JPH0448350A - データベース管理システム - 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】 〔発明の目的〕 （産業上の利用分野） 本発明は、２相ロック方式で同時実行制御を行うデータ
ベース管理システムに関する。

（従来の技術） 従来、複数のユーザからのトランザクションを並列に処
理するデータベース管理システムの場合、データの一貫
性を保つために同時実行制御を行う必要があった。その
ための方式はいくつか提案されているが、中でも２相ロ
ック方式は実装が簡単であり、最もよく使用されている
。

しかしながら、この２相ロック方式はデッドロックが生
じてしまうという問題点を有していた。

そのため、この２相ロック方式におけるデッドロックを
解決するため、通常は次の三つの方式のいずれかが採用
されている。

まず、第１の方式はデッドロック検出法における待ちグ
ラフによりデッドロックの存在を検出し、この検出され
たデッドロックに関与しているトランザクションのいず
れかをアボートするようにしたものである。

しかしながらこの場合、サイト間で“待ち“の情報を通
信を介して交換する必要があり、この通信コストがシス
テムの性能を低下させる。

また第２の方式は、トランザクションの実行がある一定
時間以上妨げられている場合、そのトランザクションは
デッドロックに関与しているものと判断して、そのトラ
ンザクシラン自身が、またはそれをブロックしているト
ランザクションのいずれかをアボートするとい゛うもの
である。この方式では、情報を通信を介して交換する必
要はないものの、検出の仕方が正確ではないので、不必
要にトランザクションをアボートしてしまう可能性があ
る。

また、これら第１の方式及び第２の方式を用いるものは
、トランザクションのアボート処理に要するコストがか
かるためシステムの性能を低下させるという共通の問題
も有している。

さらに第３の方式は、ロックの掛は方に一定の規則を持
たせ、デッドロックが生じないようにする方法である。

具体的には、ロックの対象となるデータ項目に優先度を
持たせ、トランザクションは必ず優先度の高いデータ順
にロックする、というものである。この方式の場合、必
ずロックを逐次的に行う必要があるので並列度を高くす
ることができず、またデータ項目が動的に生成、消滅す
る場合には優先度の振り分は方法が解決すべき課題とし
て残されていた。

上述したようにデッドロックの回避はコストを伴う作業
であるため、システムの性能低下ヲモタらすものであっ
た。

一方、デッドロックが生じる理由は、ひとつには一つの
トランザクションが複数のデータ項目をロックする際に
、それらに対するロック動作の間に時間差があるためで
ある。

すなわち、第２図を参照するに、今、二つのトランザク
ションＴｉ、Ｔｊ、それぞれが２つのデータ項目Ａ、Ｂ
をロックしようとしているものとする。

ここで、ロック動作が次のよう・な順番で行われたもの
とする。

■トランザクションＴｉがデータ項目Ａをロックする。

（第２図（ａ）） ■トランザクションＴｉがデータ項目Ｂをロックする。

（第２図（ｂ）） ■トランザクションＴｉがデータ項目Ｂのロックを試み
るが待たされる。（第２図（Ｃ））■トランザクション
Ｔｉがデータ項目Ａのロックを試みるが待たされる。（
障２図（ｄ））第２図では、ロックを掛けた状態をデー
タ項目からトランザクションに向かう実線の枝で、また
ロックを掛けようとして待たされている状態をトランザ
クションからデータ項目に向かう点線の枝で示しである
。このときトランザクションＴｉ及びトランザクション
Ｔｊが共に相手の獲得しているデータ項目が解放される
のを待っている状態、すなわちデッドロックが生じてい
る。

この場合、トランザクションＴｉがデータ項目Ａをロッ
クしてから、データ項目Ｂのロックｊを試みるまでの間
に、トランザクションＴｊがデータ項目Ｂをロックして
しまうことがデッドロックが生じてしまう一つの原因に
なっている。

すなわち、一つのトランザクションのロック動作が全て
同時刻に起こればデッドロックは生じないことが明らか
である。この場合、起こり得るケースには次の二つがあ
る。

第１番目のケースは、［３図（ａ）に示すように ■トランザクションＴｉが項目Ａ１項目Ｂをロックする
（第３図（ａ）中、実線で示す）。

■トランザクションＴｉが項目Ａ１項目Ｂのロックを試
みるが待たされる（同点線で示す）。

第２番目のケースは、１４３図（ｂ）に示すように、 ■トランザクションＴｉが項目Ａ１項目Ｂをロックする
（＊３図（ｂ）中、実線で示す）。

■トランザクションＴｉが項目Ａ１項目Ｂのロックを試
みるが待たされる（同、点線で示す）この２つのケース
の場合、いずれか一方のトランザクションは必要なデー
タ項目を全て獲得しているので待たされることはなく、
従ってデッドロックを生じている状態ではない。

（発明が解決しようとする課題） しかしながら、分散システムの場合、これらトランザク
ションが通信を介して行なわれるため、通信による命令
の伝達の遅れが生じ、そのため複数サイトに跨った動作
の場合にはそれぞれの伝達遅延時間を考慮することなく
同時実行を行なうことは困難であった。ここで提案する
方式は、分散システム内の任意のふたつのサイト間の通
信に要する時間に最大値を設定し、一つのトランザクシ
ョンの全ロック動作を同時に実行することのできるデー
タベース管理システムである。

〔発明の構成〕

（課題を解決するための手段） 本発明は、複数のサイトが通信路によって結合されるデ
ータベース管理システムにおいて、各サイトは、トラン
ザクションの対象となる全データ資源にロックを行う際
にトランザクションに前記データ資源を有する他サイト
への通信時間に従って時刻印を与える時刻印付加手段と
、トランザクションに付加される時刻印に対応する時刻
に、該当するデータ資源に対してロックを掛けるロック
手段とを有して構成した。

（作用） 本発明のデータベース管理システムは２相ロツクプロト
コルに基づいてロックを行う。また、データが複数のサ
イトに分散される一方通信網を介して結合され、さらに
例えばサイト間の通信に要する最大時間を考慮してトラ
ンザクションに時刻印を付加すると共に、トランザクシ
ョンに付加された時刻にトランザクションの要求するデ
ータ資源のロック動作を開始する。

（実施例） 以下、図面を参照して本発明の詳細な説明する。

第１図は、本発明のデータベー、ス管理システムに係る
一実施例におけるサイトの構成及び作用を説明するため
のブロック図である。

本実施例における各サイトは、トランザクションマネー
ジャ１、最大遅延指定装置３、時刻印付加装置５及びス
ケジューラ７とロック動作起動装置９によって構成され
る。

トランザクションマネージャ１に接続される最大遅延指
定装置３は各サイトから別のサイトに通信が到達する際
に生じる遅延の最大値を指定するものである。

時刻印付加装Ｗ１５は、そのサイトで発生したトランザ
クションにロック動作を開始する時刻、すなわち発火時
刻を与えるものである。

ロック動作起動装置９は、指定された発火時刻に正確に
、トランザクションの要求するデータ項目に対するロッ
ク動作を開始するための装置である。

次に、これら装置相互の作用及び機能について説明する
。

複数あるサイトの内、トランザクションが発生したサイ
トをそのトランザクションの主サイトと呼ぶことにする
。トランザクションは、予めアクセスするデータ項目を
図示しない質問解析用の手段を用いることにより抽出し
全て提示するものとする。

トランザクションの実行を管理するトランザクション・
マネージャ（ＴＭ）１は、これら提示されたデータ項目
の存在する各サイトをカタログ情報等から求め、この求
められたサイトへロック命令を伝達するのに必要とされ
る遅延時間の最大値を最大遅延指定装置３を用いて求め
る。

次にトランザクションマネージャは時刻印付加装置５を
用いて、最大遅延時間を当該サイトが計時している現在
時刻に加え、更にサイト間の各サイトの時計の有してい
る時刻の誤差を考慮して発火時刻を決定し、それをトラ
ンザクションに与える。尚、当該発火時刻は、その時刻
までにロック命令がそのトランザクションに関係する全
てのサイトに到着していることが保証されるように決め
られなければならない。この後、トランザクションマネ
ージャ１はデータ項目をロックする命令に発火時刻を付
加してデータが存在するサイトに送る。このロック命令
はデータにアクセスする命令、例えばｒｅａｄ命令やｗ
　ｒ　ｉ　ｔ　ｅ命令に暗に含めてもよいし、陽に指定
しても良い。

一方、各サイトには、トランザクションマネージャ１か
らの命令を受は取り適当な順に処理するスケジューラ（
ＳＣ）７が存在する。スケジューラ７は前記ロック命令
を受は取ると、その命令を直ちに実行はせず、ロック動
作起動装置９を用いて、各サイトが持っている時計が発
火時刻に達したときに、そのロック動作を起動するよう
にする。

但し、一つのサイト内で複数のデータ項目を必要とする
場合は、まだ他のトランザクションによりロックされて
いなければそれらに対する同時のロックは可能であるも
のと仮定し、また現実のシステムの場合においても、割
り込みを禁止することにより容易に実現可能なものであ
る。尚、ここでロックが掛けられていないデータ項目の
状態を”フリー　な状態、掛けられた状態を′ロック済
み”の状態とする。

従って、もし、ロックの対象になっているデータ項目が
フリーならば、データ項目の状態を口・ツク済みにする
ことでロック命令が実行される。

方、ロックの対象になっているデータ項目の状態がロッ
ク済みならば、ロック命令の実行は待たされることにな
る。

また、各データ資源には、それをロックしようとして待
たされるロック命令の待ち行列（第６図中、１１　ｇ、
　　１１　ｂ、　　１１　ｃで示す）が付随していて、
実行を待たされた命令は待ち行列の最後に並ぶ。データ
を獲得していたトランザクションが終了してロックを解
放するとき、そのデータの待ち行列の先頭のロック命令
が実行される。つまり、待ち行列の処理は厳密に、いわ
ゆるＦＩＦＯ（Ｆｉｒｓｔ　Ｉｎ　Ｆｉｒｓｔ　０ｕｔ
）に従う。

以上に述べたような制御を行うと、デッドロックが発生
しないことが次のようにして証明できる。

すなわち、任意のトランザクションＴｉが他のトランザ
クションＴｊが獲得しているデータ項目のロックを解放
するのを待っているような状態を「ＴｉがＴｊを待って
いる」と呼び、第４図のようにトランザクションＴｉか
らトランザクションＴｊへの枝Ｂ「を持ったグラフで表
現する。このとき、このグラフを待ちグラフという。

ここで、デッドロックが発生している場合、待ちグラフ
にループができることが知られている。

そこで上述したような制御を行うと、トランザクション
ＴｉがトランザクションＴｊを待つ場合、トランザクシ
ョンＴｉはトランザクションＴｊよりもあとにロック動
作を開始したことになるがら、トランザクションＴｉの
発火時刻ｔ（Ｔｉ）はトランザクションＴｊの発火時刻
ｔ（Ｔｊ）よりも遅く、次式で表わされる。

ｔ　（Ｔｊ）＜ｔ　（Ｔｉ）　　　　　・・・（１）も
し、第５図に示すように、待ちグラフの中にＴ１→Ｔ２
→・・・→Ｔｎ→Ｔ１ で表わされるループができていたら、 ｔ　（ＴＩ）＜ｔ　（Ｔ２） ＜−−−＜ｔ　（Ｔｎ）＜ｔ　（ＴＩ）で表わされる関
係が成立していなければならずこれは上記第（１）式に
矛盾する。従ってループは発生せず、デッドロックも生
じないことが明白である。

次に、第６図を参照して、本発明の実施例を具体的に説
明する。

第６図に示すように、サイトＡ１サイトＢ５サイトＣの
３つのサイトからなる分散システムを考える。各サイト
Ａ、Ｂ、Ｃにおけるトランザクションマネージャの動作
を第７図のフローチャートに、スケジューラの動作を第
８図のフローチャートに示す。

サイトＡにおいて、他のふたつのサイトＢ、　Ｃのデー
タにもアクセスするトランザクションＴｉが時刻ｔ、に
発生したものとする（ステップＳｌ）このとき、トラン
ザクションＴｉのトランザクションマネージャ１ａはス
テップＳ３で最大遅延指定装置３ａを用いて次の式によ
り、最大遅延時間θを求める。

θ−ｍａｘ　（ｄｅ　ｌａｙ　（Ａ→Ｂ）。

ｄ　ｅ　１　ａ　ｙ　（Ａ−Ｃ）　）　　＝−（２）こ
こで、ｄｅ　ｌａｙ　（Ａ−＋Ｂ）、ｄｅ　ｌａｙ　（
Ａ→Ｃ）はそれぞれ、サイトＡからサイトＢ、サイトＡ
からサイトＣへの通信の遅延時間である。これらの値は
予め与えられたものでもよいし、または、例えばその時
点での通信経路の込み具合を加味して動的に決まる値で
もよい。

次に、トランザクションマネージャ１ａはステップＳ５
で時刻印付加装置５ａを用いて、トランザクションＴｉ
に対して次の発火時刻ｔ（Ｔｉ）を付加する。

ｔ　（Ｔｉ）−ｔ　ｉ＋θ＋δ　　　−（３）ここで、
δはサイトＡとサイトＢ１及びサイトＡとサイトＣ間の
時計の誤差の最大値である。

サイトＡのトランザクションマネージャ１ａは各サイト
のスケジューラ７ａ、７ｂ、７ｃに対してデータアクセ
ス命令のメツセージを発火時刻ｔ（Ｔｉ）を付加して送
る（ステップＳ７）。上記のような発火時刻の設定法に
従えば、メツセージは目的サイトの時計がｔ（Ｔｉ）に
なる前にそのサイトに到達することが保証される。

メツセージを受は取った各サイトのスケジューラは（ス
テップ５１１）ロック命令を直ちにはスケジューリング
の対象とはせずに、発火時刻まで待つ。その時’ｔｌＪ
がくると、ステップＳ１３へ進み各スケジューラ７ａ、
７ｂ、７ｃはロック動作起動装置１９ａ、９ｂ、９ｃを
用いて一斉に、ロック命令を実行する。このときにステ
ップＳ１５においてデータ項目がフリーならば、ステッ
プＳ１７へ進みロック命令は即実行できる。データ項目
がロック済みの場合、ステップＳ１９へ進みロック命令
は各データ項目に対応して一つづつ存在するロック解放
待ちの待ち行列（１１ａ、　　１　ｌ　ｂ、　　１１ｃ
）で待つ。これらの待ち行列は厳密にＦＩＦＯ（Ｆｉｒ
ｓｔ　Ｉｎ　Ｆｉｒｓｔ　０ｕｔ）の順で処理される必
要がある。

あるトランザクションが終了するとき、それがロックし
ていたデータ項目が解放される。その際、そのデータ項
目に対応する待ち行列の先頭のロック命令が実行される
。このようにして、このロック命令を発行したトランザ
クションがロックを獲得し、データベース１３ａ、１３
ｂ、１３ｃに読み書きできる。

〔発明の効果〕

この方式によれば、トランザクションは設定した発火時
刻に従って直列化され、デッドロックは生じない。この
ことは、各サイトの時計にズレがあっても保証される。

従ってデッドロックのオーバーヘッドを取り除くことが
でき、高性能のシステムを実現できるものである。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の構成図、第２図はデッドロックの起こ
るメカニズムを示す図、第３図は一つのトランザクショ
ンのロック動作が同時に行えればデッドロックは生じ得
ないことを示す図、第４図はトランザクションの待ちを
示す待ちグラフの図、第５図はループのある待ちグラフ
の例、第６図は実施例において、本発明のメカニズムを
示すためのブロック図、第７図はトランザクション・マ
ネージャの処理の流れ図、第８図はスケジューラの処理
の流れ図である。 １　・　慟 ３　・　令 ５　・　・ ７　・　・ １１・φ １３・ Ａ、　Ｂ。 ・トランザクション・マネージャ（ＴＭ）・最大遅延指
定装置 ・時刻印付加装置 φスケジューラ（Ｓ　Ｃ） ・ロック動作起動装置 ・ロック命令待ち行列 ・データベース（Ｄ　Ｂ） Ｃ・　・サイト

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）複数のサイトが通信路によって結合されるデータ
   ベース管理システムにおいて、 各サイトは、トランザクションの対象となる全データ資
   源にロックを行う際にトランザクションに前記データ資
   源を有する他サイトへの通信時間に従って時刻印を与え
   る時刻印付加手段と、トランザクションに付加された時
   刻印に対応する時刻に、該当するデータ資源に対してロ
   ックを掛けるロック手段と を有することを特徴とするデータベース管理システム。
2. （２）ロック手段は、他サイトより送信されたトランザ
   クションに付加された時刻印に対応する時刻に、自サイ
   トの該当するデータ資源に対してロックを掛けるもので
   ある請求項１記載のデータベース管理システム。