JPH05134915A

JPH05134915A - 共用データシステムにおけるデータ資源のロツキング方法及びシステム間のデータロツク管理方法

Info

Publication number: JPH05134915A
Application number: JP4121588A
Authority: JP
Inventors: Chandrasekaran Mohan; モハンチヤンドラセカラン; Inderpal S Narang; エス．ナラングインデルパル
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1991-06-14
Filing date: 1992-05-14
Publication date: 1993-06-01
Anticipated expiration: 2011-09-11
Also published as: EP0518639A2; JP2533266B2; EP0518639A3; US5551046A

Abstract

(57)【要約】【目的】多数のデータベース管理システムが共通デー
タ資源にアクセスする環境においてデータ資源ロックの
取得且つ解除に必要な局部ならびに大域ロックマネジャ
ーの間のメッセージトラフィックを減少する。【構成】各データベース管理システム３６、３７に含
まれる局部ロックマネジャー３８、３９は、データ資源
上にトランザクション利益を表示するＬロックのリクエ
ストを受信、処理且つ許可し、データベース管理システ
ムに対するデータ資源のキャッシュを表示するＰロック
のリクエストを受信、処理且つ許可する。局部ロックマ
ネジャーは任意の型のロックのリクエストに応答して、
システムレベルロックのリクエストを大域ロックマネジ
ャー４８に伝送し、大域ロックマネジャーにより要求さ
れたＬＰロックの許可を受信すると同時に、そのデータ
資源上にＬロック又はＰロックを局部的に許可すること
ができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、共用データ資源への多
数のシステムのアクセスを直列化する非階層ロックの管
理に関する。

【０００２】

【従来の技術】アメリカ特許第４、９６５、７１９号に
おいて、複数の並列システムの共用データ資源へのアク
セスを直列化する階層ロッキング方式が示されている。
トランザクションがデータ資源そのものにおいてロック
を取得するためのデータ資源親においてロックを取得す
ることを必要とするロック階層が提案されている。階層
構造は、例えば、ロックがデータページのレコード上で
取得され得る前にそのデータページで取得されることを
必要とする。

【０００３】トランザクションは、データベース管理シ
ステム（以下、ＤＢＭＳと称す）を介したデータ資源へ
のアクセスを取得する。上記アメリカ特許のＤＢＭＳ
は、トランザクションマネジャー、バッファマネジャー
及び資源ロックマネジャーを含む。同アメリカ特許で
は、トランザクション−レベルのレコードロックが取得
され得る前に、ＤＢＭＳのバッファマネジャーによって
システム間ページロックが取得される必要がある。この
多重ＤＢＭＳシステムにおいて、共用直接アクセス記憶
装置（以下、ＤＡＳＤと称す）からバッファリングされ
るページのコヒーレンシー（一貫性）を保証するため
に、関連マネジャーはページに対するバッファマネジャ
ーからの競合リクエストを伝達する。

【０００４】従来技術システムにおいて、レコード又は
ページに対する第１のトランザクションレベルのリクエ
ストは、局部バッファマネジャーが関連マネジャーによ
ってページ上にロックを要求且つ付与するまで、そのト
ランザクションの中断を必要とする。これは図１におい
てより明確に示される。

【０００５】図１において、データ資源（ページ等）を
求める第１のトランザクションリクエスト１０がＤＢＭ
Ｓによって受け取られると、そのページについてのバッ
ファマネジャーに対するリクエストはページがバッファ
プールに存在しないことを示し、さらにバッファマネジ
ャーに対して関連マネジャーからページ上にロック１２
を要求且つ取得することを必要とする。一方では、バッ
ファマネジャーがロックを受け取り、ページをバッファ
プールに読み入れるまでそのトランザクションは中断さ
れる。さらに、ページ上のロックとページ上の目的に対
する第１ならびにその次のトランザクションリクエスト
は、１４で処理される。ロックが受け取られると、トラ
ンザクションは１６でそのページの構成要素（例えば、
レコード）を処理する。トランザクション処理が終了す
ると、トランザクションロックは１８で解除されて、バ
ッファロックは２０で解除される。このように、従来技
術の多重システム環境のロック階層では、データ資源が
トランザクション処理用にバッファされる必要があるす
べての場合においてステップ１２がステップ１４に先行
することが必要とされる。

【０００６】多重ＤＢＭＳ環境におけるシステム間ロッ
キングのための従来技術方法はロッキングモードを認識
する。上述のアメリカ特許では、このモードは「アップ
デート（更新）」及び「シェア（共用）」と称される。
より最近のデータベース管理システムは２個以上の可能
値を有するロック法カテゴリーを認識する。例えば、本
願の譲受人から入手可能なＤＢ２システムにおいて、ロ
ックの可能なモードは以下の通りである。

【０００７】Ｘ（専有）ＵＳ（共用）Ｎ（ヌル：ロックが保持されていないことを表わす）

【０００８】ロックモードの構造化は、Ｘ＞Ｕ＞Ｓ＞ヌ
ルとされる絶対値微分法を示す。データ資源コンテキス
トでは、Ｘロックは資源へのアクセスに関してＵモード
よりも限定的であり、また、ＵモードはＳモードよりも
限定的である。さらに、別のトランザクションが同じデ
ータ資源上でＵモード・ロックを保持する場合、データ
資源上でＳモードを探索するトランザクションがその資
源へのアクセスが否定されるとするＵモードとＳモード
との互換性が観察される。しかしながら、Ｘモードはす
べてのモード（Ｘモードを含む）とは互換性がなく、Ｘ
モードロックが保持されるデータ資源上の任意の絶対値
のロックについてのリクエストはどれも否定される。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】本発明の主要目的は、
複数のデータベース管理システムが共通データ記憶資源
にアクセスする環境においてデータ資源ロックを取得且
つ解除するために必要な局部ロックマネジャーと大域ロ
ックマネジャーとの間のメッセージトラフィック（通信
量）を減少させることである。

【００１０】上記目的は、Ｌ又はＰのロックリクエスト
のどちらか一方のリクエストに応答して、データ資源上
でシステムレベルのロックを得る能力を各局部ロックマ
ネジャーに設けることによって達成される。

【００１１】

【課題を解決するための手段】本発明は、以下の観察の
結果、大域ロックマネジャーに対するロックならびにア
ンロックリクエストの数を減少させる。即ち、局部ロッ
クマネジャー（前記アメリカ特許では、「資源ロックマ
ネジャー」）は、大域ロックマネジャー（前記アメリカ
特許では、「当該マネジャー」）からの同一データ資源
に対するトランザクションロック（「Ｌロック」と呼ば
れる）とキャッシュ−オーナーシップ・ロック（「Ｐロ
ック」と呼ばれる）との区別を隠すことができる。局部
マネジャーでは異なっているけれども、データ資源につ
いてのＬならびにＰロックは、大域ロックマネジャーに
よって単一のロック（「ＬＰロック」と呼ばれる）とし
て観察される。この大域ロックマネジャーは以下のオー
ナーとロックモードを備えたＬＰロックについてよく知
っている。即ち、オーナーは局部ロックマネジャーであ
り、ロックモードはデータ資源に対する局部ロックマネ
ジャーによって維持されるすべてのＬならびにＰロック
の組み合わせロックモードである。本発明において、局
部ロックマネジャーは、同一データ資源上に予め付与さ
れるＬならびにＰロックとの組み合わせロックモードが
要求されたロックのモードと等しいか又は大きい場合
に、データ資源上でＬ又はＰロックを局部的に付与する
ことができる。

【００１２】特に、本発明の方法は、１個又はそれ以上
の数のデータ記憶装置と大域ロックマネジャーとに接続
される多数のデータベース管理システムを含む共用デー
タシステムにおいてデータ資源をロックすることであ
り、その大域ロックマネジャーはロックを求めるリクエ
ストを受け取り、且つ許可するものである。共用データ
システムにおいて、各データベース管理システムに含ま
れる局部ロックマネジャーは、データ資源においてトラ
ンザクション利益を表示するＬロックを求めるリクエス
トを受け取り、処理し、さらに許可するとともに、デー
タベース管理システムに対するデータ資源のキャッシュ
を表示するＰロックを求めるリクエストを受け取り、処
理し、さらに許可するためのものである。この方法にお
いて、（ａ）データ資源に対する局部ロックマネジャー
によっていずれかの型のロックを求める第１のリクエス
トの受信に応答して、局部ロックマネジャーは大域ロッ
クマネジャーに対しデータ資源におけるＤＢＭＳ利益を
表示するロック（ＬＰロック）を求めるリクエストを伝
送し、（ｂ）大域ロックマネジャーによって要求された
ＬＰロックの許可を受け取ると同時に、局部ロックマネ
ジャーは第１のリクエストを許可する。

【００１３】また、この方法において、ロックは少なく
ともデータ資源の更新を表示する第１のモード（Ｘモー
ド）、又は、データ資源の読取りを表示する第２のモー
ド（Ｓモード）において許可される。この方法でのステ
ップ（ａ）において、リクエストは、第１のリクエスト
がデータ資源を更新するためのものである場合にはＸモ
ードの、又は第１のリクエストがデータ資源を読取るた
めのものである場合にはＳモードのＬＰロックを求める
リクエストとして伝送されて、ステップ（ｂ）で受け取
られた許可は第１のリクエストのモードによる。さら
に、同方法において、（ｃ）データ資源上の任意の型の
ロックを求める次のリクエストの受信に応答して、局部
ロックマネジャーはデータ資源に対して許可されるすべ
てのロックの合成モードを生成するとともに、この合成
モードはデータ資源上に許可される任意のロックの最高
絶対値モードに対応し、（ｄ．１）次のリクエストが合
成モードよりも大きな絶対値を有するモードを備えたロ
ックを求める場合に、局部ロックマネジャーは要求され
たモードのＬＰロックを求めるリクエストを大域ロック
マネジャーに対し伝送し、（ｄ．２）要求されたモード
のＬＰロックの許可を受け取ると同時に、局部ロックマ
ネジャーは要求されたロックを許可し、そうでない場合
には、（ｅ）局部ロックマネジャーは大域ロックマネジ
ャーと通信することなく次のリクエストを許可する。

【００１４】

【実施例】本発明は、データベース管理システム（ＤＢ
ＭＳ）の複数のインスタンスが１個又は複数の汎用コン
ピュータにおいて実行し、さらにデータ資源へのアクセ
スを共有する汎用計算機環境を作動するための方法を提
供する。本発明は、ＤＢＭＳの局部ロック管理機能によ
って「所有」され、ＬＰロックと称されるシステムレベ
ルのロックの管理に関する。

【００１５】図２は、Ｎ個までのディジタルコンピュー
タコンプレックス３０、３２（図中では簡略化により、
２個のみ図示）を含む代表的環境を表わす。各コンピュ
ータシステム内の実際の又は仮想のアドレス空間は、デ
ータ記憶プログラム領域を含み、そこではホストオペレ
ーティングシステムサービス３４と３５、ならびに少な
くともシステムごとに１個のデータベース管理システム
（ＤＢＭＳ）３６と３７とがそれぞれ含まれている。各
ＤＢＭＳは、キャッシュ４０、４１を管理するキャッシ
ュマネジャー３８、３９を有する。（従来技術では、キ
ャッシュマネジャーとキャッシュはそれぞれ、バッファ
マネジャー及びバッファプールと称されている。）ＤＢ
ＭＳ３６と３７は、１個又は複数のＤＡＳＤ（図中では
簡略化により１個のＤＡＳＤ４３のみ図示）に記憶され
る１個又は複数のデータベースと共通のアクセスを有す
る。各ＤＢＭＳはさらに、局部ロックマネジャー（ＬＬ
Ｍ）４６、４７を含む。

【００１６】各ディジタルコンピュータシステム３０、
３２には、主記憶装置と仮想記憶装置と必要なチャネル
と周辺装置とを備えた汎用中央処理装置が含まれる。例
えば、各システムは、本願の譲受人から入手可能なＩＢ
Ｍシステム／３９０を含む。各ディジタルコンピュータ
システム３０、３２は、ＩＢＭシステム／３９０・ＭＶ
Ｓオペレーティングシステム等のオペレーティングシス
テム（図示せず）の制御のもとで作動する。ＤＢＭＳ３
６、３７はそれぞれのオペレーティングシステムの制御
のもとで実行し、利用可能なオペレーティングシステム
機能とインタフェーシング通信に必要とされ得る他の機
能を利用する。

【００１７】さらに各ディジタルコンピュータシステム
３０、３２は、個々のデータベース管理システムでトラ
ンザクションをインタフェースするＩＢＭ・ＩＭＳ／Ｖ
Ｓ又はＩＢＭ・ＣＩＣＳ等のトランザクションマネジャ
ー（図示せず）を含む。各ＤＢＭＳはＮ個のトランザク
ションとインタフェースすることができる。簡略化によ
り、かかるトランザクション４９と５０の２個がＤＢＭ
Ｓ３６とインタフェースしている。

【００１８】データベース管理システムは、本願の譲受
人から入手可能なＤＢ２又はＩＭＳ／ＶＳシステム等の
利用可能な製品を含むことがある。ＤＢＭＳ３６と３７
がデータベース回復制御等の他の機能を含むことを仮定
する。さらに、図２に示された構成要素の何れかにおけ
る異常及び故障状態が検出されて、既知の方法によって
報告又は修正されることを仮定する。

【００１９】図２では、２個のディジタルコンピュータ
システム３０と３２が多重プログラミング環境でアプリ
ケーションプログラムを実行することを仮定する。プロ
セス、又はトランザクション４９等のトランザクション
がデータ資源へのアクセスを要求する際に、インタフェ
ース中のトランザクションマネジャーは、局部ロックマ
ネジャー４６に提供されるロックリクエストを生成す
る。トランザクションによって生成されると、ロックリ
クエストはＬロックと呼ばれ、従って、すべてのＬ型ロ
ックはデータ資源上のトランザクション利益を表示す
る。そのロックリクエストは、トランザクションがその
要求されたデータ資源を利用するのに適切なモードであ
る。このように、トランザクションがデータ資源を変更
又は更新することを意図する場合、コヒーレンシーによ
って更新中に専有アクセスを有することを要求される。
このために、そのロックリクエストはＸモードにおいて
提示される。専有アクセスがトランザクション処理に必
要とされない場合、該ロックはＵ又はＳ等の共用モード
で要求されることがある。（Ｕモードは、トランザクシ
ョンがＸモードのロックを取得することによって資源を
更新することを表示する。Ｕモードはそれ自体とは互換
性がない。Ｕモードは、トランザクションが読み取り後
に同一の資源を更新しようとする場合、それらの間のデ
ッドロックを防止する。）

【００２０】トランザクションロックを取得した後で、
ＤＢＭＳは、資源がそこに存在しているかどうかを決定
するためにその局部キャッシュを検査する。本発明で
は、トランザクションによるデータ資源のオーナーシッ
プのユニットがキャッシュマネジャーによる該資源のキ
ャッシュのユニットと同一であることを仮定している。
本発明における説明では、データ資源はページであるこ
とを仮定する。このようにして、ページＰＮにアクセス
するためのトランザクション４９からのリクエストはキ
ャッシュマネジャー３８に提示されることになる。キャ
ッシュマネジャーは、キャッシュされたページのディレ
クトリを保持する。そのページが現在キャッシュ４０に
存在しないと、キャッシュマネジャー３８はＩ／Ｏプロ
セスを開始して、そのページの最新バージョンのコピー
をキャッシュ４０へ移動することになる。多くの場合、
ページはデータ経路４３、４４、４０上で得られる。さ
らに、ページは経路４１、３５、６０、３４、４０を介
してキャッシュ４１等の他のキャッシュから抽出される
可能性もある。

【００２１】ページがキャッシュされるべきいかなる場
合にも、キャッシュマネジャー３８、３９はロックリク
エストをその個々の局部ロックマネジャー４６、４７に
提示し、そのロックはＰロックと呼ばれる。キャッシュ
マネジャー３８、３９がデータ資源をキャッシュする目
的を認識し、従って、その目的を達成するために必要と
されるモードを整合するためにそのロックリクエストに
モードを設定することが表明される。例えば、トランザ
クションがそのページを更新する目的によりページＰへ
のアクセスを要求した場合に、また、該ページがキャッ
シュ４０に導入される必要がある場合に、キャッシュマ
ネジャー３８はＸモードへＰロックリクエストを提示す
る。さらに、キャッシュマネジャー３８、３９が、ペー
ジのキャッシュ内への導入を要求することによって、そ
の要求されたページとともに導入されているページ数
（多分、連続的）が制限される結果になる先取り戦略を
用いることを仮定する。すべての先取りされたページご
とに、個々のＰロックは要求されたページに必要なＰロ
ックのモードで要求されることになる。

【００２２】本発明では、データベースシステムの設計
者によって、複数のロックモードが割当て絶対値によっ
てオーダされ得るロックモード絶対値関係が選択される
ことを仮定する。本発明で述べられるロックモードを使
用して、絶対値関係がＸ＞Ｓ＞ヌルであることが提案さ
れている。ロックモード間の絶対値関係は、ロックが関
係のあるデータ目的に基づく階層へのロックの構造化に
対応するものではない。むしろ、ロックモードの絶対値
と、表示された資源のモードにおいて実行されるべき動
作との間に一致が見られる。

【００２３】局部ロックマネジャーがＬ又はＰのいずれ
かのロックリクエストを受信する場合、要求されたロッ
クがシステムレベルのＬＰロックの取得又は修正を必要
とするのであれば、局部ロックマネジャーは大域ロック
マネジャー４８と通信を行なうこともできる。この場
合、例えば、局部ロックマネジャー４６はデータ経路５
２、５３、４８上で大域ロックマネジャーと通信するこ
とになる。データ経路は、例えば、ＩＢＭ３０８８多重
システムチャネル通信ユニットのようなインタフェース
中のチャネル通信ユニット（図示せず）を含むこともあ
る。

【００２４】図２の環境には、自身所有の汎用ディジタ
ルコンピュータにおいて実行する単一の大域ロックマネ
ジャー（ＧＬＭ）４８がある。この大域ロックマネジャ
ー４８をロックを得るための手続きに従事させるため
に、各局部ロックマネジャー４６、４７は大域ロックマ
ネジャー４８との通信期間を確立する。大域ロックマネ
ジャー４８はロックを求めるリクエストを局部ロックマ
ネジャーから受け取り、そのリクエストを処理し、そし
てそのリクエストに応答してロックを許可する。局部ロ
ックマネジャー４６、４７はさらに、それらが保持する
ロックの解除（「アンロッキング」）に大域ロックマネ
ジャー４８を従事させることが表明されている。

【００２５】各ロックマネジャーはロックテーブルを保
持する。図３には、大域ロックマネジャーのロックテー
ブル７０と、局部ロックマネジャー４６と４７のそれぞ
れについての局部ロックマネジャーテーブル８０と８１
と、が示されている。各ロックテーブルは、ロックを処
理し、保持し、さらに解除する際に所有のロックマネジ
ャーを補助する多重フィールド・エントリーを含む。大
域テーブル７０はＬＰロックについてのエントリーを含
み、かかるエントリーの１個は７２によって表示されて
いる。各大域テーブルエントリーは、ロックが適用する
データ資源を識別するネームフィールドを含む。例え
ば、ページＰＮ上のＬＰロックは、ページ識別子ＰＮを
含むネームフィールドにエントリーを有する。さらに、
ネームフィールドは実行中のシステムの設計と操作に必
要な他の情報を含むこともある。エントリー７２はま
た、ロックのモードを識別する値を含むフィールドモー
ドを含む。ロックを保持するシステムはホールディング
システム・フィールドで待ち行列（キュー）に置かれ
る。ロックが現在保持されているモードと互換性をもた
ないロック７２を求めるリクエストを進めているシステ
ムは、リクエスティングシステム・フィールドに固定さ
れるキューに設置される。

【００２６】局部ロックマネジャーテーブル８０、８１
は、局部トランザクション及びキャッシュ利益目的につ
いて許可されるすべてのロックをネームによってリスト
する。例えば、局部ロックマネジャーテーブル８０は、
ＤＢＭＳ３６によって取り扱われるトランザクションに
許可されるすべてのＬロックを含むこともある。代表的
なＬロックエントリーは８２によって表示される。Ｌロ
ックエントリーはそれぞれ、得られたロックについての
データ資源を識別するネームフィールドを含む。Ｌフィ
ールドは、名前付きデータ資源のトランザクション利益
を満足させるものとしてそのロックを識別する。モード
フィールドはＬロックが保持されているモードを識別す
る。ＨならびにＲフィールドは、名前付きデータ資源上
でロックを保持するトランザクションと、ロックを要求
したトランザクションのキューをそれぞれ固定してい
る。最後に、フィールド「ＲＥＳＰＧＬＭ」は、局部
ロックマネジャー４６が大域ロックマネジャーに対して
名前付きデータ資源上でＬＰロックのリクエストを送信
したことを表示する。Ｐロックエントリーは、ロック型
がＰロックとしてロックを識別するＰフィールドによっ
て識別されるという唯一の例外を除き、すべての点にお
いてエントリー８２と同一であるエントリー８４によっ
て表示される。

【００２７】評価中のロックリクエストを受信すること
に関して、大域ロックマネジャーと局部マネジャーはと
もに、略同一操作を用いる。この点において、ロックリ
クエストが受信されると、そのリクエストはデータ資源
の名前とロックの型とリクエスト中のプロセスの操作を
実行するために必要なモードとを識別する。リクエスト
が伝送されると、リクエスタはアドレス指定されたロッ
クマネジャーからの応答を受け取るまで操作を中断す
る。現時点において名前付きデータ資源上にロックが保
持されていない場合、ロックマネジャーは適切なフォー
マットを有するロックに対するテーブルエントリーを作
成し、適切なホールディングフィールドにおいてリクエ
スタをキューに置き、ロックが許可されていることを表
示するリクエスタにメッセージを戻す。リクエストが現
時点で保持されているロックについて受信されると、ロ
ックエントリーのモードフィールドは要求されたロック
のモードと比較される。これらのモードに互換性がある
場合、ロックは許可されて、リクエスタはホールディン
グ・キューに入れられる。また、これらのリクエストに
互換性がない場合、リクエスタはリクエスティング・キ
ューにおいて待ち行列に置かれる。

【００２８】ロックマネジャーがロックのホルダをデキ
ューするためにアンロッキング手順を用いるのは、ホル
ダがアンロッキングを要求する場合であることを仮定す
る。アンロックリクエストが処理されると、ロックマネ
ジャーはさらにリクエスティング・キューを考慮して、
必要ならば他のホルダに基づいてどの待機リクエストを
サービスできるかを決定することになる。

【００２９】本発明に従ってロックリクエストの処理を
可能にするために、局部ロックマネジャーは「合成モー
ド」と称される概念に依存している。この点において、
名前付きデータ資源上のロックについての合成モード
は、データ資源上に保持されるすべてのロックの合併の
結果としての最大モードに対応する。特に、データ資源
についてのロックリクエストを受信すると、局部ロック
マネジャーは、識別されたデータ資源上で保持され得る
ＬならびにＰロックを位置付けするためにロックテーブ
ルを施錠（ロック）する。テーブル内に現存するＬなら
びにＰロックの合成モードは、これらのロックが該シス
テムのトランザクションとキャッシュマネジャーによっ
て保持されているロックモードによって決定される。下
記のテーブル１は、ページ上のＬならびにＰロックの合
成モードを示す。

【００３０】テーブル１番号ＬロックＰロックＬならびにＰロックの合成モード１．ヌルヌルヌル２．ヌルＳＳ３．ヌルＸＸ４．ＳヌルＳ５．ＳＳＳ６．ＳＸＸ７．ＸヌルＸ８．ＸＳＸ９．ＸＸＸ

【００３１】本発明は、図２に示されたような共用デー
タ記憶装置を備えた多重ＤＢＭＳ環境におけるトランザ
クションロッキングならびにキャッシュ・コーヒレンシ
ーのためのメッセージをセーブ（節約）する技術に関す
る。一般的には、トランザクションロッキングは多重シ
ステム環境におけるトランザクション・セマンティクス
（意味規則）を保存するために直列化処理を行なう。ロ
ッキング機能は、大域ロックマネジャーと局部ロックマ
ネジャーとの間のメッセージ交換によってなされる多数
のＤＢＭＳ間での協調を必要とする。ＤＢＭＳのキャッ
シュマネジャーは、組み入れられるＤＢＭＳインスタン
スが常にデータのカレントコピーを使用することを確証
するためにキャッシュコーヒレンシー・プロトコルに従
う。キャッシュコーヒレンシー・プロトコルはまた、ロ
ッキングを使用する。これらのプロトコルは、ＤＢＭＳ
が多重システム環境で「ノー・フォース・アット・コミ
ット」又は「フォース・アット・コミット」ポリシーに
従うことによって決定される。この点について、更新中
のトランザクションがコミットする場合にフォース・ア
ット・コミット・ポリシーは更新されたデータページが
ＤＡＳＤに戻される（「強制的に送られる」）ことを意
味する。反対に、ノー・フォース・アット・コミット・
ポリシーは、更新されたデータ目的が更新中のトランザ
クションをコミットする条件としてＤＡＳＤに戻される
ことを要求するものではない。むしろ、更新された目的
は、更新中のトランザクションがコミットした後でキャ
ッシュに留まることがある。しかしながらこのポリシー
は、特定のキャッシュ位置が共用データ記憶資源（ＤＡ
ＳＤ）のそれよりもっと新しいデータ目的のバージョン
を含んでいるシステムを使用して他のポテンシャルに信
号を送るためのある手段を要求している。

【００３２】図２に示されるような共用データを備えた
多重システムの主要且つ優先的スラスト（推力）は、ト
ランザクションロッキングならびにキャッシュコーヒレ
ンシーについての大域ロックマネジャーに対するメッセ
ージとなるロックならびにアンロックコールの数を減少
することである。ＬＰロッキングと呼ばれている本発明
の技術は、トランザクションによるデータ目的のオーナ
ーシップのユニットがキャッシュマネジャーによる同目
的をキャッシュするユニットと同一である場合にロッキ
ングコールをセーブする。局部ロックマネジャーは、ト
ランザクション利益にかなうために発行されるＬ型ロッ
クとキャッシュ・オーナーシップ用の同一データ資源上
に発行されるＰ型ロックとの区別を隠すことができる。
データ資源のためのＬならびにＰロックは、局部ロック
マネジャーに対してははっきり識別されるとはいえ、大
域ロックマネジャーによって単一のロック、即ち、ＬＰ
ロック、として本発明では知られている。大域ロックマ
ネジャーは、ＬＰロックのオーナーが局部ロックマネジ
ャーであって、ロックモードがデータ資源を所有する局
部ロックマネジャーによって保持されるすべてのＬなら
びにＰロックの合成モードであることのみを知ってい
る。同一データ資源上に保持されるＬならびにＰロック
の組み合わせロックモードが要求されたモードと等しい
か、又はそれより高い場合に、局部ロックマネジャーは
データ資源上のＬ又はＰロックを局部的に許可すること
ができる。さらに、局部ロックマネジャーは、Ｐロック
（又はＬロック）が同一又は高度のロックモードに依然
保持されている場合に、Ｌロック（又はＰロック）のア
ンロック・コールを大域ロックマネジャーに対し抑制す
ることができる。これは局部ロックマネジャーから大域
ロックマネジャーまでのロックならびにアンロックコー
ルをセーブし、それによってこれらマネジャー間のメッ
セージをセーブする。

【００３３】本発明では、大域及び局部ロックマネジャ
ーが、例えばメッセージ・バッチング（一括処理）によ
ってある有効なメッセージ手順を介して通信を行なうこ
とを仮定する。しかしながら、すべてのメッセージは処
理オーバーヘッドを有し、バッチングはラテンシー（呼
出し時間）を増加させる。処理オーバーヘッドとラテン
シーとはともに、トランザクションロック保持時間と応
答時間とに障害を与える。従って、大域ロックマネジャ
ーへのロックならびにアンロックコールをセーブするこ
との最適化は本発明の重要な性能特質である。

【００３４】重大なことには、ＬならびにＰロックの取
得のオーダが予測できないので、データ目的上のＬなら
びにＰロックが階層ロックとして取扱い不可能である。
例えば、キャッシュマネジャーがデータの逐次スキャン
に対するＩ／Ｏ性能を向上させるためにページのトラン
ザクションを使用する前にページを先取りする場合、こ
うしたページ上のＰロックはＬロックの取得以前に取得
され、トランザクションによるデータの一般的ランダム
アクセスについては、ページ上のＬロックはＰロックよ
りも前に取得されるものであって、そのページがもはや
キャッシュされていないことを仮定する。

【００３５】Ｌロックトランザクションは論理（Ｌ）ロックを介してデータ資
源のオーナーシップを取得する。以下では、データ資源
がデータベースのページであることを仮定する。しかし
ながら、本発明者らによると、トランザクション利益は
他のデータベース目的に表現され得ることが想定され
る。ロックを要求する際に、トランザクションは、ロッ
ク名としてロック中のページの名称と、トランザクショ
ンに関してはＬロックであるロック型と、想定された操
作を実行するのに必要なモードと、要求されたロックを
所有するトランザクション又はプロセスの識別と、を提
供する。以下の説明において、トランザクションがペー
ジを読み取るための共用（Ｓ）モード又はページを更新
するための専有（Ｘ）モードのどちらかいずれのモード
のＬロックを取得することを仮定する。これは説明の簡
略によるためのものであり、本発明のプラクティスをデ
ュアルモードのロッキング方式に限定するためのもので
はない。ＳならびにＸモードロックの互換規則は以下の
通りである。ロックがＳモードで保持されて、Ｓモード
が次に別のトランザクションによって要求される場合、
次のリクエストは互換性があり、一方、Ｓモードが要求
されて、Ｘモードロックが保持される場合、次のリクエ
ストには互換性がなく、要求中のトランザクションは、
ホルダがそのロックを放棄又はダウングレード（ランク
下げ）することによってデータ資源をアンロックするま
で待機状態に置かれる。ロックが保持されると、保持さ
れたロックのモードがいかなるものであっても、Ｘモー
ドロックを求める次のリクエストは非互換性であると考
えられる。

【００３６】ロックモードの互換性は、ロックが要求さ
れているデータ資源上に保持されるロックのロックモー
ドから局部ロックマネジャーによって引き出されるモー
ド値である上述の合成ロックモードの概念と対照をなす
ものである。特に、トランザクションがすでにＤＢＭＳ
に保持されているデータ資源上にロックを許可するよう
にＤＢＭＳに要求し、その要求されたモードが合成ロッ
クモードよりも低いか、又は等しいものである場合、局
部ロックマネジャーはロックを局部的に許可することに
よって大域ロックマネジャーへのロックコールをセーブ
することが可能である。これは、大域ロックマネジャー
が既にそのロックについて「詳しく知っている」という
理由によるものである。この点については、トランザク
ションがすでにＬロックに保持されているデータ資源上
にＳモードロックを要求する場合、局部ロックマネジャ
ーは、Ｓを越える絶対値を有する保持ロックがなければ
保持ロックの合成モードをＳとして計算する。Ｘモード
ロックが保持されると、合成ロックモードはＸであると
考えられる。

【００３７】ＰロックページをキャッシュするＤＢＭＳのキャッシュマネジャ
ーは、Ｐロックを介してページのキャッシュ・オーナー
シップを取得する。オーナーシップの目的が異なってい
るために、ＰロックはＬロックとは異なる型のロックで
あることが観察される。例えば、システムの専有モード
で要求されるＰロックは同システムの同一データ資源に
ついてのＬロックと競合するものではない。Ｐロックは
システム間のキャッシュコーヒレンシーを確証するため
に取得され、Ｌロックは資源へのトランザクションアク
セスのシステム内及びシステム間分離ならびに直列化に
対して取得される。本発明では、ＬならびにＰロック間
の区別は局部ロックマネジャーレベルでのみ維持され、
大域ロックマネジャーはこの区別を感知するものではな
い。

【００３８】Ｐロックリクエストを局部ロックマネジャ
ーに提供する際に、キャッシュマネジャーは、ロックネ
ームを同一ページに対するＬロックネームとは異なるも
のにするロックネーム拡張とともにあるページのロック
ネームと、ロックタイプと、ロックモードと、このシス
テムについてのキャッシュ−マネジャー−識別と、を特
定する。キャッシュマネジャーは、ＤＢＭＳについてキ
ャッシュ内にページをキャッシュする前にそのページに
ついてのＰロックを取得しなければならない。ページが
キャッシュされている間は、Ｐロックが保持されている
ということは、異なるトランザクションが既にシステム
にあるページを使用する際にＰロックを取得するオーバ
ーヘッドＯＦの埋め合わせをしないことを意味する。キ
ャッシュマネジャーは、ページを読み出すべき時には共
用モードで、またページを更新すべき時には専有モード
でＰロックを取得する。Ｐロックについての互換規則は
Ｌロックのそれと同一であるが、ＤＢＭＳの間でのみ適
用するという唯一の区別があり、任意のＤＢＭＳのキャ
ッシュマネジャーによって所有される１個のＰロックの
みが存在する。

【００３９】従来技術システムにおけるノー・フォース
・アット・コミットのためのコーヒレンシー・プロトコ
ルキャッシュ又はバッファ利益ロックは一般に、多数のＤ
ＢＭＳが個々のキャッシュを有し、これらＤＢＭＳがそ
れぞれノー・フォース・アット・コミット・ポリシーを
使用している図２に示されたようなシステム環境におい
て変化したページのコーヒレンシーを支持するために使
用される。この点について、キャッシュマネジャーはそ
のＤＢＭＳのページをキャッシュする時にはいつでもＰ
ロックを取得する。

【００４０】従来技術の階層ロッキングシステムにおい
て、ＤＢＭＳは特定モードでＰロックを取得しなければ
ならず、その後で識別されたデータ資源上にＬロックを
発行することができる。階層配列のもとで、Ｐロックコ
ールは利益マネジャーに伝達される。利益マネジャーは
どのシステムがロックを保持し、それによって、そのペ
ージをバッファしたことをそのテーブルから知る。Ｐロ
ックが共用モードで保持されると、ページは多数のシス
テムにバッファされ得る。一方、専有モードの場合、ペ
ージは１個のシステムにおいてのみバッファされ得る。
後者の場合について、その利益マネジャーのディレクト
リー・エントリーは変化したページをキャッシュさせた
システムの識別を行なうことになる。次に、従来技術シ
ステムによるノー・フォース・アット・コミット・ポリ
シーのもとでのＰロック・コーヒレンシー方式の利用方
法の例が示される。

【００４１】ＤＢＭＳ・Ｓ１は変化したページとしてバ
ッファされたページＡを有することを仮定する。従っ
て、利益マネジャーのロックテーブルエントリーは、Ｓ
１の資源ロックマネジャーが状態ＸにおいてページＡ上
にＰロックを保持することを示している。さらに、ペー
ジＡを更新したトランザクションがコミットしたものと
仮定する。この場合において、ＤＢＭＳがノー・フォー
ス・アット・コミット・ポリシーを実施中の際に、ペー
ジＡは必ずしもＤＡＳＤに書き込まれておく必要はなく
なる。ここで、第２のＤＢＭＳ・Ｓ２のトランザクショ
ンはページＡを読み出す必要がある。Ｌロックは共用状
態でページＡ上に要求されて、システムＳ２から共用状
態の利益ロックマネジャーまでのＰロックリクエストを
引き出す。利益マネジャーはロック競合を検出して、別
のシステムによってページＡに関するロック競合のメッ
セージを伝えるＳ１の資源ロックマネジャーにメッセー
ジを送信する。システムＳ１の資源マネジャーはＰロッ
クリクエストに対して以下の処理を行なうことになる。
これは以下のパラメータ（ａ）、（ｂ）及び（ｃ）を備
えたバッファマネジャーのロック競合ルーチンを呼び出
す：（ａ）競合が生じたページ、即ち、ページＡのロッ
クネーム、（ｂ）要求されたロックモード、即ち、Ｓ、
（ｃ）要求中のシステムの識別Ｓ２。システムＳ１のバ
ッファマネジャーはページをＤＡＳＤに書き込み（バー
ジョンが異なる場合）、通信リンクを介してシステムＳ
２にページを送信することによって、Ｐロック競合を解
消する。ＤＡＳＤ・Ｉ／Ｏの完了に続いて、バッファマ
ネジャーはそのＰロックモードをＳに変化させるために
その資源ロックマネジャーを要求することができたの
で、Ｓ１のバッファでページＡのバッファを続けること
になる。Ｓ１の資源ロックマネジャーはページＡについ
ての新しいＰロックモードを利益マネジャーに渡す。利
益マネジャーは、ＤＢＭＳ・Ｓ１がＳモードでページＡ
上にＰロックを保持することを注意するためにそのディ
レクトリーを更新し、ＳモードのＰロックをＤＢＭＳ・
Ｓ２に付与する。このようにして、変化したページＡと
Ｓ１のカレントコピーはＳ２に伝播されて、Ｓ１はノー
・フォース・アット・コミット・ポリシーに従う。これ
は、すべてのＤＢＭＳがノー・フォース・アット・コミ
ット・ポリシーに従う場合に、階層Ｐロッキングを介し
て多重ＤＢＭＳ環境において変化したページのコーヒレ
ンシーを維持する。

【００４２】従って、従来技術の階層ロッキング方式を
使用することによって、データ資源上でＬロックを許可
する前に、ＤＢＭＳに対しデータ資源上にまずＰロック
を所有させることは理解されるだろう。このようにし
て、非バッファ式ページのＬロックリクエストは、資源
ロックマネジャーがその利益マネジャーでＰロックリク
エスト／許可プロセスに従事する間は中断されなければ
ならない。

【００４３】ＬＰロッキング本発明では、ＬＰロッキングが、ロックを局部的に発行
するパワーを局部ロックマネジャーに与えるという効果
がある。このようにして、局部ロックマネジャーは、リ
クエストがＬロック又はＰロックについてのものである
かについては関係なく未キャッシュのデータ資源につい
ての第１のロックリクエストに応答して、大域ロックマ
ネジャーによってリクエスト／許可交換に従事する能力
が付与される。ＬロックとＰロックとのオーナーシップ
の区別は局部ロックマネジャーについてのみ重要であ
り、即ち、大域ロックマネジャーは局部ロック管理レベ
ルでのみロックオーナーシップに関与される。従って、
Ｌロックリクエストが未キャッシュのページについて受
信されると、局部ロックマネジャーは大域ロックマネジ
ャーからのＬＰロックを要求することができ、Ｐロック
リクエストがその所有のキャッシュマネジャーから起こ
るであろうことを予期する。さらに、Ｌロックが既にペ
ージ上に保持され、Ｐロックリクエストが同一ページに
ついて且つ現存するＬロックの合成モードよりも小さい
か、又は等しいモードにおいて実施される場合、局部ロ
ックマネジャーは大域ロックマネジャーと通信すること
なくＰロックを許可することができる。ＬならびにＰロ
ックの合成モードは、それらが「所有する」ＤＢＭＳの
トランザクションとキャッシュマネジャーによって保持
されているロックモードによって決定される。このよう
にして、局部ロックマネジャーは大域ロックマネジャー
からの同一データ資源についてのＬならびにＰロック間
の区別を隠す。局部レベルでは区別されているとはい
え、ＬならびにＰロック間の区別は、それらが単一のＬ
Ｐロックにマージされる大域レベルにおいて不明瞭とさ
れる。大域ロックマネジャーはＬＰロックのオーナーな
らびにモードを知っている。本発明によって、ページ上
で保持されるＬならびにＰロックの合成モードが上記の
絶対値関係に従って要求されたモードよりも大きい場合
に、局部ロックマネジャーはページ上で局部的にＬロッ
クを許可することが可能である。同様のことがＰロック
が要求される場合についても言える。

【００４４】本発明の操作テーブル１ならびに図２乃至図４を参照して、Ｌロック
リクエストに応答する際の本発明の操作が次に述べられ
る。３６等の局部ロックマネジャーがトランザクション
４９からロックリクエストを知覚することを仮定する。
リクエスト１００は局部ロックマネジャーへの手順呼出
しの形式において実施される。局部ロックマネジャーの
論理は、局部ロックマネジャーがＬロック名が知られて
いるかどうかを決定するためにそのロックテーブルを検
査する第１の決定１０２を取り込むことによって本発明
に応じて応答する。ロックリクエストにおいて名前付け
されたページに対するロックがテーブルに存在しないこ
とを仮定する。否定出口が決定１０２から取り出される
と、エントリー８２に対応するテーブルエントリーが作
られ、局部ロックテーブル８０に入力される。次に、テ
ーブルは１０５の名前付きデータ資源のＰロックについ
て探索される。ページがまだキャッシュされず、キャッ
シュマネジャーがそのページについてのＰロックリクエ
ストを送信していないことを仮定すると、否定出口は１
０５から取り出され、局部ロックテーブルのエントリー
のＲＥＳＰ・ＧＬＭフィールドはマークされて、局部ロ
ックマネジャーはリクエスト１０７をメッセージ形式の
大域ロックマネジャーに送信する。局部ロックマネジャ
ーは、要求されたロックを許可する大域ロックマネジャ
ーからメッセージ１０９を受け取るまで１０８において
待機する。許可が受け取られると、局部ロックマネジャ
ーはロックエントリーのＲＥＳＰ・ＧＬＭフィールドの
マークを削除し、エントリーのＨフィールドに対し要求
中のトランザクションをキューに置き、さらに１１０に
おけるトランザクションにＬロックを付与する。

【００４５】Ｐロックのみが名前付きページに関する局
部ロックマネジャーのテーブルにおいて求められるとい
う条件のもとで、Ｌロックのリクエストが受信されたこ
とを仮定する。この場合、肯定出口が決定１０５から取
り出され、それに基づいて局部ロックマネジャーはテー
ブルのＰロックの合成モードを決定し、それを要求され
たＬロックのモードに対し比較する。要求されたモード
がＰロックの合成モードよりも大きな絶対値を有する場
合、否定出口はテスト１２０から取り出されて、ＧＬＭ
から要求されたであろう、要求されたモードと等しい新
しい合成モードが計算される。さらに、その要求された
ＬロックについてのＲＥＳＰ・ＧＬＭフィールドにマー
ク１２２が置かれて、論理は論理地点Ｂを介してシーケ
ンス１０７、１０８、１０９、１１０に入る。このシー
ケンスにおいて、大域ロックマネジャーはＬＰロックリ
クエスト１０７を受け取ると同時に、局部ロックマネジ
ャーがテーブルのＰロックを許可することを可能にする
要求中のＤＢＭＳについてのＬＰロックエントリーを見
つけることになる。ここで、大域ロックマネジャーへの
要求は、予め許可されたＬＰロックのモードの絶対値を
アップグレード（更新）することを求める。この場合
に、識別されたデータ資源に対するＬＰロックエントリ
ーが他に存在しなければ、要求中の局部ロックマネジャ
ーについての現存するＬＰロックはアップグレードされ
たモードを有することになる。これは、許可メッセージ
１０９で大域ロックマネジャーによって伝達される。許
可メッセージを受け取ると同時に、局部ロックマネジャ
ーはマーク１２２をＬロックエントリーのＲＥＳＰ・Ｇ
ＬＭフィールドから消去し、１１０でＬロックを許可す
る。

【００４６】リクエスト１００が受信されると、名前付
きデータ資源に対する別のＬロックが局部ロックマネジ
ャーのテーブルにおいて求められることを仮定する。こ
の場合、肯定出口がテスト１０２から取り出されて、互
換性があるかどうかを決定するために１３０において許
可されたロックのモードが許可されたロックのモードに
対してテストされる。要求されたモードが予め許可され
たＬロックとは互換性がないことを仮定すると、局部ロ
ックマネジャーは要求中のトランザクションをＬロック
テーブルエントリーのＲフィールドにおいてキューに置
き、トランザクションはデータ資源が所有するトランザ
クションによってアンロックされるまで１３３で待機す
る。１３４でアンロックされると、要求されたＬロック
のモードは局部ロックマネジャーのテーブルに残存する
名前付きデータ資源上の他の任意のロックの結果的絶対
値に関する値についてのテスト１３５を受ける。最初に
１０２で遭遇されるＬロックの放棄を仮定すると、アン
ロック１３４はＬロックエントリーのモードフィールド
にヌル（ゼロ）値を置く。一方、予備ロッキングトラン
ザクションが単に現存するＬロックのモードを格下げし
た場合、絶対値は減少されたことになる。テスト１３５
はそのために、リクエストロックのモード値をテーブル
１によって計算された合成モード値と比較するだろう。
合成モード値が要求された値よりも大きいか又は等しい
場合、肯定出口はテスト１３５から取り出されて、要求
されたモードはＬロックエントリーのモードフィールド
に置かれて、ロックは１１０で許可される。

【００４７】再びテスト１３０に戻り、要求されたＬロ
ックについてのモードが識別されたデータ資源上の現存
するＬロックのモードと互換性があると仮定すると、肯
定出口はテスト１３０から取り出されて、Ｌロックエン
トリーのＲＥＳＰ・ＧＬＭフィールドは１３６で検査さ
れる。そのフィールドにマークがない場合、要求された
ロックのモードは１３７で許可されたロックのモードと
比較されて、合成モードがＬならびにＰロックの互換モ
ードの最大絶対値までアップグレードされる必要がある
かどうかを決定する。もし、反対の場合は、要求中のト
ランザクションがＬロックエントリーのＨフィールドに
対しキューに置かれ、そのロックは許可される。アップ
グレードが必要とされる場合、テスト１３７からの肯定
出口は操作を局部ロックマネジャー論理において地点Ａ
に入力し、ステップ１０６乃至１０９を介してＬＰロッ
クのモードをアップグレードするために、局部ロックマ
ネジャーと大域ロックマネジャーとの間でメッセージ交
換を行なうことになり、これはリクエスタがＬロックエ
ントリーのＨフィールドに対しキューに置かれて、ロッ
クは１１０で許可される結果によるものである。

【００４８】テスト１３６によって大域ロックマネジャ
ーからのメッセージがＬロックエントリーに関して期待
されることが示されると、肯定出口が取られて、許可メ
ッセージが大域ロックマネジャー１３９から受け取られ
るまで、トランザクションは１３８で待ち状態に置かれ
る。これに引き続いて、ＲＥＳＰ・ＧＬＭフィールドか
らマークが消去されて、要求中のトランザクションがＨ
フィールドに対しキューに置かれて、ロックは１１０で
許可される。

【００４９】Ｐロックリクエストに応答する本発明の操
作は図５に示される。この操作の説明については図２と
図３とがさらに参照される。図５には、キャッシュマネ
ジャー３８、３９からのＰロックのリクエストに応答す
るための局部ロックマネジャー４６、４７に固有の論理
が示されている。リクエストは２００で受け取られる。
局部ロックマネジャーは、２０２において名前付きデー
タ資源についてのＰロックが許可されたかどうかを決定
するために、その局部ロックテーブルを考慮する。２０
２から否定出口が取り出されて、２０８でＰロックエン
トリーが作られて、局部ロックマネジャーのテーブルに
入力され、さらにそのテーブルが名前付きデータ資源に
対するＬロックエントリーについてスキャンされる場合
において、キャッシュマネジャーがこのページをまだキ
ャッシュしていないことを仮定する。

【００５０】名前付き資源に対して要求されるＬロック
エントリーが存在しないことを仮定すると、否定出口は
２１０から取り出されて、ＰロックエントリーのＲＥＳ
Ｐ・ＧＬＭフィールドは２１１では局部ロックテーブル
にマークされ、ＬＰロックリクエストは２１２に送ら
れ、２１３では大域ロックマネジャーによって回答が待
たれる。要求されたＬＰロックがメッセージ２１４によ
ってひとたび許可されると、ＰロックエントリーのＲＥ
ＳＰ・ＧＬＭフィールドはクリアされてＰロックは２１
５で許可される。

【００５１】テスト２１０に戻って、名前付きデータ資
源に対するＬロックエントリーが局部ロックテーブルに
おいて求められることを仮定する。肯定出口が取り出さ
れ、ホルダーのエントリーの合成モードが２２０で要求
されたモードに対してテストされる。要求されたモード
が合成モードよりも大きくない場合、肯定出口がテスト
２２０から取り出され、要求されたモード値が要求され
たＰロックのモードフィールドに置かれて、ロックが２
１５の許可される。

【００５２】Ｐロックについて要求されたモードが２２
０でテストされた合成モードよりも大きいこと、即ち、
要求されたロックモードを含む新しい合成モードが計算
されること、を仮定すると、局部ロックテーブルにおけ
るＰロックエントリーのＲＥＳＰ・ＧＬＭフィールドは
２２４でマークされて、ＬＰロックモードの更新が図５
のＣにおいて開始実行される。ＬＰロックの更新が完了
されると、ＰロックエントリーのＲＥＳＰ・ＧＬＭフィ
ールドはクリアされて、Ｐロックは２１５で許可され
る。

【００５３】テスト２０２に戻って、現存するＰロック
のモードを更新するためにＰロックリクエスト２００が
キャッシュマネジャーによって提示されることを仮定す
る。この場合に、肯定出口はテスト２０２から取り出さ
れて、論理は図５のＡにおいて再入力される。

【００５４】ＬＰロッキングを有するコーヒレンシー従来技術の階層ロッキング構造のＰロックを使用してノ
ー・フォース・アット・コミット・ポリシーに関して上
述されたコーヒレンシー・プロトコルにおいて、Ｐロッ
クが多数のバッファの変化したページのコーヒレンシー
をどのように達成するかについて説明されてきた。一般
に、変化したページのシステム間コーヒレンシーはＬＰ
ロックを介して同じ方法で維持される。しかしながら、
大域ロックマネジャーにおける単一のロックとしてＬな
らびにＰロックをページ上で取り扱う結果としてわずか
な相違が生じる。

【００５５】最初に、ＬＰロッキングを必要とせずに、
対応する非互換ロックリクエストが別のシステムから作
られる場合に、大域ロックマネジャーが任意のページに
ついてのＬならびにＰロックに対するロック競合を検出
することを要求される従来技術システムがある。ＬＰロ
ッキングによって、大域ロックマネジャーは、非互換性
のＬ又はＰロックリクエストが別のシステムの局部ロッ
クマネジャーに対して作られると、ページ上にロック競
合を検出することになる。受信中の局部ロックマネジャ
ーは、異なるシステムの同一ページについて大域ロック
マネジャーによって維持される現存するＬＰロックと競
合するモードを有するＬＰロックリクエストを送信する
ことがある。この場合、本発明者は大域ロックマネジャ
ーが、例えば、ロック競合メッセージをＬＰロックを所
有する局部ロックマネジャーに送信することによってロ
ック競合プロトコルを呼び出すことを意図する。

【００５６】ＬＰロッキングが実施されずに、大域ロッ
クマネジャーがＬならびにＰロックリクエストを受け取
った上記場合において、Ｐロックリクエストについての
ロック競合メッセージを大域ロックマネジャーから受信
すると同時にそのキャッシュマネジャーのロック競合ル
ーチンを呼び出すことになる。この場合にＬならびにＰ
ロックが大域ロックマネジャーによって個別に維持され
るので、局部ロックマネジャーはＬＰロッキングについ
て後述されるようにＬロックとのタイ（結合）を認識す
る必要はなくなる。

【００５７】本発明によるＬＰロッキングを用いると、
所有する局部ロックマネジャーは、識別されたデータ資
源上のＬロックが要求されたＬＰロックのモードと互換
性を有するようになった後で、大域ロックマネジャーか
らロック競合メッセージを受け取ると同時に、そのキャ
ッシュマネジャーのロック競合ルーチンを呼び出すこと
になる。例えば、システムＳ１のトランザクションがペ
ージＡを更新するためにＸモードのＬロックを保持し、
ページＡが変化したことにより、Ｓ１のキャッシュマネ
ジャーがＸモードのＰロックを保持することを仮定す
る。さらに、システムＳ２のトランザクションがページ
Ａ上のＬロックを要求し、その場合にシステムＳ２に対
する局部ロックマネジャーがＬＰロックリクエストを大
域ロックマネジャーに送信するようになることを仮定す
る。システムＳ２からリクエストを受け取ると同時に、
大域ロックマネジャーはロック競合メッセージをシステ
ムＳ１に送信する。メッセージが受け取られると、シス
テムＳ１のトランザクションはそのＬロックを解除した
後、即ち、トランザクションがコミットした後で、シス
テムＳ１の局部ロックマネジャーはそのキャッシュマネ
ジャーのロック競合ルーチンを呼び出す。これによっ
て、キャッシュマネジャーのロック競合ルーチンが更新
をコミットしたページのバージョンのみを転送すること
が確証される。

【００５８】局部ロックマネジャーがそのキャッシュマ
ネジャーのロック競合ルーチンを即座に呼び出す場合の
例について考える。最初に、システムＳ２では、トラン
ザクション又はキャッシュマネジャーによって局部ロッ
クマネジャーがページＡのＬＰロックのＳモードリクエ
ストを生成することを仮定する。また、システムＳ１で
は、ページＡがＸモードにおいてはＰロックされ、Ｓモ
ードではＬロックされなかったり、又はＬロックされる
ことを仮定する。この場合に、システムＳ１のキャッシ
ュマネジャーはキャッシュされたページＡの更新バージ
ョンを有しており、トランザクションによって読み出さ
れるか、又は少しも使用されていないページを備えてい
る。ページに対する変化は既にコミットされているため
に、そのページはコミットするためのトランザクション
を待つことなしに、別のシステムに転送されることが可
能である。しかしながら、システムＳ２によって要求さ
れたＬＰロックがＸモードである場合、システムＳ１の
局部ロックマネジャーは、キャッシュマネジャーの競合
ルーチンを呼び出す前にロックを解除するべく、Ｓモー
ドのページ上にＬロックを保持するトランザクションを
待つことになる。

【００５９】本発明者は、データベースシステム（ＤＢ
ＭＳ）の多数のインスタンスが共用データ記憶装置によ
ってデータを共有する場合にトランザクションロッキン
グ及びキャッシュコーヒレンシーのためのメッセージを
保管する技術を述べてきた。多重システム環境におい
て、ロッキング機能は多数のＤＢＭＳ間の調整を必要と
し、これは一般には、システム間のメッセージを介して
実施される。メッセージは処理オーバーヘッドを有し、
ラテンシー（回転待ち時間）を増加させる。これはトラ
ンザクションロック保持時間と応答時間に影響を及ぼ
す。従って、ロックならびにアンロック・コールを保管
することは、考慮すべき重大な性能である。ＬＰロッキ
ングと呼ばれる本発明の技術は、トランザクションによ
る目的のオーナーシップのユニットがキャッシュマネジ
ャーによって目的をキャッシュするユニットと同一であ
る場合に、ロッキング用のメッセージを保管することで
ある。局部ロックマネジャーは大域ロックマネジャーか
らの同一データ目的についてＬならびにＰロック間の区
別を隠す。データ目的に対するＬならびにＰロックは、
局部ロックマネジャーでは区別されているとはいえ、大
域ロックマネジャーで単一のＬＰロックとして知られ
る。局部ロックマネジャーはその他の関連するロックの
オーナーシップに基づいてロックを局部的に許可するこ
とができ、又は大域ロックマネジャーに維持される情報
が変化しないために、アンロックコールを抑制すること
ができる。

【００６０】

【発明の効果】本発明は上記のように構成されているの
で、複数のデータベース管理システムが共通データ記憶
資源にアクセスする環境においてデータ資源ロックを取
得且つ解除するために必要な局部ロックマネジャーと大
域ロックマネジャーとの間のメッセージトラフィック
（通信量）を減少させることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】多重システム環境におけるデータ資源上でシス
テムレベルのロックを得るための従来技術手法を示す図
である。

【図２】本発明による操作について構成された典型的な
ディジタル計算機システムを表わすブロック図である。

【図３】本発明のための局部ロックマネジャーと大域ロ
ックマネジャーにおけるデータ構造を示す図である。

【図４】Ｌロックを求めるリクエストに応答して本発明
によって用いられる方法を表わす図である。

【図５】Ｐロックを求めるリクエストに応答して本発明
によって用いられる方法を表わす図である。

【符号の説明】

３６ＤＢＭＳ３７ＤＢＭＳ３８キャッシュマネジャー３９キャッシュマネジャー４３データベース４６局部ロックマネジャー４７局部ロックマネジャー４８大域ロックマネジャー

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者インデルパルエス．ナラングアメリカ合衆国95070、カリフオルニア州サラトガ、セツラオークスコート 13778

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】１個又は複数のデータ記憶装置と、ロッ
クについてのリクエストを受信且つ許可する大域ロック
マネジャーと、に接続される多数のデータベース管理シ
ステム（ＤＢＭＳ）を含み、各ＤＢＭＳは、データ資源のトランザクション利益を表
示する第１の型のロック（Ｌロック）とＤＢＭＳに関す
るデータ資源のキャッシュを表示する第２の型のロック
（Ｐロック）とについてのリクエストを受信し、処理
し、及び許可するための局部ロックマネジャーを含む共
用データシステムにおけるデータ資源のロッキング方法
であって、（ａ）ＤＢＭＳにおいてキャッシュされていないデータ
資源についてＤＢＭＳ局部ロックマネジャーによって一
方の型のロックについて第１のリクエストを受け取るこ
とに応じて、データ資源のＤＢＭＳ利益を表示するロッ
ク（ＬＰロック）のリクエストを大域ロックマネジャー
に伝送する工程と、（ｂ）局部ロックマネジャーによって大域ロックマネジ
ャーによるロックの許可を受け取ると同時に、第１のリ
クエストを許可する工程と、を含む共用データシステムにおけるデータ資源のロッキ
ング方法。
【請求項２】ロックは少なくともデータ資源の専有使
用を示す第１のモード（Ｘモード）又はデータ資源の共
有使用を示す第２のモード（Ｓモード）において許可さ
れ、ＸモードはＳモードよりも比較的大きな絶対値を有
するとともに、工程（ａ）は第１のリクエストがＸモードを示す時には
Ｘモードの、又は第１のリクエストがＳモードを示す時
にはＳモードのリクエストとして、ＬＰロックのリクエ
ストを伝送することを含み、工程（ｂ）で受信された許可は第１のリクエストのモー
ドにある、請求項１記載の方法であって、（ｃ）データ資源についての局部ロックマネジャーによ
る任意の型のロックの次のリクエストを受信することに
応答して、ＤＢＭＳにおけるデータ資源上に保持される
すべてのロックの合成モードを決定する工程であって、
合成モードは保持ロックの最高モード絶対値である、決
定工程と、（ｄ．１）次のリクエストが合成モードの絶対値よりも
大きな値を有するモードを備えたロックについてのもの
である場合に、次のリクエストのモードでデータ資源上
のＬＰロックについての大域ロックマネジャーに対しリ
クエストを伝送する工程と、（ｄ．２）局部ロックマネジャーによって、要求された
モードのＬＰロックの許可を受け取ると同時に、次のリ
クエストを許可する工程と、そうでない場合には、（ｅ）次のリクエストを許可する工程と、をさらに含む請求項１記載の共用データシステムにおけ
るデータ資源のロッキング方法。
【請求項３】システムロックリクエストを処理するた
めの大域ロックマネジャーと１個又は複数のデータベー
ス記憶資源と、複数のデータベース管理システムと、を
含み、各データベース管理システム（ＤＢＭＳ）は大域
ロックマネジャーに結合される局部ロックマネジャー
と、ＤＢＭＳでデータ資源をキャッシュするためのデー
タベース記憶資源に結合されるキャッシュマネジャー
と、を含む組み合わせにおけるシステム間のデータロッ
ク管理方法であって、第１のＤＢＭＳにおいてＤＢＭＳの局部ロックマネジャ
ーによって許可されるロックのリストを維持する工程で
あって、これらロックはデータ資源のトランザクション
利益を示す第１の型（Ｌロック）とデータ資源のキャッ
シュ管理利益を示す第２の型（Ｐロック）と、を含み、
リスト化されたロックはそれぞれ適用するデータ資源を
名前付けする、ロックのリストの維持工程と、局部ロックマネジャーによって、テーブル内の名前付け
のないデータ資源について一方の型のロックのリクエス
トの受信に応答して、データ資源のＬＰロックのリクエ
ストを局部ロックマネジャーから大域ロックマネジャー
に送信する工程と、リスト中に一方の型のロックを設置
する工程と、大域ロックマネジャーからのＬＰロックの許可を受け取
ると同時に、局部ロックマネジャーによって要求された
一方の型のロックを許可する工程と、を含むシステム間のデータロック管理方法。
【請求項４】大域ロックマネジャーによって許可され
るＬＰロックのリストを大域ロックマネジャーにおいて
維持する工程と、大域ロックマネジャーにおいて、（１）要求されたＬＰロックがリストにない場合に、そ
れを許可する工程と、（２）リストが第２のＤＢＭＳによって所有されるＬＰ
ロックを含み、リストされたＬＰロックが要求されたＬ
Ｐロックと互換性をもつ場合に、要求されたＬＰロック
を許可する工程と、（３）リストが第２のＤＢＭＳによ
って所有されるＬＰロックを含み、リストされたＬＰロ
ックが要求されたＬＰロックと互換性がない場合に、リ
ストされるＬＰロックが第２のＤＢＭＳによって解除さ
れた後で要求されたＬＰロックを許可する工程と、の内
の一方の工程と、（４）要求されたＬＰロックをリスト化する工程と、を
さらに含む請求項３記載のシステム間のデータロック管
理方法。