JPH05134886A

JPH05134886A - デツドロツク検出方式

Info

Publication number: JPH05134886A
Application number: JP3357374A
Authority: JP
Inventors: Haruo Yokota; 治夫横田; Hajime Kitagami; 始北上; Yasuo Noguchi; 泰生野口; Naoteru Akaboshi; 直輝赤星
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1990-11-30
Filing date: 1991-11-30
Publication date: 1993-06-01
Also published as: US5440743A

Abstract

(57)【要約】（修正有）【目的】複数の資源を複数の資源要求元から共有する
場合の、デッドロック検出方式およびロック管理装置に
関し、処理を細分化し平行動作を行う場合のデッドロッ
クの検出方式を提供するとともに、デッドロック検出後
のロールバック処理の簡単化を図る。【構成】資源に対応するエントリーをもつロック管理
テーブル部１００と、そのテーブルにつながれ、資源要
求元をリストで表す資源管理要求識別子リスト部１１０
と、それらロック管理テーブル部と資源要求元識別子リ
スト部００１，００２を用いて排他制御を管理し、競合
する資源要求間でリストの資源要求元識別子の順番の逆
転を調べることによりデッドロックを検出するロック管
理部１２０とで構成する。共有ロックと排他ロックを区
別して扱う場合には、両ロックを資源要求元識別子リス
トの要素で識別し、共有ロックの内容で分解したロック
リスト転送しあい、資源要求元識別子の順番の逆転を調
べてデッドロックを検出する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、複数の資源を複数の資
源要求元から共有する場合に、資源に対応するエントリ
ーを持つロック管理テーブルと、そのテーブルにつなが
れる資源要求元識別子のリストを用いて書き込み読み出
しを制御する排他制御を管理し、競合する資源要求元間
でリストの資源要求元識別子の順番の逆転を調べること
によりデッドロックを検出するデッドロック検出方式に
関する。

【０００２】

【従来の技術】情報処理装置、例えば電子計算機におい
ては、例えばトランザクション処理のように複数の資源
を複数の資源要求元から共有する場合がある。このよう
な場合には、トランザクションの同時実行制御の方法が
システムの性能に大きく影響を与える。計算機における
トランザクション処理の同時実行制御を効率よく行う方
法を先に提案した（「トランザクション処理システム」
（特願平１−１８７９０号）。

【０００３】上記提案の方式では、同時実行制御を柔軟
に効率よく行うため、トランザクションをレコードのロ
ック、読み出し、内容変更、書き込みなどの基本処理単
位に分解し、効率的な並列（平行）処理のため、その基
本処理単位間のデータ及び制御の依存関係をグラフに
し、グラフに従って基本処理をサスペンド（中断）／レ
ジューム（再開）させ、複数のトランザクション処理を
同時に進めている。

【０００４】この方式では、基本処理単位間で動的に最
適の実行順位が定まるので、ロック待ちの必要でない処
理を、処理のネックとなっているロックが解除されるま
で待つことなく、先行させることができ、ロックの依存
関係を考慮したスケジューリングをプログラムに盛り込
む必要がなくなる。また、アプリケーションごとにグラ
フを作成することができるため、汎用性も高くなる。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】図２５、及び図２６は
計算機におけるトランザクション処理の説明図である。
図２５に示すように、基本処理単位に分離する手段がト
ランザクションを、ｌｏｃｋＡ、ｒｅａｄＡ、ｕｐｄａ
ｔｅＡ、ｗｒｉｔｅＡ、ｕｎｌｏｃｋＡ及びｌｏｃｋ
Ｂ、ｒｅａｄＢ、ｕｐｄａｔｅＢ、ｗｒｉｔｅＢ、
ｕｎｌｏｃｋＢに分離する。そして、基本処理間のデー
タの処理及び依存関係に従って、基本処理を並列もしく
は、平行に更新するために、同期をとる手段ｓｙｎｃを
介して、例えば、ｗｒｉｔｅＡとｗｒｉｔｅＢがそろっ
た時点でｕｎｌｏｃｋに対する発火を行う。このように
して、トランザクション間での依存関係を並行もしくは
平行に実行する。

【０００６】図２６に示すように、トランザクション０
０１はレコードＡに対してｌｏｃｋＡ、ｒｅａｄＡ、ｕ
ｐｄａｔｅＡ、ｗｒｉｔｅＡを行っている間に、レコ
ードＢに対してｌｏｃｋＢ、ｒｅａｄＢ、ｕｐｄａｔ
ｅＢ、ｗｒｉｔｅＢを行うことができる。レコードＡと
レコードＢのｗｒｉｔｅ動作がそろった段階で、両者と
も、ｕｎｌｏｃｋされる（ｕｎｌｏｃｋＡ，ｕｎｌｏｃ
ｋＢ）。

【０００７】また、トランザクション００２において
は、レコードＡはトランザクション００１において、ロ
ックＡされているのでｗａｉｔ状態に接続されるが、レ
コードＣについてはトランザクション００１はロックし
ていないので、トランザクション００１がレコードＡ、
レコードＢに対する処理を行っていることと並行してレ
コードＣに対する処理、すなわちｌｏｃｋＣ、ｒｅａｄ
Ｃ、ｕｐｄａｔｅＣ、ｗｒｉｔｅＣを実行する。この
レコードＣに対するトランザクション００２の処理はレ
コードＡに対してトランザクション００２がｗａｉｔに
保持されている間に実行される。次にトランザクション
００１がレコードＡに対する処理を終了し、レコードＡ
をｕｎｌｏｃｋＡすると、トランザクション００２はこ
のレコードＡに対してｒｅａｄＡ、ｕｐｄａｔｅＡ、ｗ
ｒｉｔｅＡを行い、トランザクション００２はレコー
ドＡ及びレコードＣに対して同様にこれらの解放（ｕｎ
ｌｏｃｋＡ，ｕｎｌｏｃｋＣ）を行う。

【０００８】上述のように、１つのトランザクションの
処理単位をｌｏｃｋＡ、ｒｅａｄＡ、ｕｐｄａｔｅＡ、
ｕｎｌｏｃｋＡのように分割すれば、トランザクション
００１がレコードＡに対する処理を実行している時間
に、ロックされていないレコードＢ及びレコードＣに対
して、それぞれトランザクション００１及びトランザク
ション００２が処理の実行を並行して行うことができ
る。

【０００９】しかし、このような平行動作を行うとする
と両方のトランザクションが待ち状態となるデッドロッ
クとなることがあり、これを回避することが問題となっ
ている。

【００１０】すなわち、処理を細分化することにより、
デッドロックが発生する可能性があるにもかかわらず、
デッドロックが発生した場合にそれを検出する方法が明
確でなかった点、またデッドロックが検出された場合に
トランザクション単位でロールバックする方式も明確で
ない点が問題となっていた。

【００１１】デッドロックの検出方法については、トラ
ンザクション処理だけでなく、ＯＳなど一般の資源管理
においても問題となっていた。また、ロックには、ライ
トを含む排他ロックの他に、共有が可能なリードに対す
るロックすなわち共有ロックもある。共有ロックを許す
ことにより、競合資源要求元の同時に実行できる処理を
増やすことが可能になるはずである。ところが、従来提
案されている分散データベース・システムにおいては、
トランザクション毎の共有ロックについてのデッドロッ
クは検出していなかった。これによって、処理効率が向
上しないという問題がある。

【００１２】本発明は、処理を細分化し平行動作を行う
場合のデッドロックの検出方式を提供するとともに、デ
ッドロック検出後のロールバック処理の簡単化を図るこ
とを目的とする。

【００１３】

【課題を解決するための手段】図１及び図２は本発明の
原理説明図である。本発明は、複数の資源を複数の資源
要求元から共有する場合のロック管理装置を前提とす
る。

【００１４】そして、まず、ロック管理装置内に、資源
に対応するエントリーをもつロック管理テーブル１００
を有する。次に、このテーブルのエントリーにつながる
ロックリスト１１０を有する。このロックリスト１１０
は、前記ロック管理テーブル１００のエントリーに対応
する資源の要求元を示す識別子００１，００２のリスト
である。

【００１５】そして、さらに、このロック管理テーブル
１００とリスト１１０を管理し、デッドロックを検出
し、デッドロックに伴うロールバック処理を実行するロ
ック管理部１２０を有する。デッドロックは、競合する
資源要求元間で、リストの資源要求元識別子の順番の逆
転を調べることにより検出する。

【００１６】以上の本発明の構成において、ロックリス
ト１１０は、ある識別子がリストの先頭に来た場合に、
その識別子に対応する資源要求元の処理を開始させるた
め、その処理を指すポインタを持つ。また、ロック管理
部１２０は、ロック管理テーブルのエントリーを資源の
識別子からハッシュを使って求める。

【００１７】一方、前記資源要求元をトランザクション
とした場合、本発明の構成において、該トランザクショ
ンを、例えばロック、ファインド、アップデイト、ウェ
イト、リプレース、アンロック等の基本処理単位に分解
し、その基本処理間のデータおよび制御の依存関係に従
って該基本処理を並列もしくは並行に行う。このとき、
基本処理単位を資源要求元とし、リストに要求元識別子
としてつながれたトランザクション識別子（トランザク
ションＩＤ：ＴＩＤ）をトランザクション内の基本処理
単位間で転送しあい、それぞれの基本処理単位でデッド
ロックを検出する。また、デッドロックに伴うロールバ
ック処理は、デッドロックに関係している基本処理単位
のグループのみすなわち、デッドロックの原因となるレ
コードに関係する部分のみでロールバックする。

【００１８】また、本発明では、以上の構成に加えて、
あるトランザクション内の全てのロックが獲得できるま
で資源の変更を行わずに、デッドロックが生じた場合に
ロールバックできるように、同期を取るための同期機構
部を有する。ロック管理部は、同期機構部から同期獲得
の制御が来る前にロールバックの指示が来た場合には、
持っていたデータを捨てて新たなデータを持つロールバ
ック処理を行う。

【００１９】さらに、本発明の構成において、資源要求
元はプロセスであっても、以上に示した処理と同様の処
理を実行することが可能である。一方、本発明の構成に
おける排他制御を管理するロック管理装置において、同
一のロック管理テーブルにより共有ロックと排他ロック
を区別して管理する場合には、前記リストの要素として
共有ロックと排他ロックを識別する要素を設け、ロック
管理部は、共有ロックの内容で分解したリストを転送し
あい、競合する資源要求元間で独立にリストの資源要求
元識別子の順番の逆転を調べることにより、デッドロッ
クを検出する。共有ロックと排他ロックを区別するリス
トの要素としては、識別用のｉｄをリストに付ける方
法、タグで識別する方法が考えられる。

【００２０】ロック管理テーブル１００はレコードＡ、
レコードＢへのポインタと、各レコードＡ、Ｂに資源要
求を行うトランザクションのリストであるロックリスト
あるいはＴＩＤリスト１１０へのポインタとの対応関係
を与える。ロックリスト１１０は、当該レコードにつな
がれるトランザクションＩＤと、その次のトランザクシ
ョンＩＤへのポインタからなる要素がつながったもので
ある。図１に示すように、例えば、トランザクション０
０１とトランザクション００２があり、レコードＡとレ
コードＢとがデッドロックを起こす場合とは、レコード
Ａに対応するトランザクションＩＤ（ＴＩＤ）のロック
リスト１１０では００１が００２により前にあり、レコ
ードＢに対応するＴＩＤのロックリスト１１０では００
２が００１より前にある場合である。このような場合、
お互いどちらかのレコードを解放しない限り処理が前に
進まないことになり、デッドロックとなる。

【００２１】このとき、各トランザクションのなかで複
数のレコードをロックする場合には、それぞれのロック
処理の間で通信を行いＴＩＤ番号を転送しあうことによ
ってデッドロックを検出することができる。

【００２２】また、トランザクション処理を基本処理単
位に分解してレコードの依存関係に従って並行に実行さ
せ、ロック処理を複数にすると、デッドロック検出処理
を並行に実行することができる。また、デッドロックが
検出された後のロールバック処理を、トランザクション
全体でなくデッドロックに関係する部分だけに限ること
が可能になる。すなわち、１回読み出したデッドロック
は、デッドロックに関係した場合には再度読み出す必要
があるが、デッドロックに関係ない部分はそのまま利用
することができ、ロールバック処理を軽くすることがで
きる。デッドロックに関係する部分と関係しない部分
は、基本処理間のグラフから導くことができる。

【００２３】

【作用】図１に示した原理図において、トランザクショ
ン００１がレコードＡを使用し、００２がレコードＢを
使用し、次に００１がレコードＢを要求しているとき
に、さらに００２がレコードＡを要求すれば、００１は
レコードＢが００２でｕｎｌｏｃｋされるまでレコード
Ａをｕｎｌｏｃｋしないし、００２はレコードＡが００
１でｕｎｌｏｃｋされるまで、レコードＢをｕｎｌｏｃ
ｋしない。従って、００１はレコードＢの００２による
ｕｎｌｏｃｋ待ち、一方、００２はレコードＡの００１
によるｕｎｌｏｃｋ待ちとなる。

【００２４】デッドロック状態はロック管理テーブル１
００において、レコードＡについてはセル００１があ
り、レコードＢについてはセル００２の次にセル００１
が接続されている。そこでレコードＡを００２が行おう
とするとき、レコードＡのロックリスト１１０におい
て、００１の後にセル００２が処理されるので、トラン
ザクション００２においてレコードＡに関するロックリ
スト１１０のセル００２より前にあるセル００１がレコ
ードＢのロックリスト１１０の中ではセル００２の後に
あるときに、デッドロックになっていると判断する。も
し、デッドロックのときには、図２に示すように、セル
００２によるレコードＢについて００２の処理をキャン
セルしてロールバックし、００１をレコードＡ、レコー
ドＢについて平行して処理を行うことにする。

【００２５】本発明によれば、ロック管理テーブルと資
源要求元識別子のリストによってロックを管理すること
により、リスト順位のチェックによりデッドロックを検
出することが可能になる。デッドロックを発見するため
には最大でも、自分が要求している資源に対応してつな
がれたエントリー数にリストの長さをかけた回数だけ、
ＴＩＤのサーチを行えばよい。リストの長さは、高々資
源要求元の個数である。このことにより、要求に対する
アクノリッッジが返ってくるまでの時間間隔でデッドロ
ックを検出する従来の方法に比べ、高速で確実にデッド
ロックを発見することが可能になる。

【００２６】特に、トランザクション処理において、基
本処理間のデータフローと制御フローに従って基本処理
を並列（並行）に動作させる方法に、本発明のデッドロ
ック検出方法を利用することにより、デッドロック検出
のための処理を負荷分散することができ、プロセッサを
複数用意することにより処理速度を向上させることがで
きる。トランザクションを基本処理に分解しておくこと
により、デッドロック検出後のロールバック処理におい
ても、トランザクション全体の処理をやり直す必要がな
く、デッドロックに関係する部分のみをやり直せばよ
い。このため、ロールバックのための処理を軽くするこ
とができ、処理性能を向上することが可能である。

【００２７】また、ロック管理テーブルのエントリーを
デッドロック検出にそのまま使うことができるので、実
際のロック状態とデッドロック検出用のリストの食い違
いから生じる幻デッドロック（ファントムロック）を防
ぐことが可能になる。

【００２８】また、共有ロックと排他ロックを区別し
て、デッドロックの検出を含めたロック管理をするため
に、ロック管理テーブルに接続されるリストの要素を共
有ロックと排他ロックに区別し、共有ロックに対して共
有できる資源要求元のリストをつなげ、共有ロックの共
有資源によってリストを分解してデッドロックを検出す
れば、共有ロックを許す、すなわち、１つの資源を複数
の資源要求元から同時にリード可能とすることができる
うえ、デッドロックの検出を並列化することができ、効
率よくデッドロックを検出することが可能になる。

【００２９】

【実施例】以下、図面を参照しながら本発明の好適実施
例につき説明する。図３は、本発明の好適実施例のシス
テム構成図である。

【００３０】本発明の好適実施例のシステムは、一般的
な電子計算機で実現することが可能である。ユーザ、イ
ンタフェース部３００は、処理するトランザクション等
３１０を計算機内に取り込んだり、ユーザに処理結果を
提示する処理を行う。基本処理単位依存関係グラフ部３
２０は、トランザクション処理を基本的な処理単位に分
割し、グラフとして表現したものを格納する部分であ
る。予め基本処理単位依存関係グラフを用意しておいて
もよいし、トランザクションが入力された時点にグラフ
を生成してもよい。

【００３１】ユーザインタフェース部３００を介して入
ってきたトランザクション３１０は、基本処理単位依存
関係グラフ部３２０内にあるグラフ中の対応するノード
を発火する。

【００３２】サスペンド／レジューム機構３３０は、グ
ラフのノードが発火しているか否かをチェックし、発火
しているグラフ・ノードをグラフ実行部３４０に知らせ
る。グラフ実行部３４０は、サスペンド／レジューム機
構部３３０の指示によりグラフのノードにあるトランザ
クションを実行する。グラフ中のデータベース・アクセ
ス・ノードにあるトランザクションを実行する場合に
は、データベース検索／更新部３５０にアクセス要求を
出す。また、排他制御でロックが必要な場合には、ロッ
ク機構部３６０にロック要求を出す。ロック機構部３６
０は、ロック要求に従って、ロック管理テーブルおよび
ＴＩＤリスト部３７０を操作する。

【００３３】図４は、ロック機構部３６０が実行するロ
ック処理の動作フローチャートである。まず対象のレコ
ードから適当なハッシュ関数を用いてロック管理テーブ
ルのエントリーを求める（Ｓ４１０）。そのエントリー
にまだ１つもＴＩＤがつながれていない場合には（Ｓ４
２０のｙｅｓ）、自分のＴＩＤを先頭につなげて（Ｓ４
２１）、そのレコードのロックが獲得できたとして（Ｓ
４２２）処理を終了する。既にエントリーに別のトラン
ザクションのＴＩＤリストがつながれている場合（Ｓ４
２０のｎｏ）には、その一番最後に自分のＴＩＤをつな
げる（Ｓ４３０）。自分より前にあるＴＩＤが同じトラ
ンザクション内の別のロック処理のＴＩＤリストにおい
て自分より後ろにないことを確認するため、自分より前
にあるＴＩＤのリストをそのトランザクション内の別の
ロック処理に転送する（Ｓ４４０）。転送されたロック
処理では、前述の自分の前にあるＴＩＤと転送先のロッ
ク処理（たとえばｌｏｃｋＢ）のＴＩＤリストの要素を
順に比較して、該当するＴＩＤの順番が逆転しているか
チェックする（Ｓ４５０）。逆転している場合（Ｓ４６
０のｙｅｓ）にはロールバック処理を行う（Ｓ４７
０）。ロールバック処理については、後述する。逆転し
ていなかった場合は（Ｓ４６０のｎｏ）、転送先のリス
トの前後関係を元のエントリーのリストに反映し、転送
先のリストの前後関係において逆転がなかったことをも
とのロック処理（ｌｏｃｋＡ）に知らせる。なお、ロッ
ク管理テーブルのエントリーを操作する場合には、最低
限エントリー単位にロックをかける必要が有る。

【００３４】図５は、アンロック処理の動作フローチャ
ートである。まず、レコードに対応するエントリーをハ
ッシュで探す（Ｓ５１０）。次に、エントリーの最初に
つながれているはずの自分のＴＩＤを取り除き（Ｓ５２
０）、もし次にＴＩＤがつながっている場合には（Ｓ５
３０のｙｅｓ）、そのＴＩＤで示されるトランザクショ
ンがロックを解除されるのを待っているはずであるか
ら、先頭のトランザクションを実行可能とする（Ｓ５４
０）。このため、ＴＩＤのリストには、そのＴＩＤが先
頭になった場合に実行可能となる処理（トサンザクショ
ン）へのポインタを持つ。リストが残っていない場合
（Ｓ５３０のｎｏ）にはアンロック処理を終了する。

【００３５】前述のロールバック処理（Ｓ４７０）は、
トランザクション全体を対象とするのではなく、デッド
ロックの原因となったレコードに関する部分のみロール
バックする。このため、実際にレコードの書き換えは、
トランザクション内のすべてのロックが獲得できてから
するものとし、全体のロックが獲得できるまで待たせる
ための同期機構（ｓｙｎｃ）を入れ、その同期機構から
制御が来る前にキャンセルが来た場合には、データを捨
てる機能に対しても同期が成立するのを待つ待ち機能
（ｗａｉｔ）を利用する。

【００３６】次に例を用いてデッドロック検出と、それ
にともなうロールバック処理の説明を行う。ＴＩＤが０
０１と００２というトランザクションが、レコードＡと
Ｂをそれぞれ更新する場合を考える。このときの初期状
態（状態（１））を図６に示す。それぞれのサークルは
処理を表し、その間の破線の矢印は、データや制御が流
れる方向を示している（実際にはまだ流れていない）。

【００３７】状態（１）では、トランザクション００１
と００２があって、それぞれがレコードＡとＢに対して
処理を行う場合、各処理を処理単位毎に分けたフローを
示している。レコードＡとＢは、記憶装置内に入ってい
る。まず、レコードＡをトランザクション内に取り込
み、ロックし、処理（＋３０）を行ってから、ｗａｉｔ
状態に入る。そして処理した結果をレコードＡと置き換
えた（ｒｅｐｌａｃｅ）後にロックを外す（ｕｎｌｏｃ
ｋ）。トランザクション内のｓｙｎｃは同期を取るため
の同期制御部であり、ロックをかけたときに図示しない
同期回路に同期の要求を実行させる。この同期制御部ｓ
ｙｎｃは、レコードＡとレコードＢに対するｌｏｃｋ処
理（ｌｏｃｋＡ，ｌｏｃｋＢ）が同期の要求を行ったと
き、データがそろった段階でｗａｉｔを外すことができ
るデータ駆動形の同期回路を制御する。ロックを外す場
合すなわち、ｕｎｌｏｃｋＡ，ｕｎｌｏｃｋＢの処理の
同期も同様である。図６は初期状態であるから、資源に
対応するデータとＴＩＤリストへのポインタからなるロ
ック管理テーブル１００の内容は空の状態である。レコ
ードＡ及びレコードＢも記憶装置に格納される。

【００３８】次に、初期状態から図７の状態（２）に移
る。レコードＡに対して、トランザクション００１がた
またま処理を行う状態で、ＴＩＤ００１のトランザクシ
ョンがレコードＡにロックをかけているところである。

【００３９】ハッシュに従ってロック管理テーブル１０
０のエントリーを探すが、状態（２）の場合、そのエン
トリーがないためエントリーを作る。すなわち、まずＴ
ＩＤリスト１１０の先頭に００１を置く。ロック管理テ
ーブル１００のｄａｔａ領域には、記憶装置内のレコー
ドＡのポインタが入り、リスト領域には、ＴＩＤ００１
が入っているセル（以下、セル００１という）へのポイ
ンタが入る。セル００１の中は３つの部分があり、ＴＩ
Ｄ００１と処理へのポインタおよび次のセルへのポイン
タが入る。次のセルがなければＮＩＬ（／印）となる。

【００４０】これにより、たまたま００１がレコードＡ
をアクセスしたとすると、セル００１がロック管理テー
ブル１００に書き込まれることにより、トランザクショ
ン００１において、まず、レコードＡが他のトランザク
ションからアクセスされないように排他制御すなわちロ
ックをかける動作に入る。また、レコードＡにロックを
かけるとｓｙｎｃに同期要求を出す。しかし、ｌｏｃｋ
Ｂの処理制御回路のｓｙｎｃに対する同期要求がなけれ
ば、ｓｙｎｃは発生しない。

【００４１】次に図８の状態（３）に移る。図７の状態
（２）の続きで、トランザクション００１が同期回路に
同期要求した後レコードＡの内容３００を見つけるため
に記憶回路にアクセスしてレコードＡを見つけ、読み込
む（ｆｉｎｄＡ）。そして、今の処理が、例えば、この
３００に３０を加えるという動作だとすると、その処理
を行うために、Ａというレコード内の３００を処理プロ
セッサ（図示せず）にわたす。

【００４２】このような動作をしている途中で、たまた
ま、今度は、トランザクション００２がレコードＢに対
して処理を行う要求が行われたとする。ＴＩＤ００２の
トランザクションも同時に実行可能であるからり、レコ
ードＢのロックを獲得に行く。レコードＢは他からロッ
クがかかっていないので、ＴＩＤ００２のトランザクシ
ョンはレコードＢのロックを獲得できる。すなわち、ロ
ック管理テーブル１００のレコードＢのエントリーにお
いて、データ領域にはレコードＢ（２００）の入ってい
る領域をアクセスするポインタが格納され、リスト領域
の先頭には、トランザクション００２が行うレコードＢ
の処理をアクセスするためのポインタが格納してあるセ
ル００２が格納される。すると、トランザクション００
２では、このセルをつくった後、Ｂに対して排他制御を
行うため、ロックＢを行って同期制御部ｓｙｎｃに対し
て同期の要求を行う。この場合、ＴＩＤ００１と００２
のそれぞれのトランザクションは、処理を同時に実行す
る。

【００４３】次に、図９の状態（４）に移る。図８の状
態（３）から、図９の状態（４）に移った段階で、００
２はレコードＢの処理を続行しており、レコードＢを見
つけて（ｆｉｎｄＢ）、これに＋２０を足す処理を行
い、その結果（２２０）が出た段階で、ｗａｉｔ状態に
入るものとする。

【００４４】一方ＴＩＤ００１では、レコードＡが＋３
０されて３３０になりｗａｉｔ状態になっている。これ
らの更新値は、トランザクション内のすべてのロックが
獲得されるまで、記憶装置に書き込まれない。これらの
処理と平行して、たまたまＴＩＤ００１のトランザクシ
ョンでは、レコードＢに対してアクセス要求を行ったと
する。これによってレコードＢのロックを獲得する処理
を開始する。

【００４５】図９に示すようにロック管理テーブル１０
０のレコードＢに対応するリストの先頭セル、すわなち
ＴＩＤ００２のトランザクションに対応するセル００２
の３番目のフィールドはｎｉｌから次に要求したＴＩＤ
００１のトランザクションに対応するセル００１へのポ
インタに変更される。このことは、レコードＢに対して
は、現在、ＴＩＤ００２のトランザクションが処理して
おり、このレコードＢに対してトランザクション００２
がロックを行っているため、このロックに対して、ｕｎ
ｌｏｃｋＢが実行されない限り、トランザクション００
１はレコードＢに対して要求したにもかかわらず実行さ
れないで待ち状態となることを示している。すなわち、
トランザクション００１の中のレコードＢに対する処理
が待ち状態となる。

【００４６】それと同時に、デッドロックを検出するた
め、ＴＩＤリストに入っているＴＩＤ番号が同じトラン
ザクションが他のＴＩＤリストで自分より後ろにないか
どうか確認する。状態（４）の場合には、同じトランザ
クションの中でレコードＡのロックをしているだけで、
しかもこの時点では、そのＴＩＤリストはセル００１だ
けであるため、デッドロックは発生しない。

【００４７】図１０の状態（５）は、さらにＴＩＤ００
２のトランザクションのレコードＡに対するロック獲得
処理がたまたま始まった状態である。すると、ロック管
理テーブル１００のレコードＡに関するリストは００１
がＡのレコードに対して処理をしており、まだｕｎｌｏ
ｃｋしていない状態であるから、この００１に関するセ
ルの３番目のフィールドがｎｉｌ状態から００２のセル
へのポインタが入る状態に変化し、００２のセルが００
１のセルの後に接続されることになる。このとき、レコ
ードＡのリストではセル００１がセル００２の前にあ
り、レコードＢのリストではセル００２がセル００１の
前にあるため、順番の逆転が起こっており、デッドロッ
クとなる。

【００４８】すなわち、トランザクション００１がレコ
ードＡを使用し、００２がレコードＢを使用し、次に０
０１がレコードＢを要求しているときに、さらに００２
がレコードＡを要求すれば、００１はレコードＢが００
２でｕｎｌｏｃｋされるまでレコードＡをｕｎｌｏｃｋ
しないし、００２はレコードＡが００１でｕｎｌｏｃｋ
されるまで、レコードＢをｕｎｌｏｃｋしない。従っ
て、００１はレコードＢの００２によるｕｎｌｏｃｋ待
ち、一方、００２はレコードＢのｕｎｌｏｃｋ待ちとな
る。

【００４９】このデッドロックを機械が認識するために
は、ロック管理テーブル１００のセルのつながり、すな
わちレコードＡに対してはＴＩＤ００１のセルの後にＴ
ＩＤ００２のセルが接続され、一方レコードＢに関する
リストでは、ＴＩＤ００２のセルの後、ＴＩＤ００１の
セルが接続された状態、すなわち逆転の状態を見つけれ
ばよいことになる

【００５０】そのためには、図９の状態（４）から図１
０の状態（５）に移る段階、レコードＡに対するリスト
において、すなわちＴＩＤ００２のセルがＴＩＤ００１
のセルの後にポインタで接続された場合に、ＴＩＤ００
２Ｋトランザクションの左側のＡが右側のＢ、すなわ
ちロック管理テーブル１００上では、レコードＢに接続
された先頭のＴＩＤ００２のセルが指し示す処理フロー
の制御手段（ｌｏｃｋＢ）に対して、レコードＡに関す
るリストのＴＩＤ００２の前のセルのＴＩＤ００１と同
じ００１のセルがロック管理テーブルの他の領域中のセ
ル００２のうしろ側に接続されているかどうか、すなわ
ちセル００２の後にポインタでセル００１が接続されて
いるかどうかを確認する。これがＯＫ？矢印であり、Ｏ
Ｋかどうかの確認を意味する。この場合、ロック管理テ
ーブル１００の中をハッシュ関数を介して調べると、セ
ル００２の後にセル００１が接続されているので、デッ
ドロックであるということを示すＮＧ（Ｎｏｔｇｏｏ
ｄ）信号をロックＢの制御回路からロックＡの制御回路
に応答として示す。これがＯＫ？に対するＮＧである。

【００５１】このようにして、デッドロックが確認され
ると図１０の状態（５）から図１１の状態（６）に移
る。すなわち、ロールバック処理に入る。ロールバック
処理は図１０の状態（５）において、ＮＧ信号を出した
トランザクション００２のＢの処理の実行をキャンセル
することになる。

【００５２】まず、ｗａｉｔの入力である２２０という
データをキャンセルし、レコードＢのＴＩＤリストから
セル００２を取り除く。これにより、セル００１が先頭
にきて、図１１の状態（６）となる。そうするとまたこ
の段階でデッドロックがあるかどうかを確認することに
なる。

【００５３】すなわち、ＴＩＤ００１のトランザクショ
ンが行っているレコードＢの処理のロック制御が同じＴ
ＩＤ００１のトランザクションのレコードＡの処理を行
う制御回路に対してレコードＢに関する領域の００１の
セルの前にあるセル（この場合，なにもない）が、他の
領域たとえばレコードＡの領域の００１のセルの後に接
続されているかどうかの確認を行うが、この場合、その
様なＴＩＤはないので、同図に示すように、ＯＫ？に対
してＯＫという応答がロックＡ側からロックＢ側に渡さ
れている。したがって、デッドロックがない状態である
から、処理の実行が更に行われる。すなわち、レコード
Ｂの内容２００（２２０ではない）に５０が加えられ
る。

【００５４】次に図１２の状態（７）では、ＴＩＤ００
１のトランザクションでレコードＡとレコードＢの両方
のロックが獲得できたので、同期のためのｓｙｎｃが発
火し、その出力により待たされていた３３０のデータと
２５０のデータが書き換え処理に渡される。すなわち、
レコードＡもレコードＢもｗａｉｔ状態をはずすことが
可能になる。

【００５５】また、ＴＩＤ００２のトランザクションで
は、ロールバックしたレコードＢのロック獲得処理を再
開する。この場合も、既にＴＩＤリストに別のＴＩＤ
（セル００１）がすでに入っているため、待ちにはいる
が同時にデッドロックの検出処理を開始する。すわな
ち、セル００２の前にセル００１があるか否か、その０
０１が同じトランザクション００２のＡに対して、セル
００２の後にセル００１があるか否かの確認を行う。こ
の場合にはセル００１が接続されていず、順番の逆転が
起きていないので、デッドロックが生じない。そこでＯ
Ｋ？に対してロックＡ制御はロックＢ制御に対してＯＫ
信号を出す。

【００５６】図１３の状態（８）では、ＴＩＤ００１の
トランザクションでレコードＡの書き換えとレコードＢ
の書き換えを行い、両方の処理の終了の同期を取る（ｓ
ｙｎｃ）。これは、書き換え処理中に異常があった場合
に、リカバーするためである。両方の書き換えが無事終
了する。この結果、レコードＡとレコードＢの演算結果
の３３０と２５０が記憶装置に書き込まれることにな
る。

【００５７】次の図１４の状態（９）では、レコードＡ
とレコードＢがｕｎｌｏｃｋされる。管理テーブル上の
先頭セルが消えて、ＴＩＤ００２のトランザクションの
動作がレコードＡに対してもＢに対しても実行されるこ
ととなる。すなわち、Ａ（３３０）＋１０＝３４０とＢ
（２５０）＋２０＝２７０の動作が実行される。そし
て、それぞれ３４０と２７０になった状態でｗａｉｔ状
態に入るが、お互いにデータがそろっているため、それ
ぞれの結果はｒｅｐｌａｃｅされ、ｕｎｌｏｃｋされる
ことになる。

【００５８】以上の処理によって、トランザクション０
０１および００２についてレコードＡ、レコードＢに対
する処理が実行可能になる。次に３つ以上のトランザク
ションがデッドロックを起こす場合について説明する。
このとき、ＴＩＤのリストに直接レコードを要求してい
るトランザクションのセルのみをつなげ、１つのトラン
ザクションに関係するレコードのリスト内の順序関係の
逆転を調べただけではデッドロックが発見できない場合
がある。

【００５９】図１５はデッドロックが発見できない３す
くみの場合の説明図である。ＴＩＤ００３のリストをロ
ック管理テーブルのレコードＡのエントリーにつなげる
とデッドロックになるのだが、それぞれのトランザクシ
ョンが利用しているレコードのリストを調べただけでは
そのデッドロックは検出できない。

【００６０】しかし、このような場合、各トランザクシ
ョンがＴＩＤを転送し、転送先で逆転が発見されなかっ
た後、転送先ＴＩＤリストの前後関係を、そのレコード
のエントリーのＴＩＤリストに反映させることにより、
３つ以上のトランザクションによるデッドロックも検出
することができる。

【００６１】例えば、図１５の場合、ＴＩＤ００２のト
ランザクションがレコードＣのロックを要求して、レコ
ードＢのロック処理にＴＩＤ００３を転送し、逆転して
いないことを確認した後、ＴＩＤ００２とＴＩＤ００１
の順序関係をレコードＣのエントリーに反映させるた
め、図１６のようにセル００２の後ろにセル００１をつ
なげる。こうしておくことにより、次にＴＩＤ００３の
トランザクションがデッドロックを検出することができ
る。このときつなげたセルが先頭にきた時実行すべき処
理のポインタ（セルの第２領域）をｎｉｌにしておく。

【００６２】たまたまセル００１がレコードＢのエント
リーにつながっていなかった場合には、ＴＩＤ００２の
デッドロック検出処理のときにはなにも行われないが、
ＴＩＤ００１がレコードＢを要求した後、レコードＡの
エントリーにＴＩＤ００１の前にＴＩＤ００２を入れる
ため、ＴＩＤ００３がレコードＡを要求したところでデ
ッドロックが検出される。

【００６３】図１７には３つ巴の場合の変形例を示す。
トランザクション００１はレコードＡをアクセスし、０
０２はレコードＢをアクセスし、００３はＣをアクセス
しており、そのあとで、たまたま、レコードＢに対して
は００１が要求し、レコードＣに対しては００２が要求
したとする。すると、Ｂに対しては、００２の処理に対
して、ｕｎｌｏｃｋした後でないと、００１はレコード
Ｂに対する処理を行うことができない。同様に、００２
はレコードＣに対して００３のＣに対する処理が終わら
なければ、実行するとができない状態にある。すなわ
ち、この段階では、００１はレコードＢのｕｎｌｏｃｋ
を待ち、００２はレコードＣのｕｎｌｏｃｋを待ってい
ることになる。

【００６４】このような状態で、更にレコードＡに対し
て、たまたま、トランザクション００３が要求したとす
ると、００３は００１のレコードＡのｕｎｌｏｃｋ待ち
となる。すると、００１は、００２のレコードＢに対す
るｕｎｌｏｃｋ待ちとなり、その００２は００３のレコ
ードＣに対する処理を待ち、さらにその００３は、００
１のレコードＡの処理待ちとなる。すなわち、これが３
つの場合のデッドロックである。

【００６５】このような場合に、２つの場合と違ってＴ
ＩＤのセルの逆転の関係を調べただけでは、デッドロッ
クの検出を行うことができない。そのため、図に示すよ
うに、仮想的なセルを挿入する。すなわち、レコードＡ
に関する管理テーブルのリストの先頭に、００２のセル
を図に示すようなポインタでつなげ、レコードＢのリス
トの先頭には、００３のセルを図に示すようなポインタ
でつなげておく。このようにすると、例えば、レコード
Ａのリストに関してセル００３がつながれた段階で、同
じトランザクションすなわち００３に関して例えば、レ
コードＡに関する００３よりも前にあるセル接続すなわ
ち００２と００１の接続関係が００３よりも後ろにある
かどうかのチェックを行う。この場合、レコードＢに関
して００３の後に００２と００１の接続があるので、デ
ッドロックの検出を行うことが可能となる。

【００６６】本発明のデッドロック検出方式は、トラン
ザクションによる資源利用だけではなく、例えば、ＯＳ
におけるプロセスの資源利用等にも適用できる。図１８
はＯＳの資源管理に適用した場合の好適実施例である。

【００６７】資源としてはメモリ（ページアドレス）、
プロセッサ、Ｉ／Ｏなどをロック管理テーブルのエント
リーとして設け、プロセスＩＤ（ＰＩＤ）を資源要求元
識別子としてリスト状につなげる。リストには、前述の
トランザクションについての実施例と同様にそのＰＩＤ
が先頭になった場合に実行可能となるプロセスを差すポ
インタを持つ。ロック、アンロックの手順は、上述のレ
コードを資源に、ＴＩＤをＰＩＤに変えたものと同じと
なる。

【００６８】以上に説明したロック管理手法で取り扱え
るロックの種類は排他ロックだけである。ロックには排
他ロックの他に共有ロックもある。共有ロックとは、ｒ
ｅａｄのように資源を共有できるロックである。共有ロ
ックを許すことにより、競合資源要求元の同時に実行で
きる処理数を増やすことが可能になる。

【００６９】排他ロックと共有ロックの両方を扱う場
合、一般的に考えられる方法として、共有ロックと排他
ロックをそれぞれ別に管理する方法を採る。つまり、そ
れぞれ別のロック管理テーブルとそれにつながるリスト
を持つようにする。その場合、デッドロック検出は、そ
れぞれのロックの内容をトランザクション毎にまとめて
から行う。

【００７０】図１９は、このような手法、つまり、共有
ロックと排他ロックを別に管理する場合のロック管理装
置のシステム構成図である。ロック管理装置１９００内
には、共有ロック管理機構Ｓｏ１９１０と排他ロック管
理機構Ｅｏ１９２０があり、それぞれ共有ロック管理用
ロック管理テーブルＴｓ１９１５と排他ロック管理用ロ
ック管理テーブルＴｅ１９２５を持つ。それらの管理テ
ーブルには、共有ロック用のリストＬｓ１９１６と排他
ロック用のリストＬｅ１９２６がつながっている。リス
トの接続／解放機能Ｆｏ１９４０は共有ロック管理機構
Ｓｏ１９１０と排他ロック管理機構Ｅｏ１９２０の各々
が持つ。デッドロック検出機構Ｄｏ１９３０はそれらの
管理機構とは独立になっており、共有ロック管理用ロッ
ク管理テーブルＴｓ１９１５と排他ロック管理用ロック
管理テーブルＴｅ１９２５の２つのテーブルを見てデッ
ドロックを検出する。

【００７１】このシステムでは、デッドロック検出にお
いてロック管理テーブルのエントリーを直接使わないこ
とになるので、図３、図１８で示したデッドロック検出
手法で防げる幻デッドロック（ファントムロック）が防
げなくなる。

【００７２】そこで、排他ロックと共有ロックを１つの
管理テーブルで管理することを考える。その場合、１つ
のエントリーに接続されるリストの中には、排他ロック
と共有ロックが混在することになる。それらをなんらか
の形で区別する（例えば、タグを用いる）。この場合、
共有ロックは、排他ロックが外れている場合には複数の
資源要求元に資源を供給できるので、１つのエントリー
につながれた１本のリストの中に、共有ロックは高々１
個現われることになる。共有ロックの後で排他ロックの
要求がきて、さらに再度共有ロックの要求がきた場合に
は、共有ロックの中に更にリストを待ち、そのリストに
後できた要求を加えるようにする。

【００７３】例えば、ｉｄｘの資源要求元から共有ロッ
クがきた場合をｒ（ｘ），ｉｄｙの資源要求元から排他
ロックがきた場合をｗ（ｙ）と表現すると、ある資源Ａ
にｒ（１）→ｗ（２）→ｒ（３）→ｗ（４）→ｒ（５）のような順番で要求がきた場合には、その資源Ａに対す
るロック管理テーブルのエントリーにつながれるリスト
は、Ａ：〔ｒ｛１，３，５｝，ｗ｛２｝，ｗ｛４｝〕となる。あるいは、資源Ｂにｗ（１）→ｒ（２）→ｒ（３）→ｒ（４）→ｗ（５）のような順番で要求がきた場合にはＢ：〔ｗ｛１｝，ｒ｛２，３，４｝，ｗ｛５｝〕となる。資源Ａに対するｗ（２）の排他ロックの要求
は、ｉｄ１，３，５の処理が終わって共有ロックが解除
されたところでｉｄ２に獲得されることになる。

【００７４】ここで、ロック要求毎にエントリーにつな
がれたリストの要素の順位逆転からデッドロックの検出
をする。ただし、共有ロックの場合には、リストの中に
リストが存在するので、その扱いを検討する必要があ
る。ここでは、共有ロックのリストを分解したものをそ
れぞれ別のリストとしてデッドロックを検出する。

【００７５】つまり、Ａ：〔ｒ｛１，３，５｝，ｗ｛２｝，ｗ｛４｝〕というリストは、デッドロック検出時に

【００７６】

【数１】

【００７７】という３つのリストに分解する。同様に、Ｂ：〔ｗ｛１｝，ｒ｛２，３，４｝，ｗ｛５｝〕についても

【００７８】

【数２】

【００７９】に分解する。ただし、この分解はデッドロ
ック検出時にローカルに行われるものであり、ロック管
理テーブルのエントリーに接続されたリストについては
そのままである。すなわち、デッドロック検出時に行わ
れる上記分解は、たとえば、ＣＰＵで行われ、ロック管
理テーブルのリストの構造は変化させない。

【００８０】デッドロックの検出時には、この分解され
たリスト間で、順位の逆転を検出する。この例の場合に
は、外１のｒ（５），ｗ（４）と外２のｒ
（４），ｗ（５）

【００８１】

【外１】

【００８２】

【外２】

【００８３】の間で順位の逆転が起こっていることから
デッドロックが発生していることが分かる。このような
デッドロックの検出は資源要求毎にロック管理装置を用
意して、並列に検出することができる。共有ロックに対
しても排他ロックに対しても同じロック管理装置を資源
要求毎に用意し、１つのロック管理テーブルにつながれ
たリストを共有ロックのリスト要素に対応して分解して
相互に通信しあいながらデッドロックを検出する。

【００８４】図２０は、共有ロックと排他ロックを扱う
場合の好適実施例のシステム構成図である。ロック管理
装置Ｍ２０００は、共有／排他ロック管理機構ＳＥ２０
１０（２０１０ー１，２０１０−２，２０１０−３，・
・・）と共有／排他ロック管理用ロック管理テーブルＴ
ｓｅ２０２０およびそのテーブルに接続された共有／排
他ロックリストＬｓｅ２０３０からなる。共有／排他ロ
ック管理機構ＳＥ２０１０は、資源要求元に対応して、
ロック管理装置内に複数存在することになる。リスト接
続／解放機能Ｆ２０１５は、これまでの装置（図１９）
と同様にそれぞれの共有／排他ロック管理機構ＳＥ２０
１０内にある。デッドロック検出機能Ｄ２０１６も、そ
れぞれの共有／排他ロック管理機構ＳＥ２０１０内に置
かれる。このようにすることにより、デッドロックは並
列に検出することができる上、幻デッドロックの発生を
抑えることが可能となる。

【００８５】図２１は、共有／排他ロック管理用ロック
管理テーブルＴｓｅ２０２０と共有／排他ロックリスト
Ｌｓｅ２０３０の好適実施例である。Ａ：〔ｒ｛１，３，５｝，ｗ｛２｝，ｗ｛４｝〕と、Ｂ：〔ｗ｛１｝，ｒ｛２，３，４｝，ｗ｛５｝〕の状態
を示している。

【００８６】共有ロックのためのリストを実現するた
め、２種類のリスト要素を用意している。共有／排他ロ
ック管理用ロック管理テーブルに直接つながるロックリ
スト要素ＬＬｘ（ｘは識別コード）は、タグ、ｉｄリス
トの先頭へのポインタ、次のロックリストへのポインタ
の３フィールドからなる。タグは、共有ロックか排他ロ
ックかを区別するためのもので、同図では共有ロックを
ｒで、排他ロックをｗで表している。また、ロックリス
ト要素の２番目のフィールドから指されるｉｄリストｉ
ｌｘは、ｉｄ番号、次のｉｄリストへのポインタの２フ
ィールドからなる。共有ロックの場合には、共有するｉ
ｄがこのリストとしてつながれる。ロック管理テーブル
につながれる第１段目のリストである部分ロックリスト
はリストの要素ｌｌ_０，ｌｌ_１，ｌｌ_２，ｌｌ_３，ｌｌ
_４，ｌｌ_５からなり、共有ロックの場合は、第２段目の
リストであるｉｄリストであるｉｌ_２，ｉｌ_３，ｉ
ｌ_４，ｉｌ_５ｉｌ_６，ｉｌ_７が部分ロックリストの第２
フィールドからポイントされるので、結果として、前述
したようにリストの中にリストが形成されることとな
る。排他ロックの場合には、ｉｄリストの要素数は必ず
１であり、その要素の次のｉｄリストを指すポインタに
は、ｎｉｌが入る（図では、斜線でｎｉｌを表してい
る）。排他ロックの場合には、ｉｄリストをつなげず、
直接２番目のフィールドにｉｄを入れる方法も考えられ
る。

【００８７】図２２は、このようなロック管理テーブル
２０２０とロックリスト２０３０を使用した場合の、リ
スト接続／解放機能Ｆ２０１５におけるリスト接続処理
の動作フローチャートである。

【００８８】まず、要求レコードに対応するレコードの
エントリーをハッシュで探す、すなわちレコードＡをポ
イントしているロック管理テーブルのエントリーのアド
レスをハッシュ関数を用いて探す（Ｓ２２００）。次
に、そのレコードへのロック要求が共有ロックと排他ロ
ックのどちらかを判定する（Ｓ２２１０）。共有ロック
の場合には（共有）、エントリーにつながれたリストの
中から共有ロックを探す（Ｓ２２２０）。共有ロックが
存在する場合（Ｓ２２２１のあり）には、共有ロックの
ｉｄリスト（第２段目のリスト）の最後に要素をつな
げ、資源要求元ｉｄをフィールドに入れる（Ｓ２２３
０）。例えば、共有ロックのｉｄリストｉｌ_２，ｉ
ｌ_３，ｉｌ_４の最後に１つの要素（資源要求元ｉｄと次
の要素へのポインタからなる）をつなげる。一方、共有
ロックが存在しない場合（Ｓ２２２１のなし）には、ロ
ック管理テーブルのエントリーにつながれた部分ロック
リスト（第１段目のリスト）の最後に要素をつなげ（Ｓ
２２４０）、タグのフィールドに共有を示すタグを入れ
（Ｓ２２４１）、ｉｄリストをつなげて資源要求元ｉｄ
をそのフィールドに入れ（Ｓ２２４２）、処理を終了す
る。例えば、リストの要素ｌｌ_０が存在しない時、リス
トの要素ｌｌ_２のｎｉｌを外し、ｌｌ_２に次のリストの
要素をポインタでつなげている。

【００８９】一方、排他ロックの場合（Ｓ２２１０の排
他）には、エントリーに繋がれたロックリストの最後に
リストをつなげ（Ｓ２２５０）、その中のタグのフィー
ルドに排他を示すタグを入れ（Ｓ２２５１）、ｉｄリス
トをつなげて資源要求元ｉｄを入れ（Ｓ２２５２）、処
理を終了する。

【００９０】以上の処理により、図２１に示したような
ロック管理用のリストが生成される。図２３は、リスト
解放処理の動作フローチャートである。

【００９１】リストを解放する場合には、まず、レコー
ドに対応するエントリーをハッシュで探す（Ｓ２３０
０）。例えば、レコードＡをポイントしているロック管
理テーブルのエントリのアドレスをハッシュ関数を用い
て探す。そして、リストの先頭の要素を見て（Ｓ２３１
０）、共有か排他かを判定する（Ｓ２３１１）。共有の
場合（共有）には、先頭要素ｌｌ_０につながれたｉｄリ
ストｉｌ_２，ｉｌ_３，ｉｌ_４の中の先頭の要素ｉｌ_２を
外し（Ｓ２３２０）、結果としてｉｄリストが空になっ
たか否かを判定する（Ｓ２３２１）。空でない場合（Ｎ
ｏ）には処理を終了し、ｉｄリストの要素ｉｌ_３，ｉｌ
_４を要素ｌｌ_０のｉｄフィールドにつなげる。空の場合
（Ｙｅｓ）には、該エントリーにつながれたロックリス
トの先頭の要素ｌｌ_０を外し（Ｓ２３２２）、要素ｌｌ
_１をロック管理テーブルのエントリーにつなげて処理を
終了する。

【００９２】一方、排他ロックの場合（Ｓ２３１１の排
他）には、エントリーにつながれたロックリストの先頭
の要素を外して（Ｓ２３３０）、処理を終了する。例え
ば、要素ｌｌ_１を指すポインタを要素ｌｌ_２を指すよう
に変更する。

【００９３】以上の処理によって、ロックを解放するこ
とができる。図２４は、デッドロック検出処理の動作フ
ローチャートである。デッドロックを検出する場合に
は、対応する資源要求元のエントリーのリストを取って
きて（Ｓ２４００）、そのリストに共有ロックを含むか
否かを判定する（Ｓ２４１０）。たとえば、第２図にお
いて、レコードＡのエントリにつながれたロックリスト
ｌｌ_０，ｌｌ_２；ＩＤリストｉｌ_０，ｉｌ_１，ｉｌ_２，
ｉｌ_３ｉｌしを全てとってきて、そのリスト中に共有ロ
ックを含むかを判断する。含む場合には（Ｙｅｓ）、共
有ロックのｉｄリストに対応してロックリストをたとえ
ば前述の分解式に示すように分解する（Ｓ２４２０）。
その後ロックリストを転送し（Ｓ２４３０）または共有
ロックを含まない場合（Ｓ２４１０のＮｏ）には、ただ
ちにロックリストを転送する（Ｓ２４３０）。そして、
他から転送されたロックリストとのｉｄの順位と自分の
ｉｄの順位を比較し（Ｓ２４４０）、順位の逆転がある
か否かを判定する（Ｓ２４５０）。逆転がある場合（Ｙ
ｅｓ）にはデッドロックと判断し、逆転がない場合（Ｎ
ｏ）にはＳ２４００の処理に戻る。

【００９４】以上の処理により、共有ロックと排他ロッ
クの両方を扱う場合のデッドロック検出が可能になる。

【００９５】

【発明の効果】本発明によれば複数の資源を複数の資源
要求から共有する場合、ロック管理テーブルと資源要求
元識別子リストとを用いて、資源要求元識別子リストの
順位の逆転をチェックすることにより、デッドロックを
高速にかつ、確実にかつリアルタイムに検出することが
できる。

【００９６】特にトランザクション処理において基本処
理間のデータ処理と制御フローに従って、基本処理を並
列に動作させる方法に、本発明とのデッドロック検出手
段を用いることによって、デッドロック検出のための処
理を負荷分散するとができる。

【００９７】また、トランザクションを基本処理単位
に分解しておくことにより、デッドロック検出後のロー
ルバック処理においてもトランザクション全体の処理を
やり直す必要がなくデッドロックに関係する部分のみや
り直せばよい。このため、ロールバックのための処理を
軽くすることができ処理性能を向上させることができ
る。

【００９８】さらに、同一のロック管理テーブルによ
り、共有ロックを排他ロックと区別して管理することが
可能になり、共有ロックと排他ロックが混在する処理に
おけるデッドロックを容易に検出することができる。こ
れによって、全体としての処理効率は向上する。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理説明図（その１）である。

【図２】本発明の原理説明図（その２）である。

【図３】本発明の公的実施例のシステム構成図である。

【図４】ロック処理の動作フローチャートである。

【図５】アンロック処理の動作フローチャートである。

【図６】初期状態（１）の説明図である。

【図７】状態（２）の説明図である。

【図８】状態（３）の説明図である。

【図９】状態（４）の説明図である。

【図１０】状態（５）の説明図である。

【図１１】状態（６）の説明図である。

【図１２】状態（７）の説明図である。

【図１３】状態（８）の説明図である。

【図１４】状態（９）の説明図である。

【図１５】３すくみの場合の説明図である。

【図１６】３すくみの場合のデッドロック検出の説明図
である。

【図１７】３すくみの場合の変形例の説明図である。

【図１８】ＯＳの資源管理の公的実施例の説明図であ
る。

【図１９】共有ロックと排他ロックを別に管理する場合
のロック管理装置のシステム構成図である。

【図２０】共有ロックと排他ロックを扱う好適実施例の
システム構成図である。

【図２１】好適実施例の共有／排他ロック管理用ロック
管理テーブルとリストの説明図である。

【図２２】リスト接続処理の動作フローチャートであ
る。

【図２３】リスト解放処理の動作フローチャートであ
る。

【図２４】デッドロック検出処理の動作フローチャート
である。

【図２５】計算機におけるトランザクション処理を示す
図（その１）である。

【図２６】計算機におけるトランザクション処理を示す
図（その２）である。

【符号の説明】

１００ロック管理テーブル１１０ＴＩＤリスト１２０ロック管理手段

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者赤星直輝神奈川県川崎市中原区上小田中1015番地富士通株式会社内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数の資源を複数の資源要求元から共有
する場合に、資源に対応するエントリーを持つロック管
理テーブル（１００）と、前記ロック管理テーブルのテーブルにつながれる資源要
求元識別子リスト（１１０）と、前記ロック管理テーブルと前記資源要求元識別子リスト
を用いて排他制御を管理し、競合する資源要求元間でリ
ストの資源要求元識別子の順番の逆転を調べることによ
りデッドロックを検出するロック管理手段（１２０）を
含む、ことを特徴とするデッドロック検出方式。
【請求項２】前記資源要求元識別子リストに、ある識
別子がリストの先頭にきた場合に、その識別子に対応す
る資源要求元の処理を開始させるためのポインタを、更
に含む、ことを特徴とする請求項１記載のデッドロック検出方
式。
【請求項３】前記ロック管理テーブルのエントリーを
資源の識別子からハッシュを用いて求める、ことを特徴とする請求項１記載のデッドロック検出方
式。
【請求項４】前記資源要求元をトランザクションと
し、該トランザクションを基本処理単位に分解し、その
基本処理間のデータおよび制御の依存関係に従って基本
処理を並列もしくは並行に実行することを特徴とする請
求項１記載のデッドロック検出方式。
【請求項５】トランザクション内の基本処理単位を資
源要求元として、トランザクション内の基本処理単位間
でリストに要求元識別子としてつながれたトランザクシ
ョン識別子を転送しあい、それぞれの基本処理単位でデ
ッドロックを検出することを特徴とする請求項４記載の
デッドロック検出方式。
【請求項６】デッドロックに伴うロールバック処理
を、デッドロックの原因となったレコードに関係する部
分のみでロールバックすることを特徴とする請求項４記
載のデッドロック検出方式。
【請求項７】あるトランザクション内のすべてのロッ
クが獲得できるまで資源の変更を行わずに、デッドロッ
クが生じた場合にロールバックができるように同期を取
るための同期機構を、さらに含む、ことを特徴とする請求項４記載のデッドロック検出方
式。
【請求項８】前記同期機構から制御がくる前にロール
バックの指示がきた場合に持っていたデータを捨てて資
源に対する更新を行わないｗａｉｔ機構を、さらに含
む、ことを特徴とする請求項７記載のデッドロック検出方
式。
【請求項９】前記基本処理単位は、ロック、ファイン
ド、アップデイト、ウェイト、リプレース、アンロック
からなることを特徴とする請求項４記載のデッドロック
検出方式。
【請求項１０】前記資源要求元がプロセスであること
を特徴とする請求項１記載のデッドロック検出方式。
【請求項１１】３個のトランザクションが並行して動
作する場合、特定のレコードのリストに関して資源要求
元リストの要素ｉがつながれる前に、要素ｊがつながれ
る場合には、ｉ，ｊ以外の要素ｋが仮想的にロック管理
テーブルからポイントされるように接続してできる仮想
的なリスト構成を作成し、資源要求元識別子の要素の逆
転を検出することを特徴とする請求項１記載のデッドロ
ック検出方式。
【請求項１２】共有ロックと排他ロックを前記資源要
求元識別子リストの要素で識別し、共有ロックの内容で
分解される資源要求元識別子リストを転送しあい、競合
する資源要求元間で独立にリストの資源要求元識別子の
順番の逆転を調べることによりデッドロックを検出する
ことを特徴とする請求項１記載のデッドロック検出方
式。
【請求項１３】前記資源要求元識別子リストの要素
に、さらにｉｄリストを付け、共有ロックを実現するこ
とを特徴とする請求項１２記載のデッドロック検出方
式。
【請求項１４】共有ロックと排他ロックの要素をタグ
で識別することを特徴とする請求項１２記載のデッドロ
ック検出方式。
【請求項１５】排他ロックと共有ロックの要素のｉｄ
リストへのポインタを前記資源要求識別子リストに入れ
ることを特徴とする請求項１２記載のデッドロック検出
方式。
【請求項１６】識別子ｘの資源要求元から共有ロック
が来た場合をｒ（ｘ）、識別子ｙの資源要求元から排他
ロックが来た場合をｗ（ｙ）と表現すると、ある資源Ａ
に所定の順番で要求が来た場合にはその資源Ａに対応す
るロック管理テーブルのエントリーにつながれるリスト
を要求された順番ｉ_１，ｉ_２，・・・ｉ_ｍに共有ロック
に対してｒ（ｉ_１，ｉ_２，・・・ｉ_ｍ）の表現でまとめ
て１つのリストとして、排他ロックに対して要求された
順番ｊ_１，ｊ_２，・・・ｊ_ｎに対して独立なリスト要素
ｗ（ｊ_１），ｗ（ｊ_２），・・・ｗ（ｊ_ｎ）とすること
を特徴とする請求項１記載のデッドロック検出方式。
【請求項１７】デッドロック検出時には、Ａ_ｉ１；〔ｒ（ｉ_１），ｗ（ｊ_１）ｗ（ｊ_２），・・・ｗ（ｊ_ｎ）〕Ａ_ｉ２；〔ｒ（ｉ_２），ｗ（ｊ_１）ｗ（ｊ_２），・・・ｗ（ｊ_ｎ）〕：：：：Ａ_ｉｍ；〔ｒ（ｉ_ｍ），ｗ（ｊ_１）ｗ（ｊ_２），・・・ｗ（ｊ_ｎ）〕と分解したリスト間で資源要求元識別子間の順番の逆転
を検出してデッドロックの検出を行うことを特徴とする
請求項１６記載のデッドロック検出方式。
【請求項１８】前記資源要求元識別子のリストの要素
は、共有ロックか排他ロックを示すタグと、資源要求元
識別子リストの先頭へのポインタ、及び次のロックリス
トへのポインタからなることを特徴とする請求項１７記
載のデッドロック検出方式。
【請求項１９】前記ｒ（ｉ_１，ｉ_２，・・・ｉ_ｍ）、
ｗ（ｊ_１），ｗ（ｊ_２），・・・ｗ（ｊ_ｎ）に対するリ
スト構造においてロック管理テーブルのエントリーにつ
ながれるロックリスト要素の内容は、タグフィールド、
共有ロックに対する資源要求元リストへのポインタある
いは排他ロックに対する資源要求元リストへのポインタ
を格納フィールド及び次のロックリスト要素へのポイン
タを格納するフィールドからなり、前記共有ロックに対
する資源要求元リストは、共有ロックに対する資源要求
元のＩＤと次のリスト要素へのポインタからなる要素
が、資源要求元の順番ｉ_１，ｉ_２，・・・ｉ_ｍに並んだ
構造になり、前記排他ロックに対する資源要求元リスト
の要素は排他ロックに対する資源要求元のＩＤと次の要
素へのポインタからなる１つの要素からなることを特徴
とする請求項１５記載のデッドロック検出方式。
【請求項２０】複数の資源を複数の資源要求元から共
有する場合、トランザクション内の基本処理単位を資源
要求元として、トランザクション内の基本処理単位間で
リストに要求識別子としてつながれたトランザクション
識別子を転送しあう手段と、資源に対応するエントリーを持つロック管理テーブル
（１００）と、前記ロック管理テーブルのテーブルにつながれる資源要
求元識別子リスト（１１０）と、前記ロック管理テーブルと前記資源要求元識別子リスト
を用いて排他制御を管理するロック管理手段（１２０）
を含むことを特徴とするトランザクション制御方式。