバイス１６００は、配置又は性能の違いにより大きく異なる可能性があり、１つ以上のプロセッサー（Ｃｅｎｔｒａｌ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｕｎｉｔｓ、ＣＰＵ）１６０１及び１つ以上のメモリ１６０２を含むことができ、当該メモリ１６０２には少なくとも１つのプログラムコードが記憶され、当該少なくとも１つのプログラムコードは、上記の各実施例で提供されるトランザクション処理方法を実現するために、当該プロセッサー１６０１によってロードされて実行される。もちろん、当該コンピュータデバイス１６００は、入出力を実行するために、有線又は無線ネットワークインターフェース、キーボード及び入力出力インターフェースなどの構成要素を有してもよく、当該コンピュータデバイス１６００は、装置機能を実現するための他の構成要素を含んでもよく、ここでは詳しく説明しない。

例示的な実施例では、例えば少なくとも１つのプログラムコードを含むメモリなどのコンピュータ可読記憶媒体をさらに提供し、上記の少なくとも１つのプログラムコードは、上記の実施例におけるトランザクション処理方法を完成するように、端末におけるプロセッサーによって実行できる。例えば、当該コンピュータ可読記憶媒体は、ＲＯＭ（Ｒｅａｄ－Ｏｎｌｙ Ｍｅｍｏｒｙ、読み取り専用メモリ）、ＲＡＭ（Ｒａｎｄｏｍ－Ａｃｃｅｓｓ Ｍｅｍｏｒｙ、ランダムアクセスメモリ）、ＣＤ－ＲＯＭ（Ｃｏｍｐａｃｔ Ｄｉｓｃ Ｒｅａｄ－Ｏｎｌｙ Ｍｅｍｏｒｙ、読み取り専用光ディスク）、磁気テープ、フロッピーディスク及び光データストレージデバイスなどであってもよい。

1501 第１の取得モジュール
1502 第２の取得モジュール
1503 マージコミットモジュール
1600 コンピュータデバイス
1601 プロセッサー
1602 メモリ

Claims (18)

1. ノードデバイスによって実施されるトランザクション処理方法であって、
   ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み操作が実行されることに応答して、前記ターゲットトランザクションの少なくとも１つの同時トランザクションを取得するステップであって、前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションは、トランザクションの実行期間に同じデータ項目に対して読み取り・書き込み操作を実行する、ステップと、
   前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間にデータ異常があるかどうかを決定するステップであって、
   前記少なくとも１つの同時トランザクションのうちのＬ番目の同時トランザクションについて、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果を取得するステップであって、
   Ｌは、正の整数であり、
   第１の集合、第２の集合、および第３の集合を取得するステップであって、
   前記第１の集合が前記ターゲットトランザクションの読み取り集合と前記Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合との間の共通集合であり、
   前記第２の集合が前記ターゲットトランザクションの書き込み集合と前記Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合との間の共通集合であり、
   前記第３の集合が前記ターゲットトランザクションの書き込み集合と前記Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合との間の共通集合である、
   ステップと、
   前記第３の集合が空集合ではないことに応答して、前記ターゲットトランザクションと前記Ｌ番目の同時トランザクションのコミット状況、及び前記第１の集合と前記第３の集合に基づいて前記ターゲット検出結果を取得するステップと、
   前記第３の集合が空集合であり、かつ、前記第１の集合及び前記第２の集合のうち少なくとも１つが空集合ではないことに応答して、前記第１の集合及び前記第２の集合に基づいて前記ターゲット検出結果を取得するステップであって、
   前記第１の集合及び前記第２の集合に基づいて、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間の動的辺交差値及び変数状態値を取得するステップであって、前記動的辺交差値は、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションがデータ状態行列において操作する異なるデータ項目の間の線分交差状況を表し、前記変数状態値は、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションが異なるデータ状態になるまで操作する変数状況を表す、ステップと、
   前記動的辺交差値及び前記変数状態値に基づいて、前記ターゲット検出結果を取得するステップと、
   を含む、ステップと、
   前記ターゲット検出結果が、前記データ異常がないことに応答して、前記少なくとも１つの同時トランザクションのうちＬ＋１番目のトランザクションに対して、前記少なくとも１つの同時トランザクションのターゲット検出結果が全て、前記データ異常がないと決定されるまで、ターゲット検出結果を取得するステップを実行し、前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間に前記データ異常がないと決定するステップと、
   を含む、ステップと、
   前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間に前記データ異常がないことに応答して、前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合をマージして、前記ターゲットトランザクションをコミットするステップと、
   を含む、方法。
2. 前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果を取得する前記ステップが、
   前記第３の集合が空集合ではないことに応答して、前記ターゲットトランザクションと前記Ｌ番目の同時トランザクションのコミット状況、及び前記第１の集合と前記第３の集合に基づいて前記ターゲット検出結果を取得するステップ、
   をさらに含む、請求項１に記載の方法。
3. 前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果を取得する前記ステップは、
   前記第１の集合、前記第２の集合、前記第３の集合及び第４の集合を取得するステップであって、前記第４の集合が前記ターゲットトランザクションの読み取り集合と前記Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合との間の共通集合である、ステップと、
   前記第３の集合が空集合であり、かつ、前記第１の集合、前記第２の集合及び前記第４の集合のうち少なくとも１つが空集合ではないことに応答して、前記第１の集合、前記第２の集合及び前記第４の集合に基づいて前記ターゲット検出結果を取得するステップと、
   をさらに含む、請求項１に記載の方法。
4. 前記ターゲットトランザクションと前記Ｌ番目の同時トランザクションのコミット状況、及び前記第１の集合と前記第３の集合に基づいて前記ターゲット検出結果を取得する前記ステップは、
   前記Ｌ番目の同時トランザクションがコミットされず、かつ、前記ターゲットトランザクションのターゲットパラメータが１の場合、前記ターゲット検出結果を、前記データ異常があり、かつ、データ異常タイプがダーティー書き込み異常であると決定するステップであって、前記ターゲットパラメータが、前記ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に対応するコミットされたトランザクションの数を表す、ステップと、
   前記Ｌ番目の同時トランザクションがコミット済みであり、かつ、前記第１の集合と前記第３の集合との共通集合が空集合ではない場合、前記ターゲット検出結果を、前記データ異常があり、かつ、前記データ異常タイプが更新欠落異常であると決定するステップと、
   を含む、請求項２または３に記載の方法。
5. 前記第１の集合及び前記第２の集合に基づいて、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間の動的辺交差値及び変数状態値を取得する前に、
   前記第１の集合が空集合ではないことに応答して、前記動的辺交差値を既存の値に１を加算した値に更新し、前記第１の集合に、異なるデータ状態を持つ変数があることに応答して、前記変数状態値を既存の値に１を加算した値に更新するステップと、
   前記第２の集合が空集合ではないことに応答して、前記動的辺交差値を既存の値に１を加算した値に更新し、前記第２の集合に、異なるデータ状態を持つ変数があることに応答して、前記変数状態値を既存の値に１を加算した値に更新するステップと、
   を含む、請求項１に記載の方法。
6. 前記動的辺交差値及び前記変数状態値に基づいて、前記ターゲット検出結果を取得する前記ステップは、
   前記動的辺交差値が２以上であることに応答して、前記ターゲット検出結果を、前記データ異常があると決定し、前記変数状態値に基づいてデータ異常タイプを決定するステップと、
   前記動的辺交差値が２よりも小さいことに応答して、前記ターゲット検出結果を、前記データ異常がないと決定するステップと、
   を含む、請求項１に記載の方法。
7. 前記変数状態値に基づいてデータ異常タイプを決定する前記ステップは、
   前記変数状態値が１であることに応答して、前記データ異常タイプが読み取り異常であると決定するステップと、
   前記変数状態値が２以上であることに応答して、前記データ異常タイプが書き込み異常であると決定するステップと、
   を含む、請求項６に記載の方法。
8. 前記第１の集合、前記第２の集合及び前記第４の集合に基づいて前記ターゲット検出結果を取得する前記ステップは、
   前記第１の集合、前記第２の集合及び前記第４の集合に基づいて、前記Ｌ番目の同時トランザクションのブール型及び前記ターゲットトランザクションのブール型を取得するステップであって、前記ブール型は、対応するトランザクションによって構成される動的辺のデータ状態行列における垂直位置関係を表し、前記ブール型の初期値が偽である、ステップと、
   前記ターゲットトランザクションのブール型及び前記Ｌ番目の同時トランザクションのブール型がいずれも真であることに応答して、前記ターゲット検出結果を、前記データ異常があると決定し、前記ターゲットトランザクションのブール型及び前記Ｌ番目の同時トランザクションのブール型のうち少なくとも１つのブール型が偽であることに応答して、前記ターゲット検出結果を、前記データ異常がないと決定するステップと、
   を含む、請求項３に記載の方法。
9. 前記第１の集合、前記第２の集合及び前記第４の集合に基づいて、前記Ｌ番目の同時トランザクションのブール型及び前記ターゲットトランザクションのブール型を取得する前、
   前記第１の集合が空集合ではないことに応答して、前記第１の集合における変数について、前記ターゲットトランザクションの読み取り集合における前記変数のバージョン番号が、前記Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合における前記変数のバージョン番号以上である場合、前記ターゲットトランザクションのブール型を真に更新し、前記ターゲットトランザクションの読み取り集合における前記変数のバージョン番号が前記Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合における前記変数のバージョン番号より小さい場合、前記Ｌ番目の同時トランザクションのブール型を真に更新するステップと、
   前記第２の集合が空集合ではないことに応答して、前記第２の集合における変数について、前記ターゲットトランザクションの書き込み集合における前記変数のバージョン番号が前記Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合における前記変数のバージョン番号よりも大きい場合、前記ターゲットトランザクションのブール型を真に更新し、前記ターゲットトランザクションの書き込み集合における前記変数のバージョン番号が前記Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合における前記変数のバージョン番号以下である場合、前記Ｌ番目の同時トランザクションのブール型を真に更新するステップと、
   前記第４の集合が空集合ではないことに応答して、前記第４の集合における変数について、前記ターゲットトランザクションの読み取り集合における前記変数のバージョン番号が前記Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合における前記変数のバージョン番号よりも大きい場合、前記ターゲットトランザクションのブール型を真に更新し、前記ターゲットトランザクションの読み取り集合における前記変数のバージョン番号が前記Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合における前記変数のバージョン番号よりも小さい場合、前記Ｌ番目の同時トランザクションのブール型を真に更新するステップと、
   を含む、請求項８に記載の方法。
10. 前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果を取得した後、さらに、
    データベースシステムの分離レベルが直列化可能であることに応答して、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションに対して整合性制約の検出を実行するステップと、
    前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間が整合性制約に違反することに応答して、前記ターゲット検出結果を、前記データ異常がありかつデータ異常タイプが述語書き込み半順序異常であると調整するステップと、
    を含む、請求項１に記載の方法。
11. 前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間にデータ異常があるかどうかを決定した後、さらに、
    前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間に前記データ異常があることに応答して、データ異常タイプ及びデータベースシステムの分離レベルに基づいて、前記ターゲットトランザクションの実行結果を決定するステップであって、前記実行結果が、前記ターゲットトランザクションがコミット又はロールバックされたことを表す、ステップ、
    を含む、請求項１に記載の方法。
12. 前記データ異常タイプ及びデータベースシステムの分離レベルに基づいて、前記ターゲットトランザクションの実行結果を決定する前記ステップは、
    前記データ異常タイプがダーティー書き込み異常を含み、かつ、前記分離レベルが、非コミット読み取り・書き込みではないことに応答して、前記実行結果を前記ターゲットトランザクションのロールバックとして決定するステップと、
    前記データ異常タイプが更新欠落異常を含み、かつ、前記分離レベルがスナップショット読み取り履歴であることに応答して、前記実行結果を前記ターゲットトランザクションのロールバックとして決定するステップと、
    前記データ異常タイプが読み取り異常を含み、かつ、前記分離レベルが前記スナップショット読み取り履歴であることに応答して、前記実行結果を前記ターゲットトランザクションのロールバックとして決定するステップと、
    前記データ異常タイプが書き込み異常を含み、かつ、前記分離レベルが再読み込み可能読み取り以上であることに応答して、前記実行結果を前記ターゲットトランザクションのロールバックとして決定するステップと、
    前記データ異常タイプが述語書き込み半順序異常を含み、かつ、前記分離レベルが直列化可能であることに応答して、前記実行結果を前記ターゲットトランザクションのロールバックとして決定するステップと、
    を含む、請求項１１に記載の方法。
13. 前記ターゲットトランザクションの読み取り操作に対して、前記読み取り操作のスナップショットを決定するステップと、
    前記読み取り操作の読み取り条件及び前記読み取り操作のスナップショットに基づいて、前記ターゲットトランザクションに対して可視であるターゲットデータ項目を決定し、前記ターゲットデータ項目を前記ターゲットトランザクションの読み取り集合に追加するステップと、
    をさらに含む、請求項１に記載の方法。
14. 前記読み取り操作のスナップショットを決定する前記ステップは、
    データベースシステムの分離レベルが再読み込み可能読み取りよりも低いことに応答して、前記読み取り操作が実行されるときにスナップショットを１回取得するステップと、
    前記データベースシステムの分離レベルが前記再読み込み可能読み取り以上であることに応答して、前記ターゲットトランザクションの最初の読み取り操作のスナップショットを前記読み取り操作のスナップショットとして決定するステップと、
    を含む、請求項１３に記載の方法。
15. 前記読み取り操作の読み取り条件及び前記読み取り操作のスナップショットに基づいて、前記ターゲットトランザクションに対して可視であるターゲットデータ項目を決定する前記ステップは、
    データベースシステムの分離レベルがコミット済み読み取り・書き込み以上であることに応答して、前記読み取り条件を満たしかつコミットタイムスタンプが前記読み取り操作のスナップショットよりも小さい最大バージョンを前記ターゲットデータ項目として決定するステップと、
    前記データベースシステムの分離レベルが前記コミット済み読み取り・書き込みよりも低いことに応答して、前記読み取り条件を満たすデータ項目に非コミットバージョンがある場合、最大の非コミットバージョンを前記ターゲットデータ項目として決定するステップと、
    を含む、請求項１３に記載の方法。
16. トランザクション処理装置であって、
    ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み操作が実行されることに応答して、前記ターゲットトランザクションの少なくとも１つの同時トランザクションを取得するための第１の取得モジュールであって、前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションがトランザクションの実行期間に同じデータ項目に対して読み取り・書き込み操作を実行する第１の取得モジュールと、
    前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間にデータ異常があるかどうかを決定するための第２の取得モジュールであって、
    前記少なくとも１つの同時トランザクションのうちのＬ番目の同時トランザクションについて、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合に基づいて、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間のターゲット検出結果を取得するための取得サブモジュールであって、Ｌは、正の整数である、取得サブモジュールであって、
    第１の集合、第２の集合、および第３の集合を取得する第１の取得ユニットであって、
    第１の集合および第２の集合を取得するステップであって、
    前記第１の集合が前記ターゲットトランザクションの読み取り集合と前記Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合との間の共通集合であり、
    前記第２の集合が前記ターゲットトランザクションの書き込み集合と前記Ｌ番目の同時トランザクションの読み取り集合との間の共通集合であり、
    前記第３の集合が前記ターゲットトランザクションの書き込み集合と前記Ｌ番目の同時トランザクションの書き込み集合との間の共通集合である、
    取得サブモジュールと、
    前記第３の集合が空集合ではないことに応答して、前記ターゲットトランザクションと前記Ｌ番目の同時トランザクションのコミット状況、及び前記第１の集合と前記第３の集合に基づいて前記ターゲット検出結果を取得するための第２の取得ユニットと、
    前記第３の集合が空集合であり、かつ、前記第１の集合及び前記第２の集合のうち少なくとも１つが空集合ではないことに応答して、前記第１の集合及び前記第２の集合に基づいて前記ターゲット検出結果を取得するための第３の取得ユニットであって、
    前記第１の集合及び前記第２の集合に基づいて、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間の動的辺交差値及び変数状態値を取得するための第１の更新サブユニットであって、前記動的辺交差値は、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションがデータ状態行列において操作する異なるデータ項目の間の線分交差状況を表し、前記変数状態値は、前記Ｌ番目の同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションが異なるデータ状態になるまで操作する変数状況を表す、第１の更新サブユニット、
    前記動的辺交差値及び前記変数状態値に基づいて、前記ターゲット検出結果を取得するための第１の取得サブユニットと、
    を含む、第３の取得ユニットと、
    前記ターゲット検出結果が、前記データ異常がないことに応答して、前記少なくとも１つの同時トランザクションのうちＬ＋１番目のトランザクションに対して、前記少なくとも１つの同時トランザクションのターゲット検出結果が全て、前記データ異常がないと決定されるまで、ターゲット検出結果を取得するステップを実行し、前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間に前記データ異常がないと決定するための決定サブモジュールと、
    を含む、第２の取得モジュールと、
    前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションとの間に前記データ異常がないことに応答して、前記少なくとも１つの同時トランザクションと前記ターゲットトランザクションの読み取り・書き込み集合をマージして、前記ターゲットトランザクションをコミットするためのマージコミットモジュールと、
    を含む、装置。
17. 少なくとも１つのプロセッサー及び少なくとも１つのメモリを含むコンピュータデバイスであって、前記少なくとも１つのメモリには少なくとも１つのプログラムコードが記憶され、前記少なくとも１つのプログラムコードは、請求項１から１５のいずれか一項に記載のトランザクション処理方法によって実行される操作を実現するために、前記少なくとも１つのプロセッサーによってロードされて実行される、コンピュータデバイス。
18. 少なくとも１つのプログラムコードを含むコンピュータプログラムであって、前記少なくとも１つのプログラムコードは、請求項１から１５のいずれか一項に記載のトランザクション処理方法によって実行される操作を実現するために、プロセッサーによってロードされて実行される、コンピュータプログラム。

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