JPH01152546A - アクセス管理手段及びアクセス要求衝突管理ユニットの利用方法 - Google Patents

Abstract

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

Description

【発明の詳細な説明】 産業上の利用分野 本発明の利用分野は、特にデータベースの管理のため中
央ユニットとコンピュータの記憶ユニットとの間に設け
られるメモリアクセス管理ユニットである。

ＭＭＵ（ｒメモリマネジメントユニット」：メモリ管理
ユニットｔＪＧＭ又はキャシュメモリ）は、物理アドレ
スを仮想メモリのアーキテクチャにおける論理アドレス
に対応させる回路である。

特に本発明の利用分野は、記憶ユニット中に記憶された
オブジェクトへのアクセスをロックする手段である。本
発明によれば、複数のユーザ間で発生しがちなアクセス
衝突（ｃｏｎｆｌｉｔ　）が解決される。かかるアクセ
ス衝突は、例えば典型的には複数のユーザにより競合的
にアクセスされるデータベースの同一リレーションのタ
プル（ｔｕｐｌｅｓ）であるオブジェクトで発生する。

特に本発明は、アクセスロック構成、ロックへのアクセ
スの手続及びロックされたオブジェクトへのアクセス衝
突の管理方法に用いられるのが有利である。

従来の技術 二状態ロックの原理は公知であり、特に１９１６年イー
スワレンにより示されている（イースワレンケイビー、
グレイ　ジエイ　エヌ、ローリーアール、トレージャ　
エル　エル「ザ　ノージョン　オブ　コンシスチンシイ
　アンド　ブレジケー１〜　ルックス　イン　ア　デー
タ　ベース　システム」コミュニケーションズ　オブ　
エイシー１ム、第１９巻第１１号、１９１６年１１月、
６２４〜６３３頁）。所与のオブジェクトのロックの２
つの状態、つまりオブジェクトにアクセスするトランザ
クションによるオブジェクトへのロック設定とロックの
解除を識別するプロトコルが問題となる。公知の如くロ
ックにも次の２つの秤類がある。

−「読み出しロック」と称される、一般に１ビツト／ト
ランザクシヨンにより構成される分配可能なロック。定
義によりこのロックでは、異なるトランザクションによ
る読み出し時の複数の競合的アクセスが可能である。

−「占き込みロック」と称される損他的Ｄツク。

このロックは、大略ロックを行なうトランザクションの
識別スタンプからなる。定義により書き込みにつきロッ
クを設定したトランデクジョンのみがオブジェクトにア
クセスしうる。アクセスを希望する他のトランザクショ
ンはロックの解除を持たなければならない。

発明が解決しようとする問題点 従来この種のロックにおいては、読み取りロックを行っ
た各トランザクションのロック内にトレースを保存して
いた。従来これは特に後続する状況に対処するために必
要である。例えば、既に読み出しロックがされているオ
ブジェクトに対しあるトランザクションが書き込みロッ
クを設定しようとする場合には読み出しロックの出所が
どこか確認する必要がある。実際、現トランザクション
のみがオブジェクトを読み出しロックしていた場合には
現トランザクションには書き込みは許可されない。また
、少なくとも１つのトランザクションが読み出しロック
を設定していた場合には、現トランザクションはオブジ
ェクト書き込みにアクセスにするには読み出しロックの
解除を持たねばならない。

この占き込みロックを行なうトランデクシコンのトレー
スの保存及びその後の要求トラン）Ｆクシコンを待機さ
せる手続は強制的であり、ホストマシーンの利用システ
ムを動員し、ロックのレベルに応じ読み出しロックを行
なったトランザクションの識別を記憶するのにφ要な資
源を消費する。

競合の管理には、スタンプ又は証明等による伯の方法も
ある。しかしそれらの方法は２状態ロツクによるものよ
り利用者は少ない。

スタンプによる方法は、グラニュル（グラニュルとは、
例えばオブジェクトのベージ又はリレーション等のロッ
クを行なう単位である）によるスタンプを用いる。相続
くトランザクションは、増加する値のスタンプの割り当
てにより命令を受ける。

証明による方法には、実行終了近くにトランデクジョン
を放棄するという不都合がある。また。

二状態ロックはロックの設定及びテストについての総括
的な費用しかかからないのに、証明による方法は競合の
程度に応じ増大する処理の費用がかかる。

これら２つの方法は仕事の処理と各トランザクションに
固有のワークスペースの管理を組み合わせることができ
ないという問題点があった。このため「マスクロック」
と称される特定の種類のロックが必要となった。

本発明の目的は、従来の二状態ロックの不都合等の衝突
の管理方法の限界をなくすことにある。

特に本発明の第一の目的は、二状態ロックの原理に基き
ながらも非常に多数、あるいは無数であってもトランザ
クションを同時に管理しうるロック及びアクセス衝突の
管理を行なう手段を提供するにある。

本発明の補足的な目的は、オブジェクトのレベル、つま
りグラニュルの最も低いレベルによる競合の管理を可能
とすることにある。

本発明の他の目的は、トランザクションの待機の問題を
、５ＧＢＤ　（データベース管理システム）により重要
な遅延要因となるホストマシーンの利用システムへの要
求を制限しつつ解決することにある。

本発明はまた、本願に参考として取り込む優先権主張の
基礎をなす２つの仏国特許出願に記載されているＵＧＭ
の如き階層テーブル型メモリアクセス管理ユニットと両
立するという目的も有する。

問題点を解決するための手段 上記及び以下に説明するその他の目的は、コンピュータ
の記憶ユニットに記憶されたオブジェクトへのアクセス
をロックするアクセスロック手段であって、上記オブジ
ェクトは制御装置の処理ユニットに由来する論即アドレ
ス源からオブジェクトの物理アドレス情報を引き出す間
接アドレス手段からなるメモリアクセス管理ユニットを
通してアドレスされるアクセスロック手段により達成さ
れる。

本発明はまた、少なくとも１つの他の異なるトランザク
ションに由来する同一オブジェクトへのアクセス要求の
衝突を管理するための管理ユニットの利用方法であって
、アクセスされた及び／又はリレーション源（ｒｅｌａ
ｔｉｏｎ　５０ｕｒｃｅ　）の結果の一部をなすオブジ
ェクトに付随する全てのロックを初期化し、各オブジェ
クトのロックの特定の情報を、任意のトランザクション
に由来する前記オ。

ブジェクトへのアクセス要求毎に増加させ、各トランザ
クションが各オブジェクトに対し要求したアクセスの回
数をリレーション源の結果をなすよう記憶し、進行中の
トランザクションが終了する毎に、リレーション源のオ
ブジェクトのロックの特定の情報をリレーション結果（
ｒｅｌａｔｉｏｎ　　ｒｅ　−５ｕｌｔａｔ）内の前記
オブジェクトと対応するロックの特定の情報の値だけ減
少させることを特徴とする管理ユニットの利用方法を提
供する。

各トランザクションが各オブジェクトへ要求したアクセ
スの回数の記憶は、オブジェクトの識別子を含む中間リ
レーション内で行なわれるのが有利である。

本発明はまた、少なくとも１つの他の異なるトランザク
ションに由来する同一オブジェクトへのアクセス要求の
衝突を管理し、コンピュータの記憶ユニット内に記憶さ
れたオブジェクトへのアクセスを少なくとも１回要求す
る動作からそれぞれになるトランザクションに由来する
中央ユニットの要求の間にアドレスされる管理ユニット
の利用方法であって、各オブジェクトのロックの特定の
情報を、任意のトランザクションに由来する前記オブジ
ェクトへの読み出しアクセス要求毎に増加させ、進行中
のトランザクションが終了する毎に、リレーション源の
各オブジェクトのロックの特定の情報を前記トランザク
ションのリレーション結果内に前記オブジェクトが現わ
れる回数の数だけ減少させることを特徴とする管理ユニ
ットの利用方法を提供する。

本発明はまた、オブジェクトの識別子の集合により表わ
される動作の２つのリレーション結果の交差部分の利用
を特に行なうための管理」−ニットの利用方法であって
、識別子があるリレーション結果の一部をなすオブジェ
クトに対し各オブジェクトのロックのコピーに付随する
マスクのビットを所与の値とし、他のリレーションの各
識別子につき前記マスクのビットをテストし、前記他の
リレーション結果のオブジェクトの存在に対応するマス
クの第１ビツトがあることから前記交差部分が空でない
ことを確めることを特徴とする管理ユニットの利用方法
を提供する。

本発明はまた、オブジェクト又は読み出しロックがされ
たあるバージョンのオブジェクトにあるトランザクショ
ンＴ１の動作によりなされる書き込みロックの要求の場
合に、以後の読み出しトランザクションが前記オブジェ
クトのロックの特定の情報の欠乏ビットを場合により設
け、前記オブジェクト又はその識別子を前記トランザク
ションに付随し起こりうる衝突の一時的リレーション内
に記憶し、前記動作の終了時前記衝突の一時的リレーシ
ョン内に記憶された前記オブジェクトの各々につきロッ
クの特定の情報のフィールドカウンタをコピーし直し、
前記トランザクションに付随するリレーション結果内に
対応する前記オブジェクトが現れる回数の数だけ前記カ
ウンタのコピーを減少せしめ、減少の結果がゼロと異な
る場合、つまりまだ終了していない少なくとも１つの他
のトランザクションが前記オブジェクトへのアクセスを
獲得している場合、衝突を確認して少なくともアクセス
衝突のある前記オブジェクトについては前記動作を無効
とし、減少の結果がゼロに等しい場合は衝突のないこと
を確認することを特徴とする方法を提供する。

さらに本発明によるトランザクションを待機せしめる管
理り法は、動作が１又は複数の独立した部分動作に分割
され、一のトランデクシコンの部分動作は他のトランザ
クションの部分動作により中断されることなく実行され
、部分動作を実行中のある他のトランザクションの拮他
的ロックによる確実な衝突と部分動作終了時ノイールド
カウンタが空でないことにより蓋然的な衝突とを探索し
、オブジェクトにおいて衝突がある場合に２つの論理ア
ドレスは部分動作の衝突の記憶の一時的リレーションの
みで保存されロックのオブジェクトをなさないという事
実のみによりオブジェクトにて部分的に放棄され、トラ
ンザクションは実行中のトランザクションのリストの単
純な解除により待機状態とされることで特徴付けられる
。

実施例 第１図に示す管理ユニットは、大容量メモリを有するデ
ータベースに適合する実１１ｉＩｆｉ様である。

この管理ユニットはメモリ管理ユニットとして働くとと
もに、論理アドレス源と物理アドレス結果との間の対応
テーブルのための−Ｖヤッシュメモリとしても働く。

より詳細には、本発明の管理ユニットは、セツション用
のメモリに構築されるデータベース全体、あるいはこの
データベースの最も利用される部分の論理アドレスと物
理アドレスとの対応を確実なものとし、ロックへのアク
セスを保証し、また数十乃至数百のレリージョンを表わ
す。場合により、本発明に従うユニットは、要求に対し
メモリに呼び出しがかけられる１つ乃至２つの非常に大
型のリレーションへのアクセスのテーブルを含むだけの
こともある。参照されるデータの大きさに応じてテーブ
ルの大きさは無視しえず、対応動作のためのキャッジ１
をなすようメモリ内に配列される。

これは一連の間接アドレシング（インデイレクシコン）
により行なわれるが、これにより協働メモリを用いずと
も比較的急速な対応付けを行なうことができる。

ここに示される好ましい実施態様においては、ベースの
オブジェクト（タプル、属性、セット・・・）の論理ア
ドレスは、オブジェクトの識別子っまり〈パケット番号
〉〈ページ番号〉くオブジェクト番号〉の形式のＴＩＤ
（ｒタプル識別式１）である。

本発明のメモリ管理ユニットは主として５セツトのテー
ブルからなるが、場合によりデープルは第１図に示され
る如く４セツトに減らしうる。

−パケットテーブルからなるＴＰＡＱ　（９９）。

−ページテーブルからなるＴＰＡＧＥ　（２０１）。

−例えば１６ビツトでページ内の変位を示しあるいは例
えば３６ビツトでオブジェクト・のアドレスを示すＴＯ
ＢＪ　（３０１）。

−例えば３２ビツトでワードメモリ上の値を示すＴＥＸ
　ｌ５ＴＥ　（４０１）。この結果の長さは、テーブル
のビットを急速に初期化するために必要である。ワード
メモリ内部では、現オブジェクトに対応するビットが、
通常本発明のキャブ９１フ−ロック又は３２ビツトで物
理アドレスを示すＴＶＥＲＲＯＵＳ　５０１。

このテーブルのセットは同じ大きさの２つの領域つまり
、ロックの集まりからなる第１の領域ＶＥＲＲＯｔＪＳ
５３０と、ロックのコピー又はそのコピーのアドレスか
らなる第２の領域ＭＩＲＯＩＲ５３１に分けられるのが
有利である。この場合２つの領域ＶＥＲＲＯＵＳ　５３
０とＭＩＲＯＩＲ　５３１１７ｍの選択は、アドレス線
ＭＩＲＲＯＩＲ５４０より行なわれる。

他の実施態様においては、領域〜１１ＲＯｆＲ５３１は
領域Ｖ　Ｅ　Ｒ　Ｒ　Ｏ　ＬＩ　Ｓ　５３０１７）部分
集合テアＧｌ）、そのアドレシングは、ページテーブル
内に用意された第３のアドレシングの２次情報２３２が
ら始まる。

本実施態様ではテーブルのセットＴＯＢＪ３０１及びＴ
ＶＥＲＲＯｊＪｓ　５０１は、単一（７）ＴＯＢＪＶＥ
Ｒ３０１に再編成されている。この場合Ｔ　Ｏ　Ｂ　Ｊ
に等しいメモリベースが線ＭＩＲＯＴＲ５４０の存在と
いう事実により失われるが構成要素の数が減少する。

この構成では論理アドレス源１ｏのパケット番号１１２
は、順次割り当てられるか、静的なハツシュ多属性とな
る。それはパケットに付随するベージテーブルのアドレ
スに対応するアドレスの２次情報１３０の現リレーショ
ンのパケットテーブル９９における指標を指定する。

ページ番号２１２は、このページテーブルにおける、ペ
ージに付随するオブジェクトテーブルＴ。

ＢＪのアドレスに対応するアドレシング２次情報２３０
を指標であり、場合によりリレーションＶＥＲＲＯＬＩ
Ｓのタプルのアドレスからなる要素２３１、さらにはタ
プルのコピーのアドレスの指標となる。

タプル番号３１２は、テーブルＴＯＶＪ３０１における
、タプルのアドレスに対応するアドレシングの２次情報
３３０又はそのページ内での変位の指標であり、場合に
よりバンクメモリＥＸＩＳＴＥ４０１内のビットのセッ
トの型を有す属性内のロックの存在のビットＶＥＲＲＯ
ＵＳ．ＥＸＩＳＴＥと、ロックのセットの型を有する属
性内のロック５３０Ｖ　Ｅ　Ｒ　Ｒ　Ｏ　Ｕ　Ｓ　、　
Ｖ　Ｅ　Ｒ　Ｒ　Ｏ　Ｕとの指標となる（これらについ
ては後述する）。

テーブル又はタプルのアドレスの全ては、最後の物取外
は、物理アドレスかＴＩＤである。タプルのアドレスＶ
ＥＲＲＯＬＩＳを探索中に論理アドレスを得た場合には
、この論理アドレスは再帰的に物理アドレスに変換され
る。リレーションＶＥＲＲＯＵＳにはロックは存在しな
い。それ以外の場合、それはページの欠落を意味する。

キャッシュ内のページテーブル２０１の要素は、くＶＥ
ＲＲｏＵＳ２３１のタプルのアドレス〉〈オブジェクト
テーブルのアドレス２３０〉の形式の２つのアドレシン
グの２次情報からなる固定長のレコードからなる。通常
この２つの結果は同時に「ＰＡＧＥＳから出される。

場合により加締回路２２１．　２２２は乗算回路２５０
と協働する。

一方、アドレシングの２次情報２３１（ロックのアドレ
ス）及び場合によりアドレシングの２次情報２３２（ロ
ックのコピーのアドレス）は、１又は２つの入力ドラッ
ク２１３から供給されるバンクメモリＴＰＡＧＥＳ内で
対応するアドレス変位の命令によりバンクメモリＴＰＡ
ＧＥＳから引き出される。

上述のＭＭＬＩの構成により複数の異なるトランザクシ
ョンによる同一オブジェクトへのアクセスの衝突の管理
が保証される。

衝突が起こるのは特に、第１のトランザクションが書き
込みを意図しつつ読み出しを行なったオブジェクトに第
２のトランザクシ」ンが読み出しを行なおうとする場合
である。その結果、衝突の管理がまず、データへの各ア
クセスにおいてトランザクションの行なった動作の性格
（読み出しか古き込みか）を識別することで行なわれる
。また占き込みを受けたデータにアクセスを要求する全
てのトランザクションの系統的な検査を確実に行なうこ
とも問題である。

古き込みについてはリレーション源のオブジェクトの抑
圧と、リレーション源のオブジェクトの挿入の２通りの
場合を考慮する必要がある。

挿入の場合は、書き込み動負を行った現トランザクショ
ンのみがアクセスを許可され、設定されるロックはマス
キングのロックに対応する。これは他のトランザクショ
ンはマスクされたオブジェクトを無祝し続けられること
を意味する。

抑圧の場合、抑圧を行なった現トランデクジョンは抑圧
されたオブジェクトにはもうアクセスしない。

本発明においては、衝突管理システムはロックに基いて
各アクセスされたオブジェクトに付随するロックの特定
の情報から形成される。

これらのロックは次の操作を受ける。

−これらのロックは、ある動作の結果の一部であるロッ
クを有さないオブジェクトへの最初のアクセス時に初期
化される。

−これらのロックは、何らかのトランザクションによる
アクセス要求毎に増加するカウンタを有する。

一カウンタは、トランザクション終了毎に前記トランザ
クションによるアクセス要求の回数に対応する値減少す
る。

この最後の特徴は、各トランザクションは自身のためそ
のアクセス要求回数を、索引又はリレーション結果の各
オブジェクトに付随するロックのコピー中に蓄積するこ
とを想定している。この蓄積は、−殻内には動作の結果
の中間的リレーションにおいてロックされたオブジェク
トの識別子を保存することの結果である。

衝突は、索引（又はリレーション）源内の各オブジェク
トに（＝１随して［１ツクのコピーを用意することで解
決される。衝突が°発生すると、リレーション源のオブ
ジェクトのロックのコピー中のアクセス要求のあったオ
ブジェクトのロックについての情報から現トランデクジ
ョンに対する前記オブジェクトへアクセスにっきリレー
ション結果中に記憶された数が減惇される。

減ｎ結果がＯと異なる場合、つまり、少なくとも１つの
他の未完了トランザクションが前記オブジェクトへのア
クセスを獲１ワしている場合には、現トランザクション
に対し前記オブジェクトへのアクセスがロックされる。

第３ａ図に示される実施態様において各［１ツクは、特
定リレーション（ロックテーブルのセット５０１）内の
タプルＶＥＲＲＯＬＩＳ及び他のリレーション（マスク
テーブルのセット４０１）内のタプルＥＸＩＳＴＥから
なる。

タプルＥＸＩＳＴＥの構造は、タプルの長さのフィール
ド３１と、長さがフィールド３１内の情報に対応する１
セツト」型の属性３２とよりなる。

タプルＶＥＲＲＯＬＩの構造は対称的であり、りプルの
長さのフィールド３６及び後続するしセット」型の属性
３３からなる。属性３３は、例えばあるページ内のオブ
ジェクト上のロックの特定の情報それぞれに対応する一
連の３２ビツトのロック３４からなる。図面に示された
実施態様がかかる場合であって、セット３３はある完全
ページに対するロック情報を提供する。

タプルｖＥＲＲＯＵの属性３３の各［−１’／　り３４
に対し、属性３２はロック３４が意味のある値を有する
かどうかを示すビット３５からなるか、あるいは定義さ
れない。

ロック３４の各情報は、第３Ｃ図に示される構造を有す
るのが有利である。又各オブジェクトに休しロックの情
報は、カウンタ４１．スタンプ領域４２及び補数ビット
領域４３からなる。

前述の如くカウンタの値は、タプルが読み出しアクセス
される毎に１単位増加し、トランザクションが終了する
毎に終了したトランザクションにより要求されたアクセ
ス回数減少する。

単一のトランザクションのみが読み出しロックを行って
いる場合、そのトランザクションのスタンプはロック３
４の「スタンプ」部分４２にも並べられる。このスタン
プは、他のトランザクションによるロックの場合は抑圧
される。

未知のトランザクションに−よる書き込みロックとの衝
突の場合には、システムはロックが書き込みロックを要
求するトランザクションに由来するか（衝突はない）、
他のトランザクションに由来するかを確かめる必要があ
る。そのためロックをコピーし、コピーをトランザクシ
ョンの一時的リレーション内でそれを参照するＴＩＤ毎
に減少させる。

タプルロック２３１のアドレスは、物理アドレスでも論
理アドレス（ＴＩＤ＞でもありうる。キャッシュ／ＭＭ
Ｕのカードはどちらの方法によっても実現可能であるが
論理アドレスを使用した方がシステムがより柔軟になる
。論理アドレスが問題となる場合、論理アドレスはパケ
ット１．ページ２及びオブジェクト３の番号に対応する
入力により乗算され゛る３つの要素（リレーションＶＥ
ＲＲＯＬＩＳ５０１内のパケット番号４０ページ番号５
０及びタプル番号６０）に分割される。後続するサイク
ルでは、これら３つの要素は入力の初期値の代わりに用
いられる。物理アドレスが問題となることもある。その
場合物理アドレスはＴＥＸＩＳＴＥ４０１及びＴＶＥＲ
ＲＯＬＩｓ　５０１内ノタブ／Ｌ、０ツクの属性にアク
セスするのに用いられる。ＴＶＥＲＲＯＵＳ　５０１７
１ＦＴＯＢＪ　　３０１がＴＯＢＪＶＥＲ３０１で代置
される場合には、物理アドレスは後続のサイクルにおけ
る一ｒＯＢＪＶＥＲのアドレスの構成要素に変換され、
テーブルＴＯＢＪへのアクセスに用いられる。。

ミラー領域を用いる場合には、ＴＥＸ　ｌ５ＴＥ４０１
及びＴＶＥＲＲＯＵＳ５０１（後者は存在する場合）の
現ワードのアドレシングは、動作当初に設定される信号
ＭＩＲＯＩＲの存在を除けば同一の方法で行なわれる。

他の場合は、コピー最初のアドレスはＴＰＡＧＥＳで行
なわれ、Ｔ　Ｅ　Ｘ　Ｉ　Ｓ　−ｒＥ及びＴＶＦＲＲＯ
Ｕにアクセスするためページ内でオブジェクトのｎ増加
される。、！ｉ突が検出された場合、ロックの減少の動
作は衝突を検出した実行中の動作とは異なる探索動作で
ある。キャッシュＭＭＬＪの動作態様を示すレジスタは
新しい値　　′で書き直される必要がある。ＥＸＩＳＴ
Ｅの現ワードにおいて、タプルの番号は現ビットをも決
定する。情報ＥＸ　ｌ５ＴＥ及びＶＥＲＲＯＵは７０セ
ツサにより修正後選択終了時にキャッシュＺＭＭＵ内で
書ぎ直すこともできる。

従って、本発明のメモリ管理ユニットでは、ロック、場
合によりロックのテスト、コピー上でのロックの解除、
ならびにトランサクシ１ン終了時のロックの解除が可能
である。また抑圧又は挿入されたタプルの「マスクロッ
ク」の設四によりワークスペースを良好に管理すること
ができる。このようなことが可能であるということは、
証明による方法等の他の方法の有効な利用又は競合管理
を行なわないということを排除するものにでは全熱ない
。

第２図は本発明によるメモリ管理ユニットの機能の概要
を示す。

状態１ではテーブルのセットＴＰＡＱ９９．ＴＰＡＧＥ
Ｓ　２０１．ＴＴＬＩＰＬＥ８３０１が順次論理アドレ
ス源のパケット１の番号、ページ２の番号及びタプル３
の番号から利用されて物理アドレス結果が得られる。

状態２では、アクセスされたオブジェクトのロックの情
報が次の２点について求められる。

−ロックのマスクのテーブルのセット４０１の検査によ
りアクセス要求のあったオブジェクト上にロックがされ
ているかどうかを知ることができる。

この情報はページ内のオブジェクトのランクのビット（
３５）に示される。これは前述の如く各タプルロックは
完全ページに対するロック情報に対応するのが有利だか
らである（第３ａ図参照）。

−アクレス要求のあったページに対応してロックテーブ
ルのセット５０１のロック状態のフィールド５３０を検
査し、アクセス要求のあったオブジェクトに対しＯツク
３４の特定の情報のフィールド５３０を検査する。

７−７／ｌ／ＥＸＩＳＴＥ　４０１及びＶＥＲＲＯＬＩ
５０１の検査は次の２つの異なる情報から行なわれる。

一ページテーブルのセットＴ　Ｐ　Ａ　Ｇ　Ｅ　Ｓの検
査の際状態１で得られるロックの論理アドレス２３１の
テーブルＴＰＡＱ、ＴＰＡＧＥ、ＴＴｔＪＰＬＥにおけ
る順次処理により得られる記録４３０．　５３０の物理
アドレスの情報。

一オブジェクトの論理アドレスのタプル番号からの記録
４３０．５３０におけるそれぞれのオブジェクトのロッ
ク３４の特定の情報及びビット３５のランクの情報。

状態１により得られる結果は、アクセスのあったオブジ
ェクトの物理アドレスである。

この場合統合スペースは同時にオブジェクトのアドレス
のテーブル、ロックのアドレスのテーブル及びロッキン
グ情報のテーブルを有する。

前記ユニットは、ユニットの機能の第３の状態の間に前
記統合メモリスペースからのオブジェクトのロッキング
情報を指定及び獲得するために前記統合スペースの入力
へ前記状態２の間に前記統合スペースから得られたロッ
クの物理アドレスを返還する手段を有する。

状態２で得られる結果は、アクセス要求のあった前記オ
ブジェクトのロッキングの特定情報２である。

バンクメモリとホストマシーンのセルを結ぶ内部バス６
００によりセツション開始時にキャッシュ／ＭＭＵの初
期化が可能であり、またそれを含まないページについて
のタプル「ロック」の生成についてにしろ、現ロックの
変更に加えてロックヒツトの大きさの増大をまねくデー
タページの変更の際にしろ処理を行なうことができる。

また内部バス６００によれば、任意のテーブルの全ての
変更が上流に位置するテーブルの処理を含意するという
意味でテーブルＴＰＡＱ、ＴＰＡＧＥＳ及びｒＯＢＪの
処理を行なうことができる。

第１の実ｘｉ様に示された解決では、物理アドレスにお
ける物理的識別子の変換は、周知の方法で複数レベルの
インディレクションに基いている。

識別子は、セグメント番号（インブリジット）。

位置のパケット番号、ページ番号、オブジェクト番号〈
Ｎ″ＰＡＱ、Ｎ’　ＰＡＧ、Ｎ’　０ＢＪ）という複数
のフィールドからなる。パケット番号は、ページテーブ
ルのアドレスを含む要素のセグメントのパケットテーブ
ルにおける指標である。ページ番号は、オブジェクトテ
ーブルのアドレス及びロックテーブルのアドレスを含む
要素のページテーブルにおける指標である。アドレスは
メモリ上のものでもディスク上のものでもよく、この２
つはアドレスの１ピツトで区別される。オブジェクト番
号は、探索されるオブジェクトのアドレスを含む要素の
オブジェクトテーブルにおける指標である。下位レベル
のテーブルのポインタはこれらのテーブルの識別子で置
き換えることができるので、変位又はディスク上でのス
ワツピングが可能となる。従って［テーブルのテーブル
］が存在する。

テーブルは、本明細書で［タブ０−Ｊ型のオブジェクト
として定義されるもので、同位置の型であり要素の数に
先行される固定長の・一連の要素から形成される。タブ
ローに付随する動作により、特に１番目の要素へのアク
セス又は最後の要素の添加又は抑圧が可能となる。テー
ブルに割り当てられる物理スペースは、オブジェクトの
大ぎさに応じてグラニユールにより増大される。これに
より、新たな要素の添加の際要素の再コピーの平均回数
が制限される。テーブルの場合この添加は、セグメント
のパケット数、パケットのページ数又はページのオブジ
ェクト数が増加する時に生じる。

テーブルにおいて探素される要素のアドレスは、このテ
ーブルのおいて要素番号とそのアドレスとを加鋒するキ
ャッジｘ−Ｍ　Ｍ　Ｕにより得られる。

この加募は、テーブルの初めのアドレス用と要素のアド
レス用の２つの異なるトラックを用いて行なわれる。こ
れにより固定長のテーブルが得られ、また加篩器を用い
ることにより可変長のテーブルも可能となる３、［キャ
ッシュ−ＭＭＵＪは可変長テーブルを使用する。

しかしながら前述の機構は識別子の不変性を保証しない
。実際オブジェクトが修正されるとその識別子も修正す
る必要がある。かかる識別子は物理０１Ｄ（オブジェク
ト識別子）と称される。これは多重処即を行なう場合非
常に不都合である。

この不都合を抑えるため以下に説明する第２の実施態様
には論理識別子（又は０ＤＤ）という新しい概念が導入
された。そこで物理アドレスは、ページネートされたベ
クトル中に記憶される。実際には、あるリレーション（
又はセグメント）の物理識別子の全てを記憶しようとす
ると１ページを越える。このため、ベクトルはベージネ
ートされ、階層テーブルにより物ＩＩ識別子からなるペ
ージにアクセスできるようにされる。充分な数のセグメ
ント内のオブジェクト（従ってベージネートされたベク
トル内の物理識別子）を管理しつるよう階層が構成され
るのが好ましい。物理識別子は、オブジェクトテーブル
（ＴＯＢＪ）１３と称されるテーブルシステム内に記憶
される。このＴＯＢＪ１３は上位レベルのテーブルを通
じてアクセスされる。論理ページテーブル（ＴＰＡＧＬ
）１２自身も論理パケットテーブル（ＴＰＡＱＬ）１１
によりアクセスされる。論理０１０１０は、ベージネー
トされたベクトルにおける物理識別子の指標である。さ
らに物理識別子は固定した大きさであって、変位する必
要はなく単に代置するだけでよい。このため論理０１Ｄ
は不変であり＜Ｎ−ＰＡＱＬ、Ｎ’　ＰＡＧＬ、Ｎ’　
０ｂｊｅｃｔ　＞というフォー７ットを有する。同様に
物理０１［）についても、論理ＯＩＤの種々のフィール
ドにより、ベージネートされたベクトルにより記述され
るテーブルの階層を降りていくことができる。

この機構により不変なオブジェクトの識別子が得られる
。実際あるオブジェクトが変位されると、その物理０１
Ｄは以前の如く修正されるが、論理０１０はそうする理
由はなくオブジェクトの変位に対する透過性を有し続け
る。

ＴＰＡＱＬｌ　１．ＴＰＡＧＬ、１２及びＴＯＢＪ１３
は「論理テーブル」と称されるのに対し、物理パケット
テーブル１４及び物理ページテーブル１５は［物理テー
ブル１と称される。論理パケットテーブル１１のみがベ
ージネートされたベクトルのレベルであることは重要で
ある。論理パケットテーブル１１は配置に役立たない。

実際論理パケット番号は、オブジェクトの値が変化して
も修正されえない。しかし各レベルのベージネートされ
たベクトルは、論理ページテーブル１２について後述す
る如く特定の構造を有する。

物理識別子１７は、中間論理アドレスを表わすが、先行
するバージョンに関し修正される。

そのオブジェクト番号は、ページ内の変位により置きか
えられる。実際ページ内のオブジェクトのアドレスを修
正する場合、（ＴＯＢＪ　１３内の）物理識別子１７に
おいてオブジェクトに対応して変位を修正するのは、オ
ブジェクト番号と対応する変位との対応を変更するのと
同じように簡単である。この解決法によれば、あるレベ
ルのテーブルをこの対応に使用するのを避けることがで
き、従ってユニットにおけるテーブルのレベル数が少な
くなる。物理識別子のデコードにはテーブルのレベルは
、充分な数の識別子が可能となるには、物理パケットテ
ーブル（ＴＰＡＱＰ）１４とべ−ジテーブル（ＴＰＡＧ
Ｐ）１５の２つが必要である（第４図）。４にオクテツ
トのページで３２ビツトのポインタ又は識別子の場合、
セグメントとして許される大きさは４ギガオクテツトで
ある。

この値以上のリレーションについては、マルヂヒグメン
ト又は補足レベルのテーブルが必要となるＴＰＡＱＰＩ
　４　（又はより一般には物理ページテーブルを越える
各レベルの物理テーブル）により、各セグメント内でオ
ブジェクトの配置が可能となる。最も頻繁にある要求に
対し、実際上必要なオブジェクトのみをメモリ上に置く
ことができる。

これに対し物理識別子は配置されず、タプル対タプルア
クセス用のものを除いて一般にリレーションの「論理」
テーブルのセット（ＴＰＡＱＬｌｌ。

ＴＰＡＧＬ１２．ＴＯＢＪ１３）をメモリに置く必要が
ある。

本発明は、アクセスメモリ管理ユニットを通じて、記憶
されたオブジェクトへのアクセスをロックする手段に関
する。本発明によるロック手段は、特定の衝突管理方法
を用いて、利用システムの負担及び競合管理の費用を減
じ、呼び出されたオブジェクトへのアクセス速度を早め
る。

第１図に示す如き本発明の最も甲純な実施態様において
は、ロックは第１実施態様で示された物理識別子の解決
法と同様にして管理される。

つまりアクセスされる各オブジェクトに付随するロック
の特定の情報を含むロックテーブル４１が設けられる。

しかし、本願の優先権主張をなす２出願中の一方の出願
である仏国特許出願第８７０９９７０　（出願日１９８
７年７月１５日）の場合と異なり、本発明の物理識別子
１７はオブジェクト番号からではなく変位からなる。

従って、ロックテーブルを物理デープルにト１随させる
ことはできない。これはこのテーブルの要素番号を所与
のオブジェクトに対しアクセスさせられないためである
。同様に、第５図に示される如く、ロックテーブルＴＶ
ＥＲＲＯＵＳ４１は論理ページテーブルに付随せしめら
れ、ＴＰＡＧＬ１２からアクセスされる。ロックテーブ
ル４１はＴＯＢＪ１３に付随せしめられる。つまり、関
連するｒＯＢＪｌ　３内の物理識別子１７の同じ数のロ
ックを含む。この要素の数は、１に以下のオブジェクト
からなるリレーションを除けば、通常１に程度である。

ロックテーブル４１のｉ番目の要素はＴＯＢＪ１３のｉ
番目の物理０１０により参照されるオブジェクトのロッ
クを表わすから、ロックテーブル４１の要素と対応する
ＴＯＢＪ１３の物理ＯＩＤとの間には相似性がある。従
ってロックテーブル４１においてロックを回復せしめる
のは、オブジェクトのＷ埋０１　Ｄ　１０のフィールド
＜Ｎ’　０ＢＪＥＣｒ）である。

オブジェク［・のバージョンのレベルへのロックが存在
する場合には、テーブルロックＴＶＥＲＲＯＵＳ４１は
、オブジェクトのバージョンロックチー７／ｌ／　（Ｖ
ＥＲＲＯＵ−ＶＥＲ３ｌ０Ｎ）４２へのアクセスを許す
ポインタ又は識別子４３により代置される。バージョン
レベルへのロックの存在は不可避的ではない。特に層厚
バージョンの場合には必要はない。実際・一般に最後の
バージョンに修正を行なう場合、遡及して終止を行なう
のＧま非常にまれか、無意味である。バージョンのラベ
ルに並べられた日付が処理の日付であって実行の日付で
ない場合、最後のバージョン以外に外圧は存在しない。

従ってオブジェクトのセットに対してはロックのみで充
分である。しかしオブジェクトの意義上過去のバージョ
ンについての修正が可能である場合には勿論キャッシュ
ＭＭＬＩにより実行できる。代替的バージョンの場合に
はバージョンによるロックがされる。一般にバージョン
の数（従ってオブエクトのロックの数）は、ページ内の
最大限の数よりはるかに少ない（通常ページ４Ｋに対し
５１２）。６４以上の代替的バージョンは既に非常に多
数といえる。これは好ましい解決法における設立の最適
化に使用される。

用いられる競合管理の方法は、第１実施態様で説明され
た如く物ｌ！Ｉ！識別子による解決法のための場合に類
似する。

ロックは、フィールドカウンタ、トランザクションのス
タンプ及び１又は複数のビットからなる。

カウンタはオブジェクト（又はオブジェクトのバ−ジョ
ン）に読み出しロックが設定される毎に増加され、ロッ
クの解除毎に減少される。それは修正のロックについて
は−１に等しくマスキングに対しては−１２に等しい。

修正は書き込み動作に対応する。マスキングは、書き込
みがオブジェクトのリレーション源への挿入に由来する
場合に対応する。その場合マスクロックを設定したとい
うことから書き込み動作を行なった現トランザクション
のみが前記オブジェクトへアクセスしうる。これは以後
他のオブジェクトはマスクされたオブジェクトを無視す
ることを意味する。

あるビットが、少なくとも１つのトランザクションがこ
のオブジェクトを待機中であることを示すのに用いられ
る（これは欠乏の問題をなくす。）オブジェクトが単一
のトランザクションのみにより読み出しアクセスされて
いる限りは、ロック内にそのスタンプを保持するのが有
利である。これによりこのトランザクションがロックの
態様を変更しつつ修正されたオブジェクトにアクセスす
ることができる。これに対しオブジェクトが複数のトラ
ンザクションにより読み出しロックされている場合には
スタンプは教示されない。トランザクション終了時減少
するロックのリストは、それらのロックが設定された動
作の一時的リレーション結果により構成される６ 読み出しロックがされたオブジェクトに書き込みロック
の要求があった場合（つまりロックのフィールドカウン
タはゼロより大でスタンプは教示されない）、カウンタ
が現トランザクションのみにより増加されたか他のトラ
ンザクションにより増加されたかを確める必要がある。

［蒼然的衝突Ｊがあると称することにする。］実際の衝
突」が問題となるか否かを確める必要がある。そこで用
いられる機構は、次の通りである。あるトランザクショ
ンＴ１がオブジェクト０１に書き込みアクセスしようと
しているとする。このオブジェクトのロックｖ１は、オ
ブジェクトが読み出しロックされており、待機している
トランザクションはないことを示しているとする。その
場合０１には蒼然的衝突が存在する。そこでトランザク
ションＴ１は、Ｔ１に後続する全てのトランザクション
が■１の状態を修正しないようＶｌの欠乏ビット（書き
込みトランザクションが待機中は読み出しトランザクシ
ョンによるロックを妨げるためのビット）が設定される
。、０１のＯＩＤは、Ｔ１の蒼然的衝突の一時的リレー
ション（ＴＥＩ）内に蓄積される。動作丁１の終了時、
（−時的ＴＥより分る）Ｍ熱的衝突を有するロックのカ
ウンタは、テーブルコピーに再コピーされる。Ｔ１の一
時的リレーション結果は調べられて、この−時的内のフ
ィギュラン（ｆｉｇｕｒａｎｔ）に対応するＯＩＤに従
ってカウンタのコピーが減少される。オブジェクトに属
する恒久的リレーションを参照する一時的リレーション
のみが問題となるのは明らかである。

減少終了時に全てコピーのカウンターがゼロであるなら
衝突は存在せず、補助リレーション中の各識別子に対し
書き込みロックを生成することができる。そうでない場
合には、少なくとも衝突が起ったオブジェクトに関係し
衝突をもたらしたロックが存在する限り結果に有効に寄
与しえない動作は解消する必要がある。動作の全て又は
一部を解消するという解決法により２状８０ツキングを
待機管理をしない利用システムとともに用いることが可
能となる。ロックが選択動作時要求の冒頭になされたの
なら動作の一部を放棄するのはいずれにしろ可能である
。なぜならリレーション結果から衝突のあるオブジェク
トを抜き出しくあるいは戻さず）、次いでこれらのオブ
ジェクトに対し動作を再度行なうのは容易だからである
。このもとのｈ法は、２状態ロツクのブ［１トコルを醇
重したものである。

蒼然的衝突に対応するロックのコピーを減少させるため
に、蒼然的衝突の補助リレーシぢン及びトランザクショ
ンの一時的リレーションの対応する識別子のリストに挿
入を行ない、挿入に属する各要素につきカウンタを減少
させることができる。

しかしこのｈ法は通常ハツシングにより行なわれるリス
トの挿入を必要とし、前記のその他のロック管１！Ｉ’
動作より非常に費用がかかる。少なくとも１つの要素が
補助リレーションの一部となるロックテーブルの各々に
ついて論理ページテーブル１２内のポインタによりアク
セスされるデープルＣ０ＰＩＥ５０を生成する方がはる
かに好ましい。

ロックのコピーへのアクセス及びその減少は、もとのロ
ックでの処理と正確に同じに行なわれる。

テーブルＣ０ＰＩＥ５０のページ番号は、ページは減少
動作に対し局所的であり直後に割り当て解除されるから
に常に制限されている。従ってシステムにより管理され
るページの総数は、動作により要求される書き込みロッ
クの数及び考慮されるリレーションのロックのページ数
を越えない。大型の動作の場合（例えば１０００以上の
ロック要求及びリレーション中１００万以上のオブジェ
クトの場合）、ロックを要求する動作を多数の動作に分
解しその各々の終了時にコピーを減少させることができ
る。この分解は、ロックが要求の冒頭に行なわれる選択
動作から要求される場合は特に容易である。実際かかる
動作は任意に分解できる。

しかし、この機構は、Ｃ０ＰＩＥ５０のページの生成が
、対応するロックのページ（その要素の大部分は、轟然
的衝突の補助リレーシ」ンの部分ではない）を全面的に
コピーして得られたものであるなら利点を全く持たない
。少なくとも大きさに応じた轟然的衝突が存在するロッ
クの再コピーに制限する必要がある。これは、コピーの
ページのワードをマスクする機構を用いることで達成で
きる。この機構は各ワードに対しマスクビットを用いる
。これらビットの集合は、ＥＸＩＳＴＥ５１と称される
ビットテーブル内に並べられる。

マスクビットが０であるワードは重要でなく初期化され
ていない。一般にロックテーブル４１がページを構成す
るから、コピーのページ５０上のマスクは大体３２ビツ
トの３２ワードからなり、その初期化を完全にするとコ
ピーの費用が大幅に上がる。マスクのマスクは５ＬＪｒ
’ＥＲＥＸ　ｌ５ＴＥ５２と称され３２ビツトからなる
。このマスクのマスクのみが初期化を完全に行なわれる
。従ってロックの再コピーの費用は、３２ビツトの３ワ
ードの初期化又は再コピーである。減少の際−時的のオ
ブジェクトの識別子へアクセスする場合、同一識別子の
ロックのコピーが存在するかにつきまずＴＰＡＧＬ１２
内のコピーのテーブル上のポインタ、次いで５ＬＩＰＥ
ＲＥＸ　ｌ５ＴＥ５２及びＥＸＩＳＴＥ５１、最後にコ
ピーにアクセスして探索する。これらのアクセスの各々
について、アクセスされたワードが次レベルは重要でな
いことを示したりコピーが既に空であることを示す（第
６図）可能性が大きい（ただし適用したものによる）。

第１のマスクビットテーブル５１及び／又は第２のマス
クビットテーブル５２は、前記のロックテーブル４１の
セット及びロックのコピー５０それぞれを含むメモリス
ペースと異なるテーブルのメモリスペース内に記憶され
、オブジェクトテーブル１３及びオブジェクトバージョ
ン３０のセットを含む前記メモリスペースに並列的にア
クセス可能であるのが有利である。

この方法には、オブジェクトとロックの管理に既に必要
であるもの以外はキャッシュ−ＭＭＵ内に特別の構成を
必要としないという利点がある。

キャッシュ−ＭＭＣＩはもともとこの目的のために設け
られたのでないが、完全にこの方法に適合させられる。

さらにコピーへのアクセス及びそのテストが可能であり
、場合により最初の時間でコピーを減少させることがで
きる。通常にはこの時間は、メモリへのアクセス３回（
キャッシュ−ＭＭＵ内のオブジェクトのＯＩＤの再コピ
ーに２回、コピーの読み出しに１回）及びテストに相当
する。

如何なるソフトウェアによる方法もこれほど急速とはな
らない。

ロックページ４１は、その含むところのロックが全て空
であるなら抑圧される。新たなアクセスが必要となった
際ページ４１の再初期化は、ディスクの読み出しより費
用がかからない。空でないロックを含、むロックベージ
４１を保護することも可能であるが、ディスク上のペー
ジの再読み出しは、（ロック解除の場合）ロックを設定
するトランザクション終了よりも遅れて必要になる。

本発明によれば、ロックベージに対し「スワンブ」型の
管理、つまりメモリからの呼び出し及びメモリへの再注
入を交互に必要に応じ中央メモリの余裕に従って行なう
ことができる。本明細書ではロックのスワップを広い意
味でとり、ロックページの２つの保護動作、それらのペ
ージのディスクからの再読み出しであるとし、空のペー
ジの抑圧は妥当な意味でのスワップ動作にとり好ましい
ものとする。従ってこのスワップをｈ効に管理するには
ページが空であるかを知る必要がある。

ゼロでないロックカウンタによるのと、ロックの］ビー
におけると同様にマスク及びマスクのマスクによるのと
、２通りの方法がある。第１の方法ではカウンタはロッ
クがＵ口状前からＵ口でない状態になる時とその逆の時
の各々で処理される必要がある。この場合ではロックベ
ージの初期化を早くすることはできない。これはＥ／Ｓ
の時間中無視しえない部分にあたるから、ロックベージ
はそれが空であるなら割り当で解消は行なわない方が好
ましい。このことは、特にロックが大域メモリスペース
よりも制限されたメ［リスペースを表わすキャッシュメ
モリ内にある場合にメモリスペースの良好な管理にとり
障害となる。第２の方法はロックベージに対しマスク（
ＴＥＸ、ｌ５Ｅ）及びマスクのマスク（ＳＬＩＰＥＲＥ
Ｘ　ｌ５ＴＥ）を用いる。この２つの構造に必要なスペ
ースは、ロックベージとロックのコピーのページとの間
の単純な対応に対してもとにかくとっておかな【ノれば
ならない。一方この２つの構造を通じてアクセスする作
用は、ロックのコピーに対して必ず存在する。最も起こ
りがちであるのは、マスクを通じたロックへのアクセス
がカウンタを用いる方法よりも１乃至２回余計にメモリ
にアクセス要求するという場合である。これに対しロッ
クの初期化は約１０００回の代わりに３回のメモリアク
セスを要求するだけである。従って空の［１ツクページ
を割り当て解除することは常に可能であり、メモリ管理
を大幅に改善する。本発明の好ましい解決法は、キャッ
シュＭＭＵの回路により支持されるこの機構を用いる。

これによりマスク及びロックに対するアクセスは並列し
て行なわれ、従ってアクセスメモリは１つしか必要とさ
れない。

オブジェクトのバージョンに対し本発明を実施した場合
の衝突の管理は、ロックテーブルによって前述の手続き
と非常によく似た仕方で行なわれる。

物理識別子テーブルとロックテーブルとの間の単純な対
応の原理に従って、バージョンのロックに対しバージョ
ンテーブルのそれに非常に類似した構造が用いられる。

代替的なバージョンテーブルの各々にバージョンのロッ
クテーブル（Ｔ　Ｖ　ＥＲＲＯＵＳ−、ＶＥＲ８ＩＯＮ
＞が対応し、同一類の要素からなる。ロックテーブル−
ｒ　Ｖ　Ｅ　ＲＲＯＳＵ内でロックはバージョンのロッ
クテーブルのポインタ又は識別子により代置される。こ
のテーブルにおいてはバージョン番号はバージョンのロ
ックの指標である。空のテーブルのＤツク解除を可能と
するためマスク（ＴＶＥＲＲＯＬＩＳ−ＶＥＲ３ＩＯＮ
、ＴＥＸＳＴＥ）は重要なロックと重要でないロックを
定める。マスクを検査することで、少なくとも１つの空
でないロックがまだ存在するかを知ることができる（そ
うでない場合マスクはゼロである）、マスクのマスクも
必要であるのか考えることができる。実際上は、この方
法は６４より多くの数のオブジェク］・のバージョンで
しか有用でない（その場合マスクは３２ビツト２ワード
より多くなる）。一方バージョンによるロックの存在は
、一般に最後のバージョンのみが修正される場合には履
歴バージョンに対しては有用ではない。代替的バージョ
ンに対しては６４バージヨンをしばしば越えることはあ
りえないと思われ、単一レベルのマスクで充分である。

しかし、単純性と一般性のためハードウェア的な解決法
が２レベルのマスクを許容するのが好ましい。１又は２
レベルであるマスク用の余地がテーブルＴＶＥＲ８ＩＮ
Ｏ３に留保されなければならない。この余地は使用され
るかもしれないし使用されないかもしれない。ＴＶＥＲ
８ＩＯＮ上でマスクを使用するということは、一定のオ
ブジェクトに対しオブジェクトの識別子をＮＩＬとする
ことなく一定のバージョンを未定義とできるということ
である。

ロックのコピーの管理において、バージョンのロックテ
ーブル（ＴＶＯＰＶＥＲＲＯＵＳ−ＶＥＲ８）６０のコ
ピーの構造は、バージョンのロックテーブル４２の構造
と同一である。ロックのこのコピーのマスクにより、甲
一の［１ツクからなるバージョンのロックの」ピーの生
成時には２又は３ワードの初期化が必要なだけである（
第６図）。

この評価は、上記テーブル６０の設置位置を決定するの
に必要な空白の管理を考慮していない。

バージョンのロックのコピーの管理に必要な補足的メモ
リスペースは、オブジェクトのバージョン数に依存する
が、本明細書では通常代替的バージョンに限定されてい
るからこのスペースは通常ロック毎に１６乃至６４ワ一
ド程度であって、ロックのコピーにより占められるメモ
リスペースをほとんど増加させない。一方ＴＣＯＰＶＥ
ＲＲＯＵＳ−ＶＥＲ８６０へのアクセスは、通常は起こ
らないオブジェクトに対応するテーブル゛ｒＶＥＲＲＯ
ＵＳ６０の要素がゼロでないという場合のみに必要とな
る。従ってこの構成はロックのコピーの管理につきアク
セスメモリの数を大幅に増加せしめない。従ってこれら
の動作に対する機構が非常に重要である。

本発明による管理ユニットによれば、同一リレーション
上での少なくとも２つのトランザクションの相互ブロッ
クの問題も解決される。

実際あるトランザクションが少なくとも１つのセグメン
ト又はリレーションのオブジェクトに読み出しロックを
する際、あるいはかかるオブジェクトに対する他のトラ
ンザクションによるロックにより待機中である際には、
そのトランザクションはリレーションへの読み出し又は
書き込みロックの意向又はかかるロックの要求又は読み
出しロックの意向のみを設定する。これらのロック又は
ロックの意向は要求を行なったトランザクションのそれ
ぞれの識別標識を含む。

前記のロックは待機中には効果がなく、可能なトランザ
クション源毎に１ビツトという周知の方法でリレーショ
ンにより、また場合によりロックの種類（読み出し、書
き込み、ロック要求）により表示される。

複数のトランザクションが待機中の場合には、例えば待
機グラフ法で意図されたロックを現実のロックの如く扱
って相互のブロックの可能性が調べられる。このように
検出された相互ブ、ロックは一般には着熱的であって確
実なものではなく、従ってリレーション又はセグメント
の所与の［１ツクされたオブジェクトへのロック要求の
みが請求項の手続きによるトランザクションの待機設定
を決定する。

このように検出された可能な持ちのサイクルは、少なく
ともサイクルの他のリレーシ」ンを１又は複数のオブジ
ェクトに対し待機せしめるリレーションに意図的なロッ
クをする第１のトランザクションに対しては探索を行な
うことで、もし前記第１のトランザクション自体が前記
オブジェクトに少なくとも１つのロックをなしているな
らば確めることができるが、これは前記第１のトランザ
クション及び前記他のトランザクションが待機している
オブジェクトの識別子によりロックが設定されるオペレ
ーションのリレーション結果内の交差部分が空でないこ
とが確められるということである。

有利な態様としては、オブジェクトとしては、オブジェ
ク］一の識別子及び拡張識別子のセットにより表わされ
るオペレーションの２つのリレーション結果間の交差部
分の全ての探索、特に相互ブロックの解消プロセスの空
でない交差部分の探索は、識別子があるリレーション結
果の部分であるオブジェクトに対し請求項１１及び１２
のいずれかによる各オブジェクトのロックのコピーにイ
（１随するマスクビットを所与の値とし、他のリレーシ
ョンのオブジェクトの各識別子に対し前記マスクビット
をテストすることで行なわれる。空でない交差部分の探
索は、他のりレージ」ン結果にあるオブジェクトが存在
することに対応するマスクの第１ビツトが１９られた後
には中止することができる。マスクの各ビットへのアク
セスは、追加保証の現要求のオブジェクトを作るメモリ
管理ユニットの援助により行なうことができる。

オブジェクトへのアクセス衝突が確認されたトランザク
ションの遂行を管理するため、前記トランザクションを
定める動作列のある動作による前記オブジェクトへの書
き込みロックの設定要求の際、方法は、前記オブジェク
トに付随するロックのフィールドカウンタの値と待機中
の前記動作に付随するロックのコピーのフィールドカウ
ンタでの減少結果の値との差に等しい前記トランザクシ
ョンの遂行基準を計算し、前記トランザクションは次の
いずれかとされることで特徴例けられる。

−前記遂行基準がげＯに等しい詩、つまり前記トランザ
クションが前記オブジェクトに読み出しロックを設定し
ていない時は前記トランザクションは単純待機とされる
。

一前記遂行基準がゼロでない詩つまり前記トランザクシ
ョンがｍｌ記オブジェクトに少なくとも１つの読み出し
ロックを設定している時は、前記トランザクションは優
先待機とされる。

−前記オブジェクトに対し先行トランザクションで優先
待機とされたものが既に存在し、実行中のトランザクシ
ョンが優先待機の状態となった時には前記オブジェクト
につき相互ブロックがあることが確認され、前記先行ト
ランザクションと実行中のトランザクションの一方が放
棄される。

有利な態様では、請求項２１による甲純待機又は優先待
機とされたトランザクションの遂行の段階を実行するた
め、前記オブジェクトにつき待機中のトランザクション
のリストのリファレンスを待機テーブルに記憶させ、前
記待機テーブルのリファレンスの指標を前記オブジェク
トに付随するロックのスタンプのフィールドに入れ、各
前記待機中のトランザクションの記述子を、それがブロ
ン４：ングオブジエクトのカウンタにつき待機中である
オブジェクトの数だけ増加させ、前記オブジェクトにつ
き優先待機とされたトランザクションの記述子のブロッ
キングオブジェクトの前記カウンタを、前記オブジェク
トに付随する［１ツクのフィールドカウンタの内容値が
前記遂行の基準の値に等しい閾値に達した時、つまり他
のトランザクションによる前記オブジェクトの完全なロ
ック解除の時に中位だけ減少させ、前記トランザクショ
ンを前記オブジェクトについての待機トランザクション
リストから抜き取り、オブジェクトにつき単純待機中の
各トランザクションの記述子のブロッキングオブジェク
トの前記カウンタを、前記オブジエクトにｆ１随するフ
ィールドカウンタの埴がゼロと等しい時、つまり前記オ
ブジェクトの完全なロック解除の時に中位だけを減少さ
せ、前記１〜ランザクジヨンを前記オブジェクトについ
ての待機トランザクシ」ンリストから仮ぎ取り、ブロッ
キングオブジェクトのカウンタがＵ口に戻った全てのト
ランザクションを遂行することを特徴とする。

第８図は、本発明よるロック及びオブジェクトのバージ
ョンを石する管理ユニットのアドレシングの上位第２段
を実際に設置したものの右利な実ｔ！Ｍｒ！！Ａ様を示
プ。

管理ユニットは原理的には、ホストマシーンのバスを通
過する必要なしに相互に接続された複数のメモリスペー
ス１０１．　１０２．　１０３．　１０４．　１０５゜
１０６、　１０７と、加算器と、乗算器とからなる。好
ましい解決においては、初期バージョンのメモリスペー
スは保存される。拡張キャッシュ−ＭＭＣＩはスペース
ＴＰＡＱＬ　１０１．ＴＰＡＧＥＧＬ　１０２及びＴ　
ＯＢ　Ｊ　Ｖ　Ｅ　Ｒ１０３（テーブル°ｒＯＢＪ　１
３゜ＴＶＥＲＲＯＵＳ４１およびＴＣＯＰ［ＥＳ５０を
含む）からなる。キャッシュ−ＭＭＵは３つの補助的メ
（ｌ−ＩＪスペースＴＶＥＲ８ＩＯＮＳ　１０４と、Ｔ
ＴＥＸＩＳＴＥ　１０Ｂ（属性５ｔＪＰＥＲＥＸ　ｌ５
ＴＥ５２を含む）と、ＥＸＩＳＴＥ　　ＶＥＲ３ＩＯＮ
ＳＩＯ（パージコンロツクのマスク６１を含む）を含む
。ＴＯＢＪＶＦＲ１０３に対するＴＥＸＩＳＴＥ１０５
と同様ビットで表わされた一ｒ−ｒＥＸＩｓＴＥ１０６
のオブジエクトのアドレスは、ワードで表わされるＴＥ
ＸＩＳＴＥ　１０５に対応するオブジェクトの７ドレス
と同一である。使用されるワードの大きさに応じ、好ま
しい解決における２つのメモリスペースの比は３２であ
る。約３０ワードの小さな補助的メモリスペースは、キ
ャッシュ−ＭＭｔＪ　（ＴＳＧＥ７０と称する）により
アクセスされるセグメントの論理パケット及び物理パケ
ットのテーブルのアドレスの基底を含む。

この実施態様では、物理パケットテーブルＴＰＡＱＰ１
４のセット及び物理ページテーブル１５のセットは、一
方ではテーブル１３．４１．５１のセット及び他方では
テーブル３０を既に含むメモリスペース１０３及び１０
４にそれぞれ記憶され、アドレシングの上位第１段１８
に属する。このようにして、アドレシングの上位第２段
１８から出て中間論理アドレス１７を供給する接続７８
及び７９の−ｈを通じて第７図のメモリ管理ユニットを
巡回するとができる。

つまりこの実／ＩＩ　ｉ　ｔｉでは管理ユニツ１〜は、
アドレシングの上位第１段の１−プル１１．１２゜１３
のセットが異なる少なくとも２つのメモリスペース１０
１．　１０２．　１０３．　１０４の機能内に分散され
、階層的に組織され、前記アドレシングの下位第２段１
９のテーブル１４．１５のセットはテーブル１４．１５
の前記セットの階層を′ｒｉ虞して少なくともある前記
メモリスペース１０３．　１０４に分散され、各＠記メ
モリスペース１０３．　１０４は交番する２つのサイク
ルでアクセスされるようアクセス制御手段７３．７６．
７８．７９によりアクセスされ、前記２つのサイクルは
、前記論理アドレス源由来の中間的論理アドレスを、ア
ドレシングの上位第１段（１８）に屈するテーブル１１
゜１２．１３のセットが選択的にアドレスされるよう決
定する第１のサイクルと、前記中間的論理アドレス１７
由来の前記物理アドレス結果を、前記アドレシングの下
位第２段１９に属するテーブル１４．１５のセットが選
択的にアドレスされるよう決定する第２のサイクルとか
らなり、油量アクセス制御手段はメモリスペース１０１
．　１０２．　１０３゜１０４の機能内に第１のサイク
ルを第２のサイクルへ接続する巡回手段７８．７９を有
することで特徴付けられる。

物理パケットテーブル１４及び物理ページテーブル１５
のセットは、正しい階層秩序が尊重されさえすればメモ
リスペース１０１．　１０２．　１０３゜１０４の階層
の異なるレベルに記憶させることができる。また巡回及
びアクセス制御回路７８．７９゜７３．７６を変形して
、物理パケットテーブルのセットをメモリスペース１０
２及びメモリスペース１０３それぞれに記憶させ、物理
アドレス結果はメモリスペース１０３から得られるよう
にすることもできる。

アドレシングの上位第１段１８．アドレシングの下位第
２段１９それぞれのテーブルの前記セットの各々は、テ
ーブルのセットにおけるレコードの選択手段に付随し、
＾η記選択手段は一方では入力に論理アドレス源フィー
ルド内の間接アドレス１０、中間論理アドレス１７それ
ぞれを供給され、前記フィールドは付随するアドレシン
グテーブルのセットと同一レベルであり、他方各段階も
最も高レベルのテーブルのセット以外のアドレシングテ
ーブルのセットに対しアドレシングの２次情報は上位レ
ベルのテーブルセットに由来し、付随するテーブルの前
記セットの記録へのアクセスを選択されたアドレスから
供給する。

第９図の実施態様では、メモリ管理ユニットは、前記ア
ドレシングの第１段及び第２段１８．１９のテーブル１
１．１２．１３．１４．１５の全てのセットは単一のメ
モリスペース９０に再編成され、前記メモリスペース９
０は前記メモリスペース９０の再編成及びアクセス制御
手段９１．９２゜９３．９４に、論理アドレス源から物
理アドレスへの結合で与えられる動作の間前記メモリス
ペース９０に含まれる前記テーブル１１．１２．１３゜
１４．１５への順次アクセスの系列を保証するようにし
て付随されることを特徴とする。

図面中、巡回手段９１は、−りでは識別子１０゜１７の
入力レジスタ１０．１７に供給を行ない、他方でメモリ
スペース９０の入力側で加ｎ回路９３に接続する非透過
レジスタ９２に供給を行なうバスからなる。加算回路９
３はまた入力マルチブレク＋ｊ９４から情報を供給され
、アドレシングの十位第２段により中間論理アドレスか
ら物理アドレス結果を決定するためパケットテーブル１
００のアドレスが供給される。（第８図に示された第１
実施態様においてもマルチブレクリ゛７３に物理パケッ
トテーブルのアドレスが人力される。）メモリスペース
９０から出力されるアドレシングの２次情報はテスト回
路９５を通される。

物理アドレス結果は、出力レジスータ９８及びマルチプ
レクサ９９を通るよう供給される。

メモリスペース９０に含まれるアドレシングの２次情報
の処理は、バス停止部９６が設けられているバス９７を
介して行なわれる。

第９図の例は、ロックマスクｊ−プルＴＥＸ　ｌ８ＴＥ
及び５ｔＪＰＥＲＥＸ　ｌ５ＴＥに対応するメモリスペ
ース１１５，１１６も有する。

第８図の実施態様におけるのど同様、メモリ、スペース
１１５，１１６はメモリスペース９ｏと並列的にアクセ
スされる。メモリスペース１１５，１１６は出力側にテ
スト回路９５と、初期化及び／又は処理を行なうバス９
７及びバス停止部９６とを有する。

キャッシュ−ＭＭＵは、直接ｔ−ドと透過モードの２通
りのアクセスモードをイ］する。

透過モードにおいてはキャッシュのメモリスペースは、
任意のメモリに対するのと同様ホストマシーンのバスを
通ったアドレスによりアクセスされる。このモードは、
特に初期化、スワップ及びテーブルの一部がキャッシュ
−ＭＭＵ内にないオブジェクトへのアクセスに用いられ
る。

直接モードにおいてはテーブルは論理識別子１０を介し
てアドレスされ、テーブルの各レベルが下位レベルのテ
ーブルのアドレシングに貢献する。２つのモードの一方
の選択は、キャッシュ−ＭＭＵのレジスタ５ＴＡＴＵＳ
内の状態ワードを書き込むことで行なわれる。

ロック管理を有しても為さなくてもよい直接アクセスに
つき検討する。

その場合キャッジ：Ｌ−ＱＭＵの入力ボートは、レジス
タＳ　Ｔ　Ａ　Ｔ　Ｕ　Ｓ　１セグメント番号のレジス
タ及びバージョン番号のレジスタである。出力ポートは
、考慮されるサイクル及び機能態様に従いオブジェクト
のアドレス又はロックの値をｈ　する。

この２種類の結果は、異なる２つの出力ボートに出力さ
れてもよい。オブジェクトのアドレスは、バージョンテ
ーブルの始点のアドレスで代置されて、透過モードにお
けるその読み出しができるようにしてもよい。オブジェ
クトのアドレス及びロックの値の特定値は、これらの情
報が発見されていないこと、あるいは他のコードレスポ
ンスを表わすことを示す。キャッシュ−ＭＭＵの機能は
データにつき順次であり、出力ポート内の結果の古き込
みは入力ポート内への論理識別子の書き込みにより決定
される。ホストマシーンのバスのプロトコルを用いて同
期化を行なう機構を使うこともできる。場合によっては
、識別子がキャッシュ−ＭＭ、Ｕによりデコードされる
一時的リレーションは、複数の恒久的リレーションの識
別子からなる固定長のｎラブル及び場合によりバージョ
ンのラベル等の情報からなる。異なるリレーションの属
する識別子をデコードする毎にセグメント及びバージョ
ンの番号を送る必要がないのが好ましい。

この場合、論理及び物理パケットテーブルのアドレス及
びラブルの各識別子に対するバージョン番号をＴＳＥＧ
７０の隣接ライン群７１に入れられる。これらの継続的
ラインの経路は識別子のｎラブルの各々をデコードする
際巡回的になる。ＴＳＥＧ７０の内容は、動作及び動作
群の前に全てに対し一度にロードされる。同一タイプの
識別子の複数ｎラブルのデコード開始以前に必要な唯一
の別の情報は、ＴＳＥＧ７０の現ラインの始まりのアド
レスであり、この群のライン数である。この情報は透過
モードとされた特別のレジスタ内へ入れられる。

キｖｙシーｘ−ＭＭＬＩにより５ＵＰＥＲＥＸ　ｌ５Ｔ
Ｅ５２及びＴＥＸＩＳＴＥ５１のマスクがＵ口に初期化
される。このため、ビットを選択するこれらのスペース
メモリのアドレスは重みの小さいビットは、マルチプレ
クサ回路７３を横切って１のビットの集合と乗停される
。従っであるビットの表記をワードのＴクリチュール（
ｅｃｒ＋ｔｕｒｅ）へ渡すことができる。他の可能な解
決法は、これらのメモリスペースのワードのレベルに一
度ずつアクセスし、場合によってただ１つのビットを設
定又はテストすることである。スペースメモリＥＸＩＳ
ＴＥ５１及び５ＵＰＦＲＥＸＩＳＴＥ５２上にキャッシ
ュ−ＭＭＵを配置する動作は次の通りである：ワードを
初期化しく重みの小さいアドレスを１とし、データの値
をＯとする）、あるビットの書き込みを１とし、あるビ
ットの書き込みを０とし、あるビットを読み出す。ある
ワードの初期化は、（ＳＵＰＥＲＥＸ　ｌ５−ｒＥ５２
内（７）Ｉｋ：対応するビットの設定をともなって’）
ＥＸＩＳＴＥ５１のレベルであるいは５ＵＰＥＲＥＸＩ
ｓ■Ｅ５２内で行なわれる。ピッ１への読み出しの場合
、それはキャッジ−１−ＭＭＵによりテストされ、（Ｅ
ＸＩＳＴＥ５１１．ｔＳＵＰＥＲＥＸＩｓＴＥ５２内で
）１口ならばスペースＴＯＢＪ１３内で読まれた要糸の
値は、ＴＯＢＪ　１３の出力側のマルチプレクサにより
コードレスポンスに代置される。非透過性の動作ではＥ
ＸＩＳＴＥ５１又は５ＵＰＥＲＥＸＩＳＴＥ５２のビッ
トはホストマシーンにより直接読み出されることなく、
前記２つのメモリスペースとＴＯＢＪ　１３への並列的
なアクセスがされる。

一般には、前記管理ユニットのメモリスペースを処理方
法は、処理の７ドレスとして論理識別ｆ、及び場合によ
りはバージョン番号ならびに処理がなされるべきメモリ
スペースのリファレンスを用い、前記リファレンスはメ
モリスペース番号からなり、前記メモリスペース番号は
重量問題とされているメモリスペースでの書き込み許可
信号がｉｑられるようデコードされることで特徴付けら
れる。

テーブルへのアクセス管理は次のようにされる。

＝Ｆ記においてテーブル内のアドレスが物理アドレスで
あるとした。しかし識別子ちまた重要となりうる。その
場合低位レベルのテーブルはキャッシュ−ＭＭＵ内に現
われない。その物理アドレスは通常はキャッジ１−ＭＭ
Ｕ内の「テーブル」タイプのリレーションの異なるセグ
メント・のテーブル内にある。（好ましくはパケットテ
ーブル、ページテーブル、オブジェ・クトテーブル及び
バージョンテーブルであり、さらにロック及び対応する
コピーは別々のセグメント内にあるようにされる。

れにより同一ページ又は同一メモリベース内に複数のレ
ベルがあるということが避けられる。）識別子及びポイ
ンターは、重みの大きいビットにより区別される。キャ
ッジ１−ＭＭＵ内及び主メモリ内のデータを（あるビッ
トによるにしろ、ポインタの値によるにしろ）区別する
こともできる。

また、オブジェクトのバージョンのセットのロックは、
そのセットのレベルのおいて行なわれても、各バージョ
ンのレベルにおいて行なわれても、テーブル°ｒＶＥＲ
ＲＯＵｓ４１の対応する要素内のビットにより区別され
る。この特定の場合のセットは、問題を生じうる各１−
プル由来の１ストにより正常動作から区別される。ポイ
ンタの代わりに識別子がある場合又は他の全ての特別な
場合には、オブジェクト一のアドレス又は［ｌツクのア
ドレスが少なくとも１ビツトで正常なレスポンスと区別
されるコードレスポンスにより貿き換えられる。

論理ページテーブル１１は３つの列を有するが（実際に
は、３による除鼻を避けるため４番目を残した４つがあ
る）、物理ページテーブル１５には１つしかない。ＴＰ
ＡＧＰ１５山来のオブジェクトのアドレス数は、バージ
ョンが存在する場合ＴＶＥＲ８３０内のバージョンの識
別子故に等しい。従って、物理パケットテーブルはＴＯ
ＢＪ１３内にあり、物理ページテーブル１５はＴ　Ｖ　
ＥＲ８３０内にある。同様に、バージョンロック及びバ
ージョンロックのコピーはＴＶＥＲ８３０内にある。

第８図において参照記号°［７５はテスト回路を表わし
、参照信号Ａ７６は加詐回路を表ね寸。

本発明によるＶヤッシ、Ｌ−ＭＭＵの性能の評価が行な
われた。

まず競合管理での選択動作の性能が調べられた。

この動作は、特に選択及び他の動作のｉｔ　ＦｉがＩＦ
ＡＵＤ８７ａｌアルゴリズムを用いるデータベースブロ
セッリにより高速化される場合には大多数の要求の継続
時間の大きな部分を占めうる。システムはオブジェクト
及びロックにアクセスし、タプルが選択結果の一部をな
す場合適宜修正後に占き込み直す。ホストマシーンは６
８０２０であるとし、命令は命令キャッシュ中にある。

これに対し、その実行は、先行する命令によりマスクさ
れない。

従って、主要な命令の継続時間は単純８４鋒の場合は、
２サイクルであり、ベリファイされない条件による条件
付分岐の場合は４勺イクルである。１サイクルの継続時
間は６０ｎｓである。　　６８０２０のバス経由のメモ
リアクセスの継続時間は２５０ｎｓである（最短には１
８０ｎｓである）、、テーブルへのアクセスのソフトウ
ェア的実行によるデータ及びロックへのアクヒスの継続
時間は次の通りである。

＊論理識別子の読み出し　　　　　　　２５０ｎ　ｓ＊
バージョン番号の読み出し　　　　２５０ｎ　ｓ＊　Ｔ
　Ｐ　Ａ　Ｑ　Ｌ、のアドレスの読み出し　２５０ｎ　
Ｓ＊ＴＰＡＱＰのアドレスの読み出し　２５０ｎｓ＊オ
ブジ１クトのアドレスへのアクセス１１アドレス計ｎ　
（１）　　　　１３２０ｎ　ｓ６メモリアクセス　　　
　　１５００ｎ　Ｓ４テスト　　　　　　　　　１４０
０ｎＳ＊バージヨンロツクへのアクセス ７アドレス計算　　　　　　　８４０ｎ　ｓ７メモリア
クセス　　　　　１７５０ｎｓ７テスト　　　　　　　
　　２９４０ｎ　ｓ（ロックの占き込み直し：　ｓ＊　
２５０ｎｓ、ｓは選択の選択度である。） Ｓ＝Ｏの場合の総計　　　１０７９０ｎ　Ｓハードウェ
ア的実行による近延は次の通りである。

＊論理識別子の読み出し　　　　　　　２５０ｎｓ二七
輪埋識別子のキャッシュ−ＭＭＵ への書き込み　　　　　　　　　　　２５０ｎｓ二１；
オブジェクトアドレスの読み出し　２５０ｎｓ＊アドレ
ステスト　　　　　　　　　　３６０ｎｓ＊ロツクの読
み出し　　　　　　　　　２５０ｎ　ｓ＊ロックのテス
ト　　　　　　　　　　３６０ｎｓ（及びロックの書き
込み直し：　Ｓ＊　２５０ｎ　ｓ　）Ｓ＝０の場合の総
計　　　　　　　１７２０ｎｓ性能の利１ｑは約６．３
倍である。これは、キャッシュ−ＭＭＵにより各タプル
で実行されるべきコードが大幅に単純化されて命令キャ
ッシュのオーバーフローの可能性が減るなら増加する。

命令キャッシュがオーバーフローを起した場合には全体
で数マイクロ秒増えることもある。

頻発しうる他の動作はロックの初期化である。

この動作はオブジェクトが修飾の表示をベリファイする
場合選択中のロック要求毎に生じうる。従ってオブジェ
クトへのアクセスよりも低Ｉｌ＆で発生する動作が問題
となる。これは、２つの動作の比が高々イン７０ゲージ
コン（ｉｎｔｅｒｒｏｇａｔｉｏｎ　）動作（例えば選
択）の選択度に等しいからである。

ロックに対応するロックタプルが存在しない場合には、
セグメントＶＥＲＲＯＵＳ４１及び／又はＶＥＲＲＯ４
ＪＳ−ＶＥＲ８ｌ０ＮＳ４２にそのタプルを生成する必
要がある。ロックがバージョンのロックであり、ＶＥＲ
ＲＯＵＳのページ及び■ＥＲＲＯＵＳ−ＶＥＲ３ｌ０Ｎ
８（１）’）フルが存在しないという好ましくないこの
仮定をする３、ＶＥＲＲＯＵＳ（７）ページ及びＶＥＲ
ＲＯＵＳ−ＶＥＲ３ＩＯＮＳのタプルの割り当ては、必
要に応じテーブルシステムを後に処理するよう（例えば
１次メモリにおけるスワップの場合）これらのオブジェ
クトが必要な後方リファレンスを含んでいるならば、ポ
インタを返すことができる。その場合セグメント・テー
ブル■ＦＲＲＯＵＳ、ＶＥＲ８■ＯＮＳの処理とともに
オブジェクトをすぐに生成する必要はない。しかしいず
れにしろ空白ページのリスト及びこのセグメント内の空
白のリストへのアクセスは必要である。

ソフトウェア的には、この初期化の継続時間は次の通り
である。

＊ベージの欠落の探索 ６計算　　　　　　　　　　７２０ｎＳ（ＴＰＡＱＬへ
（７）アクセス１．：２．Ｔ１［、ＴＰＡＧＬへのアク
セスに４計算：フィールドの扱き出し。

デカラジ（ｄｃｃａｌａｇｅ）　、テーブルのアドレス
の加算２列番号の加算） ３メモリアクセス　　　　　７５０ｎｓ２テスト　　　
　　　　　　　７２０ｎＳ（結果に対し与えられたオブ
ジェクトへのアクヒス試行：ＴＰＡＧＬ、内のロックペ
ージ上のポインタはＮＩＬである。） 一！：　Ｔ　ＯＢ　Ｊのページの割り当て３メモリアク
セス　　　　　７５０ｎＳ１テスト　　　　　　　　　
　３６０ｎｓ＊ＴＰＡＧＬの処理　　　　　　　　　２
５０ｎｓ＊ＶＥＲＲＯＵＳ−ＶＥＲ８ｌ０ＮＳ＋７）空
白（７）　１，１ストへのアクセス ２計剪　　　　　　　　　　　２４０ｎｓ（空白リスト
番号、入力デープル内のアドレス）４メモリアクセス　
　　　　１０００ｎｓ２テスト　　　　　　　　　　７
２０ｎｓ＊５ＵＰＥＲＥＸ　ＩＳ’ｒＥ、ＴＥＸ　ｌ５
ＴＥの初期化 ４８１算 （ワードのアドレス及びビットのアドレス）８０ｎＳ ２メモリアクセス　　　　　５００ｎｓ＊　Ｔ　ＯＢ　
Ｊの処理 １計篩　　　　　　　　　　１２０ｎｓ１メモリアクセ
ス　　　　　　２５０ｎｓ＊ＶＥＲＲＯＵＳ−ＶＥＲ８
ｌ０ＮＳの初期化３４倖 （ＥＸＩＳＴＥに２計Ｗ／ｌ”ｒＶＥＲ８ｌＮ５ｋ：１
　ａｔＲ）　　　　　　　　　　　　　　　３６０ｎ　
ｓ２メモリアクセス　　　　　５００ｎｓ総計 ７７２０ｎ　ｓ キャッジ１−ＭＭＵを用いるとこの継続時間は次の通り
である。

＊ｒＯＢＪ及びＶＥＲＲＯＬＩｓ−ＶＥＲ８１ＯＮＳの
割り当て　　　　　　　　　　３０７０ｎ　ｓ＊ロック
上のページ欠落の探索　　　８６０ｎｓ（識別子の書き
込み、ロックの読み出し、［１ツクのテスト） ：！：　Ｔ　Ｐ　Ａ　Ｇ　Ｌへの書ぎ込み　　　　　２
５０ｎｓ＝）：　Ｔ　ＯＢ　Ｊへの書ぎ込み　　　　　
　２５０ｎｓ：！：ＶＥＲＲＯＵＳ−ＶＥＲ８ｌ０ＮＳ
へのｉｉき込み　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　　２５０ｎ　Ｓ総計　　　　　　　　　　
　４６８０ｎＳこの場合の利得は１．６５倍に過ぎない
が、回路の使用により命令の大部分を命令キャッシュ内
に納めることができることは非常に重要である。前記の
仮定により、キャッシュ外に１０の命令があると２５０
０ｎ　ｓの付加的な遅延が生じ、２つの解決法の比は２
．２程度になる。アクセスされたオブジェクトにとり、
ロックの初期化の影響は、せいぜいＳを動作の選択度（
普通には選択の選択度）として、先行する値の５倍であ
る。

本発明によるメモリアクセス管理ユニットは、オブジェ
クトへのアクセス及びそのロックの制御を、アクセスさ
れたオブジェクト毎に１．７マイクロ秒程度の時間内で
行なうことができる。この応答時間は同一動作をソフト
ウェア的に実行した場合の約６倍速い。仮想メモリの管
理を行なう高度なシステムでの全品１０時間中において
オブジェクトへのアクセス時間は大きな部分をなすから
、オブジェクトの管理装置を加速するこの種のカードの
使用は全く正当なものである。

ある動作の継続時間中のアクセス時間の部分は、計算に
用いられるアルゴリズムに応じ多かれ少なかれ１人であ
る。継続時間が最短となるのは、ホストマシーンのバス
における有効データ転送時間内で（選択−結合の如き）
動作を行なうデータベースマシーンにおいてである。”
ＲＡＰＩＤ”と称される経過を用いるかかる装置の原即
は、本願発明の発明者中の２名とともにＣＮＲ３が１９
８７年６月１５日に出願した米国特許出願Ｓ、Ｎ。

０６１．６４２に記載されている。この装置では、例え
ばｎタプルとｍタプルを結合する動作の実１１時間は、
ｎ＋ｍオブジェクトにアクセスする時間に結合の成性へ
アクセスする時間及びこのＭ竹を転送する時間（アクセ
スされた各オブジェクトに対し３バスリイクル稈度、つ
まり約７５０ｎ　ｓ　）を加えた時間に等しい。従って
アクセス時間を適切なメモリ管理ユニットを用いて最小
限に減らずことは非常に重要である。それ故米国出願出
類及び本願出願において関連性があるのは、特に不要で
ある。

この秤の装置においては、キャッシュ−ＭＭＵにより得
られる６倍の利得は動作の継続時間に実際に大きく影響
する。

キｔ？ツシューＭＭＵとブ［１セツザＲＡＰＩＤの使用
を組み合わせることで、各トランザクションに数十秒稈
度の「８ｒｋ１時間」がある如き多数の要求からなる、
ある数のトランザクションを毎秒実行しえ、これにより
同時のトランザクションは数千となる。ＲＡＰＩＤとキ
ャッシュ−ＭＭＵの紺み言わせは、秒当りのトランザク
ション数が非常に高く（１０ブ［１セツサに対し１ｏｏ
ｏ”ｒ　ｐ　ｓ程度）、低価格でバージョン及び論理識
別子にＩ！ｌ連する装置を提供する。

上記を要約するに、本発明による」ンピ１−夕の記憶ユ
ニットに記憶されたオブジェクトにアクセスするための
メモリアクセス管理ユニット用アクセスロック手段は、
メモリｊニツ１〜内の各オブジェクトに付随する少なく
とも１つのアクセスロックデープルからなる。オブジェ
クトの［１ツキングの特定の情報は各々は、少なくとも
ロック設定のり°ブフイールドカウンタと、１〜ランザ
クジヨンスタンプのサブフィールドとからなるのが有利
である。オブジェクトのロックへのアクセスは１又は複
数レベルのマスクテーブルを通じて行なわれるのが好ま
しい。同一オブジェクトへのアクセス要求の衝突の管理
は、このロッキングの構造を用い、ロック管理及びロッ
クのコピーによる競合１−ランザクシコンの衝突の検出
、トランザクションの待機及び待機中のトランデクジョ
ンの遂行又は放棄のｈ法を提供する。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明が適用されるメモリアクセス管理ユニッ
トの好ましい第１の実施態様を示すブロック図、第２図
は第１図の管理ユニットの慈能の異なる状態を示す図、
第３ａ図、第３ｂ図及び１３０図は、第１図に示される
管理ユニット・の第１の実施態様に本発明に従い適用さ
れるロックによるアクセス衝突の管理システムの様相を
示す図、第４図は本発明が適用されるメモリアクセス管
理ユニットの第２の実施態様のアドレシングの二段階構
成を示す図、第５図はオブジェクトのバージョンのロッ
ク管理がある実施態様について、第１図の管理ユニット
のテーブルのセットでの階層ポインティング及びアドレ
シングの関係を丞す図、第６図はアクセスの競合を管理
する場合（オブジェクトのバージコンがない場合）にお
ける第４、図のユニットのテーブルのセットでの階層ポ
インティング及びアドレシングの関係を示す図、第７図
はオブジェクトのバージョンがある場合の第６図と同様
の図、第８図はアクセスロックが行なわれる本発明のメ
モリアクセス管理コニットの有利な実施態様を構成した
全体を示す図、第９図はオブジェクトのバージョンを許
容する本発明のメモリアクセス管理ユニットの第２の実
１Ｍ態様を構成した全体を示す図である。 １・・・パケット、２・・・ページ、３・・・オブジェ
クト、１０・・・論理０１０，１１・・・論理パケット
テーブル、１２・・・論理ページテーブル、１３・・・
オブジェクトテーブル、１４・・・物理パケットテーブ
ル、１５・・・物理ページテーブル、１７・・・物理識
別子、１８・・・アドレシングの上位第１段、１つ・・
・イドレシングの下位第２段、３０・・・オブジェクト
バージコン、３１・・・フィールド、３２．３３・・・
属性、３４・・・ロック、３５・・・ビット、４０・・
・パケット番号、４１・・・ロックテーブル、４２・・
・バージョンロックテーブル、５０・・・ロックの」ピ
ー、５１・・・ＥＸＩＳＴＥ　１　５２　・・・　５Ｌ
ＩＦ’ＥＲＥＸ　　ｌ５ＴＥ　　、　　６０　・・・　
ノベ　−ジョンロックテーブル、７０・・・キャッシュ
〜Ｍ　ＭＵ１７１・・・ライン群、７３・・・マルチプ
レクサ゛、７８．７９・・・接続、９０・・・メモリス
ペース、９１・・・巡回手段、９２・・・非透過レジス
タ、９３・・・加停回路、９４・・・入力マルチブレク
′す、９５・・・デス１−回路、９６・・・バス停止部
、９７・・・バス、９９・・・ＴＰＡＱ、　１００・・
・論理アドレス源、１０１〜１０７・・・メモリスペー
ス、１１２・・・パケット番号、１１５．　１１６・・
・メモリスペース、２０１・・・ページテーブル、２１
１・・・ページ番号、２１２．　２２２・・・加算回路
、２３０゜２３１、　２３２．　３３０・・・アドレシ
ングの２次情報、２３１−！！素、２５０　・・・東口
回路、３０１・Ｔ　ＯＢ　Ｊ　ＶＦＲ，４０１・＝ＴＥ
Ｘ　ｌ５ＴＥ、５０１・”ＴＶＦＲＲＯＵＳ、５３０・
・・Ｖ　Ｅ　ＲＲＯＵ　Ｓ　、　　６００・・・内部バ
ス。 ／ ＦＩＧ、７ １、事件の表示 昭和６３年　特許願　第１７７９５３ ２　発明の名称 アクセス管理手段及びアクセス要求衝突管理ユニットの
利用方法ａ　補正をする者 事件との関係　　特許出願人 住所　フランス国　７５７００　　パリ　ケ　アナトー
ルフランス　１５番地 名称　サンドル　ナショナル　ド　ラ　リシエルシエシ
ャンチフィク １０５　ロカンクール　ドメン　ド　ヴオルソー（番地
なし） 名称　アンスヂチュ　ナショナル　ド　リシエルシエ　
アンアンフオルマチーク　エ　アン　オートマチーク７
、補正の内容 （１）願書中、出願人の代表１名を別紙のとおり補充す
る。 ■　図面の浄書（内容に変更なし）を別紙のとおり補充
する。 ■　委任状及びその訳文各１通を別紙のとおり補充する
。 ４）明細書中、第１頁４行目と５行目の間に、「２、特
許請求の範囲」を挿入する。 以　　上

Claims (24)

【特許請求の範囲】
1. （１）コンピュータの記憶ユニットに記憶されたオブジ
   ェクトへのアクセスをロックし、該オブジェクトは、コ
   ンピュータの処理ユニットに由来する論理アドレス源か
   らオブジェクトの物理アドレス情報を引き出す間接アド
   レス手段からなるメモリアクセス管理ユニットを通じて
   アドレスされるアクセスロック手段であつて、該アクセ
   スロック手段は、各該オブジェクトに付随する少なくと
   も１つのアクセスロックテーブルからなり、該アクセス
   ロックテーブルの各レコードは、オブジェクト又はオブ
   ジェクトのセットに付随するロックの情報及び／又はロ
   ックの情報のアドレスからなることを特徴とするアクセ
   スロック手段。
2. （２）各該レコードは、初期化された状態で、レコード
   に付随するオブジェクトのセット中の各オブジェクトに
   ついてのロックの特定の情報を有するロック状態フィー
   ルドを有するオブジェクトのセットに付随するロックの
   情報からなり、該ロックの特定の情報は該ロック状態フ
   ィールド内部に連続的に配置されることを特徴とする請
   求項１記載のアクセスロック手段。
3. （３）オブジェクトのロックの各特定の情報は、少なく
   ともロック設定のサブフィールドカウンタ及び／又はト
   ランザクションのスタンプサブフィールド及び／又は欠
   乏ビットからなることを特徴とする請求項１又は２記載
   のアクセスロック手段。
4. （４）該ロックの情報及びロックの情報のアドレスは夫
   々処理ユニット由来のオブジェクトの論理アドレス源よ
   りアクセスされることを特徴とする請求項１記載のアク
   セスロック手段。
5. （５）処理ユニット由来の各該論理アドレス源が、異な
   るレベルの間接アドレスシンクに対応し、それぞれが間
   接アドレスを含む異なる少なくとも２つのフィールドか
   らなるアクセスロック手段であつて、該ロックテーブル
   は、階層的に組織された少なくとも２つのテーブルセッ
   ト内に配置され、各該ロックテーブルセットは論理アド
   レス源の該間接アドレシングのレベルの１つに対応し、
   各ロックテーブルセットにはレコードの選択手段が付随
   し、該選択手段は入力において論理アドレス源の対応す
   るフィールド内の間接アドレスと場合により上位レベル
   のテーブルセット由来のアドレシングの２次情報とを供
   給され、該付随するテーブルセットのレコードへのアク
   セスの選択されたアドレスを出力することを特徴とする
   請求項４記載のアクセスロック手段。
6. （６）該階層化されたロックテーブルセットは、該階層
   化されたオブジェクトアドレシングテーブルセットと協
   働し、該階層化されたロックテーブル及びオブジェクト
   テーブルは、同一の論理アドレス源からアクセスされる
   ことを特徴とする請求項６記載のアクセスロック手段。
7. （７）該階層化されたオブジェクトアドレシングテーブ
   ル及びロックテーブルは、共通のメモリスペース内で少
   なくともレベル毎に統合されることを特徴とする請求項
   ６記載のアクセスロック手段。
8. （８）論理アドレス源のフィールド内容値と階層化され
   たオブジェクトアドレシングテーブルの１つのテーブル
   に由来するロックの論理アドレスとを入力に供給され、
   入力論理アドレスをオブジェクトの物理アドレスに変換
   する第１の状態と、ロックの論理アドレスをロックの情
   報及び／又は該ロックの情報の物理アドレスに変換する
   第２の状態との２つの状態の一方の開始を択一的に保証
   する入力マルチプレクサ回路からなることを特徴とする
   請求項７記載のアクセスロック手段。
9. （９）該ロックテーブルセットは、ロックの情報の各セ
   ットのワードのマスクビットのテーブルと協働し、該テ
   ーブルは、該ロックテーブルセットを含むメモリスペー
   スへ並列的にアクセスされるメモリスペース内に記憶さ
   れることを特徴とする請求項１記載のアクセスロック手
   段。
10. （１０）該マスクビットは、問題とされるオブジェクト
    又はオブジェクトセットに関しロック状態についてのロ
    ックの特定の情報の存否についての情報と対応すること
    を特徴とするアクセスロック手段。
11. （１１）該マスクビットのテーブルは、少なくとも２レ
    ベルのテーブル階層に組織されることを特徴とする請求
    項９記載のアクセスロック手段。
12. （１２）少なくとも２つの異なるトランザクションに由
    来する同一オブジェクトへのアクセス要求の衝突を管理
    するための請求項１に従う管理ユニットの利用方法であ
    って、アクセスされた及び／又はリレーション源の結果
    の一部をなすオブジェクトに付随する全てのロックを初
    期化し、各オブジェクトのロックの特定の情報を、任意
    のトランザクションに由来する該オブジェクトへのアク
    セス要求毎に増加させ、各トランザクションが各オブジ
    ェクトに対し要求したアクセスの回数をリレーション源
    の結果の一部をなすよう記憶し、進行中のトランザクシ
    ョンが終了する毎に、リレーション源の各オブジェクト
    のロックの特定の情報をリレーション結果内の該オブジ
    ェクトの対応するロックの特定の情報の値だけ減少させ
    ることを特徴とする利用方法。
13. （１３）該リレーション源のロックの該フィールドは、
    該フィールドと同一のコピーを体系的に複製され、読み
    出し衝突又は書き込み衝突が発生する毎に、現トランザ
    クションについて該オブジェクトへのアクセスに対する
    リレーション結果内に記憶された数から、リレーション
    源の該コピー内のアクセス要求のされたオブジェクトの
    ロックの特定の情報を減算し、減算結果がゼロと異なる
    場合、つまり少なくとも１つの他の未完了トランザクシ
    ョンが該オブジェクトへのアクセスを獲得している場合
    には衝突を確認して該トランザクションを待機せしめる
    ことを特徴とする請求項１２記載の方法。
14. （１４）少なくとも１つの他の異なるトランザクション
    に由来する同一オブジェクトへのアクセス要求の衝突を
    管理し、コンピュータの記憶ユニット内に記憶されたオ
    ブジェクトへのアクセスを少なくとも１回要求する動作
    からそれぞれなるトランザクションに由来する中央ユニ
    ットの要求の間にアドレスされる請求項１１記載に従う
    管理ユニットの利用方法であつて、各オブジェクトのロ
    ックの特定の情報を、任意のトランザクションに由来す
    る該オブジェクトへの読み出しアクセス要求毎に増加さ
    せ、進行中のトランザクションが終了する毎に、リレー
    ション源の各オブジェクトのロックの特定の情報を、該
    終了したトランザクションのリレーション結果内に該オ
    ブジェクトが現われる回数の数だけ減少させることを特
    徴とする管理ユニットの利用方法。
15. （１５）あるオブジェクトにアクセスする最初のトラン
    ザクションの各々により、該オブジェクトのロックの特
    定の情報のトランザクションスタンプフィールド内にト
    ラクザクションのラベルが付けられ、該スタンプは最初
    のトランザクションと異なる第２のトランザクションに
    より該オブジェクトへアクセス要求がある場合には消さ
    れることを特徴とする請求項１４記載の方法。
16. （１６）オブジェクト又は読み出しロックがされたある
    バージョンのオブジェクトにあるトランザクションＴ１
    の動作によりなされる書き込みロックの要求の場合に、
    以後の読み出しトランザクションが該オブジェクトへア
    クセスしないよう該オブジェクトのロックの特定の情報
    の欠乏ビットを場合により設け、該オブジェクト又はそ
    の識別子を該トランザクションに付随し起こりうる衝突
    の一時的リレーション内に記憶し、該動作の終了時該衝
    突の一時的リレーション内に記憶された該オブジェクト
    の各々につきロックの特定の情報のフィールドカウンタ
    をコピーし直し、該トランザクションに付随するリレー
    ション結果内に対応する該オブジェクトが現われる回数
    の数だけ該カウンタのコピーを減少せしめ、減少の結果
    がゼロと異なる場合、つまりまだ終了していない少なく
    とも１つの他のトランザクションが該オブジェクトへの
    アクセスを獲得している場合、衝突を確認し、少なくと
    もアクセス衝突のある該オブジェクトについては該動作
    の効果を無効とし、さらに待機せしめ、減少の結果がゼ
    ロに等しい場合は衝突のないことを確認することを特徴
    とする請求項１４に記載の方法。
17. （１７）該オブジェクト又はオブジェクトのバージョン
    のロックの該特定の情報を含むロックテーブル（４１、
    ４２）及びロックテーブルのコピー（５０、６０）それ
    ぞれは、ロックの各ページのコピーそれぞれのワードの
    マスクビットの第１のテーブル（５１、６１）と協働し
    、該ビットの各々は欠落により重要でなく、対応するワ
    ードが少なくとも１つの重要なロックを含む場合は特定
    的に初期化されることを特徴とする請求項１４又は１６
    に記載の方法。
18. （１８）該オブジェクト又はオブジェクトのバージョン
    のロックの特定の情報を含む該ロックテーブル（４１、
    ４２）及びロックテーブルのコピー（５０、６０）それ
    ぞれは、マスクビットの第２のテーブル（５２）と協働
    し、該第２のテーブル（５２）の各マスクビットには該
    第１のテーブル（５１）のマスクビットのワードが付随
    し、該第２のテーブル（５２）の各マスクビットは欠落
    により重要でなく、マスクビットの少なくとも１つが該
    第１テーブル（５１）のマスクビットの付随するワード
    内で重要である場合は特定的に初期化されることを特徴
    とする請求項１７に記載の方法。
19. （１９）該第１のテーブル（５１）及び／又は第２のテ
    ーブル（５２）のマスクビットは、ロックテーブル（４
    １）及びロックのコピー（５０）それぞれのセットを含
    む該メモリスペースとは異なるメモリスペースに記憶さ
    れ、オブジェクトテーブル（１３）又はオブジェクトバ
    ージョン（３０）のセットを含む該メモリスペースと並
    列的にアクセス可能であることを特徴とする請求項１７
    又は１８のいずれか一項に記載の方法。
20. （２０）同一リレーションに対する少なくとも２つのト
    ランザクションの相互ブロックの問題を処理するための
    衝突管理方法であつて、各リレーションに対し他のリレ
    ーションにより該リレーションの少なくとも１つのオブ
    ジェクトに設定された少なくとも１つのロックによりロ
    ックされているか待機中であるトランザクションを記憶
    し、リレーションのあるレベルでの相互ブロックの可能
    性を、例えばトランザクションの待機グラフを構成する
    等の従来の方法で決定し、待機中の他のトランザクショ
    ンをブロックする該リレーションに読み出しロックを行
    ないうる各トランザクション毎に、この衝突が有効かど
    うかを、ロックを行なう該トランザクションによりロッ
    クが設定される動作のリレーション結果と該他のトラン
    ザクションが待機しているオブジェクトの識別子との共
    通部分が空であるか調べることで確認することを特徴と
    する請求項１４に従った衝突管理方法。
21. （２１）オブジェクトへのアクセス衝突が確認されたト
    ランザクションの遂行を管理するため、該トランザクシ
    ョンを定める動作列のある動作による該オブジェクトへ
    の書き込みロックの設定要求の際、該オブジェクトに付
    随するロックのフィールドカウンタの値と待機中の該動
    作に付随するロックのコピーのフィールドカウンタでの
    減少結果の値との差に等しい該トランザクションの遂行
    基準が計算され、該トランザクションについて該遂行基
    準がゼロに等しい時、つまり該トランザクションが該オ
    ブジェクトに読み出しロックを設定していない時は該ト
    ランザクションは単純待機とされ、該遂行基準がゼロで
    ない時、つまり該トランザクションが該オブジェクトに
    少なくとも１つの読み出しロックを設定している時は、
    該トランザクションは優先待機とされ、該オブジェクト
    に対し先行トランザクションで優先待機とされたものが
    既に存在し、実行中のトランザクションが優先待機の状
    態となった時には該オブジェクトにつき相互ブロックが
    あることが確認され、該先行トランザクションと実行中
    のトランザクションの一方が放棄されることを特徴とす
    る請求項１５又は１６に従った衝突管理方法。
22. （２２）請求項２１による単純待機又は優先待機とされ
    たトランザクションの遂行の段階を実行するため、該オ
    ブジェクトにつき待機中のトランザクションのリストの
    リファレンスを待機テーブルに記憶させ、該待機テーブ
    ルのリファレンスの指標を該オブジェクトに付随するロ
    ックのスタンプのフィールドに入れ、各該待機中のトラ
    ンザクションの記述子を、それがブロッキングオブジェ
    クトのカウンタにつき待機中であるオブジェクトの数だ
    け増加させ、該オブジェクトにつき優先待機とされたト
    ランザクションの記述子のブロッキングオブジェクトの
    該カウンタを、該オブジェクトに付随するロックのフィ
    ールドカウンタの内容値が該遂行基準の値に等しい閾値
    に達した時、つまり他のトランザクションによる該オブ
    ジェクトの完全なロック解除の時に単位だけ減少させ、
    該トランザクション該オブジェクトについての待機トラ
    ンザクションリストから抜き取り、オブジェクトにつき
    単純待機中の各トランザクションの記述子のブロッキン
    グオブジェクトの該カウンタを、該オブジェクトに付随
    するフィールドカウンタの値がゼロと等しい時、つまり
    該オブジェクトの完全なロック解除の時に単位だけを減
    少させ、該トランザクションを該オブジェクトについて
    の待機トランザクションリストから抜き取り、ブロッキ
    ングオブジェクトのカウンタがゼロに戻った全てのトラ
    ンザクションを遂行することを特徴とする衝突管理方法
    。
23. （２３）オブジェクトの識別子の集合により表わされる
    動作の２つのリレーション結果の交差部分の利用を特に
    行なうための管理ユニットの利用方法であって、識別子
    が一方のリレーション結果の一部をなすオブジェクトに
    対し各オブジェクトのロックのコピーに付随するマスク
    ビットを所与の値とし、他のリレーションの各識別子に
    つき前記マスクビットをテストし、該他のリレーション
    結果のオブジェクトの存在に対応する第１のマスクビッ
    トがあることから該交差部分が空でないことを確めるこ
    とを特徴とする請求項１による管理ユニットの利用方法
    。
24. （２４）動作が１又は複数の独立した部分動作に分割さ
    れ、一のトランザクションの部分動作は他のトランザク
    ションの部分動作により中断されることなく実行され、
    部分動作を実行中のある他のトランザクションの排他的
    ロックにより確実な衝突と部分動作終了時フィールドカ
    ウンタが空でないことにより蓋然的な衝突とを探索し、
    オブジェクトにおいて衝突がある場合に２つの論理アド
    レスは部分動作の衝突の記憶の一時的リレーションのみ
    で保存されロックのオブジェクトをなさないという事実
    のみによりオブジェクトにて部分的に放棄され、トラン
    ザクションは実行中のトランザクションのリストの単純
    な解除により待機状態とされることを特徴とする請求項
    ３及び１２に従うトランザクションの待機設定の衝突の
    管理方法。