JPH02226442A - データベースシステムのデッドロック防止方式 - 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】 ［発明の目的］ （産業上の利用分野） 本発明は、銀行取引、証券取引、医療問診設備その他の
制御分野で利用可能なデータベースシステムのデッドロ
ック防止方式に係わり、特にＬＡＮ　（ローカルエリア
ネットワーク）の伝送路上に配置された複数のワークス
テーションの各データベースに対し任意のワークステー
ションよりアクセスするときに生ずるデッドロックを確
実に防止するデータベースシステムのデ・ノド口・ツク
防止方式に関する。

（従来の技術） 従来、ＬＡＮｌ−に複数のワークステーション（以下、
ＣＰＵと指称する）を分散配置すると共に各ＣＰＵがそ
れぞれ個別にデータベースを所持する分散型データベー
スシステムにおいては、複数のデータベースを有機的に
結合してシステム全体のデータベースを有効に活用する
とき、各ＣＰＵ相互間において任意のＣＰＵが所要とす
るＣＰＵのデータベースファイルをアクセスするが、こ
のときＣＰＵ相互間で衝突を回避する観点から一慣性制
御が広く採用されている。

そこで、この従来例では、（１）ファイル更新における
一慣性制御、（２）この−慣性制御を実現する一般的な
ロックモデル、（３）更に、このロックモデルの１つで
ある２相口・ツク、（４）この２相ロツクによるデ・ノ
ド口・ツクの発生、（５）デッドロックの発生を回避す
るタイムスタンプ法等について順次説明する。

（１）　ファイル更新におけるデータの一慣性制御につ
いて。

今、あるＣＰＵのデータベースをアクセスする読み書き
加工等を含むデータの性格を持つトランザクションをＴ
ｌ、Ｔ２．・・・、Ｔｍとし、かつ、これらトランザク
ションが読み書き等を行う単位データをａ、ｂ、ｅ、・
・・、２とし、またトランザクションＴ１が前記１１１
位データを用いて行う読込み処理をＲ１（）、書込み処
理をＷｉ（）とすると、トランザクションＴＩは、 ＴＩ　−Ｒ１（）　　・Ｗ［（）　　・・・・・・・・
Ｒ１（）　　・Ｗｌ（） で表わせる。この（）の中の値はトランザクションＴ１
がアクセスする単位データの集合ｆａ　。

ｂ、ｃ、・・・、ｚｌの中の任意の値である。

ここで、ファイル更新におけるデータの一慣性制御を得
るための規約は、■トランザクションＴＩにおけるｊ番
目のファイルアクセス操作をｔｌｊで表わし、■トラン
ザクションＴ１のスケジュールをＴｉ−ｔｌｌ−ｔｉ２
・・・・・・・・ｔｔｊ・・・・と表現し、■Ｔｊのス
ケジュールをＴｊ−ｔｊｌ・ｔｊ２・・・・・・・・ｔ
ｊｋ・・・・と表現し、■並行処理されるトランザクシ
ョンの集合をｔＴｌ、Ｔ２．・・・・・・Ｔｍｌで表わ
すと、 ファイル更新におけるデータの一慣性制御とは、［トラ
ンザクション系列Ｔ−ＴＩ、Ｔ２．　　・・・Ｔｍ−ｔ
ｌｌ−ｔ１２・・・・φｔ２１−ｔ２２・・・・・ｔａ
ｌφｔｄ・・・・においてスケジュールを任意に割振り
してなる新しい！・ランザクジョン系列Ｔ’−ｔｌｌ’
ｔ１２′　　・・・・・ｔ　２に’　　　ｔ　２２’　
　・・・・・ｔ　ａ１１’ｔ　ｉ２’　　・・・・とじ
たとき、これら２つの連続するスケジュールｔ１ｊ・ｔ
　ｌｊ＋１の間のデータ操作がどのようなものであろう
とも、常にその実行結果がＴｌ−Ｔ２　・・・・・ＴＩ
ｍをある順序で並べて実行した場合の結果の１つと一致
すること」と定義できる。換言すれば、複数のＣＰＵが
それぞれ必要とするＣＰＵのデータベースファイルを小
刻みな状態で処理した結果と、１つのＣＰＵが１つのブ
タベースファイルを専ａして処理した結果とが一致する
ことをいう。勿論、スケジュールの集合ｆ　ｔ　ＩＩ、
　ｔ　１２．　・・、　ｔ　ｍｌ、　ｔ　ａ２．　＝１
と（ｔ　１１’ｔ１２’−ｔｍｌ’　、ｔｄ’　、−１
は配列順序を無視すれば全く同一のものである。

ところで、並行処理すべきトランザクション群の任意の
スケジュール系列がファイル更新におけるデータの一慣
性制御規約を保持しているか否かの判定はＮＰ（非多項
式問題）完全に属するので、事象の構成因子がＮ個ある
場合にはその事象の数が２　ＨＮ６のオーダに比例して
増大し、そのため実時間内で判定することが不可能であ
る。そこで、般にはデータの一慣性制御の判定にはロッ
クモデルによる判定方法が用いられている。

（２）　この−慣性制御を実現する一般的なロックモデ
ルについて。

このロックモデルは、簡単に言えばあるＣＰＵが任意の
ＣＰＵのデータベースファイルを使用しているとき、そ
のデータベースファイルに関して他のＣＰＵはそのデー
タベースファイルを使用してはならないことを宣言°す
ることであり、このモデルの背景には次のような考えが
ある。すなわち、あるトランザクションＴＩの中の１つ
のスケジュルＷｉ（）またはＲ１（）を実行しようとす
る場合、そのアクセス対象となるデータ（）に対してロ
ック亘言を行った後、Ｗｌ（）またはＲ１（）を実行す
る。そして、Ｗｌ　（）またはＲｉ　　（）のアクセス
終了後に当該データ（）のロックを解除する。このよう
に規約を設けることにより、−慣性制御の判定は前記Ｎ
Ｐ完全から多項式時間のアルゴリズムで表わすことが可
能となり、実時間内での判定が１−Ｉ■能となってくる
。このロック宣言およびロック解除宣言の手続きはデー
タベースへアクセスするためのオーバーヘッド（スケシ
ュリング用プログラム）を本質的こ増加させるものでは
ない。

次に、ロックモデルによる一慣性制御の判定がどのよう
に実行されるかについて説明する。一般に、トランザク
ションＴＩのスケジュール系列は、ＴＩ−Ｌｌ　　（’
）　　・Ｌｌ（）　　・・・・・Ｕｌ　（）・Ｌｌ（）
　・・・・・ Ｕｌ　（）　・Ｕｌ（） で表現できる。ここで、（）はトランザクションＴＩが
アクセスするデータの単位、Ｌｌはロック宣言、Ｕｌは
ロック解除を意味する。従って、上式からロック宣言数
とロック解除数は互いに等しくなる。

そこで、上記の条件の下でロックモデルによるデータの
一慣性υＩ＆７１１の判定規約は次のように表現できる
。

■、スケジュールに対応して々向フラグを作る。

フラグの節点ｖｌはトランザクションＴＩの処理に相当
する。

■、スケジュールの中でＵｌ（ａ）の後に最初にａをロ
ックする操作Ｌｊ　　（ａ）（Ｉ　キｊ）を行い、この
節点ｖｌからｖｊへ向うラベルａを付けたａ向肢（＝）
を付ける。ａは任意の単位データとする。

■、上記の操作を繰返しながらすべての可能な技を生成
した後のグラフにおいて第６図の如く閉ループが形成さ
れれば一慣性制御は不成立と判定でき、第７図の如く開
ループが形成されれば一慣性制御は成立すると判定でき
る。

この判定規約はロンクモデルにおける一慣性制御をｒｉ
ｌ定する場合の必要十分な条件を与えるものであり、以
ド、具体的に３つのトランザクションＴＩ、Ｔ２．Ｔ３
についての一慣性制御について考えてみる。これらトラ
ンザクションＴｌ、Ｔ２゜Ｔａの処理は、 ＴＩ　＝ＬＩ　　（ａ）Ｕｌ　　（ａ）Ｌｌ　　（ｅ）
Ｕｌ　　（ｃ）Ｔ２　＝Ｌ２　　（ｂ）Ｕ２　　（ｂ）
Ｒ２（ａ）Ｕ２　　（ａ）Ｔａ　＝Ｌ３　　（ｂ）Ｒ３
（ｅ）Ｕ３　　（ｅ）Ｕ３　　（ｂ）で表わされる。そ
こで、ＣＰＵを用いて上記３つのトランザクションのス
ケジュールを例えば次の２通りの順序に割振りしてみる
。

Ｔａ　−Ｌｌ　　（ａ）Ｒ２（ｂ）Ｕ２　　（ｂ）Ｒ３
（ｂ）Ｒ３（ｃ）Ｕｌ　　（ａ）Ｒ２（ａ）Ｕ３　　（
ｅ）Ｕ２　　（ａ）Ｌｌ　　（ｃ）Ｕｌ　　（ｃ）Ｕ３
　　（ｂ）Ｔｂ　　−Ｒ２（ｂ）Ｌｌ　　（ａ）Ｕ２　
　（ｂ）Ｕｌ　　（ａ）Ｒ３（ｂ）Ｌｌ　　（ｅ）Ｒ２
（ａ）Ｕｌ　　（ｅ）Ｒ３（ｃ）Ｕ３　　（ｅ）Ｕ２　
　（ａ）Ｕ３　　（ｂ）しかして、前記判定規約■、■
、■に従って上記割振りしたスケジュールをグラフで表
現すると、Ｔａでは第６図の如き閉ループとなって一慣
性制御が成立しない。一方、Ｔｂは第４図の如き開ルー
プとなって一慣性制御が成立する。

しかし、このロックモデルによる閉ループの検出アルゴ
リズムでは一慣性制御の判定はｉｊＪ能であるが、例え
ば分散型データベースシステムでは適切な判定方法とは
言えない。何故ならば、常に分散型データベースの全系
列のトランザクションを認識した後、そのグラフのルー
プ生成を集中的にπｉ視する機構が必要となるためであ
る。

（３）　ロックモデルの１つである２相ロツクについて
。

そこで、一般的なロックモデルによる判定の場合に必要
である集中監視機構を排除し、それぞれのＣＰＵで適宜
なデータベースファイルのアクセスの規約を設けること
により分散型データベースシステムの全体系列の一慣性
制御を保証するために２相ロツクが用いられている。こ
の２相ロツク規約は、トランザクション内のスケジュー
ルがロック手続とそのロック解除手続とを完全に分離し
、前者ではロック操作のみ、後者ではロック解除操作の
みしか行わない規約である。すなわち、トランザクショ
ン内で１つでもロック解除操作が行われると、それ以後
ロック操作を行わないものとする。この２相ロツク規約
に従うトランザクションＴ１のスケジュールとしては、 ＴＩ＝ＬＩ　　（）　　争Ｌｉ（）　　・・・・・・・
・Ｕ［（）　　・Ｕｌ（） で表現できる。Ｌｌ　（）はロック位相、Ｕｌ（）はロ
ック解除位相である。この２相ロツク規約に従うトラン
ザクションの集合に対してそれを割振りした任意のスケ
ジュールには一慣性制御が成立する。何故ならば、スケ
ジュールを部分的に実行した時点で一慣性制御の判定グ
ラフに閉ループが出来たとすると、第８図から明かなよ
うにｖｌからｖｊに向う経路ではＴｌが単位データ（ａ
）に対してロック解除の位相にあることを示し、一方、
トランザクションの集合ｉＴｌ、Ｔ２・・・、Ｔｉ、Ｔ
ｊ、・・・、Ｔｍｌよりｖｌに向う経路ではＴＩが１１
１位データ（Ｃ）に対してロック宣訂の位相にあること
を示し、このためロック宣言とロック解除の位相が同時
に発生したことになり、これはトランザクションの集合
［ＴＩ、Ｔ２゜・・・・・・、Ｔｍ）が２相ロツク規約
と矛盾するためである。この２相ロツク規約に従うトラ
ンザクションの一慣性制御の証明はデータベースが集中
している場合であるが、これは分散型データベース系に
ついても成立する。トランザクションの集合ｆＴｌ、Ｔ
２．・・・・・・、ＴｍｌがどこのＣＰＵに存在するか
または単位データの集合ｆａ、ｂ、・・川がどこのＣＰ
Ｕのデータベースに存在するかに依存しないためである
。

（４）　２相ロツクによってデッドロックが生ずる点に
ついて。

ところで、以り述べたように２棺ロツク規約に従ってフ
ァイルのロック宣言およびロック解除を行うとデータの
一慣性制御は保証されるが、次の例に述べるようにデッ
ドロックが発生する場合がある。今、トランザクション
Ｔｌ、Ｔ２について考えると、 ＴＩ　＝ＬＩ　　（ａ）Ｌｌ　　（ｂ）Ｕｌ　　（ａ）
Ｕｌ　　（ｂ）Ｔ２−Ｌ２　　（ｂ）Ｌ２　　（ａ）Ｕ
２　　（ａ）Ｕ２　　（ｂ）で表わされ、これら２つの
トランザクションＴＩ、Ｔ２を割振りしたスケジュール
がＬＬ（ａ）Ｌ２（ｂ）・・・から始まったとする。ト
ランザクションＴ　Ｉ、およびＴ２はそれぞれ相手側が
次のステップで山角゛すべきデータを既に占何している
ので、両トランザクションＴｌ、Ｔ２はともに次のステ
ップに進めなくなり、いわゆるデッドロックが発生する
。

そこで、２相ロツクによる一慣性制御ではデッドロック
が発生するので、このデッドロックを検出するための検
出規約が設けられている。

■、他のトランザクションＴｉがロックしているデータ
に対するロック要求に対して有向フラグを作る。グラフ
の節点ｖｌはトランザクションＴＩに相当する。

■、トランザクションＴ１のロックしているデータａに
対し、トランザクションＴｊがロック要求を出している
とき、ｖｊからｖｌヘフラグａを持つ有向枝を付ける。

■、以」二の操作を繰返しながら可能な限りすべてに枝
を生成する。

このような操作を行って得られたグラフに閉ループを持
たないこと、デッドロックが生じないことが必要条件で
あることは自明である。第９図は検出規約■、■に従っ
てデッドロックの発生グラフを示した図である。

従って、以上のような手続きに従ってデッドロックを検
出したとき、閉ループの生成に関係するトランザクショ
ンのうちの１つを選択し、最後あるいはそれよりも前に
遡って要求手続きをキャンセルし、その後適当な遅延時
間を置いてそのスケジュールを実行する。いわゆるロー
ルパック処理が行われているが、この方法は分散型デー
タベースジステムには次の理由から適当なものでない。

（イ）、ロールパック処理に使用する遅延時間は一義的
に決定できない。あまり短い時間を設定するとロールパ
ック処理の再試行が必要になり、これに伴ってＣＰＵ間
の通信オーバーヘッドが大きくなり、システムのパーフ
オマンスが極端に低下する。

（ロ）、デッドロックが１夏数のスケジュール実行ポイ
ントで発生した場合、各ポイントについて順次ロールパ
ック処理を繰返していく必要があるが、非常に曵雑なア
ルゴリズムとならざるを得ない。

（５）　デッドロックの発生およびロールパック処理を
回避するタイムスタンプ法について。

そこで、−１−記の欠点を袖填するために種々の方法が
提案されているが、そのうちトランザクション処理を行
うときの時間合せを行う、いわゆるタイムスタンプ法に
ついて述べる。このタイムスタンプ法のアルゴリズムの
一例としては、ａｌあるトランザクションＴ１が必要と
する資源の集合をＲ１とする。

ｂ、トランザクションＴＩが処理を開始する前に既に他
のトランザクションＴ２が処理開始の要求を行っている
場合、トランザクションＴ２で必要とする資源Ｒ２とＲ
１の間にデッドロック発生の可能性があるものとする。

ｃｌ　トランザクションＴＩで要求する資源は１度バッ
ファリングされ、その後Ｒ１とＲ２の間にデッドロック
発生の可能性が無くなった時点でトランザクションＴＩ
の処理を開始するものとする。

このようにすれば、デッドロックの発生がなくなり、ロ
ールパック処理は起らない。但し、上記アルゴリズムが
成立するためにはトランザクションの開始時刻を分散型
データベースシステム共通の時刻を認識する手段が必要
であるが、これは例えばシステムの立」−げ時点におい
てそれぞれのＣＰＵ時刻を０時とし、その後、相互に通
信を行うときに自分のＣＰＵ時刻とＣＰＵ、ＮＯを添え
、かつ、ＣＰＵ、Ｎｏに優先順位を付ければ、システム
共通に１意の時刻を得ることができる。以下、各サイト
ＣＰＵ時刻、各サイトＣＰＵ、Ｎｏの組をもってタイム
スタンプ時刻と呼ぶ。

ところで、ｌ−１ａ　ａ　、　　ｂ　、　　ｃのデッド
ロック判定基準のアルゴリズムは、具体的には次のよう
に表わすことができる。

■、トランサクションＴＩ開始前に、トランザクション
Ｔｌ内でアクセスするすべてのファイル７！１に対し、
予め読出し／８込みのロック予約を行う。このときのロ
ック予約情報は、 （１，Ｔｉ　、Ｔｓ　　（ＴＩ）＋−Ｆａ　、Ｆｂ　、
−−−−−川で表わす。■はロックに約要求の識別コー
ド、ＴＩはトランザクションＴｌ　、Ｔｓ　　（Ｔ１．
　）はトランザクションＴ１のタイムスタンプ、Ｉ；’
ａ、Ｆｂ。

・・・はトランザクションＴ１において読出し／書込み
を行うすべてのファイル名を示す。

■、また、読出し／書込みのロック予約を受付けたＣＰ
Ｕのサイトは、対象ファイルの予約リストに゛皮求タス
ク名とタイムスタンプを登録する。

すなイ〕ち、ここで要求資源のバッファリングを行った
ことになる。

■、各タスクは実際にファイルをアクセスする直前に１
涜出し／書込みロック要求を出す。このときのロック情
報は下記のようになる。

＋Ｊ、Ｔ、Ｆｌ 但し、Ｊ：ロック要求の識別コード、Ｔ：ロック要求を
実行するトランザクション、Ｆ：ロック要求を行ったフ
ァイル名である。

■、ロック要求を受取ったＣＰＵのサイトはその要求と
既に発行されているトランザクションのロック要求との
間にデッドロック発生の可能性があるか否かをチエツク
し、その可能性がなければロック許可を出し、その可能
性がをる場合には不＝′「可を要求元に返す。そして、
不許可になったロック要求は読出し／書込み待ちリスト
にその要求トランザクション、ロック予約タイムスタン
プ時刻とともに登録する。

■、現在ロック中のタスクがロック解除要求を出し、ロ
ック可能状態になる毎に各ファイルは読出し／書込み待
ちリストからロック予約２　タイムスタンプ時刻の最も
小さいトランザクションを取出し、そこへロック許可を
送る。

従って、このようにすれば、デッドロックの発生とロー
ルバック処理を回避することができる。

ここで、デッドロック発生の可能性があるか有るか否か
の判定のアルゴリズムは、第１０図に示す如くあるＣＰ
ＵのトランザクションＴＩがロック予約情報を出力する
と（ステップＳ１）、そのロックｒ約情報を受付けた各
ＣＰＵは予約リストにロック予約情報を登録する（ステ
ップＳ２）。

各ＣＰＵはファイルアクセス時のロック要求情報を出力
する（ステップＳ３）。しかる後、ロック要求の識別コ
ードに拭づくロック要求情報を受取ったＣＰＵはそれぞ
れ自己のデータベースファイルの読出し／８込みロック
リストをチエツクしくステップＳ４）、他のトランザク
ションについてロック要求が行われている旨の登録があ
るか否かを判断する（ステップＳ５）。ロック要求登録
があると判断したときにはデッドロック発生の可能性が
ないが、現にロック許可の下にロック要求を行っている
のでステップＳ６に移行し、ロック要求を読出し／書込
み待ちロックリストに登録した後、ロック要求先にロッ
ク不許可の通知を行う（ステップＳ７）。ステップＳ５
において他のトランザクションについてロック要求の登
録がない場合には自己のデータベースファイルに既に登
録されている読出し／書込みロック予約リストをチエツ
クしくステップＳ８）、ロック要求を行っているトラン
ザクションのタイムスタンプよりも小さいタイムスタン
プのトランザクションがあるか否か（ステップＳ９）、
つまり両トランザクションのロック要求についてデッド
ロック発生の可能性があるか否かを判断し、可能性があ
る場合には前述したステップＳ６．Ｓ７に移行し、一方
、ロック要求を行っているトランザクションのタイムス
タンプが最も小さい場合にはデッドロック発生の可能性
がないと判断してロック許可を行う（ステップ５１０）
。すなわち、このアルゴリズムは特にステップＳ４およ
びＳ５に示すように、今回のロック要求以前に今回の要
求トランザクションよりタイムスタンプ時刻の小さいト
ランザクションによるロック予約要求が出されている場
合には今回のロック要求を断念する考えである。

（発明が解決しようとする課題） 従って、以上のようなアルゴリズムであれば、デッドロ
ックの防止機能を果たすことができるが、ロックトラン
ザクションを実行するに際し冗長性によるロック待ち時
間が発生する。例えば次の２つのトランザクションＴｌ
、Ｔ２について考えてみる。

Ｔｌ＝Ｔｓ　　（ＴＩ、Ｆｌ、Ｆ２）　　・Ｌｌ　　（
Ｆｌ）・Ｌｌ　　（Ｆ２）　　・Ｕｌ　　（Ｆｌ）・Ｕ
ｌ　　（Ｆ２） Ｔ２＝Ｔｓ　　（ＴＩ、Ｆｌ、Ｆ２）　　・Ｌ２　　（
Ｆ２）・Ｌ２（Ｆｌ）　　・Ｕ２　　（Ｆｌ）・Ｕ２（
Ｆ２） これらトラン−ザクジョンＴｌ、Ｔ２においてＴｓ（）
は当該トランザクションと当該ファイルに対するタイム
スタンプ時刻を添えたファイルロック予約要求、Ｌｌ（
）は当該トランザクションにおける当該ファイルに対す
るロック要求、Ｕｌ　（）は当該トランザクションにお
ける当該ファイルに対するロック解除を示す。

ところで、ＣＰＵの演算制御手段（ファイルマネージャ
）では前記トランザクションＴＩ、Ｔ２を受取って振分
けにより次のようなスケジュールを作成したとする。

Ｔｌ　＋７２　＝Ｔｓ　　（Ｔｌ、Ｆｌ　、Ｆ２　）・
Ｔｓ　　（Ｔ２．Ｆｌ、Ｆ２） ・Ｌ２（Ｆ２）　　・ＬＬ（Ｆｌ） ・Ｌ２（Ｆｌ） ・ＬＬ　　（Ｆ２）　　・・・・ このように振分けられたスケジュールにおいてタイムス
タンプ時刻が Ｔｓ　　（ＴＩ、Ｆｌ、Ｆ２）＜Ｔｓ　　（Ｔ２．Ｆｌ
。

Ｆ２）、すなわちトランザクションＴ１のタイムスタン
プ時刻がトランザクションＴ２のタイムスタンプ時刻よ
り小さいものとすると、第１０図のデッドロック発生の
判定アルゴリズムによれば、振分けられたトランザクシ
ョン（ＴＩ　＋Ｔ２　）の最初のロック要求であるＬ２
（Ｆ２）は処理されずにロック待ち予約リストに保存さ
れることになる。何故ならば、ファイルＦ２に対しては
！・ランザクジョンＴ２よりタイムスタンプ時刻の小さ
いトランザクションＴ１から既にファイルロック予約要
求が出されているためである。このことはタイムスタン
プ法によるデッドロック発生の判定アルゴリズムは冗長
性を持ったものであり、この冗長性を改善することが望
まれていた。

本発明は上記実情に鑑みてなされたもので、デッドロッ
ク発生の可能性を判定するアルゴリズムの冗長性を極力
低減化するデータベースシステムのデッドロック防止方
式を提供することを目的とする。

［発明の構成］ （課題を解決するための手段および作用）本発明は１−
記課題を解決するために、ＬＡＮの伝送路−ににそれぞ
れ個別にデータベースを持った複数のワークステーショ
ンが接続され、複数のワークステーションがそれぞれロ
ック予約要求およびロック要求を行って所望とする任意
のワークステーションのデータベースファイルをアクセ
スするときに生ずるデッドロックを防止するデッドロッ
ク防止方式において、前記ローカルステーションに演算
制御手段の他、ロック予約リストおよびロックトランザ
クションリストが設けられ、特に演算制御手段ではワー
クステーションのあるトランザクションからロック予約
要求後にロック要求を受けたとき、前記ロックトランザ
クションリストに他のトランザクションが登録されてい
るが否かを判断し、登録されている場合にはデッドロッ
ク発生の可能性有りと判断してロック要求を禁止し、登
録されていない場合には更に前記ロック予約リストを見
て他のトランザクションが登録されていない場合にはデ
ッドロック発生の可能性がないと判断してロック許可を
与える。

一方、前記ロックトランザクションリストに他のトラン
ザクションが登録されておらず、がっ、前記ロック予約
リストに他のトランザクションが登録されている場合に
は前記ロック予約リストおよびロックトランザクション
リストがらそれぞれトランザクション集合を求めていき
、これらリストのトランザクション集合について零集合
か否かを順次調べてデッドロック発生のを無を判断し、
デッドロック発生の可能性がない場合にロック許可を与
え、デッドロック発生の可能性がある場合にはロック不
許可を与えることにより、デッドロックを回避するもの
である。

（実施例） 以下、本発明の実施例について図面を参照して説明する
。先ず、複数のワークステーションからあるワークステ
ーションのデータベースファイルにロック予約要求およ
びロック要求を行った場合にはデッドロック発生の有無
を判定する必要があるが、そのための本発明の基本原理
について第１図および第２図を参照して説明する。なお
、第１図はトランザクションＴのロック予約要求に対し
、既に実行されている他の多数のトランザクション例え
ばＴＩ、Ｔ２．・・・等との間でデッドロックが生ずる
か否かの判定を模式的に表わした図であり、第２図はデ
ッドロックの発生するａ白杖グラフを示す図である。

先ず、第１図においてＴｌ　、　Ｔ２　、−・−、Ｔｎ
　。

ＴはデータベースファイルＦに対して現在ロック予約（
図示実線）を行っているトランザクション群であり、そ
のうちＴはデータベースファイルＦに対して最も新しく
ロック要求（図示点線）を実行しようとするある１つの
トランザクションを示す。Ｆは特にトランザクションＴ
からロック要求が行われようとする対象ファイル、＋Ｕ
ｌ　はトランザクションＴを除くトランザクションのう
ち現在ファイルＦをロック予約しているトランザクショ
ンの集合であって、その構成要素は、（Ｕｌ　＝　［Ｔ
１　、　Ｔ２、−Ｔｎ　）で表わせる。（ｓｉ　はトラ
ンザクションＴがロック予約を行っているファイルの集
合であっテ、ソの構成要素は、 （ｓｌ　−ｉＦｌ　、　・−、Ｆ［、−・−、Ｆｊ　、
−・Ｆｎ、Ｆｌ となる。ｌｖｌ　はファイル集合（ｓｌの中で既にファ
イルロックトランザクションリスト内に登録されている
ファイルの集合であって、その構成要素は、 ｉｖ）　　−（Ｆ［、Ｆ１＋１　　、　−・−、Ｆｊ　
　１で表わす。また、（Ｕ′）はファイル集合ｆｖｌを
ロックしているトランザクションの集合であって、その
構成要素は、 ｆＵ’　ｌ　＝　ｆＴｌ’　　Ｔ２’　　−−−Ｔｎで
表わす。但し、トランザクションＴ自身は除く。

また、（Ｓ′）はトランザクション集合（Ｕ′）がロッ
クＹ・約しているファイルの集合であって、その構成要
素は、 （ｓ’　ｌ　＝　（Ｆｌ’　　Ｆ２’　　−−−Ｆｌ’
　　−−−Ｆｊ　’　、・・・　Ｆｎ’１ で表わす。（Ｖ′）はファイル集合（Ｓ′）の中で既に
ファイルロックトランザクションリスト内に登録されて
いるファイルの集合であって、その構成要素は、 ｆｖ’　ｌ　＝　（Ｆｌ’　、Ｆｉ１１’　、・・・、
Ｆｊ’１で表わす。また、（Ｕ′）はファイル集合（Ｖ
′）をロックしているトランザクションの集合であって
、その構成要素は、 ｌＵ’ｌ　　−（Ｔｌ’　　　Ｔ２’−Ｔｎ’１で表わ
す。さらに、（Ｓ″）はトランザクション集合（Ｕ′）
がロック予約しているファイルの集合であって、その構
成要素は、 ｉｓ’１−ＩＦＩ’　　Ｆ２’　　・・・　Ｆｌ’　　
・・・Ｆｊ　’　、・・・、Ｆｎ’１ で表わす。（Ｖ′）はファイル集合（Ｓ′）の中で既に
ファイルロックトランザクションリスト内に登録されて
いるファイルの集合であって、その構成要素は、 ｌｖ’ｌ　＝　（ＦＩ’、Ｆ１＋１’、−、Ｆｊ’１で
表わす。さらに、ｆＵ　　ｌ　はファイル集合（Ｖ′）
をロックしているトランザクションの集合であり、その
構成要素は、 ｆＵ’ｌ　＝　ｆＴ１’　　Ｔ２’−Ｔｎ’１で表わす
。ゆえに、以上述べた記号の説明の如くトランザクショ
ン集合ｆＵ””ｌ　について最終的に零集合となるか否
かまで続ける。なお、実線は該当ファイルに対してロッ
ク予約を行っていることを示し、破線は該当ファイルに
対してロックそのものを実行していることを示す。

従って、以上の説明からデッドロックの有無については
次のように述べることができる。トランザクションの集
合の系列＋Ｕ１．　　＋Ｕ’＋（Ｕ′）・・・・・・ｆ
Ｕ”””ｌ　にあって、ｆＵｌ　ｎｔＵ’ｌ　　　＋Ｕ
ｌｎｆＵ’ｌ　　・　　＋ＵｌｎＩＵ″”’−１の全て
が零集合にならなければデッドロックが発生することが
なく、トランザクションＴによるデータベースファイル
Ｆのロック要求を＋ｉ’「可することができる。すなわ
ち、トランザクションＴがファイルＦをロックした後、
トランザクション群ＴＩ、Ｔ２．−．Ｔｎ、ＴのｒＥ意
のトランザクションの実行スケジュールを行ってもデッ
ドロックが発生しない。但し、〕は２つの集合の積を表
わす１ そこで、以上のような事柄の正しさについては、［トラ
ンザクションＴによりファイルＦをロックした時、それ
以降のトランザクション群Ｔｌ。

Ｔ２．・・・、Ｔｎ、Ｔのスケジュール実行においてデ
ッドロックが発生するならば、ｆＵｌ　ｎＩＵ’　　ｌ
　　　　ｆＵｌ　　ｒｒ　　ｆＵ’　　ｌ　　、−、（
ＵＩ　　ｒ＞（Ｕ′−’ｌのうちの少なくとも１つは零
集合ではない。」ということについて証明すればよい。

この証明について第２図を用いて説明する。今、例えば
トランザクションＴがファイルＦをロックすると、トラ
ンザクションの集合Ｔｌ、Ｔ２．　　・・・Ｔｎ、Ｔの
その後の実行スケジュールでデッドロックが発生するも
のとする。デッドロックが発生するということは前述し
たようにデッドロック判定のａ向技グラフで閉ループと
なることと等価である。すなわち、第２図はデッドロッ
クが発生することを示す図であって、同図（ａ）は２個
のトランザクションによる閉ループ、同図（ｂ）は３個
のトランザクションによる閉ループ、同図（Ｃ）はｎ個
のトランザクションによる閉ループを示すものであり、
何れもデッドロックが発生する。

先ず、第２図（ａ）では、トランザクションＴがファイ
ルＦをロックし、その後のスケジュールでファイル集合
ｆｖｌ　をロックしようとする。

方、トランザクションＴｌ’　は既にファイル集合ｆｖ
ｌ　の部分集合をロックし、その後のスケジュールでフ
ァイルＦをロックしようとする。従って、このままスケ
ジュールが進んでいくとデッドロックが発生することは
明かである。すなわち、この第２図（ａ）では、トラン
ザクションＴＩ’がファイルＦをロックしようとするの
で、このとき既に当該ファイルＦをロック予約しており
、ｉＵｌ→Ｔ′となる。ここで、→はあるトランザクシ
ョン要素かその集合に属することを意味する。同時こ、
トランザクションＴｌ’　　はトランザクションＴＩ’
はトランザクションＴがロック予約をしており、これか
らロックしようとするファイル集合（またはその部分集
合）を既にロックしているので、ＩＵ’　ｌ　−Ｔｌ　
’である。従って、ｆＵｌ　１”＋（Ｕ′）キΦである
。なお、中は零集合を意味する。この関係は第１図の（
Ｕｌ　、　　ｆｓｉ、　　ｆｖｌ（Ｕ′）においてトラ
ンザクション集合とファイル集合との相関で示されてい
る。

次に、第２図（ｂ）においては、トランザクションＴが
ファイルＦをロックしており、その後のスケジュールで
ファイル集合（ｖ）をロックしようとする。また、トラ
ンザクションＴｌ’は既にファイル集合（ｖｌの部分集
合をロックしており、その後のスケジュールでファイル
集合１ｖ′）をロックしようとする。また、トランザク
ションＴ２’はファイル集合（Ｖ′）の部分集合を既に
ロックしており、その後のスケジュールでファイルＦを
ロックしようとする。従って、この場合にもこのまま白
゛白杖グラフにしたがってスケジュールを進めていけば
、デッドロックが発生することは明かである。すなわち
、この第２図（ｂ）では、トランザクションＴ２’はフ
ァイルＦをロックしようとするのだから、既に当該ファ
イルＦをロック予約しており、［Ｕｌ→Ｔ２’である。

トランザクションＴ１″はトランザクションＴがロック
予約をしており、これからロックしようとするファイル
集合（またはその部分集合）（Ｖ）を既にロックしてお
り、さらにトランザクションＴ２’が既にロックしてい
る集合（またはその部分集合）（Ｖ′）をロックしよう
とするのだから集合Ｕ′の定義により　＋Ｕ’　１−Ｔ
２″である。従って、ＩＵＩ　（’＋　　ＩＵ’　］　
４φとなる。この関係は第１図の［Ｕｌ　　ｔｓｌ　　
ｌｖｌ、　ｆＵ’ｌ、　Ｉｓ　　１ｆｖ’ｌ　　　ｆＵ
’ｌ　に示されている。

さらに、第２図（Ｃ）においては、トランザクションＴ
がファイルＦをロックしており、その後のスケジュール
でファイル集合［ｖｌ　をロックしようとする。トラン
ザクションＴＩ　　”’−は既にファイル集合ｆｖｌの
部分集合をロックしており、その後のスケジュールでフ
ァイル集合１■′）をロックしようとする。一方、トラ
ンザクションＴロ　°゛゛はファイル集合１ｖ”’−１
の部分集合を既にロックしており、その後のスケジュー
ルでファイルＦをロックしようとする。従って、このま
まスケジュールを進めていけば、デッドロックが発生す
ることは明かである。つまり、トランザクションＴによ
りファイルＦをロックした時、それ以降のトランザクシ
ョン群Ｔｌ、Ｔ２．・・・Ｔｎ、Ｔのスケジュール実行
においてデッドロックが発生したとする。すなわち、第
２図（ｃ）では、一般に、ｎ個のトランザクションが関
係する場合であり、同様に！Ｕｌ　ｎ（Ｕ’　””ｌ　
キ（１１となる。従って、これらの説明から上記デッド
ロック発生の有無の判定基準は正しいことが証明できる
。

次に、第３図は以上の基本原理を踏まえつつ本発明方式
を適用してなる分散型データベースシステムの概略構成
を示す図である。すなわち、このシステムは、伝送路１
１上に複数のワークステーション１２１，１２２．・・
・、１２１が分散配置され、かつ、各ワークステーショ
ン１２１　、　１２２　。

、・　１２１にはそれぞれデータベース１３１゜１３２
、・・・、１３Ｉが接続され、各ワークステーションは
任意に他サイトのワークステーションのデータベースを
アクセスできる構成となっている。

なお、同図において実線１４ａ、１４ｂはファイルロッ
ク予約のルート、破線１５ａ、１５ｂはファイルロック
のルートを示す。この図から明かなように、ワークステ
ーション１２１はワークステーション１２２およびワー
クステーション１２１に対してファイルロック予約およ
びファイルロックを行っている。また、ワークステーシ
ョン１２１はワークステーション１２１およびワークス
テーション１２２に対してファイルロック予約およびフ
ァイルロックを行っている。その結果、ワークステーシ
ョン１２２のデータベースファイルは！（数のワークス
テーション１２１，１２１によってファイルロック予約
およびファイルロックがなされるために、デッドロック
の発生する可能性がある。但し、このデッドロックの発
生は、データベース１３２が多重化されておらず、かつ
、複数のワークステーションからファイルロック予約お
よびファイルロックが実行されている場合であって、デ
ータベース１３２自体が多ｍ化されている場合には問題
はない。

そして、各ワークステーション１２１，１２２゜・・・
、１２１は、第４図に示すように後述するアルゴリズム
を実行するファイルマネージャーと称する演算制御手段
２１のほか、ファイルロック予約リスト２２ａ、ファイ
ルロックトランザクションリスト２２ｂおよびファイル
ロックトランザクション待ちリスト２２ｃからなるメモ
リ２２が備えられ、かつ、前記演算制御手段２１には前
述したように各ワークステーション１２１，１２２．・
・・１２１に対応するデータベース１３が接続されてい
る。そして、このワークステーションのみならず、他の
ワークステーションから伝送路１１を介してトランザク
ションＴＩ、Ｔ２．　　・・・、Ｔ、・・・Ｔｎが演算
制御手段２１にファイルロック予約要求（図示実線）、
ファイルロック要求／ファイルロック解除要求（図示点
線）が送出され、一方、この演算制御手段２１から必要
なトランザクションＴＩ、Ｔ２．・・・、Ｔ、・・・Ｔ
ｎに対してファイルロック許可／不許可応答（図示−点
鎖線）を送出する構成となっている。

しかして、第４図を用いて本発明方式を適用してなるシ
ステムの動作を述べる。あるデータベースファイルをア
クセスしようとするトランザクションＴは図示実線によ
り今からアクセスするファイル群に対してファイルロッ
ク予約を発行すると、制御手段２１ではロック予約要求
を受は取ってファイルロック予約リスト２２ａに当該フ
ァイル群を登録する。引き続き、トランザクションＴが
図示点線によりファイルロック要求を発行すると、制御
手段２１ではファイルロック要求を受は取ると、後述す
る第５図に示すアルゴリズムに基づいてロック許可／ロ
ック不許可を判定し、ロック許ｉ＋ＪがＴ１１能な場合
にはファイルロックトランザクションリスト２２ｂにそ
のファイル名を登録するとともに当該トランザクション
Ｔへ図示−点鎖線で示す如くロック許１１７を通知する
。一方、演算制御手段２１においてロックが不許可と判
定した場合にはファイルロックトランザクション待ちリ
スト２２ｃにそのファイル名を登録するとともに図示−
点鎖線で示す如くトランザクションＴにロック不許可を
通知する。しかる後、トランザクションＴはロック許可
の通知を受は取るまでウェイト状態となる。

この演算制御手段２１はファイルロックトランザクショ
ンリスト２２ｂの内容が変る毎にファイルロックトラン
ザクション待ちリスト２２ｃからファイル名を取り出し
てロック許可／不許可の判定を行い、ロック許可のもの
があれば当該ファイル名をファイルロックトランザクシ
ョン待ちリスト２２Ｃからファイルロックトランザクシ
ョンリスト２２ｂに移し、当該トランザクションＴにロ
ック許可を通知する。なお、各トランザクションＴＩ　
、　Ｔ２　、・・・、Ｔｎでは、ファイルに対するアク
セスが全て完了したときファイルロック解除要求を出力
する。この時点で制御手段２１はファイルロック予約リ
スト２２ａから当該ファイル群を削除し、同様にファイ
ルロックトランザクションリスト２２ｂから当該ファイ
ル群を削除することになる。

次に、前記ロック要求に対するロック許可またはロック
不許可の判定について第５図のフローチャートを用いて
説明する。先ず、トランザクションＴはアクセスする所
望のファイル群を持つワークステーションの演算制御手
段２１にファイルロック予約を発行すると、当該演算制
御手段２１ではそのロック予約要求を受は取ってファイ
ルロックｒ約リスト２２ａに登録する。その後、トラン
ザクションＴより当該演算制御手段２１ヘフアイルＦに
対してロック要求を行う（ステップ５１１）。この演算
制御手段２１では、トランザクションＴからファイルＦ
へのロック要求を受けると、このファイルＦに関しファ
イルロックトランザクションリスト２２ｂにトランザク
ションＴ以外の他のトランザクションが既に登録されて
いるか否かをチエツクする（ステップ５１２）。仮に、
他のトランザクションが登録されていれば、ステップ３
１３に進み、ここでロック要求を禁止してファイルロッ
クトランザクション待ちリスト２２ｃに格納する。一方
、ステップＳ１２において他のトランザクションが登録
されていないと判断した場合にはファイルロック予約リ
スト２２ａにトランザクションＴ以外の他のトランザク
ションが登録されているか否かをチエツクする（ステッ
プ５１４）。他のトランザクションが登録されていない
場合にはトランザクションＴにロック許可を与えるとと
もにトランザクションＴのロック要求をファイルロック
トランザクションリスト２２ｂに登録する（ステップ５
１５）。

一方、ファイルロック予約リスト２２ａに他のトランザ
クションが登録されている場合には第１図に示す如くフ
ァイルＦを既にロック予約しているトランザクション集
合ＩＵＩおよびトランザクションＴが既にロック予約し
ているファイル集合（ｓｌを求める（ステップ８１６）
。しかる後、このファイル集合ｆｓｌ　の中で既にファ
イルロックトランザクションリスト２２ｂ内に登録され
ているファイル集合ｆｖｌ　およびファイル集合１ｖ）
をロックしているトランザクション集合（Ｕ′）を求め
る（ステップ５１７）。その後、ステップＳ１８に移行
し、ここでトランザクション集合（Ｕ′）が零集合であ
るか否かを判断し、零集合であればステップＳ１９に進
み、ロック要求をトランザクションＴに通知するととも
にファイルロックトランザクションリスト２２ｂに登録
する。

ステップＳ１８において零集合でない場合には［１ｆ”
ｌ　ｆＵ’　ｌが零集合か否かを判断する（ステップ８
１９）。ここで、零集合でない場合には第２図（ｂ）の
閉ループパターンに位置し、トランザクションＴにロッ
ク要求不許可を通知するとともにトランザクションＴを
ファイルロックトランザクション待ちリスト２２　ｃに
登録する（ステップ５２０）　一方、零集合である場合
にはステップＳ２１に移行し、トランザクション集合（
Ｕ′）がロックｒ約しているファイル集合（Ｓ′）を求
める。しかる後、ステップＳ２２に移行し、ファイル集
合（Ｓ′）の中で既にファイルロックトランザクション
リスト２２ｂ内に登録されているファイル集合（Ｖ′）
およびファイル集合（Ｖ′）をロックしているトランザ
クション集合（Ｕ′）を求める。このようにしてファイ
ル集合（Ｖ′）およびトランザクション集合（Ｕ′）を
求めたならば、引き続き、ステップ３２３で（Ｕ′）を
（Ｕ′）に代入した後、ステップＳ１８に戻り、再び同
様な処理を行って零集合の有無を判定するものである。

従って、この第５図に示す動作の流れは基本的には第２
図の有向枝グラフの閉ループ発生の有無判定と等価であ
ることが分る。

従って、以上のような実施例の構成によれば、例えば実
行トランザクションＴｌ、Ｔ２が何れもファイルＦｌ、
Ｆ２をロックしようとする場合、ロック予約タイムスタ
ンプがＴｓ　　（Ｔ１．Ｆｌ。

Ｆ２）＜Ｔｓ　　（Ｔ２．Ｆｌ、Ｆ２）の関係にあり、
かつ、トランザクションＴｌ、Ｔ２の実行スケジュール
がそれぞれ ＴＩ　＝Ｔｓ　　（Ｔ１．Ｆｌ、Ｆ２）・Ｌｌ　　（Ｆ
ｌ）　　・Ｌｌ　　（Ｆ２）・Ｕｌ　　（Ｆｌ）　　・
Ｕｌ　　（Ｆ２）Ｔ２　＝Ｔｓ　　（Ｔ２　、　　Ｆｌ
　、　　Ｆ２　）φＬ２　　（Ｆ２）　　やＬ２　　（
Ｆｌ）・Ｕ２（Ｆ２）　　・Ｕ２（Ｆｌ） であり、これらトランザクションＴＩ、Ｔ２について演
算制御手段によって割振りした合併スケジュールとして
、 ＴＩ　　＋Ｔ２　　：ｌ：ＴＳ　　（ＴＩ　　、　　Ｆ
ｌ　　、　　Ｆ２　　）・　Ｔｓ　　（Ｔ２．　　Ｆｌ
、　　Ｆ２）・　Ｌ２（Ｆ２）　　・　Ｌｌ　　（Ｆｌ
）・　Ｌ２（Ｆｌ） ・　Ｌｌ　　　（Ｆ２）　　・　・・・であるとき、従
来のタイムスタンプ法では、Ｔｓ（Ｔｌ、Ｆｌ、Ｆ２）
　　　＜Ｔｓ　　（Ｔ２．Ｆｌ。

Ｆ２）の関係にあるので、前記Ｌ２（Ｆ２）を許可でき
ない。すなわち、トランザクションＴ２はファイルＦ２
をロックできない。何故ならば、トランザクションＴ２
がファイルＦ２をロックしようとしてもタイムスタンプ
の小さいトランザクションＴ１が既にロックｒ約してい
るためである。

これに対し、本発明方法においては、トランザクション
Ｔ２はファイルＦ２をロックすることができる。すなわ
ち、トランザクションＴ１はロック予約をしているが、
トランザクション集合が（Ｕ′）　−中により零集合し
ているためである。

一方、トランザクションＴ１はファイルＦ２をロックで
きない。その理由はｆＵ］−Ｔ２であり、同時に＋Ｕ’
　１−Ｔ２であること、つまりトランザクションＴ２は
ファイルＦ２をロック予約しており、かつ、ファイルＦ
２をロックしているためである。以後のスケジュールに
おいても同様な処理を行うことにより、スタンプ時間に
関係なくデッドロックなしでファイルをアクセスできる
。

なお、上記実施例では分散型データベースシステムにつ
いて述べたが、必ずしも分散型である必要はない。その
他、本発明はその要旨を逸脱しない範囲で種々変形して
実施できる。

［発明の効果］ 以」−詳記したように本発明によれば、比較曲部りｔな
アルゴリズムを用いてロック待ち時間を少なくしてデッ
ドロックを確実に防１１−シながら所望とするデータベ
ースファイルをアクセスでき、ファイル更新の一貫性制
御を実現しうるデータベースシステムのデッドロック防
止方式を提供できる。

【図面の簡単な説明】

第１図ないし第５図は本発明方式の実施例を説明するた
めに示したもので、第１図はデッドロック発生のｉ＋Ｊ
能性を判定するための基本原理を説明する模式図、第２
図はデッドロックが発生する場合のｑ向グラフを示す図
、第３図は本発明方式を適用してなるデータベースシス
テムの概略構成図、第４図は本発明方式を説明するハー
ド構成図、第５図は本発明ツノ式の要部を説明するフロ
ーチャート、第６図ないし第１０図は従来例を説明する
ために示したちので、第６図は一慣性制御が不成立とな
る場合のｑ向グラフを示す図、第７図は一慣性制御が成
立する場合の９向グラフを示す図、第８図は２トＩＩロ
ツク規約が一慣性制御を成立させるための十分条件を説
明する図、第９図はデッドロックが発生する場合の有向
グラフを示す図、第１０図は従来のタイムスタンプ法を
説明するフローチャートである。 １１・・・伝送路、１２１，１２２．・・・　・・・ワ
ークステーション、１３１，１３２．　・・・　・・・
データベース、２１・・・演算制御手段、２２・・・メ
モリ、２２ａ・・・ファイルロック予約リスト、２２ｂ
・・・ファイルロックトランザクションリスト、２２ｃ
・・・ファイルロックトランザクション待ちリスト、Ｔ
、ＴＩ、Ｔ２．　　・・・、Ｔｎ・・・トランザクショ
ン０ 出願人代理人　弁理士　鈴江武彦 第 図 第３ 図 第　２　図 第 図 第 図 弔　８ 弔　９ 図 図 ７゜ 補正の内容 １、事件の表示 特願平１−４７２０４号 トランザクションの集合＋Ｔ１　、Ｔ２・・・ＴｉＴｊ
・・・Ｔａｇ）よりトランザクションＴ！および２、発
明の名称 データベースシステムのデッドロック防止方式玉補正を
する者 事件との関係　特許出願人 （３０７）　　株式会社 東芝 ４、代理人 東京都千代田区霞が関３丁目７番２号 自発補正 ６、補正の対象 明細書 ポ弘 ５ｉツノ、ｔ・、ＩＩ ｔＴｌ　、　Ｔ２−ＴＩ−１、Ｔｊ＋ｌ　、　＝−Ｔｍ
　ｌ　）よりｖｉＪと訂正する。 （２）　明細書第１３頁第４行目ないし同頁第５行目の
「今、トランザクションＴｌ、Ｔ２について考えると、
」とあるを「今、例としてトランザクションＴｌ、Ｔ２
について考える。」と訂正する。 （３）　明細書第１３頁第１２行目の「を既に」とある
を「を最初に」と訂正する。 （４）　明細書第１３頁第１７行目の「発生するので」
とあるを「発生する場合があるので」と訂正する。 （５）　明細書第１４頁第９行目ないし同頁第１２行目
の「このような・・・・・・従ってデッド」とある記載
を下記のように訂正する。 記 ■、このような操作を行って得られたグラフに閉ループ
を持たないこと、デッドロックが生じないことが同値な
条件であることは自明である。 第９図は検出規約■、■、■および■に従ってデッド」
と訂正する。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 伝送路上にそれぞれ個別にデータベースを持った複数の
   ワークステーションが接続され、複数のワークステーシ
   ョンがそれぞれロック予約要求およびロック要求を行っ
   て所望とする任意のワークステーションのデータベース
   ファイルをアクセスするときに生ずるデッドロックを防
   止するデータベースシステムのデッドロック防止方式に
   おいて、 前記各ワークステーションに演算制御手段の他、ロック
   予約リストおよびロックトランザクションリストが設け
   られ、 前記演算制御手段は、あるワークステーションのトラン
   ザクションからロック予約要求後に前記ロック要求を受
   けたとき、前記ロックトランザクションリストおよび前
   記ロック予約リストから他のトランザクションが登録さ
   れているか否かに応じて前記あるトランザクションにロ
   ック許可およびロック不許可を与えるリスト判断手段と
   、このリスト判断手段によって前記他のトランザクショ
   ンが前記ロックトランザクションリストに登録されてい
   ないが前記ロック予約リストに登録されている場合には
   前記ロック予約リストおよびロックトランザクションリ
   ストからそれぞれトランザクション集合を求めた後、こ
   れらリストのトランザクション集合が零集合か否かを順
   次調べて前記あるトランザクションにロック許可および
   ロック不許可を与える集合判断手段とを備えたことを特
   徴とするデータベースシステムのデッドロック防止方式
   。