JPH0277960A - 分散型データベースにおける一貫性制御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種
々の制御分野で利用可能な分散型データベースにおける
一慣性制御のデッドロック防止方式に係わり、特にＬＡ
Ｎ　（ローカルエリアネットワーク）上に分散配置され
た複数のコンピュータがそれぞれランダムに他のコンピ
ュータの所有するデータベースファイルをアクセスする
時に一貫性制御を行うが、この一貫性制御のときに生ず
るデッドロックを確実に防止する分散型データベースに
おける一慣性制御のデッドロック防止方式（従来の技術
） 従来、ＬＡＮ上に複数のコンピュータ（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間でランダムに所望とする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貫性制御が広く利用されている
。

そこで、先ずここでは、（１）ファイル更新におけるデ
ータの一貫性制御、（２）この一貫性制御を実現する一
般的なロックモデル、（３）更に、ロックモデルの１つ
である２相ロツク、（４）この２相ロツクによってデッ
ドロックが生ずる点等について説明する。

（１）　ファイル更新におけるデータの一貫性制御につ
いて。

今、データベースにアクセスするトランザクションをＴ
ｌ、Ｔ２．・・・、Ｔｓとし、かつ、トランザクション
が読んだり書いたりするデータ単位をａ、ｂ、ｃ、・・
・、２とし、またトランザクションＴｉが前記単位デー
タを用いて行う書込み処理（ＷＲＩＴＥ）をＷｉ（）、
読込み処理（ＲＥ　Ａ　Ｄ）をＲ１（）とすると、トラ
ンザクションＴｉは、 Ｔｉ−Ｒ１（）　　φＷ１（）・・・Ｒ１（）・Ｗｉ（
）で表わせる。この（）の中の値はトランザクションＴ
１がアクセスするデータ単位の集合（ａ。

ｂ、ｃ、・・・、２）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貫性制御を得
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ｔｉｊで表わし、■トラン
ザクションＴｉのスケジュールをＴｉ　−ｔｉｌ−ｔ１
２・・・・・・・・ｔｌｊ・・・・と表現し、■Ｔｊの
スケジュールをＴｊ−ｔｊｌ・ｔｊ２・・・・・・・・
ｔｌｊ・・・・と表現し、■平行処理されるトランザク
ションの集合を（Ｔｌ、Ｔ＝２．・・・＋”ｒｓ）で表
わすと、 ファイル更新におけるデータの一貫性制御とは、「トラ
ンザクション系列Ｔ−Ｔｌ　、Ｔ２　、　・・・。

Ｔｍ　＝ｔｌｌ・ｔ１２・−−−−ｔ２１　ｔ２２・−
＝　ｔｍｌ・ｔｍ２・・・・においてスケジュールを任
意に割振りした新しいトランザクション系列Ｔ’−ｔｌ
ｌ’　　・ｔ　１２’　　拳・・・・ｔ２１′　　・ｔ
２２′　　・・・・・ｔ　ｍｌ’　　・ｔ　ｍ２’　　
・・・・が２つの連続するスケジュールｔｉｊφｔ１ｊ
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ＴＩ・Ｔ２・・・・・Ｔｍ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使
用して処理しｔ；結果と、１つのＣＰＵが１っハデータ
ベースファイルを専有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（ｔ　１１．　　
ｔ　１２゜−・−、ｔ　　ｍｌ、　　　ｔ　　ｍ２．　
　＝司　　と　　（ｔ　　１１’　　、　　　ｔ　　１
２’　　、−。

ｔ　ｍｌ’　　ｔ　ａ＋２’・・・）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スケジ
ュールの任意の系列がファイル更新におけるデータの一
貫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−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は不可能である。

そこで、一般にはデータの一貫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）　この一貫性制御を実現する１手法としての一般
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がある
データベースファイルを使用するとき、そのデータベー
スファイルに関して他のＣＰＵは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Ｔ１
の中の１つのスケジュール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（
）に対してロック宣言をした後、Ｗｌ　（）またはＲ３
（）を実行する。そして、Ｗｉ　　（）またはＲ１（）
のアクセス終了後にデータ（）に対するロックを解除す
る。このような規約を設けることにより、一貫性制御の
判定が前記ＮＰ完全から多項式時間のアルゴリズムとな
り、実時間内、での判定が可能となってくる。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アヘッド（スケシュリング用
プログラム）を本質的に増加させるものではない。

次に、このロックモデルによる一貫性制御の判定につい
て述べる。トランザクション’Ｔ　Ｉのスケジュール系
列は、一般的には ＴＩ−Ｌｉ（）　　・　Ｌｌ（）　　・・・・・Ｕｉ（
）　　・Ｕｉ（）　　・　・・・ で表現できる。ここで、（）はトランザクションＴ１が
アクセスするデータの単位、Ｌｌはロック°宣言、Ｕｌ
はロック解除である。このスケジュール系列に基づきロ
ックモデルによるデータの一貫性制御の判定規約は次の
通りである。

■、スケジュールに対応して有向フラグを作る。

グラフの節点ｖｉはトランザクションＴ１の処理に相当
する。

■、スケジュールの中でｖｉ　　（ａ）の後に最初にａ
をロックする操作Ｌｊ　　（ａ）（但し、ｔ　　ｊ）を
行い、かつ、ｖｉよりｖｊへ向うラベルａを付けた有向
枝（−）を付ける。ａは任意のデータ単位とする。

■、上記の操作を繰返しすべての可能な枝を生成した後
のグラフにおいて第３図の如く閉路が形成されれば一貫
性制御が不成立と判定でき、第４図の如く開路が形成さ
れれば一貫性制御が成立すると判定できる。

この判定規約はロックモデルにおける一貫性制御の判定
の必要十分条件を与えるものであり、以下、具体的に３
つのトランザクションＴｌ、Ｔ２゜Ｔａについて考えて
みる。これらトランザクションＴＩ、Ｔ２．Ｔ３の処理
は、 ＴＩ　　：　Ｌｌ　　（ａ）Ｕｌ　　（ａ）ＬＬ　　（
ｃ）Ｕｌ　　（ｃ）Ｔ２　　：　Ｌ２　　（ｂ）Ｕ２　
　（ｂ）Ｌ２　　（ａ）Ｕ２　　（ａ）Ｔａ　　：　Ｌ
３　　（ｂ）Ｌ３　　（ｃ）Ｕ３　　（ｃ）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）Ｌ２（ｂ）Ｕ２（ｂ）Ｌ３（ｂ）Ｌ３
（ｃ）Ｕｌ（ａ）Ｌ２（ａ）Ｕ３（ｃ）Ｕ２（ａ）Ｌｌ
（ｃ）Ｕ　ｌ（ｃ　）　Ｕ　３（ｂ　） Ｔｂ−Ｌ２（ｂ）Ｌｌ（ａ）Ｕ２（ｂ）Ｕｌ（ａ）Ｌ３
（ｂ）ＬＬ（ｃ）Ｌ２（ａ）Ｕｌ（ｃ）Ｌ３（ｃ）Ｕ３
（ｃ）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は第３図
の如き閉ループとなって一貫性制御は成立しない。Ｔｂ
は第４図の如き開ループとなって一貫性制御が成立する
。

しかし、このロックモデルによる閉ループの検出アルゴ
リズムでは一貫性制御の判定が可能であるが、分散型デ
ータベースシステムでは適当な判定方法と言えない。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
的に監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
なファイル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貫性制御を保証する
方法として、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
はひツク操作のみ、後者ではロック解除操作のみしか行
わない。この２相ロツク規約に従うトランザクションＴ
ｉのスケジュールとしては、Ｔｉ：Ｌｉ（”）　　・Ｌ
ｉ（）　　・・・・・Ｕｌ（）　　・Ｕｉ（）で表現で
きる。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
貫性制御が成立する。何故ならばスケジュールを部分的
に実行した時点で一貫性制御判定グラフに閉ループが出
来たとすると、第５図から明かなようにｖｌからｖｊに
向う経路ではＴ１がデータ単位（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＋Ｔｌ、Ｔ２．・・・、Ｔｌ、Ｔｊ、・・・。

Ｔｉｔ　よりＶｉに向う経路ではＴ１がデータ単位（Ｃ
）に対してロック宣言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ｆＴｌ、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貫性
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
、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（Ｔｌ、Ｔ２．・・・、Ｔｏｉｌがどこ
のＣＰＵに存在するかまたはデータ単位の集合（ａ。

ｂ、・・何がどこのＣＰＵのデータベースに存在するか
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発生する点
について。

以上述べたように２相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貫性制御
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。今１　トランザクションＴｌ、Ｔ２について
考えると、 Ｔｌ　　：　Ｌｌ　　（ａ）Ｌｌ　　（ｂ）Ｕｌ　　（
ａ）Ｕｌ　　（ｂ）Ｔ２　　：　Ｌ２　　（ｂ）Ｌ２　
　（ａ）Ｕ２　　（ａ）Ｕ２　　（ｂ）で表わされ、こ
の２つのトランザクションＴｌ。

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ＴＩ
およびＴ２はそれぞれ相手側が次のステップで占有すべ
きデータを既に占有しているので、両トランザクション
ＴＩ、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相ロツクによる一貫性制御の判定にはデッド
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Ｔ１に相当する。

■、トランザクションＴＩ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ｖｉヘフラグａを付けた有向枝を付ける
。

■、以上の操作を繰返し可能な枝を全てについて生成す
る。

このような操作を行って得られたグラフが閉路を持たな
いこと、デッドロックが起らないことが必要条件である
ことは自明である。第６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。

（発明が解決しようとする課題） 従って、以上のような手続きにしたがってデッドロック
を検出したとき、閉ループ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
ータベースシ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となり、これに伴ってＣＰＵ間
の通信オーバーヘッドが大きくなり、システムのバーフ
ォマンスが極端に低下する。（ロ）、デッドロックが複
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
があるので、非常に複雑なアルゴリズムとならざるを得
ない。

本発明は以上のような点に鑑みてなされたもので、比較
的簡単なアルゴリズムを用いてファイル更新の一貫性制
御のときに生ずるデッドロックを完全に防止し得、しか
も分散型データベースシステムに容易に適用しうる分散
型データベースにおける一貫性制御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）本発明方式は
上記目的を達成するために、ロック要求に先立ちあるＣ
ＰＵのトランザクションがアクセスすべきＣＰＵのデー
タベースファイルに対してロック予約情報を送出すると
、そのロック予約情報を受付けた各ＣＰＵはそのロック
予約情報をロック予約リストに登録する。このロック予
約情報の登録後、あるＣＰＵのトランザクションがロッ
ク要求情報を送出すると、ロック要求情報を受取ったＣ
ＰＵはロックリストから他のトランザクションがロック
中であるかあるいは前記ロック予約リストのタイムスタ
ンプからデッドロック発生の可能性を判断する。そして
、この判断結果からロック中でありまたはデッドロック
発生の可能性有りの場合にはロック要求待ちリストに前
記ロック要求情報を登録し不許可情報をロック要求先に
送出し、一方、前記判断結果、ロック中でなく、かつ、
デッドロック発生の可能性がない場合にはロック許可を
与えることにより、デッドロックを発生させずに一貫性
制御を実現するものである。

（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
。第１図は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図であって、これはＬＡＮＩＩ上
に複数台のワークステーション１２．．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、・・・、１３１が設けられている
。これら各ワークステーション１２１，１２２．　・・
・、１２１はそれぞれＣＰＵ本体および入出力端末機器
等で構成されている。これら各ワークステーション１２
１．１２２．・・・、１２Ｉはそれぞれ他のワークステ
ーション１２１，１２２．・・・、１２Ｉの所有するデ
ータベース１３１，１３２．・・・、１３１をアクセス
して所望とするデータ処理を実行するが、このデータベ
ースシステムとしては後述する第２図に示すようなアル
ゴリズムに基づいて一貫性制御によるデッドロックの発
生を防止する。

そこで、先ず、本発明方式を実現するための前提条件を
述べる。

（ａ）　　先ず、あるトランザクションＴＩがあるデー
タベースの必要とする資源（データ）の集合をＲ１とし
、このトランザクションＴＩが上記データ集合Ｒ１につ
いて処理開始を要求するとする。

（ｂ）　　このトランザクションＴＩにおけるデータ集
合Ｒ１の要求時、既に他のトランザクションＴ２がデー
タＲ１およびＲ２を要求している場合がある。従って、
このデータ集合Ｒ１とＲ２との間でデッドロック発生の
可能性があるものとする。

（Ｃ）　　そこで、かかる場合にはトランザクションＴ
１が要求する資源Ｒ１を一度バッファリングし、その後
、資源Ｒ３とＲ２の間にデッドロック発生の可能性がな
くなったとき、トランザクションＴ１が資源Ｒ１を取込
んで処理を開始すればよい。

そこで、以上のような前提条件をもったアルゴリズムを
実現するには、トランザクションＴｌの開始時刻を分散
型データベースシステム共通の時刻として認識する手段
が必要となってくるが、これは例えばシステムの立上り
時点に各ワークステーション１２．，１２２．・・・、
１２ＩのＣＰＵ時刻を零時とし、その後、相互に通信を
行ったときに自己ＣＰＵのＣＰＵ時刻（各サイトＣＰＵ
時刻）とＣＰＵ、Ｎｏ　（各サイトＣＰＵ、ＮＯ）を添
え、かつ、ＣＰＵ、Ｎｏに優先度を付ければ、システム
共通に一定の時刻を得ることができ、時刻認識が可能と
なる。なお、上記各サイトＣＰＵ時刻と各サイトＣＰＵ
、Ｎｏの組をタイムスタンプ時刻と呼ぶ。

次に、上記（ａ）〜（ｃ）の前提条件を実現するための
アルゴリズムについて第２図を参照しながら具体的に述
べる。

■、あるＣＰＵのトランザクションＴｌが処理開始前に
、トランザクションＴｌ内でアクセスする全てのファイ
ル群に対してＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥのロック予約情報を
出力する（ステップＳｌ）。

この時のロック予約情報は、 （１，Ｔ、Ｔｓ　　（ｐ）、Ｆａ、Ｆｂ、−・司である
。■はロック予約要求の識別コード、Ｔはトランザクシ
ョンＴ１を実行するタスク名、Ｔｓ（ｐ）はトランザク
ションＴ１のタイムスタンプ、Ｆａ、Ｆｂ、・・・はト
ランザクションＴ１がＲＥＡＤ／ＷＲＩ　ＴＥを行う全
てのファイル名である。

■、ロック予約要求の識別コードＩに基づきロック予約
情報を受付けた各ＣＰＵは、Ｆａ、Ｆｂ。

・・・による対象ファイルの予約リストにタスク名Ｔお
よびタスクスタンプＴｓ　　（ｐ）を登録する（ステッ
プＳ２）。つまり、このステップＳ２はトランザクショ
ンＴ１の要求資源に対するバッファリングを行うことに
ある。

■、以上のような状態において各ＣＰＵは実際にファイ
ルをアクセスする直前にＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥのロック
要求情報を出力する（ステップＳ３）。このときのロッ
ク要求情報は、（Ｊ、Ｔ、Ｆｌ である。但し、Ｊはロック要求の識別コード、Ｔはロッ
ク要求を実行するタスク名、Ｆはロック要求を行うファ
イル名である。

■、このロック要求の識別コードＪに基づくロック要求
情報を受取った各ＣＰＵは、それぞれ自己のデータベー
スファイルのＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ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Ｓ
６に移行し、ロック要求をＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ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ＲＥＡＤ／ＷＲＩ　ＴＥ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）。

従って、以上のような本発明方式の実施例によれば、あ
るトランザクションがロック要求を行っているとき、そ
れを受けたＣＰＵが自己のデータベースのロックリスト
から他のトランザクションからのロック要求の登録の有
無を調べ、ロック許可中である場合、あるいはロック要
求の登録がな□くてもロック予約リストからロック予約
情報のタイムスタンプから小さいタイムスタンプのトラ
ンザクションがあれば、それぞれツク要求をＲＥＡＤ／
ＷＲＩ　ＴＥ待ちロックリストに登録し、一方、ロック
要求登録がなく、かつ、自己のタイムスタンプが最も小
さいときにはロック許可を与えるようにしたので、比較
的簡単なアルゴリズムでデッドロックの発生を防止でき
、しかも各ＣＰＵでそれぞれ判断しながら行うために分
散型データベースシステムに容易に適用できる。

［発明の効果］ 以上詳記したように本発明によれば、一貫性制御を用い
て確実にデッドロックの発生を防止でき、かつ、分散型
データベースシステムに容易に適用できる分散型データ
ベースにおける一貫性制御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図は本発明方式を適用したなるシステム構成図、第
２図は本発明方式の要旨となるデッドロック防止用アル
ゴリズム図、第３図ないし第６図は従来の一貫性制御を
説明するために示したもので、第３図は一貫性制御が不
成立となる場合の有向グラフ、第４図は一貫性制御が成
立する場合の有向グラフ、第５図は２相ロツク規約が一
貫性制御を成立させるための十分条件を示す図、第６図
はデッドロック発生の場合の有向グラフである。 １１・・・ＬＡＮ、１２１〜１２ｉ・・・　・・・ワー
クステーション、１３１〜１３１・・・　・・・データ
ベース。 出願人代理人　弁理士　鈴江武彦 第１図 第３図 第４図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ＬＡＮ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、各ワークステーション
   のＣＰＵが所望とするワークステーションのデータベー
   スファイルのデータを用いてデータ処理を行う分散型デ
   ータベースシステムにおいて、 ロック要求に先立ちあるＣＰＵのトランザクションがア
   クセスすべきＣＰＵのデータベースファイルに対してロ
   ック予約情報を送出すると、そのロック予約情報を受付
   けた各ＣＰＵはそのロック予約情報をロック予約リスト
   に登録するロック予約情報登録手段と、 このロック予約情報登録手段によるロック予約情報の登
   録後、あるＣＰＵのトランザクションがロック要求情報
   を送出すると、ロック要求情報を受取ったＣＰＵはロッ
   クリストから他のトランザクションがロック中であるか
   あるいは前記ロック予約リストのタイムスタンプからデ
   ッドロック発生の可能性を判断する判断手段と、 この判断手段の判断結果からロック中でありまたはデッ
   ドロック発生の可能性有りの場合にはロック要求待ちリ
   ストに前記ロック要求情報を登録し不許可情報をロック
   要求先に送出するロック要求待ち手段と、 前記判断手段の判断結果、ロック中でなく、かつ、デッ
   ドロック発生の可能性がない場合にはロック許可を与え
   るロック許可手段とを備えたことを特徴とする分散型デ
   ータベースにおける一貫性制御のデッドロック防止方式
   。