JPH0417041A - 分散データ管理システムにおける資源管理方式 - Google Patents
分散データ管理システムにおける資源管理方式Info
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- JPH0417041A JPH0417041A JP2120681A JP12068190A JPH0417041A JP H0417041 A JPH0417041 A JP H0417041A JP 2120681 A JP2120681 A JP 2120681A JP 12068190 A JP12068190 A JP 12068190A JP H0417041 A JPH0417041 A JP H0417041A
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- resource
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- 238000007726 management method Methods 0.000 claims description 32
- 238000013523 data management Methods 0.000 claims description 11
- 238000000034 method Methods 0.000 abstract description 6
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 3
- 101100269850 Caenorhabditis elegans mask-1 gene Proteins 0.000 description 2
- 241000711981 Sais Species 0.000 description 2
- 238000009795 derivation Methods 0.000 description 2
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 238000005516 engineering process Methods 0.000 description 1
- 238000004519 manufacturing process Methods 0.000 description 1
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-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
- G06F9/466—Transaction processing
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- Software Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
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。
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〕
本発明は分散データ管理システムにおける資源管理方式
に係り、特に高信頼性、高性能並列データ処理を実現す
る為に分散データ管理システムを採用した金融機関シス
テムや情報ネットワークなどに好適な資源管理方式に関
する。
に係り、特に高信頼性、高性能並列データ処理を実現す
る為に分散データ管理システムを採用した金融機関シス
テムや情報ネットワークなどに好適な資源管理方式に関
する。
分散データ管理システムの概略構成を第3図に示す。各
データ処理システム1,2には資源管理ユニッ1〜11
,21が存在し、データ処理を実行するトランザクショ
ンが使用する資源の割当てを行っている。第3図では、
データ処理システム2に資源22が存在するとしている
。
データ処理システム1,2には資源管理ユニッ1〜11
,21が存在し、データ処理を実行するトランザクショ
ンが使用する資源の割当てを行っている。第3図では、
データ処理システム2に資源22が存在するとしている
。
従来、このようなシステム構成において、同一の資源管
理ユニット内の1−ランザクジョン(マスタトランザク
ション)から派生したそれぞれ別々のトランザクション
(サブトランザクション)によるデータ処理を行う場合
、これらの派生されたサブトランザクションをそれぞれ
別々のトランザクションと認識して資源の確保/解放を
行っていた。
理ユニット内の1−ランザクジョン(マスタトランザク
ション)から派生したそれぞれ別々のトランザクション
(サブトランザクション)によるデータ処理を行う場合
、これらの派生されたサブトランザクションをそれぞれ
別々のトランザクションと認識して資源の確保/解放を
行っていた。
なお、資源共同の排他制御に関連のある公知文献として
は、例えば特開昭62−263801号公報が挙げられ
る。
は、例えば特開昭62−263801号公報が挙げられ
る。
従来の分散データ管理システムにおける資源管理方式で
は、マスタトランサクシ3ンから派生したそれぞ′れ別
々のサブトランザクションにより同一資源を使用してデ
ータ処理を行う場合、サブトランザクションの間でイン
ターロックが発生することについて配慮されておらず、
このようなインターロックが発生すると、マスタトラン
ザクション処理延長上でセルフインターロック状態が発
生し、システムがデッドロックに陥るという問題があっ
た。
は、マスタトランサクシ3ンから派生したそれぞ′れ別
々のサブトランザクションにより同一資源を使用してデ
ータ処理を行う場合、サブトランザクションの間でイン
ターロックが発生することについて配慮されておらず、
このようなインターロックが発生すると、マスタトラン
ザクション処理延長上でセルフインターロック状態が発
生し、システムがデッドロックに陥るという問題があっ
た。
いま、第3図においてデータ処理システム」(以後、サ
イトIと称す)のプログラム(UAP)で発生した1−
ランザクジョン(マスタ1ヘランザクシヨン)から、そ
れぞれリモートトランザクション処理の一種である分散
1−ランザクジョン処理を実行する二つのトランザクシ
ョン(サブトランザクション)を派生させ、これらのサ
ブトランザクションがデータ処理システム2(以後、サ
イ1〜■と称す)に存在する同一の資源22を使用した
データ処理を行う場合を考える。この場合の従来の処理
の流れを第4図、第5図を用いて説明する。
イトIと称す)のプログラム(UAP)で発生した1−
ランザクジョン(マスタ1ヘランザクシヨン)から、そ
れぞれリモートトランザクション処理の一種である分散
1−ランザクジョン処理を実行する二つのトランザクシ
ョン(サブトランザクション)を派生させ、これらのサ
ブトランザクションがデータ処理システム2(以後、サ
イ1〜■と称す)に存在する同一の資源22を使用した
データ処理を行う場合を考える。この場合の従来の処理
の流れを第4図、第5図を用いて説明する。
第4図は、サイトIでUA、Pで発生した同一マスター
1〜ランザクジヨンから、それぞれリモーI〜トランザ
クション処理を実行するサブトランザクションとしてサ
ブトランザクシゴン上、サブトランザクション2を派生
し、サイ1〜■の資源22を使用したデータ処理を実行
することを示した処理フローである。まず、サイトIの
資源管理ユニツl−11は、マスク1−ランザクジョン
から派生したサブトランザクション1の処理をサイI〜
■に依頼する。サイト■の資源管理ユニツ1〜2■では
資源22を確保しく4−1)、サブトランザクション1
は該資源22を使用したデータ処理を実行する(4−2
)。このサブトランザクション]−のデータ処理終了後
に、マスタトランザクションは、次のトランザクション
としてサブトランザクション2を派生し、サイl−Iの
資源管理ユニット11は該サブ1−ランザクジョン2の
処理を再びサイト■に依頼する。サイト■の資源管理ユ
ニット21では、資源22を確保しようとするが(4−
3)、他の1〜ランザクシミンによる使用中のままであ
ると確保ができず、サブトランザクション2は資源解放
待ちとなり、データ処理(4−4)が待たされる。資源
22の解放は、トランザクション処理の整合性を保証す
る必要上、サブトランザクション1,2の全てのデータ
処理が完了する同期点X(4−5)で行われる。
1〜ランザクジヨンから、それぞれリモーI〜トランザ
クション処理を実行するサブトランザクションとしてサ
ブトランザクシゴン上、サブトランザクション2を派生
し、サイ1〜■の資源22を使用したデータ処理を実行
することを示した処理フローである。まず、サイトIの
資源管理ユニツl−11は、マスク1−ランザクジョン
から派生したサブトランザクション1の処理をサイI〜
■に依頼する。サイト■の資源管理ユニツ1〜2■では
資源22を確保しく4−1)、サブトランザクション1
は該資源22を使用したデータ処理を実行する(4−2
)。このサブトランザクション]−のデータ処理終了後
に、マスタトランザクションは、次のトランザクション
としてサブトランザクション2を派生し、サイl−Iの
資源管理ユニット11は該サブ1−ランザクジョン2の
処理を再びサイト■に依頼する。サイト■の資源管理ユ
ニット21では、資源22を確保しようとするが(4−
3)、他の1〜ランザクシミンによる使用中のままであ
ると確保ができず、サブトランザクション2は資源解放
待ちとなり、データ処理(4−4)が待たされる。資源
22の解放は、トランザクション処理の整合性を保証す
る必要上、サブトランザクション1,2の全てのデータ
処理が完了する同期点X(4−5)で行われる。
第5図に、このサブトランザクション1とサブトランザ
クション2での資源22の確保に関する処理フローを示
す。サブトランザクション1は資源22の確保要求を呂
す(5−r−)。サイ1〜Hの資源管理ユニット21は
、資源22が使用中がどうか調べ(5=5) 、使用中
でなければ、該資源22を確保する(5−6)。これに
より、サブトランザクション1は資源22を使用したデ
ータ処理を実行する(5−2)。このサブトランザクシ
ョン1により確保された資源22は、同期点に来るまで
解放されない(第4図の4−5)。一方、サブトランザ
クション2も資源22の確保要求を出す(5−3)。資
源管理ユニット21は、資源22が使用中かどうか調べ
るが、使用中になっているため確保できず、サブトラン
ザクション2は資源が解放されるまで待たされる。
クション2での資源22の確保に関する処理フローを示
す。サブトランザクション1は資源22の確保要求を呂
す(5−r−)。サイ1〜Hの資源管理ユニット21は
、資源22が使用中がどうか調べ(5=5) 、使用中
でなければ、該資源22を確保する(5−6)。これに
より、サブトランザクション1は資源22を使用したデ
ータ処理を実行する(5−2)。このサブトランザクシ
ョン1により確保された資源22は、同期点に来るまで
解放されない(第4図の4−5)。一方、サブトランザ
クション2も資源22の確保要求を出す(5−3)。資
源管理ユニット21は、資源22が使用中かどうか調べ
るが、使用中になっているため確保できず、サブトラン
ザクション2は資源が解放されるまで待たされる。
ところで、資源22の解放は、全てのサブトランザクシ
ョン1,2のデータ処理を完了した同期点で初めて行わ
れる。即ち、同一マスタトランザクションより派生した
全てのサブ1−ランザクジョンのデータ処理が完了する
と、該マスタトランザクションは資源解放要求を出し、
ここで初めて資源が解放される。しかしながら、サブト
ランザクション2は資源か解放されるまでデータ処理が
待され、該サブ1〜ランサクシヨン2のデータ処理が完
了しないと同期点に達しないため、セルフインターロッ
クが発生し、システムがデッドロックに陥る。
ョン1,2のデータ処理を完了した同期点で初めて行わ
れる。即ち、同一マスタトランザクションより派生した
全てのサブ1−ランザクジョンのデータ処理が完了する
と、該マスタトランザクションは資源解放要求を出し、
ここで初めて資源が解放される。しかしながら、サブト
ランザクション2は資源か解放されるまでデータ処理が
待され、該サブ1〜ランサクシヨン2のデータ処理が完
了しないと同期点に達しないため、セルフインターロッ
クが発生し、システムがデッドロックに陥る。
本発明の目的は、分散データ管理システムにおいて、同
一のトランザクション(マスタトランザクション)から
派生したそれぞれ別々の1−ランザクジョン(サブl−
ランザクジョン)が同一資源を使用してデータ処理を行
う場合、セルフインターロックの発生を防止して、効率
良くデータ処理を行うことを可能にした資源管理方式を
提供することにある。
一のトランザクション(マスタトランザクション)から
派生したそれぞれ別々の1−ランザクジョン(サブl−
ランザクジョン)が同一資源を使用してデータ処理を行
う場合、セルフインターロックの発生を防止して、効率
良くデータ処理を行うことを可能にした資源管理方式を
提供することにある。
上記目的を達成するために、本発明は、同一のトランザ
クション(マスタトランザクション)から派生したそれ
ぞれ別々のトランザクション(サブトランザクション)
が同一資源を利用してデータ処理を行うとき、これらの
サブトランザクションを同一の1〜ランザクジヨンと認
識し、先行のサブトランザクションにより資源が使用中
であっても、それと同一マスク1〜ランザクジヨンから
派生した後続のサブトランザクションには当該資源の使
用を許可するようにしたことである。
クション(マスタトランザクション)から派生したそれ
ぞれ別々のトランザクション(サブトランザクション)
が同一資源を利用してデータ処理を行うとき、これらの
サブトランザクションを同一の1〜ランザクジヨンと認
識し、先行のサブトランザクションにより資源が使用中
であっても、それと同一マスク1〜ランザクジヨンから
派生した後続のサブトランザクションには当該資源の使
用を許可するようにしたことである。
同一マスク1〜ランザクジヨンから派生したそれぞれ別
々のサブトランザクションの間では、同一資源を利用し
てデータ処理を行う時、それぞれのサブトランザクショ
ンに当該資源の使用を許可しても、1〜ランザクジヨン
処理の整合性は保証される。これにより、これらのサブ
トランザクションの間で資源待ちによるインターロック
の発生が防止でき、システムがデッドロックに陥ること
もない。
々のサブトランザクションの間では、同一資源を利用し
てデータ処理を行う時、それぞれのサブトランザクショ
ンに当該資源の使用を許可しても、1〜ランザクジヨン
処理の整合性は保証される。これにより、これらのサブ
トランザクションの間で資源待ちによるインターロック
の発生が防止でき、システムがデッドロックに陥ること
もない。
以下、本発明の一実施例について図面により詳細に説明
する。
する。
本実施例でも、刻象とする分散データ管理システムのシ
ステム構成は第3図の如くとし、第4図のように、サイ
l−IのUAPで発生した同一マスフ タトランザクションから、それぞれリモート1−ランザ
クジョン処理の一種である分散トランザクション処理を
実行するサブトランザクションとしてサブトランザクシ
ョン1、サブ1ヘランザクシヨン2を派生し、サイ1〜
Hの資源22を使用してデータ処理を実行するものとす
る。
ステム構成は第3図の如くとし、第4図のように、サイ
l−IのUAPで発生した同一マスフ タトランザクションから、それぞれリモート1−ランザ
クジョン処理の一種である分散トランザクション処理を
実行するサブトランザクションとしてサブトランザクシ
ョン1、サブ1ヘランザクシヨン2を派生し、サイ1〜
Hの資源22を使用してデータ処理を実行するものとす
る。
第1図は、本発明を適用した場合のサイト■の資源管理
ユニッ1〜21での資源確保処理のブローチャー1へを
示したものである。
ユニッ1〜21での資源確保処理のブローチャー1へを
示したものである。
サイトIの資源管理ユニット11は、マスタトランザク
ションから派生したサブトランザクションの処理をサイ
トHに依頼するとき、サブ1−ランザクジョン派生元情
報(マスタトランザクション■D:ここではマスク1〜
ランザクシ;ンOとする)を付加して依頼する。一方、
サイ1− nの資源管理ユニット21には、マスタトラ
ンザクションとサブトランザクションとの対でもって資
源の使用状態を管理する資源管理テーブルを持たせる。
ションから派生したサブトランザクションの処理をサイ
トHに依頼するとき、サブ1−ランザクジョン派生元情
報(マスタトランザクション■D:ここではマスク1〜
ランザクシ;ンOとする)を付加して依頼する。一方、
サイ1− nの資源管理ユニット21には、マスタトラ
ンザクションとサブトランザクションとの対でもって資
源の使用状態を管理する資源管理テーブルを持たせる。
第1図において、サブトランザクション1は資源22の
確保要求を出す(i−i)。この資源確保要求には、該
サブトランザクション1の派生元情報(マスタトランザ
クションO)が付加されている。サイト■の資源管理ユ
ニツI− 2 1は、資源管理テーブルを参照して資源
22が使用中かどうか調べ(1−5)、使用中でなけれ
Fま、該資源22を確保する( 1 −、6 )。これ
により、サブトランザクション1は資g22を使用した
データ処理を実行する(1−2)。第2図(イ)に、該
資源22を確保したときの資源管理テーブルの状態に示
す。このサブ1−ランザクジョン1により確保された資
源22は、サブトランザクション]−,2の全てのデー
タ処理が完了する同期点(第4図の45)まで解放され
ない。
確保要求を出す(i−i)。この資源確保要求には、該
サブトランザクション1の派生元情報(マスタトランザ
クションO)が付加されている。サイト■の資源管理ユ
ニツI− 2 1は、資源管理テーブルを参照して資源
22が使用中かどうか調べ(1−5)、使用中でなけれ
Fま、該資源22を確保する( 1 −、6 )。これ
により、サブトランザクション1は資g22を使用した
データ処理を実行する(1−2)。第2図(イ)に、該
資源22を確保したときの資源管理テーブルの状態に示
す。このサブ1−ランザクジョン1により確保された資
源22は、サブトランザクション]−,2の全てのデー
タ処理が完了する同期点(第4図の45)まで解放され
ない。
サブトランザクション1のデータ処理終了後にマスタト
ランザクションOからサブトランザクション2が派生し
、該サブトランザクション2も資源22の確保要求を出
す(i.−3)。このサブトランザクション2に付加さ
れている派生元情報は、サブトランザクション1と同じ
マスタトランザクションOである。サイト■の資源管理
ユニット2■は、資源管理テーブルを参照し、まず、資
源22が使用中かどうか調べる(1−5)。本例の場合
、資源22は使用中状態のままであるため(第2図(イ
))、資源管理ユニット21は、次に、資源使用中の1
ヘランザクシ玉ンと資源確保要求を出したトランザクシ
ョンが同一マスタトランザクションかどうか判別しく1
−7)、同一マスタトランザクションであれば、資源確
保要求を出したトランザクションに対して該資源の使用
を許可する(1−8)。本例では、資源22を確保して
いるサブトランザクション1と該資源22の確保要求を
出したサブトランザクション2のマスタトランザクショ
ンは、いずれもマスタトランザクション0であるため、
サブトランザクション2に対して資源22の使用が許可
される。これにより、サブトランザクション2は資源2
2を使用したデータ処理を実行する(1−4)。第2図
(ロ)に、該サブトランザクション2に対して資源22
の使用を許可したときの資源管理テーブルの状態を示す
。
ランザクションOからサブトランザクション2が派生し
、該サブトランザクション2も資源22の確保要求を出
す(i.−3)。このサブトランザクション2に付加さ
れている派生元情報は、サブトランザクション1と同じ
マスタトランザクションOである。サイト■の資源管理
ユニット2■は、資源管理テーブルを参照し、まず、資
源22が使用中かどうか調べる(1−5)。本例の場合
、資源22は使用中状態のままであるため(第2図(イ
))、資源管理ユニット21は、次に、資源使用中の1
ヘランザクシ玉ンと資源確保要求を出したトランザクシ
ョンが同一マスタトランザクションかどうか判別しく1
−7)、同一マスタトランザクションであれば、資源確
保要求を出したトランザクションに対して該資源の使用
を許可する(1−8)。本例では、資源22を確保して
いるサブトランザクション1と該資源22の確保要求を
出したサブトランザクション2のマスタトランザクショ
ンは、いずれもマスタトランザクション0であるため、
サブトランザクション2に対して資源22の使用が許可
される。これにより、サブトランザクション2は資源2
2を使用したデータ処理を実行する(1−4)。第2図
(ロ)に、該サブトランザクション2に対して資源22
の使用を許可したときの資源管理テーブルの状態を示す
。
その後、全てのサブトランザクション1,2のデータ処
理が完了すると、マスタトランザクションOから資源解
放要求が出され、サイトIの資源管理ユニット11はサ
イト■へ資源22の解放を通知する。これを受けて、サ
イl〜■の資源管理ユニット21では、資源管理テーブ
ル中の資源22の使用中状態をクリアする。本例では、
第2図(ロ)の状態をオールクリアする。
理が完了すると、マスタトランザクションOから資源解
放要求が出され、サイトIの資源管理ユニット11はサ
イト■へ資源22の解放を通知する。これを受けて、サ
イl〜■の資源管理ユニット21では、資源管理テーブ
ル中の資源22の使用中状態をクリアする。本例では、
第2図(ロ)の状態をオールクリアする。
実施例では、同一マスタ1ヘランザクシヨンから二つの
サブトランザクション1,2が派生し、これらが資源を
共用するとしたが、派生するサブトランザクションの数
が二つ以上であっても同様である。また、実施例では、
サイトHの資源が存在するとしたが、サイトIに存在す
る場合、あるいはサイトI及び■の両方に存在する場合
も全く同様であること云うまでもない。
サブトランザクション1,2が派生し、これらが資源を
共用するとしたが、派生するサブトランザクションの数
が二つ以上であっても同様である。また、実施例では、
サイトHの資源が存在するとしたが、サイトIに存在す
る場合、あるいはサイトI及び■の両方に存在する場合
も全く同様であること云うまでもない。
以上説明したように、本発明によれば、分散データ管理
システムにおいて、同一トランザクション(マスターl
−ランザクジョン)からそれぞれ別々のトランザクショ
ン(サブトランザクション)を派生させてデータ処理を
行う場合、これらのトランザクション間において資源の
共有が発生しても、それぞれのトランザクションを同一
のトランザクションと認識せしめることにより、資源待
ちを発生させることなくデータ処理を行うことができる
ため、セルフインターロックが防止でき、システムがデ
ッドロックに陥ることがなくなる。また、各サブ1ヘラ
ンザクシヨンを並列化して実行することも可能になり、
高性能並列データ処理が実現する。
システムにおいて、同一トランザクション(マスターl
−ランザクジョン)からそれぞれ別々のトランザクショ
ン(サブトランザクション)を派生させてデータ処理を
行う場合、これらのトランザクション間において資源の
共有が発生しても、それぞれのトランザクションを同一
のトランザクションと認識せしめることにより、資源待
ちを発生させることなくデータ処理を行うことができる
ため、セルフインターロックが防止でき、システムがデ
ッドロックに陥ることがなくなる。また、各サブ1ヘラ
ンザクシヨンを並列化して実行することも可能になり、
高性能並列データ処理が実現する。
第1図は本発明による資源確保処理を説明するためのフ
ローチャートの一例を示す図、第2図は本発明で使用す
る資源管理テーブルの内容の一例を示す図、第3図は分
散データ管理システムのシステム構成例を示す図、第4
図は同一マスタトランザクションから派生する複数のサ
ブトランザクションが同一資源を使用してデータ処理を
実行する例を示す図、第5図は徒来方式の資源確保処理
を説明するためのフローチャー1〜である。 1.2 ・データ処理システム、 11.21・・・資源管理ユニット、 22・・・資
源。
ローチャートの一例を示す図、第2図は本発明で使用す
る資源管理テーブルの内容の一例を示す図、第3図は分
散データ管理システムのシステム構成例を示す図、第4
図は同一マスタトランザクションから派生する複数のサ
ブトランザクションが同一資源を使用してデータ処理を
実行する例を示す図、第5図は徒来方式の資源確保処理
を説明するためのフローチャー1〜である。 1.2 ・データ処理システム、 11.21・・・資源管理ユニット、 22・・・資
源。
Claims (2)
- (1)複数のデータ処理システムで資源を分散管理し、
リモートトランザクション処理を実行する分散データ管
理システムにおいて、あるデータ処理システムで、同一
トランザクション(以下、マスタトランザクションと称
す)から派生した複数のトランザクション(以下、サブ
トランザクションと称す)によってデータ処理を行う時
、該複数のサブトランザクションを同一のトランザクシ
ョンを認識して資源の排他制御を行うことを特徴とする
分散データ管理システムにおける資源管理方式。 - (2)データ処理システムでは、資源の使用状態を少な
くともマスタトランザクション情報を付加することによ
り管理し、サブトランザクションが資源を利用しようと
した時、当該資源が使用状態であっても、そのマスタト
ランザクションと前記サブトランザクションの派生元マ
スタトランザクションが同一であると、前記サブトラン
ザクションに対して当該資源の使用を許可することを特
徴とする請求項(1)記載の分散データ管理システムに
おける資源管理方式。
Priority Applications (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2120681A JPH0417041A (ja) | 1990-05-10 | 1990-05-10 | 分散データ管理システムにおける資源管理方式 |
FR9105580A FR2661997A1 (fr) | 1990-05-10 | 1991-05-07 | Systeme de traitement de donnees reparties et procede de gestion de ressources pour ce systeme. |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2120681A JPH0417041A (ja) | 1990-05-10 | 1990-05-10 | 分散データ管理システムにおける資源管理方式 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH0417041A true JPH0417041A (ja) | 1992-01-21 |
Family
ID=14792316
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP2120681A Pending JPH0417041A (ja) | 1990-05-10 | 1990-05-10 | 分散データ管理システムにおける資源管理方式 |
Country Status (2)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH0417041A (ja) |
FR (1) | FR2661997A1 (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2012512450A (ja) * | 2008-12-15 | 2012-05-31 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | あるユーザに成り代わるための方法およびシステム |
Families Citing this family (3)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
GB2302970B (en) * | 1995-03-17 | 1999-08-11 | Ntt Data Tsushin Kk | Distributed telegraphic message processing system |
GB2321540A (en) * | 1997-01-25 | 1998-07-29 | Ibm | Automatic transactional locking using object request broker |
US6640244B1 (en) * | 1999-08-31 | 2003-10-28 | Accenture Llp | Request batcher in a transaction services patterns environment |
-
1990
- 1990-05-10 JP JP2120681A patent/JPH0417041A/ja active Pending
-
1991
- 1991-05-07 FR FR9105580A patent/FR2661997A1/fr not_active Withdrawn
Cited By (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2012512450A (ja) * | 2008-12-15 | 2012-05-31 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | あるユーザに成り代わるための方法およびシステム |
US8756704B2 (en) | 2008-12-15 | 2014-06-17 | International Business Machines Corporation | User impersonation and authentication |
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Publication number | Publication date |
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FR2661997A1 (fr) | 1991-11-15 |
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