JPH04229356A - ロードバランスシステム - 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】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は一般に通信リンクにより
相互接続されると共に一つの共用データベースへのアク
セスを有するコンピュータのシステムについてのロード
バランサに関し、詳細には、一つのトランザクション形
式が１つのコンピュータから他に動かされるときにシス
テム内に過度のオーバヘッドが発生されないようにトラ
ンザクション形式間のロック競合についての情報を保持
することによりこのシステムのコンピュータ間でトラン
ザクション形式を再割振りを行うロードバランサに関す
る。トランザクション形式とはトランザクションの具体
例であるシステム内に記憶されるプログラムに関連する
すべての要求を意味する。トランザクション形式は一般
にプログラムに関連づけを行うシステムに対する名前（
すなわちコード）で識別される。

【０００２】

【従来の技術および課題】トランザクション処理システ
ムは、しばしば大きい地域にわたり分散された複数の末
端装置を支持する複数プロセッサデータ処理システムで
一般に具体化されるオンライン、適用業務型システムで
ある。代表的なトランザクション処理システムは、本来
航空機予約システムで用いられるが他のシステム、特に
オンラインテラー業務を行う銀行で用いられるＩＢＭ　
　ＡＣＰ（Ａｉｒｌｉｎｅ　Ｃｏｎｔｒｏｌ　Ｐｒｏｇ
ｒａｍ　）である。コンピュータ、末端装置、共用デー
タベース、通信リンク等を含むこのシステム全体をここ
ではコンピュータのシステムあるいは単にシステムと呼
ぶ。　　高性能トランザクション処理システムは大規模
組織での使用が増加しつつある。代表的な大規模設備で
は数千のトランザクション形式が、しばしば使用される
ものは数百にすぎないが、定義しうる。共通に用いられ
るトランザクション形式の入力速度は種々の理由、例え
ば季節、１日の内の特定の時間帯、あるいはランダムに
も変動しうる。更に、このシステムの複数のコンピュー
タは増加または減少され、あるいは故障することがある
。他の適用業務（プログラム開発、他の対話ユーザ）は
時としてシステム機械の使用部分の拡大を要求するもの
である。

【０００３】この環境的な変化はそのシステム内のコン
ピュータに重大なオーバロードを負わせ、その結果オー
バロードのプロセッサにおいて走行するトランザクショ
ン形式の劇的な性能（レスポンス時間そしてまたはスル
ープット）の劣化が生じる。そのようなシステムでは処
理が最大効率で行なわれることが重要である。これには
システム内のいくつかのコンピュータ間である種のロー
ドバランスが必要である。

【０００４】ロードバランサは周知である。静的ロード
バランサはシステム内のコンピュータ間でいかにワーク
が分担されているから監視しそれにもとづきロードを平
等にするためにシステムを調整するシステムオペレータ
（人間）により手動的に調整される。平衡はこのシステ
ムが動作中に固定され、従ってシステムは異常な環境ま
たはシステムの使用パターンの変化に応答しえない。変
化が故障または長いレスポンス時間のために必要とみな
されるならばオペレータの介入が要求されそして、最悪
の場合にはこのシステムをオペレータが再調整する間に
停止させねばならない。

【０００５】ジョブそしてまたはトランザクションの静
的割振りが文献上で提案されている。入ってくるジョブ
とコンピュータのシステムの特性は一般に静的情報を構
成する。システムパラメータのいくつか、例えばジョブ
／トランザクション入来速度が時間と共に徐々に変わる
場合には、そのようなパラメータは見積られて、改善さ
れたジョブ／トランザクション宛先指定に用いられる。 また、宛先再指定は人間により行われる。この場合のポ
リシを、「アダプティブ・ロード・バランシング・イン
・ヘテロジニアス・マルチサーバ・システム・ウイズ・
ア・セントラル・ジョブ・スケデューラ」、プロシーデ
ィング・オブ・８ｔｈ・インターナショナル・コンファ
レンス。ディストリビューテッド・コンピューティング
・システム、１９８８年６月、ｐｐ．５００−５０８に
示されるように、疑似静的、または疑似動的と呼ぶ。静
的宛先指定には次のものがある。

【０００６】１．　　確率型宛先指定。ジョブの一部が
ベルヌーイ試行に従って各コンピュータシステムに向け
られる。各システムに宛先指定される確率は例えばすべ
てのシステムにおけるプロセッサ利用度の平均化、期待
される総合レスポンス時間の最少化、またはすべてのシ
ステムにおける期待されるレスポンス時間システムの平
均化、のような性能上の目安を最適化するために予め計
算される。期待される総合レスポンス時間の最少化は「
インフォーメーション・プロセシング７４、ｐｐ２７１
−１７５、ノースホランド出版、ニューヨーク（１９７
４）および「オプティマル・スタティック・ロード・バ
ランシング・イン・ディストリビューテド・コンピュー
タ・システム」、ジャーナル・オフ・ザ・ＡＣＭ、３２
（２）：４４５−４６５（１９８５）に示されている。 期待されるレスポンス時間システムの平均化は「ア・フ
ェア・ワークロード・アロケーション・ポリシー・フォ
ー・ヘテロジニアス・システムズ」ＩＢＭ　　Ｊ．Ｊ．
ワトソン研究センタ、ＲＣ１４３２３（１９８８）に示
されている。

【０００７】２．　　決定型宛先指定　　２個の均一な
サーバの場合には、初期状態が同一（例えば両サーバ共
に遊休中である）であるときにラウンド−ロビン（ｒｏ
ｕｎｄ−ｒｏｂｉｎ　）宛先指定が最適である。これは
「ア・シンプル・ダナミック・ルーチング・プログレム
」、ＩＥＥＥトランザクション・オン・オートマチック
・コントロール、ＡＣ−２５（４）：６９０−６９３、
１９８２年８月に示されている。

【０００８】動的ロードバランサも提案され、これは完
全に動的、すなわち、各トランザクション後のロードバ
ランスの必要性を検査する。そのようなシステムは実際
には不可能な程の大きいオーバーヘッドを必要とする。 云い換えると、動的ロードバランスを行うに実際のトラ
ンザクションの処理に用いられるべき多量のプロセッサ
電力を用いる。

【０００９】以上の文献に示される動的ロードバランサ
はいまだに実現されていない。「ノーツ・オン・ダイナ
ミック・ロード・シェアリング・アンド・トランザクシ
ョン・ルーティング」、ＩＢＭリサーチ、ＲＣ１１５３
７（１９８５）では、宛先指定の決定は分散システムに
入る各メッセージについてなされるが、これらの傾向は
、特に「短い」トランザクションについて高価なものと
なる傾向がある。「ホエン・イズ・ザ・ベスト・ロード
・シェアリング・アルゴリズム・ア・ロード・バランシ
ング・アルゴリズム？」ウィスコンシン大学コンピュー
タ科学部、１９８７年４月ではＦＩＦＯあるいはプロセ
ッサ共用のような局所スケジュールポリシとロード共用
およびロードバランスのような大域スケジュールポリシ
を組合せる種々のアルゴリズムが述べられている。大域
スケジュールポリシが遊休プロセッサにワークを与える
ためのものである場合には、そのポリシはロード共用の
一つであり、ロードバランスはこのポリシがプロセッサ
のロードを平衡させておくものであるときに行われる。 これと同じ仮定を用いる他の動的アルゴリズムについて
は例えば「ロード・バランシング・イン・Ｐ・ホモジニ
アス・ディストリビューテド・システム」、プロシーデ
ィングズ・オフ・ザ・ＡＣＭ・コンピュータ・ネットワ
ークス・パフォーマンス・シンポジウム、１９８２年４
月、「ダイナミック・ロード・シェアリング・イン・ホ
モジニアス・ディストリビューテド・システムズ」サス
カチワン大学　　技報８４−１０−０１、１９８４年１
０月、「ア・ステーブル・ディストリビューテド・スケ
ジューリング・アルゴリズム」プロシーディングス・オ
フ・ザ・セコンド・インターナショナル・コンファレン
ス・オン・ディストリビューテド・コンピューティング
・システムズ」、１９８１年４月、および「ア・ディス
トリビューテド・ロードバランシング・ポリシ・フォー
・ア・マルチコンピュータ」、ソフトウエア−プラクテ
ィス・アンド・エクスペクエンス、１５（９）：９０１
−９１３、１９８５年９月がある。これらアルゴリズム
のいくつかはプロセス移行を行うときにプロセス優先使
用（ｐｒｅｍｐｔｉｏｎ　）を用いる。このオプション
はオンライントランザクション処理システムにおける使
用は不可能である。これはオーバロードとなったプロセ
ッサについての実行の優先使用に感応しそしてそれをア
ンダーロードとなったプロセッサに移行させるが、トラ
ンザクションエンバイロンメントではトランザクション
管理オーバーヘッドのために実用的でない。

【００１０】しかしながら、上記のワークのすべては競
合のために他と干渉するトランザクションの場合をアド
レスしない。これは、トランザクションがそれらの入来
速度により発生されるロードがプロセッサ間でほぼ平均
化されるように方向づけられたとしてもデータ競合によ
り発生されたオーバーヘッドは結果としてのロードがま
だアンバランスであり、総合スループットが大きく減少
するから重要なことである。

【００１１】静的最適化アルゴリズムはプロセッサの容
量制約のもとでトランザクション通信（またはトランザ
クションがデータを共用する場合には干渉）のコストを
最少にするために考えられている。その例は「エステイ
メーション・オブ・インターモジュール・コミュニケー
ション（ＩＭＣ）・アンド・イッツ・アプリケーション
ズ・イン・ディストリビューテド・プロセシングシステ
ムズ」、ＩＥＥＥトランザクションス・オン・コンピュ
ータス、Ｃ−３３、１９８４年８月および「アナライシ
ス・オブ・アフィニティ・ベースド・ルーチング・イン
・マルチシステム・データ・シエアリング」、ＩＢＭ、
ＲＣ１１４２４（１９８５年）に示されている。しかし
ながら、システム発生時点でトランザクションロードお
よび通信についての統計的情報は一般に未知である。更
に、頻繁なロードおよび構成の変化により、この最適化
アルゴリズムは実用的でない。これらの組合せから、特
定の場合について効率のよいアルゴリズムの開発が問題
となる。その例は「アサインメント・オブ・タスクス・
イン・ア・ディストリビューテド・プロセッサ・システ
ム・ウイズ；リミテッド・メモリ」、ＩＥＥＥトランザ
クションス・オン・コンピュータス、Ｃ−２８（４）、
１９７９年４月および「マルチプロセッサ・スケージュ
ーリング・ウイズ・ザ・エンド・オブ・ネットワーク・
フロー・アルゴリズムス」、ＩＥＥＥトランザクション
・オン・ソフトウエア・エンジニアリング、ＳＥ−３（
１）、１９７７年１月に示されている。

【００１２】「データ・アロケーション・ヒューリステ
ィックス・フォー・ディストリビューテッド・システム
ス」、プロシーディングス・オブ・ザ・ＩＥＥＥ　　Ｉ
ＮＦＯＣＯＭ　　１９８５、ｐｐ１１８−１２９（１９
８５）は特定の割振りについてのレスポンス時間予測を
得ることのできるトランザクション処理システムの待ち
合せ回路モデルと組合された交換および集合ピューリス
ティックスを与えるものである。「オン・オプティカル
・アロケーション・イン・ア・ディストリビューテッド
・プロセシング・エンバイロンメント」、マネージメン
ト・サイエンス２８（８）：８３９−８５３、１９８２
年８月は部分的割当て（マップ）ではじまり、予測され
る最良の完成を計算することによりそれらを増加させる
。 「オプティマル・ペーティショニング・オブ・ワークロ
ード・フォー・ディストリビューテッド・システムス」
プロシーディングス・オブ・ＣＯＭＰＣＯＮ　　Ｆａｌ
ｌ　　１９７６、（１９７６）はトランザクションの集
合化を提案しており、セントロイド（ｃｅｎｔｒｏｉｄ
）を用いるがそのアルゴリズムはクラスタの初期形成に
応答する。「ヒューリスティック・モデルス・オブ・タ
スク・アサインメント・スケジューリング・イン・ディ
ストリビューテッド・システムス」コンピュータ、１９
８２年６月は対化とプロセッサへのクラスタのアルゴリ
ズムの割当てによる集合アルゴリズムを提案している。 「オン・ザ・マッピング・プルブレム」ＩＥＥＥトラン
ザクション・オン・コンピュータス、Ｃ−３０（３）、
１９８１年３月はアレイプロセッサの縁にマッピングさ
れるプログラムグラフの縁の数を最大にするためのビュ
ーカスティクス（リンク交換）を与えている。このアル
ゴリズムは最適割当てとの比較はないが良好に動作する
ようにみえる。 並列機械（例えばＮＡＳＡのファイナイトエレメントマ
シン（Ｆｉｎｉｔｅ　Ｅｌｅｍｅｎｔ　Ｍａｃｈｉｎｅ
））にマッピングされる周辺プログラムグラフを備えた
数値問題への特定の適用性を有するものである。

【００１３】それ故本発明の目的は共用データベースト
ランザクション処理システムのコンピュータからプロセ
ッサ利用度情報を集めることによりプロセッサのロード
を等しくするためにトランザクション形式を再分配する
ロードバランサを提供することである。

【００１４】本発明の他の目的はバランスしたロードを
達成するためにコンピュータにトランザクション形式を
再分配することによりワークロードの変化に応答する複
数コンピュータトランザクションシステム用の半動的ロ
ードバランサを提供することである。

【００１５】本発明の他の目的はカテゴリによりグルー
プ化されるトランザクション形式の構成（スキーム）を
用いてシステム内でのロードバランスを増分的に改善す
るためのくり返しプロセスを提供することである。

【００１６】

【課題を解決するための手段】本発明によれば、動的で
も静的でもなく半動的（または半静的）であるロードバ
ランサが提供させる。すなわち、本発明によるロードバ
ランサはワークロード状態を周期的にみて所要の調整を
行う。この半動的な性質の結果、これは一時に１個では
なく多数のトランザクションをみるために傾向をみそし
て推測することができる。静的または全動的ロードバラ
ンサは傾向の推測を行うことができない。また、本発明
の半動的ロードバランサは全動的ロードバランサよりも
著しく少いオーバーヘッドを使用し、それ故プロセッサ
資源のより生産的な使用が可能である。好適な実施例で
は、入子の前端プロセッサがトランザクション宛先指定
手段として作用するが、本発明は複数のトランザクショ
ン宛先指定手段のある場合にも拡張しうる。単純な拡張
は１つのトランザクション宛先指定手段において再割当
てアルゴリズムを行いそして次にその新しい宛先指定の
決定を残りの指定手段に分配することである。

【００１７】更に、この半動的特質に加えてこのロード
バランサもトランザクション形式にもとづきトランザク
ションを再割当てする。これはロックの競合およびデッ
ドロックを避けるために行われる。例えば、一つの与え
られたトランザクション形式が同一のメモリそしてまた
は直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）のアドレスをアド
レスすることがある。もしこれらトランザクションの形
式のすべてが同一のプロセッサにあるとすれば他のプロ
セッサからのロックは回避される。

【００１８】本発明は、共用データベースをアクセスす
るコンピュータのシステムでのロードバランスを増分に
改善するためにカテゴリで重みづけされたトランザクシ
ョン形式の構成にもとづいて反復プロセスを行う。詳細
にはトランザクション形式は３つのサブセットに分割さ
れる。これらの内の第１のものは、１つの形式がオーバ
ロードとなったコンピュータから除去されるとすると、
そのコンピュータの利用度は予定のしきい値より下とな
るようなすべてのトランザクション形式である。第２は
、もう一つがオーバロードとなったコンピュータから除
去されるとするとそのコンピュータの利用度が減少はす
るがしきい値より下にはならないようなすべてのトラン
ザクション形式である。最後のものは、それらの内の１
つがオーバロードとなったコンピュータから除去される
ときそのコンピュータの利用度はプロセス間の競合アク
ティビティの結果として増加するようなすべてのトラン
ザクション形式である。

【００１９】第１サブセットからのトランザクション形
式は再割振りについての第１候補であり、そしてこれら
候補の内最少のロック競合をもつ候補が第１に選ばれる
。この選択された候補トランザクションはロードファク
タの予測される変化が最少であるシステム内のコンピュ
ータに再割振りされる。候補となるコンピュータがない
ならばこのプロセスは第１サブセットからの次のトラン
ザクション形式でくり返される。

【００２０】第１サブセット内のすべてのトランザクシ
ョンが検査されればこのプロセスは第２サブセット内の
トランザクションでくり返される。もし１つのトランザ
クションが適正に見出されれば、トランザクション対が
考慮されそして、以下、適正なコンピュータが見出され
るか、検索限界となるか、あるいはどのノードにも適合
しうるコンピュータがいないことになるまで同様である
。

【００２１】

【実施例】図面、特に図１は１個の前端コンピュータ１
０と複数の後端コンピュータ１２，１４，１６からなる
システムを示しており、これら後端コンピュータは、こ
こでは複数のＤＡＳＤ（直接アクセス記憶手段）１８で
ある共通のデータベースを共用する。大域ロック管理プ
ログラムがデータベースの適正な共用を保証するために
用いられる。トランザクションはそれらをスループット
を最大にする目的で宛先指定テーブル１に従って後端コ
ンピュータ１２，１４，１６に分配する前端コンピュー
タ１０に処理のために到着する。この宛先指定テーブル
１１は前端コンピュータ１０内のメモリに記憶されそし
て本発明によるロードバランスアルゴリズムに従って周
期的に更新される。

【００２２】各トランザクションはＪ個のトランザクシ
ョン形式の１つに属する。同一形式に属するトランザク
ションは同様の処理要求を有しそしてデータベース１８
の同一の部分にアクセスしている。ここでは個々のトラ
ンザクションの移行は許さない。すなわち、１つのトラ
ンザクションは前端コンピュータ１０により宛先指定さ
れているコンピュータについての処理を完了するものと
する。

【００２３】本発明によれば、ロードバランスアルゴリ
ズムは前端コンピュータ１０に適用される。この目的は
高いトランザクションスループットを保証する。簡単で
低いオーバーヘッド手順を与えることである。コンピュ
ータ内で競合のある主資源は中央処理ユニット（ＣＰＵ
）でありそしてこの資源の基本的な消費はトランザクシ
ョン（データベース管理プログラムのような他の「サー
ビス」ルーチンによりトランザクションの代りに行われ
る処理を含む）および大域ロック管理プログラムである
。

【００２４】ＣＰＵの利用度がしきい値Ｕ１　より下の
ままである限りコンピュータシステムのスループットは
ＣＰＵの利用度とほぼ増加することが経験的にわかって
おり、分析的にも評価されている。この場合、このシス
テムは入来ロードのすべてを処理することができ、そし
てそのスループットは入来速度に等しい。ＣＰＵ利用度
をしきい値Ｕ１　の上まで増加することにより、スルー
プットのわずかな増加が得られ、しきい値Ｕ２　と交わ
った後にスループットは減少する。Ｕ１　より上の利用
度についてのこのシステムのこの行為はこのシステムが
すべての入来ロードに適合しえないということ（すなわ
ちこのシステムがオーバロードとなったこと）によるも
のであり、ＣＰＵ時間の殆んどは待ち行列、オーバーフ
ィルされたバッファ等を管理するためのシステムルーチ
ンにより使われる。このシステムがオーバロードとなっ
ている期間中、スループットは到着速度より小さい。図
には代表的なＣＰＵ利用度対スループット曲線を示す。 点線は正の勾配の直線セグメントＡＢ、平らなラインＢ
Ｃと負の勾配の直線セグメントＣＤによるこの曲線の近
似である。以下の説明においてセグメントＡＢをコンピ
ュータシステムの動作を「正常領域」と呼ぶ。

【００２５】図３はワークロード管理プログラムのプロ
セス構造を示す。このシステム内の夫々のコンピュータ
について、親ワークロード管理プロセス２２がまず初期
化されそしてオペレータとのインターフェースを与える
。またこれは通信リンクを介して異なる機械にある他の
ワークロード管理プログラムとの接続をつくるプロセス
２４をつくる。次に、モニタプロセス２６が、トランザ
クションを処理する各機械について活性化される。バラ
ンサプロセス２８は前端コンピュータ１０について、活
性化される。このプロセスはトランザクション形式を再
割振りするための決定をなす。モニタプロセス２６は周
期的に行われそしてモニタが最後に活性であったときか
ら累積されたＣＰＵの使用時間を検査する。モニタプロ
セス２６はアフィニティマトリクスについてのロック競
合情報を検査する。バランサプロセス２８はこのシステ
ムのモニタにより送られる利用値を検査するために周期
的に動作する。この情報にもとづきバランサプロセス２
８は１個以上のコンピュータがオーバロードとなったか
どうかの決定をなす。オーバロードとなった夫々のコン
ピュータについてトランザクション形式はそのコンピュ
ータからアンダーロードであるコンピュータへの切換え
について考慮される。切換えのための、バランサプロセ
ス２８により検査される目安は（１）とのトランザクシ
ョン形式が切換えに最も適しているか、および（２）そ
れらをこのシステム内のどのコンピュータに切換えるべ
きかである。異なるトランザクション形式が実行のため
に異なった時間量を必要としそして異なった速度で出さ
れるものとすると、それらの相対的ロードも異なったも
のであることは明らかである。経験によれば、トランザ
クション形式のレスポンス時間とスループットはトラン
ザクション形式の再分配のし方により影響される。更に
、同一のデータベースをアクセスするトランザクション
形式が異なったコンピュータに指向されるとすると、ロ
ック競合およびデータロックの可能性が劇的に上昇する
。これは本発明ではアフィニティ型宛先指定により回避
される。

【００２６】２以上のコンピュータと処理されるべき１
つの与えられたとロードからなる図１のシステムについ
てはスループットはすべてのコンピュータが正常領域で
動作するようにロードを割振ることが可能であれば最大
化されることは明らかである。このことは本発明により
用いられるアルゴリズムの基本である。このアルゴリズ
ムは、ロードのこれらコンピュータへの配分と再配分が
、すべてユニットの利用度が与えられたしきい値より下
にとどまるようになされるものである。正常領域は直線
でなく、凸関数であるという事実により、すべてのユニ
ットからそれらの通常領域内で動作するときであっても
ロードを再配分するより複雑なアルゴリズムを適用する
ことによりいく分の改善が期待できるが、この場合の改
善はシステムの複雑性とオーバーヘッドの増加に見合う
に充分なものではない。

【００２７】このアルゴリズムは特定の一つのトランザ
クション形式に属するすべてのトランザクションを特定
の一つのコンピュータに割振る。この選択の理由は次の
通りである。

【００２８】１．　　同一形式に属するトランザクショ
ンはデータベースの同一部分をアクセスする可能性が高
い。それ故、同一形式の２つのトランザクションが同時
に２つの異なったコンピュータシステムにより処理され
るとき、ロック競合とデッドロックの可能性は増大する
。

【００２９】２．　　同一形式に属するトランザクショ
ンは同様の特性を有し、それ故トランザクション形式に
もとづき集められる統計はより意味をもち信頼性が高い
。

【００３０】トランザクションが他のトランザクション
によりロックされているデータベースの部分にアクセス
を要求するときはそのロックコンフリクトを処理するた
めにはある量のＣＰＵ処理が必要である。Ｃｓ　とＣｄ
　をロックコンフリクトが夫々同一のコンピュータシス
テムおよび異なるコンピュータシステムに生じるときに
必要とされる処理量とする。Ｃｓ　《Ｃｄ　とし、これ
は最も実用的なシステムにおける場合である。一つのロ
ックを処理するに必要な処理量はロックの形式（読取、
書込）、細分性（ページレベル、レコードレベル）およ
び用いられるアルゴリズムによりきまる。説明を簡潔に
するために、Ｃｓ　とＣｄ　が、夫々同一および異なっ
たコンピュータでのロックを処理するために必要な処理
の平均であるとする。この仮定は異なったロックの形式
の処理要求を考えることにより緩和しうる。本発明によ
り行われるアルゴリズムは同一のままであるが集めるべ
き情報の量は増加する。

【００３１】ｎｉｊを形式ｉのトランザクションがトラ
ンザクション形式ｊによりロックが保持されているため
に阻止される平均回数であるとする。代表的エレメント
ｎｉｊをもつマトリックスはアフィニティマトリクスと
定義される。ロックを処理するためのＣＰＵ時間Ｓｉｊ
はトランザクションｉに対し用いられる。上記の定義を
用いると次のようになる。

【００３２】 　　　　　　　　両トランザクションが同一コンピュー
タによる場合、Ｃｓ　ｎｉｊ　　Ｓｉｊ｛　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　（１）　　　　　　　　　両トランザクションが異
なるコンピュータによる場合、Ｃｄ　ｎｉｊ　　ここで
プロセッサへのトランザクション形式の割振りが与えら
れているとする。Ｓｉ　をトランザクション形式ｉによ
り要求される平均ＣＰＵ処理時間、ρｉ　をこのトラン
ザクション形式を処理するコンピュータとする。ρｉ　
ｃ　をコンピュータの残りのものとする（すなわち、ρ
ｉ　ｃ　＝｛１，…，Ｎ｝−｛ρｉ　｝）とすると、ト
ランザクション形式ｉが必要とするＣＰＵ処理時間は次
のようになる。

【００３３】

【数１】 ここでコンピュータＰがオーバロードとなっている、す
なわちρｐ　＞Ｕ１　であるとする。前端コンピュータ
１０の目的はトランザクション形式をコンピュータＰか
らアンダーロードである他のコンピュータに再割振りす
ることによりコンピュータＰの利用度を減少させようと
することである。しかしながら任意のトランザクション
形式を単に再割振りしても次の条件のために状況を改善
することにはならない。

【００３４】１．　　誤ったトランザクション形式が再
割振りされると、ロックコンフリクトが増加し、そのた
めコンフリクトの解消のために処理要求が増大する。得
られる効果はコンピュータＰの利用度が増加することに
なる。

【００３５】２．　　ロードの再割振りを受けたコンピ
ュータＱの利用度がしきい値Ｕ１　を越えて増加し、そ
の場合の問題はコンピュータＰからＱに単に移される。 この現象はスラッシングとして知られている。

【００３６】以上からトランザクション形式の注意深い
再割振りがプロセッサの利用度を特定のしきい値の下の
ままとなるに必要であることは明らかである。

【００３７】本発明により行われるアルゴリズムは出来
るだけ新しいトランザクション形式を再割振りすること
によりオーバロードとなったプロセッサの利用度を減少
するものである。事実、１つのトランザクション形式が
各ステップで再割振りされる。その理由は、そのような
再割振りがアルゴリズムを簡単にしそして新しいプログ
ラムを主メモリに入れる必要性および、割振られるプロ
セッサにおける新しいトランザクション形式の処理のた
めの新しい制御ブロックにより生じるオーバーヘッドを
減少するからである。更に、このステップ形の方法は連
続する形式再割振り間のトランザクション形式に関する
意味のある統計をつくることを可能にする。またここで
は、特定のコンピュータへの割振自体によりそのコンピ
ュータをオーバロードとするような主たるトランザクシ
ョン形式がシステム内にないものと仮定している。

【００３８】

【数２】 残りのコンピュータのＣＰＵ利用度には影響はない。項
（Ｃｄ　−Ｃｓ　）は正であるから式（５）から、一つ
のトランザクション形式を再割振りすることによればコ
ンピュータＰでのＣＰＵ利用度の減少の保証はないこと
は明らかである。同様に、式（８）から、トランザクシ
ョン形式のターゲットコンピュータＱへの再割振りは特
定の場合にはコンピュータＱにとって有利であることが
わかる。

【００３９】一つのコンピュータのＣＰＵ利用度の変化
はパラメータｎｉｊ（ｉ＝１，…，Ｎ、ｊ＝１，…，Ｎ
）およびＳｉｊ（ｉ＝１，…，Ｎ）が与えられれば容易
に計算することができる。これらパラメータは後端コン
ピュータにより測定されそして前端コンピュータに送ら
れる統計的な量である。特に、Ｗを平均値を測定する時
間インターバルとすると、ｎｉｊは次のようにいして計
算される。

【００４０】 　　　　　　　　（形式ｊのトランザクションにより保
持されるロックを　　　　　　　　　　要求した形式ｉ
のトランザクションの回数）　　ｎｉｊ＝　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　（９
）　　　　　　　　（Ｗ中の形式ｉのトランザクション
の数）量ｎｉｊは後端コンピュータで計算されて前端コ
ンピュータに送られる。前端コンピュータは次の量を計
算する。

【００４１】 　　　　　　　　（Ｗ中に形式ｉに割振られた総合ＣＰ
Ｕ時間）　　Ｓｉ　＝　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　（１０）　　　　　　　
　（Ｗ中に保存された形式ｉのトランザクション数）パ
ラメータＣｄ　とＣｓ　は比較的一定であり頻繁に更新
する必要はない。これらは時間についての平均ＣＰＵ消
費として計算してもよく、あるいは一つのロックの処理
に必要なトランザクションの数から予測することもでき
る。

【００４２】以上の説明はＣＰＵ利用度についてのトラ
ンザクション形式の再割振りの項かを述べるものであり
、新しい利用度を計算するために前端コンピュータに必
要なパラメータを識別する。以下の説明ではこれまでの
計算にもとづき特定のトランザクション形式を再割振り
するために用いられるアルゴリズムを述べる。

【００４３】時刻Ｔにおけるρｐ　≧Ｕ１　、（ρｐ　
＜Ｕ１　）であるコンピュータ群をΗ０　、（Ｈｕ）と
する。 その目的は（１）とのトランザクション形式が

【００４
４】

【数３】 にこれらトランザクション形式が、Ｈ０　のすべてのコ
ンピュータの利用度がＵ１　より下になりＨｕ　のすべ
てのコンピュータの利用度がＵ１　より下のままとなる
ように再割振りされるかを決定することである。勿論、
これは常に可能であるとは限らず、実行可能な再割振り
があっても適正なものを見出だすためにすべての可能性
を検査するにはコストがかかりすぎることがある。他方
、決定は比較的短い時間インターバルで行われるから「
最良」のポリシを見出す必要はなく、小さいオーバーヘ
ッドでゆるい段階をもって状況を改善するだけではない
。これは本発明により行われるアルゴリズムの基本的動
機である。

【００４５】

【数４】 計算されたこのＤ１　にもとづきＰにおけるトランザク
ション形式が三つのサブセットに分割される。

【００４６】１．　　サブセットＰ（１）　はＤ１　＜
（Ｕ１　−ρｐ　）＜０となるような、すなわち１つの
形式がオーバロードとなったコンピュータＰから除かれ
るとそのコンピュータの利用度がしきい値Ｕ１　より下
となる、すべてのトランザクション形式からなる。

【００４７】２．　　サブセットＰ（２）　は（Ｕ１　
−ρｐ　）≦Ｄ１　＜０、すなわち１つがオーバロード
となったコンピュータＰから除かれるとそのコンピュー
タの利用度が減少するがしきい値Ｕ１　の下にはならな
い、すべてのトランザクション形式からなる。

【００４８】３．　　サブセットＰ（３）　は０≦Ｄ１
　、すなわち、それらの一つがオーバロードとなったコ
ンピュータＰから除かれるとそのコンピュータの利用度
がプロセッサ間競合アクティビティにより増加する、す
べてのトランザクション形式からなる。　　サブセット
Ｐ（１）　からの１つのトランザクション形式の再割振
りは上述のようにコンピュータＰの利用度をしきい値Ｕ
１　より小さくする。それ故、サブセットＰ（１）　か
らのトランザクション形式は再割振りに関する第１候補
である。次の問題はこれら候補の内のどれを選ぶかとい
うことである。式（１１）の右側の第１項は再割振りさ
れるトランザクション形式と現在オーバロードとなって
いるコンピュータにある形式との間のロックの競合によ
るものである。この利用度はコンフリクトを解決するた
めのシステムワークに対応し、進行のためのワークに対
応するものではないから、それを小さくすることが望ま
しい。それ故、下記の最小値を有する候補がまず選ばれ
る。

【００４９】

【数５】

【００５０】

【数６】 候補コンピュータがない場合にはこのプロセスはサブセ
ットＰ（１）　からの次のトランザクション形式でくり
返される。サブセットＰ（１）　内のすべてのトランザ
クションが検査されれば、サブセットＰ（２）　のトラ
ンザクション形式でこのプロセスをくり返す。サブセッ
トＰ（２）　に該当するトランザクション形式がなくあ
るいはサブセットＰ（２）　が空であれば、１つのトラ
ンザクション形式の再割振りは適当でないことになる。 トランザクション形式１は、（１）このトランザクショ
ン形式の「個々」のロード、すなわち、λ１　Ｓ１　が
ρＱ　＋λ１　Ｓ１　＞Ｕ１　となるに充分に大きいか
ら、そして（２）トランザクション形式１がコンピュー
タＰ内の少くとも他の１つのトランザクション形式と強
く干渉しそれ故その再割振りがコンフリクト解消のため
にコンピュータＱの利用度を増大させるから、コンピュ
ータＰからＱへの再割振りに適さない。上記第１のケー
スは行われうることは何もないが、第２のケースには、
他のトランザクション形式、例えばｋもコンピュータＱ
に再割振りされるときそのＣＰＵ利用度が低下する可能
性がある。ケース（１）が実際にはより頻繁に生じうる
が、ケース（２）が生じたならそれを解決する機構を設
けるべきである。

【００５１】１つの適正なトランザクションが見出され
ない場合にはトランザクション対を次のように考慮する
。最少のロック競合オーバロードＣ１　をもつトランザ
クションをとり出す。残りのトランザクションは、ｍを
コンピュータＰについての

【００５２】

【数７】 順次に、オーバロードコンピュータＰに記憶する。すな
わち、これらトランザクション形式は１との干渉量に従
って記憶される。この区分けリストの一番上のトランザ
クション形式ｔがトランザクション形式１と対になるパ
ートナーとなる。このプロセスは次のようにくり返され
る。トランザクション形式１がそのパートナーｔと共に
あたかも１つのトランザクション形式であるかのように
動かされる。次に、適当なコンピュータが見出されると
、このプロセスは停止し、この対が再割振りされる。 そうでなければこのリストを第１の２つのトランザクシ
ョン、例えばｔ１　とｔ２　について再びアクセスし、
１とのトリプレットすなわち三重のトランザクションを
つくり、このプロセスをくり返す。これが成功しない場
合にはこのプロセスを四重について続け、以下オーバー
ヘッドに関する事項によりつくられるある限界までそれ
を行う。このプロセスは適当なコンピュータが見出され
るか、あるいは検索限界となるか、あるいはトランザク
ションまたはトランザクション群に適合するコンピュー
タがないかするときに停止する。

【００５３】図４，５は本発明による再割振りプロセス
を示すフローチャートである。図示のプロセスは好適な
実施例ではあるがその変更は当業者には容易である。前
述のように、量ｎｉｊ、すなわち形式ｊのトランザクシ
ョンにより保持されるロックにより形式ｉのトランザク
ションが阻止される平均回数、とＳｉｊ、すなわち、こ
のロックを処理するためのＣＰＵ時間、は後端コンピュ
ータにより測定されて前端コンピュータに送られる。前
端コンピュータでのプロセスは機能ブロック４０におい
てしきい値Ｕ１　に対する各コンピュータの利用度を検
査しそしてしきい値を越えるコンピュータ利用度の値を
そのコンピュータの名前と共に一時的に記憶することに
より開始する。決定ブロック４２においてそのような値
がないこと、すなわち、いずれのコンピュータもオーバ
ロードとなっていないことが決定されると、このプロセ
スが存在する。そうでない場合には、最大のオーバロー
ドを有するコンピュータＰが機能ブロック４４で選ばれ
る。コンピュータＰにおけるトランザクションは次に機
能ブロック４６においてサブセットＰ（１）　，Ｐ（２
）　，Ｐ（３）　に分けられる。まずサブセットＰ（１
）　内のトランザクションが機能ブロック４８で選ばれ
、そして次にそのサブセット内の、最少のロックオーバ
ーヘッドをもつトランザクション形式が機能ブロック５
０において再割振りされるべき候補トランザクション形
式として選ばれる。

【００５４】オーバロードとなっていないコンピュータ
については各コンピュータへのこの候補トランザクショ
ン形式の再割振りによるロードの増加が機能ブロック５
２で計算され、そしてその結果がコンピュータの名前と
共に機能ブロック５４で一時的に記憶される。次に、決
定ブロック５６において、この計算されたロード増加が
このコンピュータの現在の利用度より小さいしきい値と
比較される。ロード増加が現在の利用度より小さいしき
い値より小さいコンピュータが機能ブロック５８で候補
コンピュータとして識別される。このような候補コンピ
ュータが機能ブロック６０であると決定されれば、候補
トランザクション形式の再割振りによるロード増加が最
少のコンピュータＱが機能ブロック６２で選ばれ、そし
てそのトランザクション形式が機能ブロック６４でその
コンピュータに再割振りされ、このプロセスを終了する
。

【００５５】決定ブロック６０で候補コンピュータが残
っていないことが決定されると、このサブセット内のす
べてのトランザクションが試されたかどうかを決定する
ための検査が決定ブロック６６で行われる。試されてい
なければそしてもし決定ブロック６８で１つのトランザ
クション形式のみを問題としていると決定されたならば
、制御が機能ブロック５２にもどる前にこのサブセット
内の次のトランザクションが機能ブロック７０で選択さ
れる。このサブセット内のすべてのトランザクションが
決定ブロック６６により試されたことが決定されそして
もし、このサブセットが機能ブロック７２によりＰ（２
）　でないことが決定されれば、サブセットＰ（２）　
が機能ブロック５０に制御がもどる前に機能ブロック７
４で選択される。

【００５６】他方、サブセットＰ（１）　とＰ（２）　
のすべてのトランザクションが試されそしてトランザク
ションを再割振りする候補コンピュータがない場合には
、定義によりこのサブセット内のトランザクション形式
の１つの除去がプロセッサの利用度を減少ではなく増加
させるからサブセットＰ（３）の検査は行われない。そ
の代りに、制御は決定ブロック７２から機能ブロック７
６に移り、そこで最少のロックオーバーヘッドをもつト
ランザクション形式が選ばれる。次に機能ブロック７８
において残りのトランザクション形式がこの選ばれたト
ランザクションとの干渉量に従ってリストに順序づけら
れる。もしこれが第１反復であれば、このリストの一番
上のトランザクション形式ｔが機能ブロック８０で選ば
れそしてトランザクション形式１と対にされ、この対が
制御が機能ブロック５２にもどる前に機能ブロック８２
において１つのトランザクション形式ｌとして扱われる
。決定ブロック６８での、ｌが２以上である次の反復に
より、このリストの次のトランザクション形式が機能ブ
ロック８４で選ばれて、トランザクション形式１がトラ
ンザクション形式ｔ１　とｔ２　と対にされて１つのト
ランザクション形式ｌとして扱われるべき三重対を形成
し、以下同様である。一般にこの反復をどこまで行える
かについては限界があり、それ故、すでに選ばれたトラ
ンザクション形式の数が予定の外界を越えたかどうかの
決定が決定ブロック８６で行われる。越えていれば、こ
のプロセスは終る。

【００５７】以下の疑似コードは図４Ａ，Ｂの再割振り
プロセスを行う。 ｜＊初期化相＊｜ Ｅｌｉｚｉｂｌｅ１　＝ｙｅｓ　｜＊はじめにすべての
トランザクション形式が再割振りに着いて資格がある＊
｜最大ＣＰＵ利用度を有する後端コンピュータＰ検出Ｉ
ｆρＰ　＜Ｕ１　、ｔｈｅｎ停止 Ｐに割振られたトランザクション群をサブセットＰ（１
）　、Ｐ（２）　、Ｐ（３）　に分割。 ｜＊アルゴリズムの主相＊｜ ｜＊１つのトランザクション形式がアンダーロードの機
械に再割振りされたときにのみ最も外側のループを２回
以上実行する。その場合、１個、２個…等のトランザク
ションの群化がそれら間に高いアフィニティ（高い干渉
性）をもって形成され、そしてアルゴリズムがその群の
再割振りを試みる＊｜ ｜＊サブセットＰ（１）　、Ｐ（２）　の夫々のトラン
ザクション試行＊｜ ＳＥＴＳ：ｉ＝１から３について実行；ｉｆ（Ｌ＝１お
よびｉ＝３）ｔｈｅｎＳＥＴＳを出る；｜＊Ｐ（３）　
の検査不要＊｜ Ｐｈ　（ｉ）＝｛Ｅｌｉｇｉｂｌｅ１　≠ＮＯを有する
Ｐ（ｉ）　内のトランザクション形式｝；　　Ｐｈ　　
（ｉ）が空でない内に実行；

【００５８】

【数８】 ｉｆＬ＞｜ｔｈｅｎ実行；｜＊このｉｆ条件は受入れ可
能な１つのトランザクション形式の再割振りがない場合
に真である＊｜ ｜＊群化の初期＊｜ ｎ１ｍ＋ｎｍ１の上位から順にトランザクション形式ｍ
εＰ−｛１｝　を区分け、１と区分けされたトランザク
ション形式の第１Ｌ−１を１つのトランザクション形式
ｌとする；Ｊ＝１からＪについて実行；｜＊この新しい
トランザクション形式についてコンピュータｎｌｊ＊｜
Ｃｌ計算； ｜＊群化終了（Ｅｎｄ　ｏｆ　Ｇｒｏｕｐｉｎｇ　）＊
｜ｅｌｓｅ実行 ｌ＝１；ｅｎｄ　ｉｆ； ｜＊トランザクション形式ｌの再割振りがコードブロッ
クＲＥＡＬＬＯＣで試みされる＊｜

【００５９】

【数９】 ｉｆ　Ｅｌｉｇｉｂｌｅ　Ｉ１Ｑ＝ＮＯの反復；ＩｌＱ
　計算；ｉｆＩｌＱ　≦Ｕ１　−ρＱ　ｔｈｅｎ実行；
Ｆ１Ｑが最少となるようにプロセッサＱにトランザクシ
ョン形式ｌを割振る；

【００６０】

【数１０】 ｉｆρＰ　＜Ｕ１　ｔｈｅｎ停止；ｅｌｓｅ　　形式＿
ｌ＿の＿再割振り＿完了＝ｙｅｓ　；ｅｎｄ　；ｉｆ　
　形式＿ｌ＿の＿再割振り＿完了＝ｙｅｓ　ｔｈｅｎＲ
ＥＡＬＬＯＣを出る；ｉｆ　　λｌＳｌ＞Ｕ１　−ρＱ
　、ｔｈｅｎ　Ｅｌｉｇｉｂｌｅ　１Ｑ＝ＮＯｅｎｄ　
ＲＥＡＬＬＯＣ； ｜＊そのトランザクション形式を再割振りするに適当な
コンピュータがなかったときまたは１つのコンピュータ
があったがＰの利用度がＵ１　を越えているときにこの
ポイントになる＊｜

【００６１】

【数１１】 Ｐｈ　（ｉ）　←Ｐｈ　（ｉ）　−｛１｝；ｅｎｄｏ；
ｅｎｄｏ　　ＳＥＴＳ；Ｌ＝Ｌ＋１；｜＊群化サイズ増
加も反復＊｜ｅｎｄｏ；要約すると、本発明は次の特徴
にある。

【００６２】１．　　半動的ロードバランスの使用；２
．　　個々のトランザクションではなく１つの群として
のトランザクション形式の割振り； ３．　　トランザクション形式ｉがアクセスしたがった
データ項目についてのロックをトランザクション形式ｊ
が保持していたためにトランザクション形式ｉがトラン
ザクション形式ｊにより阻止された回数を記録するアフ
ィニティマトリクスの発生と維持； ４．　　少くとも１つのオーバロードとなったコンピュ
ータが検出されたとき、このアフィニティマトリクスか
らのデータにもとづきコンピュータにおけるトランザク
ション形式を再配列するアルゴリズム。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を実施するシステムのシステム構成を示
すブロック図である。

【図２】プロセッサの利用度の関数としてスループット
の関係を示すグラフである。

【図３】ワークロード管理プロセス構造のブロック図で
ある。

【図４】本発明により行われるプロセスを示すフローチ
ャートの１部である。

【図５】本発明により行われるプロセスを示すフローチ
ャートの１部である。

【符号の説明】

１０　　前端コンピュータ １１　　宛先指定テーブル １２，１４，１６　　ＣＰＵ １８　　データベース

Claims (10)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数のプロセッサと１つの共用データベー
   スを有するトランザクションコンピュータシステム用の
   、下記要件を含むロードバランサ：宛先指定テーブルに
   従って、同一形式のトランザクションを１つのプロセッ
   サに割当てるための宛先指定手段；ロードインバランス
   が上記プロセッサ間に生じたかどうかを周期的に決定す
   るためのモニタ手段；このモニタ手段に応答して宛先指
   定テーブルを更新するための再割振り手段であって、上
   記宛先指定手段がその後にこの再割振り手段により更新
   された上記宛先指定テーブルに従って自動的に同一形式
   のトランザクションを再割当てする、再割振り手段。
2. 【請求項２】前記再割振り手段は一つのプロセッサへの
   トランザクション形式の再割振りによりそのプロセッサ
   へのロードを決定するためのロック競合手段を含む請求
   項１のロードバランサ。
3. 【請求項３】前記モニタ手段はプロセッサ利用度が予定
   のしきい値を越えたかどうかを決定するためのしきい値
   手段を含む請求項２のロードバランサ。
4. 【請求項４】複数のコンピュータ型共用データベースト
   ランザクション処理システム用の、下記要件を含む半動
   的ロードバランサ：トランザクション型ルーチンテーブ
   ルに従って共通のコンピュータに同一形式のトランザク
   ションを割当てるためのルーチン手段；トランザクショ
   ン形式ｉがアクセスしようとした共用データベース内の
   データ項目についてロックをトランザクション形式ｊが
   保持しつつあったためにトランザクション形式ｊにより
   トランザクション形式ｉが阻止された回数を記録するア
   フィニティマトリクスを発生し維持するための統計手段
   ；上記システム内のオーバロードコンピュータを周期的
   に検査するモニタ手段；このモニタ手段に応答し、上記
   アフィニティマトリクスを用いてトランザクション形式
   の種々の可能な再割当てについて期待される競合変化に
   関係する各コンピュータについてのロードファクタを予
   測し、この予測にもとづき上記トランザクション形式の
   １つ以上の変化を宛先指定テーブルにするようになった
   再割振り手段であって、上記宛先指定手段がその後にこ
   の宛先指定テーブルに従ってトランザクションの形式を
   オーバロードコンピュータからアンダーロードコンピュ
   ータに自動的に再割当てを行なう、再割振り手段。
5. 【請求項５】前記複数コンピュータシステム内のコンピ
   ュータの内の１個が前端コンピュータとされ、他のコン
   ピュータが後端コンピュータとされ、前記宛先指定手段
   がこの前端コンピュータに配置されそして前記モニタ手
   段が上記後端コンピュータの夫々に配置されており、前
   記システムが更に上記後端コンピュータを上記前端コン
   ピュータに相互に接続するための通信リンク手段を含ん
   でおり、前記モニタ手段が上記前端コンピュータにデー
   タを周期的に送り、そして前記統計手段が上記前端コン
   ピュータに配置されて上記後端コンピュータにより送ら
   れるデータから前記アフィニティマトリクスを発生する
   請求項４の半動的ロードバランサ。
6. 【請求項６】下記要件を含むトランザクション処理シス
   テム：１つの共用データベースを共用しそして通信リン
   クを介して結合されており、その内の１個が前端コンピ
   ュータ、他が後端コンピュータとされる複数のコンピュ
   ータ；この前端コンピュータにあって、同一形式のトラ
   ンザクションをトランザクション形式宛先指定テーブル
   に従って上記後端コンピュータの１つに割当てるための
   宛先指定手段；上記後端コンピュータの夫々にあってそ
   のコンピュータのワークロードについての統計的データ
   を周期的に累積してそのデータを上記前端コンピュータ
   を送る手段；上記前端コンピュータにあって上記後端コ
   ンピュータからの上記統計的データを周期的に分析し上
   記トランザクション形式宛先指定テーブルを更新するた
   めのロードバランス手段であって、上記宛先指定手段が
   オーバロードコンピュータからトランザクション形式を
   上記更新されたトランザクション形式宛先指定テーブル
   に従ってアンダーロードコンピュータに自動的に再割振
   りを行う、ロードバランス手段。
7. 【請求項７】前記ロードバランス手段は、トランザクシ
   ョン形式ｉがアクセスしたかった前記共用データベース
   内のデータ項目についてのロックをトランザクション形
   式ｊがホールドしていたためにトランザクション形式ｊ
   により阻止されたトランザクション形式ｉの回数を記録
   するアフィニティマトリクスをつくり維持するための統
   計手段を含み、そしてこのアフィニティマトリクスを用
   いてトランザクション形式の種々の可能な再割当てにつ
   いて期待される競合変化に関係する各コンピュータにつ
   いてのロードファクタを予測し、この予測にもとづき上
   記トランザクション形式の１つ以上の変化を宛先指定テ
   ーブルにする請求項６のシステム。
8. 【請求項８】１つの共用データベースを共用しそして通
   信リンクを介して結合し、その内の１個が１以上のトラ
   ンザクション形式を処理するようになっており、そして
   その内の少くとも１個が前端コンピュータ、他が後端コ
   ンピュータとなる、複数のコンピュータを有する形式の
   トランザクション処理システムにおいて、下記要件から
   なるロードバランスシステム：上記前端コンピュータに
   あって、同一形式のトランザクションをトランザクショ
   ン形式宛先指定テーブルに従って上記後端コンピュータ
   の内の１個に割当てるための宛先指定手段；上記後端コ
   ンピュータの夫々にあって、コンピュータのワークロー
   ドについての統計的データを累積し周期的に上記前端コ
   ンピュータに送るためのモニタ手段；前記前端コンピュ
   ータにあって、上記統計的データを周期的に分析し予定
   のしきい値を越えるプロセッサ利用度を有する後端コン
   ピュータを識別するためのロードバランス手段であって
   、上記しきい値を越える最大の利用度を有する１つの後
   端コンピュータを選択しそして他のコンピュータに再割
   振りを行うための候補トランザクション形式としてのト
   ランザクション形式を選択するように待ったロードバラ
   ンス手段；上記前端コンピュータにあって、上記候補ト
   ランザクション形式の再割振りにより上記しきい値を越
   えないプロセッサ利用度を有する後端コンピュータへの
   ロード増分を計算しそしてこのロード増分と現在のプロ
   セッサ利用度の和が上記しきい値を越えないコンピュー
   タを上記候補トランザクション形式の再割振りについて
   の候補コンピュータとして決定する計算手段；上記計算
   されたロード増分が最少である一つの候補コンピュータ
   を選びそして上記トランザクション形式宛先指定テーブ
   ルを更新することにより上記選択された候補コンピュー
   タに上記候補トランザクション形式を再割振りを行う上
   記ロードバランス手段。
9. 【請求項９】前記ロードバランス手段は、トランザクシ
   ョン形式ｉがアクセスしなかった前記共用データベース
   内のデータ項目についてのロックをトランザクション形
   式ｊがホールドしていたためにトランザクション形式ｊ
   により阻止されたトランザクション形式ｉの回数を記録
   するアフィニティマトリクスをつくり維持する統計手段
   を含み、そしてこのアフィニティマトリクスを用いてト
   ランザクション形式の種々の可能な再割当てについて期
   待され競合変化に関係する各コンピュータについてのロ
   ードファクタを予測し、この予測にもとづき上記トラン
   ザクション形式の１つ以上の変化を宛先指定テーブルに
   するようになった請求項８のシステム。
10. 【請求項１０】前記しきい値より低いプロセッサ利用度
    を達成するために再割振り可能な１つのトランザクショ
    ン形式がない場合に、前記バランス手段が他のコンピュ
    ータへの再割振り用の候補トランザクション形式として
    ２以上のトランザクション形式を選びそして前記計算手
    段が２以上のトランザクション形式を含む上記候補形式
    の再割振りのために上記しきい値を越えないプロセッサ
    利用度を有する後端コンピュータへのロード増分を計算
    するごとくなった請求項８のシステム。