JPH05197604A

JPH05197604A - マルチプロセッサ・コンピュータ及びその動作方法

Info

Publication number: JPH05197604A
Application number: JP4128892A
Authority: JP
Inventors: Yoav Raz; ラズヨーブ
Original assignee: Digital Equipment Corp
Current assignee: Digital Equipment Corp
Priority date: 1991-05-21
Filing date: 1992-05-21
Publication date: 1993-08-06
Also published as: GB2256514A; DE4216871C2; GB2256514B; GB9210876D0; US5504900A; DE4216871A1

Abstract

(57)【要約】【目的】分散トランザクションを横切る直列化可能性
が保証される。【構成】 a)トランザクションの結果の準備を始めるス
テップと、b)前記トランザクションの一つが前記トラン
ザクションの他の一つ内の第２動作と矛盾する第１動作
を有し、前記矛盾する動作が実行の順序を有し、前記コ
ミットメント順序が実行の前記順序と同じである場合
に、前記トランザクションに対するコミットメント順序
を設定するステップと、c)前記トランザクションの選択
された一つの結果を準備された前記コンピューティング
システムのメモリ状態をコミットするステップと、d)コ
ミットメントが前記コミットメントオーダ及び前記トラ
ンザクションの選択された一つのコミットすることと反
対である前記トランザクションのアボートセットをアボ
ートするステップと、を具えていることを特徴とする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は一般に分散したコン
ピュータの使用方法に関し、とくにトランザクション・
プロセッシング・システムで、関連のトランザクション
の各コンポネント・オペレーションが分散していて、コ
ンフリクトするオペレーションを有している第１のトラ
ンザクションの前に第２のトランザクション内の少くと
も１つのオペレーションを遂行するシステムに関するも
のである。さらに本発明はとくに、利用可能なリゾース
によるコンフリクトするオペレーションの遂行の予定順
番（スケジュール）付けを行い、コンフリクトのあるオ
ペレーションの結果は、コンフリクト・オペレーション
の遂行の順序と同じ順序でコミットされることを確実に
する方法および装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータ・システムに望まれる特徴
は、メモリ書込み動作（オペレーション）を阻害するよ
うな部分的なシステム故障（フエイリューア）があった
とき、これより回復させる能力または可能性である。応
用（アプリケーション）プログラムが、システム故障時
に、メモリ書込み動作を有していると、メモリ記録が誤
ったものとなる可能性が極めて大である。部分的システ
ム故障の後にメモリ記録を回復させうるためには、不揮
発性メモリ内に記録のバックアップ・コピーを保存して
おく必要がある。コンピュータ方式を再起動させるため
には、回復すべきメモリ記録をバックアップ・コピーと
入れ換える。

【０００３】バックアップ・コピーを作成し、メモリ記
録を回復しうるようにするため、典型的なオペレーティ
ング・システムは、メモリ・マネージメント・プロセデ
ュアの完成セットを備えておき、“リカバリ・ユニッ
ト”を規定するため、応用プログラムよりこれにインボ
ーク（訴え）または、これを呼出し可能としておく。こ
のリカバリ・ユニットは、“スタート（起動）”状態よ
り“コミット（委託）”状態（ステートメント）の間の
プログラム・ステートメントより成る。“リカバリ・ユ
ニット”内のすべてのステートメントは、次のプロセス
でこのリカバリ・ユニット内のステートメントで変化さ
せたメモリ記録が利用可能となる前に完結させなければ
ならない。“スタート”ステートメントは、不揮発性
（ノン・ボラタイル）メモリ内へのバックアップ・コピ
ーの作成に対応し、“コミット”ステートメントは、変
更された記録を有するバックアップ・コピーへのスイッ
チに対応する。“リカバリ・ユニット”内のステートメ
ントは、単一のトランザクション内のオペレーションを
規定する。部分的システム・エラーよりの回復に当り、
不揮発性メモリを点検すると、単一“トランザクショ
ン”内のオペレーションがすべて完了しているか、ある
いはこれらすべてが完了していないかの何れかが発見さ
れる。

【０００４】分散コンピュータ・システムにおいては、
単一トランザクション内のオペレーションは、異なるデ
ータ・ベース内のファイルを変更することがあり、これ
らのファイルは他のプロセスにも共用される。トランザ
クションの完了時にはファイルは一致するがトランザク
ションの動作中は、ファイルはある時間不一致となるこ
とがある。この典型的な１例は、１つのアカウント（勘
定）より他へファンド（金額）を転送する場合である。
この場合、第１アカウントをデビット（請求）し、これ
より僅か遅い時間に他のアカウントをクレディット（支
払）する。この中間においては、両方のアカウントは不
一致となる。これは２つのアカウントのそれぞれは、２
つのアカウントの合計のファンド（金額）を表すもので
ないからである。トランザクションによって、これらの
ファイルが変更される間のこれらのファイルの不一致の
ため、変更が完了する迄は、他のプロセスはこれらのフ
ァイルにアクセスできないようにしてあることは既知で
ある。この例では、同時にかつ同じ場所で、両ファイル
に対しコミットを行うことによって回復可能性（リカバ
リティ）が確保される。例えば１つのフラッグを変更す
ることによって、ファイルの変更バージョンと同時に各
ファイルのバックアップ・コピーを変換することもでき
る。しかし多くの場合、あるトランザクション内のオペ
レーションを、多数のプロセッサに複式に、あるいは１
つのコンピュータ・システム内の複数のプロセッサに分
散させ、各プロセスまたは各プロセッサ内のオペレーシ
ョンにコミットして１つのトランザクションをコミット
し、コミットメントの時間の間にある程度の変動性を許
容することが望ましい。このような場合、回復可能性を
確保するため、一般に“アトミック・コミットメント・
プロトコル”が用いられている。このプロトコルは、プ
ロセッサ間又はプロセス間でトランザクションの状態に
関する情報を交換する必要がある。遂行しているトラン
ザクションを識別するため、各トランザクションには特
定の個別の“トランザクション識別番号（ＩＤ）”を割
当てる。

【０００５】広範に用いられている“アトミック・コミ
ットメント・プロトコル”は“２相コミット・プロトコ
ル”として既知である。このプロトコルの或程度基本的
な例は、コンピュータ・システム内の１つのプロセッサ
又はプロセスにトランザクションを開始するコォーディ
ネータの役目を割当てることである。トランザクション
を開始するには、このコーディネータは当該トランザク
ションの実行に関するすべてのプロセッサまたはプロセ
スにプリペア（準備）コマンドを送出する。

【０００６】あるトランザクションを行う各プロセッサ
またはプロセスは、“プリペア”コマンドを受信する
と、このトランザクションによってアクセスされたメモ
リに第１に“ライト・ロック（書込みロック）”を入力
して“スタート”オペレーションを行い、パーマネント
・メモリにトランザクション識別番号を書込み、トラン
ザクションの準備ができたことを記憶させ、次でアクノ
ーレッジメントをコーディネータ・プロセッサに返送す
る。しかしトランザクションの当該部分は未だ遂行しな
い。コーディネータは全パーティシパント（参加者）よ
りのアクノーレッジメントを待つ。コーディネータがす
べてのパーティシパントよりのアクノーレッジメントを
受信すると、パーマネント・メモリ内に、パーティシパ
ント・リストを記録し、トランザクションが完了したこ
との記号を記録し、次でコーディネータはすべてのパー
ティシパントに“コミット”コマンドを送出する。しか
しコーディネータは、トランザクションに対する準備が
できないということを示すメッセージをパーティシパン
トより受信したり、コーディネータが場合により“プリ
ペア（準備）”コマンドを再送した後も、所定時間後に
すべてのパーティシパントよりのアクノーレッジメント
を受信できなかったりすることもありうる。このような
場合、コーディネータは“アボート（流産）”コマンド
をすべてのパーティシパントに送出する。

【０００７】各パーティシパントは“コミット”コマン
ドを受信すると、それぞれのパーマネント・メモリをチ
ェックしてトランザクション識別番号を検索して、それ
ぞれのパーティシパントがトランザクションの準備がで
きているか否かをチェックする。準備ができている場合
にはそのトランザクションの一部を遂行し、次で“コミ
ット”オペレーションを遂行してパーマネント・メモリ
の状態をアップデートし、１つの“アトミック”ステッ
プ内のパーマネント・メモリよりトランザクションＩＤ
をクリヤし、書込ロックを消去する。次でパーティシパ
ントは、コーディネータにアクノーレッジメントを返送
する。コーディネータがすべてのパーティシパントより
アクノーレッジメントを受信すると、パーマネント・メ
モリよりパーティシパントのリストを消去し、トランザ
クションは完結する。

【０００８】多くの分散コンピュータ・システムにおい
て、プロセッサまたはプロセスはそれぞれ同時に複数の
トランザクションを遂行することを許容されている。通
常の場合、各プロセッサまたはプロセスは当該プロセッ
サまたはプロセスにとってローカル（局部的）なトラン
ザクションを遂行し、かつグローバルなトランザクショ
ンの一部分を遂行する。分散（ディストリビューテッ
ド）データ・ベース・システムにおいては、例えば、ロ
ーカル・データ・ベース質問及び編集（エディット）は
ローカルに生じ、変更のあるものはグローバルに行われ
る。上述の２相コミット・プロトコルは、このようなシ
ステムにおいて、グローバル・トランザクションがロー
カル・トランザクションに対し高優先度（プライオリテ
ィ）を与えられている限り満足に動作し、任務を遂行す
る。しかし読出し及び書込みロックの使用は、同時にプ
ロセスし得べきローカル・トランザクションを不必要に
制限することがある。

【０００９】さらに、分散コンピュータ・システムで
は、複数のプロセッサまたはプロセスを通じて、同時に
グローバル・トランザクションをプロセスすることが望
まれる場合には付加的な複雑さが導入される。１つのプ
ロセッサまたはプロセスに対し、他のすべてのプロセッ
サまたはプロセス内のコンフリクトのすべてのグローバ
ル・ピクチュアを眺めさせることは非現実的で、実用的
でない。しかしながらグローバルなピクチュア（図式）
なしには、プロセッサまたはプロセスにとって、その直
列可能性の順番と他のプロセッサまたはプロセスの直列
可能性の順番の間の相関（コリレーション）を確保する
ことは困難である。この同時制御の問題に関し、トラン
ザクション・リクエストとデータ・アップデートのタイ
ム・スタンピングは、この同時制御の問題の対策として
使用された方法の１つである。分散コンピュータ・シス
テムにおける同時制御は、これまではローカルのプロセ
ッサまたはプロセスの自主性あるいは自律性を犠牲にし
たり、あるいはロッキングを用いて行ってきたのが一般
である。

【００１０】グローバル・デッドロックの問題もまた、
グローバル・トランザクションが並行的に実行されると
きにはいつも、アドレスされなければならない。その１
つの既知の解は、並行的グローバル・トランザクション
要請を発出するかどうかを決定するグローバル・トラン
ザクション管理者を設けることである。その一例が、米
国ニュージャージー州アトランティック・シティで1990
年６月に行われた学会の予稿集 "Proc. of the ACM SIG
MOD conf. on Management of Data"の第 215−224 頁に
掲載された Y.Breitbart他による "Reliable Transacti
on Managementin a Multidatabase System"という文献
に記載されている。グローバル・スケジューラーは、グ
ローバル・ロック・メカニズムを用いることによりデー
タ項目のローカル・ロックのためのグローバル・トラン
ザクション要請のトラックを保持している。各グローバ
ル・データ項目はそれに付随するグローバル・ロックを
持っている。データ項目を読み出すことのみを要するグ
ローバル・トランザクションは、グローバル読み出しロ
ックを要請する。ロックは、同じデータ項目についての
２つの異なるトランザクションによりそれらが要請さ
れ、要請されたロックの少なくとも１つが書き込みロッ
クであるならば、コンフリクティングである。２つのグ
ローバル・トランザクションがコンフリクティングなグ
ローバル・ロックを要請するならば、スケジューラー
は、２つのトランザクションがローカルサイトでコンフ
リクトを起こすことを知っているのだから、トランザク
ションの１つの進行を制止する。スケジューラーは、グ
ローバル・ロックをグローバル・トランザクションに割
り当てるために、ストリクトな２フェーズ・ロッキング
を使用し、グローバルな「グラフを待機」を維持する。
「グローバルなグラフを待機」は有向グラフ G＝(V,E)
であって、その頂点Ｖの集合はグローバル・トランザク
ションの集合であり、エッジＴ_i→Ｔ_jは、グローバル
・トランザクションＴ _iがグローバル・トランザクショ
ンＴ_jに割り当てられたグローバル・ロックを待ってい
るならば、そしてその時に限り、Ｅに属する。グローバ
ル・トランザクションがグローバル・ロックを待ってい
るならば、トランザクションの状態は「ブロックされ
た」状態となり、トランザクションは「グローバルなグ
ラフを待機」に含まれる。トランザクションは、それが
待っていたグローバル・ロックを得ることができた後に
のみ、再び能動となる。グローバル・デッドロックを避
けるために、「グローバルなグラフを待機」は常に非巡
回的にされている。失敗の存在する時にもデータの一貫
性が確保されるように、スケジューラーは、何時コミッ
ト演算をスケジューラルするかを決定するため「コミッ
ト・グラフ」及び「コミット待機グラフ」も使用する。
コミット・グラフCG＝＜TS,E＞は無向２部グラフで、そ
のノードの集合TSはグローバル・トランザクションの集
合（トランザクション・ノード）とローカルサイトの集
合（サイト・ノード）とから成る。Ｅからのエッジはト
ランザクション・ノードのみをサイト・ノードに接続す
る。エッジ（Ｔ_i，Ｓ_j）は、トランザクションＴ_iが
サイトＳ_jでのみ実行されたものであり且つＴ_iに対す
るコミット演算が処理のためにスケジュールされた時及
びその時に限り、Ｅ中にある。Ｔ_iに対するコミット演
算が完了した後に、Ｔ_iに付随するすべてのエッジに沿
ってＴ_iはコミット・グラフから除去される。コミット
・グラフがいかなるループも含まないならば、グローバ
ル・データベースの並行性は保証される。コミット待機
グラフは有向グラフ G＝(V,E) であって、そのその頂点
Ｖの集合はグローバル・トランザクションの集合から成
る。エッジＴ _i→Ｔ_jは、Ｔ_iがその実行を終了したが
そのコミット演算はまだ継続中で且つＴ_jはそのコミッ
ト演算がＴ_iのコミットのスケジュールされ得る前に完
了又はアボートされるべきトランザクションであれば、
そしてその時に限り、Ｅ中にある。スケジューラーは、
コミット待機グラフを構成するために次のアルゴリズム
を用い、スケジューリングではトランザクションＴ_iの
コミット演算を用いる：１．その中でＴ_iが実行している各サイトＳ_kに対し
て、エッジＴ_i→Ｓ_kを暫定的にコミット・グラフに加
算する。２．増大したコミット・グラフがサイクルを含まないな
らば、グローバル・コミット演算が処理のために提起さ
れ、暫定的エッジが恒久的になる。３．増大したコミット・グラフがサイクルを含むなら
ば、 a) エッジＴ_i→Ｔ_i1，…，Ｔ_i→Ｔ_imがコミット待機
グラフ中に挿入される。集合｛Ｔ_i1，Ｔ_i2，…，Ｔ_im｝
は、コミット・グラフに新しいエッジを加算した結果と
して造り出されたサイクル中に現れるすべてのトランザ
クションから成る。 b) 暫定エッジをコミット・グラフから除去する。しか
し、トランザクションＴ_iは必ずしもＴ_i→Ｔ_ikのよう
な各トランザクションＴ_ikの完了を待つに及ばない。そ
れは、Ｔ_i→Ｔ_il(0＜ｌ＜r)のようないくつかのトラン
ザクションＴ_ikがコミットに成功した後にコミット演算
のためにスケジュールされる準備が完了すればよい、
（そして場合によっては、唯一つのそのようなトランザ
クションの成功したコミットが、トランザクションのコ
ミットをスケジュールするのに十分であろう）。

【００１１】

【実施例】本発明の一層詳細な理解は、実例によって与
えられる好適な態様の以下の説明から得られるであろう
し、添付の図面と一緒に理解されるであろう。

【００１２】本発明は種々の変形及び代わりの形態に影
響され易いけれども、その特定の態様が図面に実例によ
って示されており、ここに詳細に説明されるであろう。
しかしながら、開示された特定の形態に本発明を制限す
るように意図されたのではなく、それどころか、その意
図は添付の特許請求の範囲により定義されたような本発
明の精神と範囲との中の相当する全ての変形と等価物及
び代替物を覆うことである。

【００１３】図１によって、トランザクション処理のた
めに形造られたディジタルコンピュータ20の一般的に設
計されたブロック線図が示されている。このディジタル
コンピュータ20はプログラムされた命令を実行するため
の中央処理ユニット21；命令又はデータを保持するため
の揮発性のランダムアクセスメモリ22；ハードディスク
駆動のような不揮発性のメモリ23、入出力ユニット24、
及びリアルタイムクロック25を含んでいる。その不揮発
性のメモリ23は中にプログラムが記憶されるプログラム
メモリ26、及びデータ記録を記憶するためのスクラッチ
メモリ（作業用記憶装置）領域27を含んでいる。

【００１４】典型的には、このディジタルコンピュータ
20は、プログラムメモリ26から揮発性のランダムアクセ
スメモリ22へ転送されたプログラムを実行する。プログ
ラムの実行の間に、揮発性ランダムアクセスメモリ22の
容量を超過するデータの量について動作することがしば
しば必要である。この場合には、データ記録が代わりに
スクラッチメモリ領域27から記憶されかつ回復される。

【００１５】ディジタルコンピュータ20に関する共通の
問題は、中央処理ユニットによる命令の実行がハードウ
エアの故障、ソフトウエアの誤り又は電源故障による途
絶となることが予想されることである。例えば、電源故
障は揮発性ランダムアクセスメモリ22内に記憶されたデ
ータとプログラムとの喪失を起こし得る。電源故障によ
る揮発性ランダムアクセスメモリ22内のデータの喪失の
問題は、不揮発性のメモリ23内にデータのバックアップ
コピーを記憶することにより解決され得る。しかしなが
ら、このバックアップコピーは不揮発性のメモリ23への
書込動作中の故障の可能性を考慮したような方法でなさ
れなくてはならない。この場合に書込動作により影響さ
れるデータ記録は悪化され得るので捨てられねばならな
い。

【００１６】不揮発性のメモリへ書き込む場合に起こり
得る故障の問題を取り扱うために、不揮発性のメモリの
部分（今後「状態メモリ」又は「ステートメモリ」と呼
ぶ）が、故障の存在の際に、トランザクションにより影
響されないか又はトランザクションの結果により正確に
更新されることを保証する「トランザクション処理」と
呼ばれるプログラミングの方法を確立されている。トラ
ンザクション処理は、トランザクションの結果が状態メ
モリへ書き込まれる前に、状態メモリのバックアップコ
ピーを作り、且つまた、故障の間にどのコピーが悪化さ
れてしまうかを指示するために、不揮発性メモリ内にバ
ックアップコピーがなされる第１処理位相か、又はトラ
ンザクションの結果が状態メモリへ書き込まれる第２処
理位相かのいずれかの指示を不揮発性メモリ内に書き込
む技術に基づいている。例えば、状態メモリのバックア
ップコピーを作るために、不揮発性のメモリ23は二つの
状態メモリのバンク28と29とを含んでいる。故障により
どの状態メモリのバンクが悪化されてしまうかの指示を
与えるために、不揮発性のメモリ23はスイッチ又はフラ
グ記憶用メモリ位置30を含んでいる。

【００１７】故障からの回復に際しては、処理がトラン
ザクションを反復又はスキップすることなく、中断され
た点から再開され得るように、中央処理ユニット21によ
り最後に実行されたトランザクションを知ることが望ま
しい。この目的のために、メモリバンク28又は29のいず
れか内の状態メモリが更新された時にはいつでも、トラ
ンザクションの結果が状態メモリへ最初に書き込まれた
（すなわちコミットされた）コミット時33, 34と一緒に
状態メモリ内へ書き込まれる。

【００１８】図2Aによって、故障からの回復に際して、
図１に示したコンピュータ20の状態メモリがトランザク
ションにより影響されないか又はトランザクションの結
果により正しく更新されることを保証するための手順の
フローチャートが示されている。例えば、コンピュータ
システムが電源故障の後にターンオン(POWER 0N)されと
想定しよう。最初のステップ51において、中央処理ユニ
ット21は不揮発性のメモリ23内に記憶されたスイッチの
値30を読み取る。このスイッチが、二つの状態メモリの
バンク28, 29のうちのどちらが電源故障によりことによ
っては悪化されてしまったかを指示する。ステップ52に
おいて、中央処理ユニット21が悪化されてしまわなかっ
たとわかっている状態メモリのバンクを読み取るため、
及び状態メモリの他方のバンク内のデータの「ワーキン
グコピー」を作るためにそのスイッチの値を参照する。
それ故に、ステップ52の後では、状態メモリのバンク28
とバンク29との両方が同じ内容を有している。更にその
上、トランザクション識別コード31, 32とコミット時3
3, 34とが処理されるべき次のトランザクションのプロ
グラムにおける位置を見出すために検査され得る。

【００１９】ステップ53においては、処理されているト
ランザクションの書込の結果により状態メモリのワーキ
ングコピー内のデータを変形することにより、その処理
が継続される。そのトランザクションの処理の終末は、
ステップ54において到達される。状態メモリへのトラン
ザクションの結果をコミットするために、ステップの値
がステップ55において変えられ、且つステップ56におい
てそのステップの変えられた値が不揮発性のメモリのス
イッチ記憶位置30内へ書き込まれる。故障からの回復の
間に中央処理ユニット21により見た場合には、不揮発性
のメモリ内へのスイッチの変えられた値の書込は、スイ
ッチの値が不揮発性のメモリ内へ書き込まれてしまう前
又は後のいずれかに依存して、トランザクションのコミ
ットされた結果が状態メモリ上に影響しないか、又は状
態メモリを正しく更新する。スイッチ30の値は単一ビッ
トであり且つスイッチ30は状態メモリのバンクの記録と
異なる記録内に記憶されるので、この単一ビットの書込
の間に起こるあらゆる故障は取るに足らないものであ
り、この場合には、状態メモリのバンクのいずれもが悪
化されず、それでスイッチの値は無関係である。

【００２０】トランザクションの結果が状態メモリの小
さい部分のみを変形する場合には、図2Aに図解したよう
なトランザクションの結果をコミットする方法はむしろ
非能率である。この場合には、ステップ52が変形されな
かったデータ記録を不必要にコピーする多大の時間を消
費する。この不必要なコピーは図2Bの幾らかもっと複雑
な手順により除去することができる。

【００２１】図2Bの開始(POWER ON)の後の最初のステッ
プ61において、スイッチが不揮発性のメモリから読み取
られる。次に、ステップ62において、中央処理ユニット
が、スイッチが設定されているかどうかをチェックす
る。スイッチが設定されている場合には、以下に更に説
明するように、トランザクションの結果が状態メモリへ
コミットされていた処理位相の間に故障が起こった。そ
れ故に、ステップ63において状態メモリバンク29内に蓄
えられた記録が状態メモリバンク28へコピーされる。そ
れから、ステップ64において、不揮発性のメモリ内のス
イッチが消去される。

【００２２】トランザクションを処理するために、ステ
ップ65において、データ記録が状態メモリバンク28から
読み取られ、スクラッチメモリ領域27内へ転送される。
それからステップ66においてスクラッチメモリ内の記録
がトランザクションの結果に従って変形される。ステッ
プ67において見出されるように、このトランザクション
が完了した場合には、それからステップ68において、変
形されるべき記録の元のデータが、状態メモリバンク28
から状態メモリバンク29へコピーされる。それからステ
ップ69においてスイッチが不揮発性のメモリ内に設定さ
れる。それからステップ70においてトランザクションの
結果が変形されたデータを状態メモリバンク28内へ書き
込むことによりコミットされる。最後に、ステップ64に
おいて、このスイッチが不揮発性のメモリ内で消去され
る。次のトランザクションの処理がステップ65において
始まる。

【００２３】図2A又は2Bに関して上述したように、図１
内のコンピュータ20の中央処理ユニット21により、トラ
ンザクションが順番に処理されることが想定される。し
かしながら、本発明は、第１のトランザクションの結果
がコミットされる前に、第２のトランザクションに対す
る結果が準備され得るような方法で分散されるようなト
ランザクションの処理を許容する。図５を参照して、以
下に更に説明するように、本発明は、リアルタイムオペ
レーティングシステムを組み込んだトランザクションス
ケジューラの使用、又は入出力またはメモリアクセス動
作の完了のために中央処理ユニットがさもなければ待っ
ている時間の間使用中の中央処理ユニットをもっと効果
的に維持するためのスケジューラの使用を許容する。し
かしながら、第１のトランザクションがコミットし終わ
る前に、コンポーネント動作を実行するために第２のト
ランザクションを許容することにより、動作のスケジュ
ーリングとトランザクションのコミットメントとが一定
のコミットメント・オーダリングを適合させなければ、
第１のトランザクションの結果が矛盾する問題を導入す
る。特に、トランザクションはそれぞれの矛盾する（す
なわち変換しない）動作が実行される順序と同じ順序で
コミットされなければならない。

【００２４】コンポーネント動作とトランザクションの
コミットメントとのスケジューリングが、「コミットメ
ント・オーダリング」のこの特徴を有する場合には、
（図4Bと一緒に更に以下に説明する）分散処理システム
において、「自動コミットメント」のみがそのシステム
内の種々のプロセッサを同等にするために用いられる場
合に、広域的な直列化可能性が保証される。これは多少
精巧な数学的証明により論証され、その数学的証明は本
明細書に添付されている。実際的な観点から、この結果
は、広域的なスケジューラ又はシステムによって広域的
なトランザクションを分散するためのプロトコルの変形
なしに、各トランザクションプロセッサ又はシステム内
の節を変形することにより、本発明の利点が慣習的な分
散トランザクション処理システムへ適用することができ
ることを意味している。

【００２５】慣習的なトランザクション処理システム
は、第１のトランザクションがコミットされた後にの
み、第２のトランザクションが第１のトランザクション
の書込データを読み取りできることを保証する。これは
回復性を保証するために十分条件ではあるが必要条件で
はない。本発明の第１実施例においては、この条件は、
必要な不揮発性のメモリの量を最小化するため、及び回
復性を達成するために「カスケーディング・アボート」
として知られているものを回避するためにも維持され得
る。この第１の実施例においては、図2Bに示したように
トランザクションが本質的に処理されて、そこでは読取
動作が状態メモリのバンク28から記録を読み取り、それ
らを図2Bのステップ65に示したようにスクラッチメモリ
へ転送する。書込動作は図2Bのステップ66に示したよう
にメモリ内の記録を変形することにより準備されるが、
しかしたとえ異なるトランザクションの書込動作が状態
メモリ内の同じ記録を参照するとしても、各トランザク
ションの結果はスクラッチメモリ内の個別の記録内に維
持される。そのような矛盾する書込動作が状態メモリ上
に有すると言う結果が、トランザクションがコミットさ
れる順序により決定されるから、これがなされる。

【００２６】図3A（ケース１：Ｔ₂はＴ₁がコミットさ
れた後にのみＴ₁の書込データを読み取り得る場合）は
書込動作を有する第１トランザクションと、矛盾する読
取動作を有する第２トランザクションとのスケジューリ
ングに対する、三つの異なる可能性を示している。一般
に、二つの動作が状態メモリ内の同じ位置をアクセスす
るメモリアクセス動作であり、その動作の少なくとも一
方が書込動作である場合に、二つの動作は矛盾してい
る。検査によって、可能性(B) がコミットメント・オー
ダリングの要求を犯し且つそれ故に状態メモリ内の状態
に矛盾を生じる三つのスケジューリングの可能性がわか
る。書込動作Ｗ_xは読取動作Ｒ_xを交換しないと言う事
実によって、スケジューリングの可能性(B) のためのト
ランザクションＴ₂に対する結果はスケジューリングの
可能性(A) のためのトランザクションＴ₂とは異なり得
る。首尾一貫した結果を得るために、本発明は中央処理
ユニットに利用できる最も有効な使用手段に対して選択
された順序でスケジュールされるべき二つのトランザク
ションの矛盾する動作を許容するが、矛盾する動作が実
行される順序と同じコミットメント順序を強制すること
により首尾一貫性を保証する。選択されたトランザクシ
ョンがコミットされる場合に、矛盾するトランザクショ
ンをアボートすることにより、又は矛盾するトランザク
ションがコミットされる後まで選択されたトランザクシ
ョンのコミットメントを遅らせることにより、図3Aにお
ける可能性(B) のような、矛盾したスケジューリングの
可能性は防止される。

【００２７】例えば、図3Aの例において、スケジュール
された第１動作が、可能性(B) 及び(C) に示したよう
に、第２トランザクションＴ₂の読取動作Ｒ₂であると
仮定しよう。このトランザクションＴ₂が可能性(C) に
示したようにトランザクションＴ₁の前にコミットされ
る場合には、スケジューリングはコミットメント・オー
ダリングと一致しているので、矛盾は生じない。しかし
ながら、第１トランザクションＴ₁が可能性(B) に示し
たように第２トランザクションＴ₂の前にコミットされ
る場合には、第２トランザクションＴ₂の別のコミット
メントがコミットメント・オーダリングを犯し、且つ矛
盾した結果へ導き得るので、第２トランザクションＴ₂
はアボートされねばならない。

【００２８】本発明は更に、第１トランザクションＴ₁
がコミットされる前に、第２トランザクションＴ₂が第
１トランザクションＴ₁の書込データを読み取り得るよ
うな動作のスケジューリングを許容する。この場合に
は、図12及び図13を参照して以下に更に説明するよう
に、回復性がカスケーディング・アボートの処理により
保証され得る。書込動作Ｗ_x第１トランザクションＴ₁
と、矛盾する読み込み動作Ｒ_xを有する第２トランザク
ションＴ₂との場合に対して、(A) 〜(F) として図3B
（ケース２：Ｔ₂はＴ₁がコミットされる前にＴ₁の書
込データを読み取り得る場合）に示した、６つのスケジ
ューリングの可能性が存在する。これらのスケジューリ
ングの可能性のうちの２つ(B) と(D) とは、コミットメ
ント・オーダリングを犯し、且つそれ故に矛盾した結果
へ導き得る。本発明は矛盾する動作が実行され且つそれ
から選択されたトランザクションのコミットメントを遅
らせ、又はコミットメント・オーダリングを強制するこ
とが必要な場合には、矛盾する動作をアボートする順序
を決定することにより、これらのスケジューリングの可
能性の発生を防止する。第１トランザクションでの書込
動作の書込データを読み取るための第２トランザクショ
ンでの読取動作を許容するために、例えば、図１のディ
ジタルコンピュータ20は、スクラッチメモリ領域27内に
状態メモリの作業コピーを維持する。書込動作が実行さ
れる時はいつでも、書込動作の結果がスクラッチメモリ
領域内の状態メモリの作業コピーへ書き込まれ、且つま
た書き込まれた記録の個別のコピーが各トランザクショ
ンと関連するスクラッチメモリ内に維持される。トラン
ザクションがコミットされる場合、その時のみが状態メ
モリ内へ書き込まれたトランザクションの書込動作の結
果である。ケース２の実施例では、読取動作がケース１
におけるように状態メモリの代わりに、スクラッチメモ
リ内の状態メモリの作業コピーを参照するので、ケース
２においては読取動作は先の書込動作の書込データを読
み取る。

【００２９】さて、図4Aによると、トランザクションを
スケジュールし且つコミットメント・オーダリングを強
制するための、図１のディジタルコンピュータ20に使用
される、プログラミングと、データ構造とのブロック線
図が示されている。状態メモリへのトランザクションの
結果をコミットするため、及び故障から回復するため
に、このディジタルコンピュータは、例えば、図2Bに示
した動作を実行するリソースマネージャ（RM；資源管理
プログラム）を設けられている。一般に、リソースマネ
ージャ（RM）は、トランザクションにより導入される全
部の変化を有効に解除することによって、トランザクシ
ョンがコミットされる前に、資源のメモリ状態が回復さ
れ得るような方法でトランザクションをコミットするこ
とにより、影響される状態メモリ資源を処理するソフト
ウエア・コンポーネントである。言い換えれば、トラン
ザクションは、「最小単位（atomicity)」の特性、又は
トランザクションの状態メモリ資源への「オール・オア
・ナッシング（all or noth-ing)」セマンティクス（意
味）を有することを、このリソースマネージャが確実に
する。資源は典型的に、しかし必然的ではなくデータ項
目又はデータ対象である。リソースマネージャの例はデ
ータ・ベース・システム(DSB's) 、リスト・マネージ
ャ、及びキャッシュ・マネージャ内に典型的に見出され
る。

【００３０】コンピュータの利用できる資源に基づく最
も有効な順序でトランザクションのコンポーネント動作
をスケジュールするために、トランザクション・スケジ
ューラ(TS)82を設けられている。好適には、このトラン
ザクション・スケジューラ82は、図５を参照して以下に
更に説明されるようなトランザクション・リスト(TL)83
を取り扱う、ある種のリアルタイム・オペレーティング
・システムを含んでいる。好適には矛盾する動作の存在
は、図11を参照して以下に更に説明されるように、トラ
ンザクションが実行される場合にリアルタイムで検出さ
れる。コミットメント・オーダリングに従って、矛盾す
る動作が実行される順序がトランザクションのコミット
メントの必要な順序を決定し、且つこのコミットメント
の必要な順序がメモリ内のデータ構造であり、且つ図７
及び図８を参照して以下に更に説明される、未決定のト
ランザクション直列化可能性グラフ(USG) 84内に記録さ
れる。（「未決定の」トランザクションは、依然として
コミットされるか又はアボートされるトランザクション
である。）コミットメント・オーダーを強制するため
に、トランザクションがコミットメントに対して選択さ
れ、トランザクションが、図10及び図15を参照して以下
に更に説明されるコミットメント・オーダ・コーディネ
ータ(COCO)85により選択的にアボートされる。

【００３１】本発明はスケジューリング・コンポーネン
ト動作により複数のトランザクションが同時に実行され
る単一の処理システム内、又は同じトランザクションが
異なるプロセッサ内で同時に実行される多重プロセッサ
内に使用することができる。多重プロセッサシステム90
が図4Bに図解されている。この場合には３っつのディジ
タルコンピュータ91, 92, 93が通信チャネル94を通って
相互接続されており、その通信はトランザクション・ス
ケジューラ(TS)95, 96, 97により制御される。この多重
プロセッサシステム90では、トランザクション・スケジ
ューラ95, 96及び97の何れの一つでもコーディネータの
役割を装うことができ、且つ他のトランザクション・ス
ケジューラに対して広域的なトランザクションを発する
ことができる。これらの広域的なトランザクションは、
背景技術を参照して上述してきたように、且つ図14, 15
及び16を参照して以下に更に説明するように、例えば周
知の２位相コミット・プロトコルに従って整合される。

【００３２】トランザクション・スケジューラは通信チ
ャネル94を越えて状態情報を交換してもよい。特に、ト
ランザクション処理システムは一般に、状態メモリ情報
がディジタルコンピュータ91, 92, 93の特定の一つの不
揮発性のメモリファイル内に専属であるかどうか、又は
状態情報が一方のコンピュータから他方のコンピュータ
へ動かされ得る、前もって定義された目的を伴っている
かどうかに依存して、データベース処理システム及び目
的向きシステムと呼ばれる二つの広いカテゴリ内にあ
る。しかしながら、本発明はトランザクションとコミッ
トメント・オーダリングにおけるコンポーネント動作の
スケジューリングともっと詳細に関係があり、且つメモ
リが分散処理システム内に物理的に置かれあるいは維持
されている部分と特に関係していないので、本発明は両
方の種類のシステムに適用することができる。

【００３３】図５によると、このディジタルコンピュー
タの利用できる資源に従って、トランザクションのコン
ポーネント動作のリアルタイム・スケジューリングのた
め、トランザクション・スケジューラにより追従される
手順のフローチャートが示されている。特に、そのトラ
ンザクションは入出力とディスク駆動のような回転する
メモリのメモリ・アクセス、及びひょっとして双対プロ
セッサにより実行される機械的計算を含んでいる。リア
ルタイム・スケジューリングなしには、このディジタル
コンピュータの中央処理ユニットは、その他のトランザ
クションのコンポーネント動作を実行する前に完成され
るべきそれらの動作に対して、多大の待ち時間を費やさ
ねばならぬであろう。

【００３４】ディジタルコンピュータの資源のもっと有
効な使用のために、トランザクションはこのコンピュー
タの入出力とメモリ・ユニットへの入出力とメモリアク
セス要求をディスパッチしてもよく、それから現在のト
ランザクションの処理は入出力又はメモリアクセス動作
の完了まで禁止されるべきであると言う禁止フラグを設
定し、且つ最後にもう一つのトランザクションへの実行
を転送することをそのトランザクション・スケジューラ
に許容するために、トランザクション・スケジューラに
対するソフトウエア中断を実行する。要求された入出力
又はメモリアクセス動作が完了した場合に、その入出力
又はメモリ装置が装置ハンドラ中断ルーチンにより操作
される完了中断を発し、そのルーチンが入出力又はメモ
リアクセス動作を要求したトランザクションの禁止フラ
グを解消する。入出力とメモリアクセス完了中断及びそ
のような中断のための装置ハンドラはこの技術において
は周知であることは注意されるべきである。

【００３５】今や図５における第１ステップ101 を特に
参照して、トランザクション・スケジューラはディジタ
ルコンピュータのプロセッサスタックから中断されたト
ランザクションのコンテキストを除去することにより、
及び中断されたトランザクションに対するそれぞれのコ
ンテキスト記憶装置内にそのコンテキストを置くことに
より中断に応答する。そのコンテキストは、そのディジ
タルコンピュータ内のその他の一般目的レジスタのコン
テキストと同時に、トランザクション・プログラム内の
中断されたメモリ位置を指摘するプログラム・カウンタ
の値を含んでいる。

【００３６】このトランザクション・スケジューラはス
テップ102 におけるディジタルコンピュータの初期立ち
上がり(START) の間に始められてもよい。ステップ102
において、トランザクション・リスト(TL)83と未決定の
直列化可能性グラフ(USG) のようなその他のデータ構造
とが消去され且つポインタが初期化される。

【００３７】トランザクション・スケジューラは、トラ
ンザクションに対する準備の終端(END OF PREPARATION
FOR A TRANSACTION)において始められてもよい。この場
合には、ステップ103 においてトランザクションがコミ
ットされることが準備できていること、及びリアルタイ
ム・クロック（図１においては25）により指示された現
在の時間がトランザクションが準備される状態になる時
間を指示するためにトランザクションへ割り当てられた
メモリ位置内へ蓄えられることをも指示するようにマー
クさる。しかしながら、トランザクション・リストに置
かれた幾つかの仕事は、決して完了されず且つこのリス
ト内の全部のトランザクションの実行の後に、残ってい
る中央プロセッサ実行時間を使用する、いわゆる低い性
質の背景仕事となり得る。

【００３８】トランザクション・スケジューラは装置ハ
ンドラ中断(TRANSACTION MANAGERINTERRUPT)ルーチンの
終端において始められてもよい。ステップ111 は、例え
ば要求された入出力又はメモリ動作を有するトランザク
ションに対する禁止フラグ（図６の表においてはＩ）を
消去し、それから実行がステップ101 において継続し、
入出力又はメモリ動作を必要としていたトランザクショ
ンへ戻る実行をことによるとスケジュルするように現在
のトランザクションを中断する。

【００３９】トランザクション・スケジューラは、トラ
ンザクション・リストにトランザクションを置くことに
よりトランザクション要求に応答し；準備できたトラン
ザクションをコミットすることを始め；且つトランザク
ションのコンポーネント動作の実行をもスケジュールす
る、３っの主な仕事を実行する。ステップ104 におい
て、例えば、トランザクション・スケジューラが、トラ
ンザクションが要求されてしまったかどうかをチェック
する。トランザクション・スケジューラ中断は、例えば
ユーザ又はもう一つのディジタルコンピュータがトラン
ザクションの実行を要求されたことを指示している入出
力ユニットからの中断信号に応答して生じ得る。

【００４０】図６にはトランザクションリスト83の特定
例を示してある。このトランザクションリストはトラン
ザクション識別番号(TRANSACTION ID)のリンクされたリ
スト106 を含む。各トランザクション識別番号には、リ
ンクされたリストへの次のエントリに対するポインタ(P
OINTER TO NEXT) と、多数のフラグ（Ｖ，Ｒ，Ｉ，Ｇ，
Ｐ）に対する値とが関連している。これらフラグには、
リスト中のエントリが有効データを含むかどうかを表わ
すフラグＶと、トランザクションの準備が終了されたか
どうかやトランザクションがコミットすべき準備完了状
態にあるかどうかを表わすフラグＲと、入力／出力又は
メモリアクセス要求の完了前にトランザクションの準備
が禁止されているかどうかを表わすフラグＩと、トラン
ザクションが局所(LOCAL) 的なものであるか広域(GLOBA
L)的なものであるかを表わすフラグＧと、広域的なトラ
ンザクションの準備の完了がコーディネータに報告され
たかどうかを表わすフラグＰとを含んでいる。広域的な
トランザクションと関連するフラグＧ及びＰは更に図14
及び15につき後に説明する。

【００４１】リスト83には更に、ヘッドポインタ108
と、テイルポインタ109 と、トランザクションを実行す
るポインタ110 とが関連している。ヘッドポインタ108
は例えば、リストが空である際に負値を有し、それ以外
の場合第１（優先度が最大）トランザクションに対する
リストエントリを指示する正値を有する。同様に、テイ
ルポインタ109 は、リストが空である際に負値を有し、
それ以外の場合最後のリストエントリを指示する正値を
有する。トランザクション実行ポインタ110 は、中断に
応答した際に図５のステップ101 でトランザクションス
ケジューラによって用いられる。特にポインタ110 はス
テップ101 を実行する際に中断されたトランザクション
に対しそれぞれのコンテキスト記憶位置を見い出すのに
用いられる。

【００４２】図５に戻るに、ステップ112 ではトランザ
クションがコミットすべき準備完了状態にあるか否かを
トランザクションスケジューラが検査する。準備完了状
態にある(YES) 場合、ステップ113 において、トランザ
クションスケジューラがコミットメント・オーダ・コー
ディネータ(85)を呼び出してコミットするトランザクシ
ョンを選択するとともに、コミットメント・オーダリン
グに可能なアボートや遅延を与える。コミットメント・
オーダ・コーディネータがステップ114 でコミットメン
トを遅延しないということを決定すると、ステップ115
でリソース・マネージャ (RM) がトランザクションの結
果を状態メモリにコミットする。

【００４３】最後にステップ116 において、トランザク
ションスケジューラがトランザクションリストを検査し
て、まだ準備完了状態になく禁止されていないトランザ
クションがあるか否かを決定する。このトランザクショ
ンがある場合(YES) 、ステップ117 においてトランザク
ションスケジューラが、まだ準備完了状態になく禁止さ
れていないトランザクションの１つを選択する。ステッ
プ116 及び117 を実行するためには、例えば、トランザ
クションスケジューラがまず最初にポインタ108 が負値
を有するかどうかを確かめることによりトランザクショ
ンリストが空であるかどうかを検査する。ヘッドポイン
タ108 が負値を有する場合、トランザクションスケジュ
ーラがフラグＲ及びＩを検査してリストのヘッドにおけ
るトランザクションがまだ準備完了状態になく且つ禁止
されていないかどうかを決定する。第１エントリが準備
完了状態にあるか或いは禁止されている場合には、トラ
ンザクションスケジューラがテイルポインタ109 を検査
してリストの終了に達したか否かを決定する。リストの
終了に達していない場合(NO)には、トランザクションス
ケジューラが次のエントリに対しテイルポインタ109 を
検査し、まだ準備完了状態になく禁止されていないトラ
ンザクションが見い出されるかリストの終了に達するま
で同じステップを実行する。

【００４４】まだ準備完了状態になく禁止されていない
トランザクションが選択されると、ステップ118 におい
て、選択されたトランザクションのコンテキストがスタ
ックに入れられる。この場合、トランザクションが最初
にトランザクションキュー（que)に入れられると、この
トランザクションに対する初期のコンテキストが中断さ
れたトランザクションに対するそれぞれのコンテキスト
メモリ（記憶装置）内に入れられるということに注意す
べきである。初期のコンテキストは例えば、トランザク
ションに対するプログラム中の第１命令を指示するプロ
グラムカウンタ値を含む。ステップ118 後、ステップ11
9 において中断の復帰が行なわれ、選択されたトランザ
クションに対するプログラム中の命令の実行を開始又は
続行する。

【００４５】図７を参照するに、この図には決定されて
いないトランザクションの直列化可能性のグラフ(USG)
84を記憶するデータ構造の特定例を示す。トランザクシ
ョンのそれぞれの対で矛盾する動作を実行する特定の順
序が確立されている場合には、矛盾する動作のこの実行
順序が未決定のトランザクション直列化可能性グラフ中
に存在する。各トランザクションによって実行されるメ
モリアクセス動作と、これらメモリアクセス動作のメモ
リ位置とが、トランザクションがリストに入れられた瞬
時に分っているものとすると、図３Ａのケース(CASE)１
では矛盾する動作を実行する順序を上記の瞬時に決定す
ることができる。この場合、図３Ａに示すようなケース
１に対しては、書込み動作がトランザクションコミット
メントの瞬時に有効に実行されるということに注意すべ
きである。この特定の場合以外では、矛盾する動作の実
行順序は、矛盾する動作の２番目の動作がトランザクシ
ョンスケジューラによって実行予定された際に決定さ
れ、この矛盾動作によりアクセスされるメモリ位置が決
定される。

【００４６】矛盾の存在が検出される瞬時に、図11につ
き後に説明するように実行順序が未決定のトランザクシ
ョン直列化可能性グラフに記憶される。図７のグラフに
おけるデータは図８の画像形態で与えられる。図７のデ
ータ構造中に決定されたフラグは図８の画像表示中のエ
ッジ131 に相当する。エッジ131 の方向はトランザクシ
ョン中の矛盾動作の実行順序を表わす。この実行順序が
確立されると、この実行順序はトランザクションをアボ
ートするか或いはトランザクション又は追加の矛盾動作
を遅延させることにより実施される。

【００４７】トランザクションをアボートすることによ
るコミットメント・オーダの実施を図９にステップ141
及び142 により示してある。ステップ141 では、コミッ
トすべき準備完了トランザクションを選択する。複数の
準備完了トランザクションがある状態では、例えばリス
ト中の第１のこのようなトランザクションを選択し、ト
ランザクションと関連する優先度を比較し、或いはコー
ディネータからの選択に応答させることにより特定の準
備完了トランザクションを選択する。図６におけるリス
ト106 に対しては、例えば、選択処理中に広域的なトラ
ンザクションに局所的なトランザクションよりも高い優
先度を与えることができる。

【００４８】ステップ142 では、選択したトランザクシ
ョンのコミットメント・オーダ及びコミットメントと相
反するコミットメントのトランザクションをアボートす
ることにより、選択したトランザクションのコミットメ
ント・オーダを実施する。図８のグラフに示すコミット
メント・オーダの場合、例えばトランザクションＴ₁が
選択されると、トランザクションＴ₀及びＴ₃がアボー
トされてコミットメント・オーダを実施する。トランザ
クションのアボーティングはいかなるトランザクション
の結果をも廃棄することを含む。局所的なトランザクシ
ョンの場合、そのそれぞれのコンテキストメモリの内容
をその初期のコンテキストにリセットすることによりト
ランザクションをアボートすることができる。換言すれ
ば、トランザクションに対するプログラムカウンタの現
在値をトランザクションに対するプログラムの開始値に
リッセトする。更に、トランザクションリスト106 及び
未決定トランザクション直列化可能性グラフ84を再初期
化する必要がある。広域的なトランザクションに対して
は、アボートされたトランザクションがある場合これが
コーディネータにより再び開始される。この場合、この
トランザクションがトランザクションリストから完全に
除外される。

【００４９】ここで図10を参照するに、コミットすべき
準備完了トランザクションを選択する手順のフローチャ
ートを150 で示す。これは図９のステップ141 に対し導
入される。図10の第１ステップ151 では、リストのヘッ
ドにおいて第１の準備完了トランザクションに対する開
始に関してトランザクションリスト106 が探索される。
更に、図10で後に用いられる“コミットフラグ”が消去
される。次にステップ152 において、選択されたトラン
ザクションの“アボートセット”におけるメンバの数を
計数する。図８の未決定トランザクション直列化可能性
グラフ84を参照するに、例えば、このグラフ中の各トラ
ンザクションのアボートセットはその前のトランザクシ
ョンを含む。換言すれば、トランザクションＴ₁の場
合、そのアボートセットはトランザクションＴ₀及びＴ
₃を含み、Ｔ₁のアボートセットにおけるメンバの数は
２である。トランザクションＴ₀及びＴ₄はそれらのア
ボートセットにメンバを有していない。図７の特定のデ
ータ構造を参照するに、トランザクションのアボートセ
ットの数はデータ構造の列に沿って設定されたエッジフ
ラッグによって決定され、アボートセット中のメンバの
数はトランザクションに対するそれぞれの列で設定され
たフラグの数を計数することにより計算される。選択さ
れたトランザクションのアボートセットがステップ153
で検査されて零（メンバを有さない）である場合には、
ステップ154 で、局所的及び広域的な双方のトランザク
ションを処理するトランザクション処理システムに対し
図15につき後に更に詳細に説明するようにトランザクシ
ョンの結果を状態メモリに出来る限りコミットし続ける
実行を行なう。

【００５０】選択されたトランザクションのアボートセ
ットが零でない場合には、トランザクションのコミッテ
ィングの遅延を試みてそのアボートセット中のメンバの
数を減少せしめうるようにする。この場合、準備完了ト
ランザクションのアボートセットは決して増大しえない
が、そのアボートセットのメンバがコミットされる度に
１だけ減少する為に減少することはできることに注意す
べきである。しかし、選択されたトランザクションのコ
ミッティングは不規則的に遅延させてはならない。さも
ないとシステムが阻止されてしまうおそれがある為であ
る。従って、選択されたトランザクションの遅延はこの
遅延が予め決定した遅延時間を超えると終了させる。広
域的なトランザクションを処理する場合、図15につき後
に更に説明するように、コーディネータからの終了信号
に応答させて遅延を終了させるのも望ましいことであ
る。図10のステップ157 では、現在の時間と（図５のス
テップ103 でセーブされた）トランザクションに対する
準備完了時間との差として遅延時間が計算される。遅延
時間がステップ158 における検査の結果予め決定した限
界を超えると、ステップ159 でコミットフラグが設定さ
れる。

【００５１】ステップ160 で、トランザクションリスト
に追加の準備完了トランザクションがあると、ステップ
156 に分岐される実行が行なわれてステップ152 にルー
プバックする実行が行なわれる。トランザクションリス
トに追加の準備完了トランザクションがない場合には、
ステップ161 でコミットフラグが検査され、コミットフ
ラグが設定されていない場合には、ステップ163 でいず
れの準備完了トランザクションをもコミットする決定を
行なうことなく実行を継続する。コミットフラグが設定
されている場合には、ステップ162 において、アボート
セット中のメンバの数が最小の準備完了トランザクショ
ンが選択され、ステップ164 において、選択されたトラ
ンザクションをコミットし続ける。

【００５２】図11を参照するに、この図11にはトランザ
クションの矛盾する構成要素動作のコミットメント・オ
ーダを決定する処理のフローチャート170 を示す。読出
し又は書込みのようなメモリアクセス動作の準備(PREPA
RE MEMORY ACCESS) に当ってこのフローチャート170 の
処理が呼出される。第１ステップ171 では、メモリアク
セス動作のアドレスが決定される。次に、ステップ172
において、このアドレスと、矛盾するおそれのある前の
動作のアドレスとが比較される。この比較はトランザク
ションリストにおける各トランザクションに対する前の
動作のアドレスのリストを探索することにより行なわれ
る。現在の動作が読出し動作である場合には、この読出
し動作が前の書込み動作と矛盾するおそれがある。現在
の動作が書込み動作である場合には、この書込み動作が
前の読出し動作（又は図３Ｂのケース２の場合前の書込
み動作）と矛盾するおそれがある。ステップ173 でこれ
らのアドレスが一致すると、ステップ180 でトランザク
ションの現在の順序が未決定トランザクション直列化可
能性グラフ（図７の84）中に記録される。特に、図３Ａ
のケース１の場合、読出し動作と書込み動作との間での
み矛盾が生じ、動作の順序が読出され、次に書込まれ
る。図３Ｂのケース２の場合、現在の順序は現在のトラ
ンザクションを前のトランザクション後に行なうべきも
のとする必要がある。ステップ181 では、検査すべき前
のメモリアクセス動作が更に存在する場合にステップ17
2 に戻る実行が行なわれ、存在しない場合に、現在のト
ランザクションの読出し又は書込み動作に対するアドレ
スのリストに、ステップ171 で決定されたアドレスを加
えることによりステップ177 でメモリアクセスの準備が
継続される。次にステップ178 で、動作が準備又は実行
される。次に実行がトランザクションに戻る(RETURN TO
TRANSACTION) 。

【００５３】次に図12を参照するに、この図12には、書
込み−読出し矛盾に対するエッジを他の矛盾に対するエ
ッジから識別する、増補の未決定トランザクション直列
化可能性グラフを示す。このような増補グラフは図７に
示すデータ構造に類似するデータ構造中に記憶せしめる
ことができるも、いずれかの種類の矛盾を表わす第１フ
ラグと書込み−読出し矛盾を表わす第２フラグとより成
る一対のフラグによって各エッジが表わされている。図
12の増補グラフは、カスケーディング・アボートを実行
して、図３Ｂにつき前述したように第１トランザクショ
ンをコミットする前に第２トランザクションが第１トラ
ンザクションの書込みデータを読取りうるシステムに対
する回復能力を保証するのに用いられる。カスケーディ
ング・アボートを実行する処理を図13のフローチャート
190 に示す。例えば、コミットすべき準備完了トランザ
クションとしてＴ₅が選択されたものとする。この場
合、コミットメント・オーダリングを実行するためには
図12のトランザクションＴ₃及びＴ₄をアボートする必
要がある。しかし、トランザクション処理システムは図
３Ｂにつき前述した形態で動作するものと仮定する。こ
の場合、コミットメント・オーダリングを実行するため
にトランザクションがアボートされると、アボートされ
たトランザクションの読出し−書込みデータを有するす
べてのトランザクションをもアボートする必要がある。
図12の増補グラフから明らかなように、トランザクショ
ンＴ₄がアボートされると、トランザクションＴ₄及び
Ｔ₇間の書込み−読出し矛盾の為にトランザクションＴ
₇もアボートする必要がある。更に、トランザクション
Ｔ₇がアボートされると、トランザクションＴ₈がトラ
ンザクションＴ₇により書込まれた読出しデータを有す
るためにトランザクションＴ₈をアボートする必要があ
る。

【００５４】ここで図13を再び参照するに、トランザク
ションＴ_xをアボートするカスケーディング・アボート
処理190 では、第１ステップ191 において増補グラフで
探索して、トランザクションＴ_xによって書込まれた読
出しデータを有するすべてのトランザクションＴ_yを見
い出す。次にステップ192 においてトランザクションＴ
_xをアボートする。最終ステップ193 では図13のサブル
ーチン190 を循環的に呼出してトランザクションＴ_yの
各々をアボートする。

【００５５】次に図14を参照するに、局所的(LOCAL) 及
び広域的(GLOBAL)の双方のトランザクションを処理する
トランザクション処理システムの状態線図を示す。例え
ば、局所的トランザクションは局所的ユーザ201 により
発せられ、広域的トランザクションはコーディネータ20
2 により発せられる。各々の場合、トランザクションス
ケジューラがトランザクション要求を受け、このトラン
ザクション要求をトランザクションリストのエントリに
入れる。この点で、トランザクションは準備中にあると
言える。トランザクションスケジューラは最終的に準備
中のトランザクションに実行を伝え、このトランザクシ
ョンは禁止(INHIBITED) 状態となるか又は準備完了状態
となるまで実行される。図５に関して前述したように、
トランザクションは入出力動作又はメモリ動作を要求し
た後にそれ自体禁止状態とすることができ、入出力動作
又はメモリ動作が終了するとこのトランザクションはそ
の禁止状態を解かれる。準備中にあるか又は禁止状態に
あるか又は準備完了状態にあるトランザクションをアボ
ートしてコミットメント・オーダリングを実施すること
ができる。

【００５６】トランザクションスケジューラは準備完了
状態にある局所的なトランザクションをコミットするこ
とができる。しかし、分散トランザクション処理システ
ムでの広域的な同期を保証するためには、コーディネー
タとのハンドシェーク後にのみ準備完了の広域的なトラ
ンザクションをコミットする。このハンドシェークによ
り、広域的なトランザクションの割当てられた部分を処
理しているすべてのプロセッサがこの広域的なトランザ
クションのこれらの割当てられた部分をコミットする準
備完了状態になければこの広域的なトランザクションが
コミットされないように保証する。従って、トランザク
ションスケジューラが広域的なトランザクションの状態
を“準備中(IN PREPARATION)”状態から“準備完了(REA
DY) " 状態に切換えると、トランザクションスケジュー
ラは“準備完了(PREPARED)”信号をコーディネータ202
に伝送する。

【００５７】コーディネータ202 がトランザクションに
関係するすべてのトランザクションスケジューラから
“準備完了”信号を受けると、このコーディネータは
“コミット(COMMIT)”指令をトランザクションスケジュ
ーラに送り返す。しかし、コーディネータが、関係する
トランザクションスケジューラのすべてから“準備完
了”信号を受けない場合には、コーディネータは“アボ
ート(ABORT) " 信号をトランザクションスケジューラに
伝送することができる。図14では、これらのハンドシェ
ーク信号を破線で示してある。

【００５８】局所的なトランザクションがコミットされ
ると、トランザクションスケジューラはこのトランザク
ションをトランザクションリストから除外し、局所的ユ
ーザにこのトランザクションが終了されたということを
通知する。同様に、広域的なトランザクションがコミッ
トされると、トランザクションスケジューラはこの広域
的なトランザクションをトランザクションリストから除
外し、このトランザクションがコミットされたというこ
とを表わす信号をコーディネータに送る。更に、広域的
なトランザクションがアボートされると、この広域的な
トランザクションがトランザクションリスト及び未決定
トランザクション直列化可能性グラフから除外されトラ
ンザクションスケジューラはアボートを確認する信号を
コーディネータに送信する。しかし、局所的なトランザ
クションの場合、トランザクションの準備を再び開始す
るのが望ましく、この場合トランザクションの初期のコ
ンテキストをリセットし、未決定トランザクション直列
化可能性グラフを消去し、トランザクションのリストエ
ントリ中のＲ及びＩグラフをリセットすることによりト
ランザクションの状態を“準備中”に設定し直すことの
みが必要となるものである。

【００５９】次に図15を参照するに、この図15には、広
域的なトランザクションのコミットメントを予定するた
めにコミットメント・コーディネータがたどるステップ
のフローチャートを示す。例えば図10の処理により、ト
ランザクションをコミットすることなく処理を継続する
(CONTINUING WITHOUT COMMIT) ことができる。しかしス
テップ211 において、トランザクションスケジューラが
コーディネータから“遅延終了信号 (TERMINATE DELAY
SIGNAL) " を受けることができる。この信号はコーディ
ネータからの別個の信号としたり、前に伝送されたトラ
ンザクション要求の再送信信号とすることもできる。こ
のような信号を受けると、次にステップ212 において、
トランザクションリスト中のトランザクションに対する
Ｒフラグが検査され、広域的なトランザクションが準備
完了状態にあるかどうかが決定される。広域的なトラン
ザクションが準備完了状態にない場合、広域的なトラン
ザクションをコミットすることができない。広域的なト
ランザクションが準備完了状態にある場合、ステップ21
3 において、トランザクションに対するアボートセット
のメンバを検査していずれのメンバがＰフラグセットを
有する広域的なトランザクションであるかを決定する。
ステップ213 は、図10における処理がコミットすべきト
ランザクションを選択した場合（これが可能ならば）の
広域的又は局所的トランザクションに対しても実行され
る。コミットすべきものとして選択したトランザクショ
ンに対するアボートセットがＰフラグセットを有する広
域的なトランザクションを含む場合には、この選択した
トランザクションはＰフラグセットを有する広域的なト
ランザクションの前にコミットすることができない。従
って、実行はトランザクションスケジューラ中で継続さ
れる (CONTINUE IN THETRANSACTION MANAGER)。アボー
トセットがＰフラグセットを有する広域的なトランザク
ションを含まない場合には、ステップ214 において、コ
ミットすべきトランザクションが広域的なトランザクシ
ョンであるかどうかに依存して実行が分岐される。コミ
ットすべきトランザクションが広域的なトランザクショ
ンである場合には、トランザクションスケジューラが準
備アクノリッジ信号をコーディネータに送った後確認用
の“コミット”信号を受けるまでこのトランザクション
をコミットすることができない。従って、広域的なトラ
ンザクションの場合、ステップ216 において、準備アク
ノリッジ信号（図14における“PREPARED”信号）がコー
ディネータに送られ、トランザクションリスト中の広域
的なトランザクションに対するＰフラグが設定され、ト
ランザクションスケジューラにおいて実行が継続され
る。コミットすべきトランザクションが局所的なトラン
ザクションである場合には、ステップ215 において、ア
ボートセット中のトランザクションがアボートされ（且
つ図13のカスケーディングアボート“CASCADING ABORT
" を図３Ａのケース２に対し用い）、選択された局所
的なトランザクションの結果を状態メモリにコミットす
る。次に、トランザクションスケジューラ中で実行を継
続する。

【００６０】コーディネータからのコミット又はアボー
ト中断 (COMMIT／ABORT INTERRUPTFROM COOROINATOR)
信号に応答して準備完了広域的トランザクションを処理
するためのフローチャート220 を図16に示す。第１ステ
ップ221 では、中断がアボートに対するものであるかコ
ミットに対するものであるかに応じて実行が分岐され
る。中断がアボートに対する場合には、ステップ222 に
おいて、広域的なトランザクションをトランザクション
リストから除去し、未決定トランザクション直列化可能
性グラフ中の対応するフラグを消去することによりこの
広域的なトランザクションをアボートする。最後にステ
ップ223 において、アボートの肯定応答をコーディネー
タに送り返し、実行が中断から復帰する (RETURN FROM
INTERUPT)。ステップ221 で、中断がコミットに対する
ものであったと決定された場合には、ステップ224 で選
択された広域的なトランザクションのアボートセットに
おけるトランザクションがアボートされ、選択されたト
ランザクションの結果が状態メモリにコミットされる。
次にステップ223 において、コミットメントの肯定応答
がコーディネータに送り返され、実行が中断から復帰さ
れる。

【００６１】図17を参照するに、トランザクション・マ
ネージャ (TM) 252 とリソース・マネージャ (RM) 253
とを有する通常のトランザクション処理システムにコミ
ットメント・オーダ・コーディネータ (COCO) 251 を挿
入した本発明の一実施例を示す。図示のように、コミッ
トメント・オーダ・コーディネータ251 はトランザクシ
ョン・マネージャ252 とリソース・マネージャ253 との
間のインタフェース254 の部分集合（サブセット）をと
る。コミットメント・オーダ・コーディネータ251 はイ
ンタフェース254 の規定の部分255 を捕捉し且つこのコ
ミットメント・オーダ・コーディネータの動作に特有の
幾つかの追加の信号を有する拡張インタフェース256 を
介してリソース・マネージャ253 に相互接続されてい
る。分散処理システムでは、図17に示す構成をシステム
中の各ノードに用いることができる。

【００６２】リソース・マネージャ253 は以下の通常の
サービスを行なうものと仮定する。Ｒ＿PREPARE(T)： TMが、トランザクションＴを完成さ
せることをRMに通知する。このことは、RMがトランザク
ションＴに代っていかなる追加の要求又は外部データを
も受けないということを意味する。Ｒ＿COMMIT(T) ： TMが、トランザクションＴをコミッ
トすることをRMに通知する。このサービスの呼出しに対
する前提条件は、RMがトランザクションの準備を予め知
っている（すなわちYES を決定している）ということで
ある。Ｒ＿ABORT(T)： TMが、トランザクションＴをアボート
することをRMに（及び場合によってはＴと関連する他の
すべてのRMにも）通知する。

【００６３】又、トランザクション・マネージャ252 が
以下の通常のサービスを行なうものと仮定する。Ｔ＿READY(T)： RMが、トランザクションＴの処理が終
了されたということをTMに通知し、YES （すなわちTMの
通知に応じてＴをコミット又はアボートする準備完了状
態にあること）を決定する。Ｔ＿ABORT(T)： RMが、トランザクションＴがアボート
された（その結果関連するすべてのRMによりＴがアボー
トされる）ということをTMに通知する。

【００６４】コミットメント・オーダ・コーディネータ
251 がTM−RMインタフェース254 内に挿入されると、リ
ソース・マネージャ253 ではなくこのコミットメント・
オーダ・コーディネータ251 が直接トランザクション・
マネージャ252 のＴ＿READY(T)及びＴ＿ABORT(T)サービ
スを呼出す。更に、リソース・マネージャ253 の代りに
コミットメント・オーダ・コーディネータ251 がＲ＿CO
MMIT(T) 及びＲ＿ABORT(T)サービスを生ぜしめるための
信号をトランザクション・マネージャ252 から直接受け
る。以下の説明でサービスを識別する上で便利なよう
に、これらの信号に対するコミットメント・オーダ・コ
ーディネータのサービスをそれぞれＣ＿Ｔ＿COMMIT(T)
及びＣ＿Ｔ＿ABORT(T)と称する。

【００６５】RM−COCOインタフェース256 はTM−COCOイ
ンタフェース255 よりも優れているスーパーセットであ
る。特に、USG 、COCOのデータ構造を保持するために追
加のサービスが規定されている。トランザクション・マ
ネージャの規定のＴ＿READY(T)及びＴ＿ABORT(T)サービ
スを前に呼出しているRMからの信号がコミットメント・
オーダ・コーディネータ251 のサービスＣ＿Ｒ＿READY
(T)及びＣ＿Ｒ＿ABORT(T)を呼出す。コミットメント・
オーダ・コーディネータ251 はリソース・マネージャ25
3 によっても呼出しを受け、コミットメント・オーダ・
コーディネータの以下の追加のサービスを実行する。

【００６６】Ｃ＿Ｒ＿BEGIN(T)： RMが、USG 中のＴに
対するノードを確立することをCOCOに通知する。Ｃ＿Ｒ＿CONFLICT(T₁, T₂)：Ｔ₁との矛盾を生じるＴ
₂の動作を実行する前に、RMが、COCOに通知するための
このサービスを呼出す。

【００６７】Ｔ₁からＴ₂のそれぞれのエッジが前もっ
てUSG に存在していない場合には、このエッジが生ぜし
められる。Ｔ₂の実際の動作は、USG がこの時に更新さ
れていることを保証する肯定応答をCOCOから受けた後に
のみRMにより実行される。リソース・マネージャ253 は
コミットメント・オーダ・コーディネータ251 により呼
出されて最初のＲ＿COMMIT(T) 及びＲ＿ABORT(T)サービ
スを実行する。又、リソース・マネージャ253 はコミッ
トメント・オーダ・コーディネータ251 により呼出され
て追加のサービスＲ＿CONFLICT＿ACK(T₁, T₂) を生ぜし
める。この呼出し後、Ｔ₁とのそれぞれの矛盾を生ぜし
めるＴ₂における動作をＲＭが実行しうる。

【００６８】図17のシステムにおける呼出しの上述した
定義を考慮することにより、システムの状態は図18に示
すような呼出しに応答すること明らかである。更に、呼
出しは、図18の状態線図に基づいた以下のPASCAL／SQL
ベース擬似コードによって規定される。以下の擬似コー
ドでは、同時呼出しが許され、同じサービスの複数の同
時呼出しも許される。Ｔ＿ERROR(T)及びＲ＿ERROR(T)は
それぞれ誤った呼出しシーケンスを表わすTM及びRMのエ
ラーメッセージ呼出しである。トランザクションのアト
ミック状態はエラータイプとして復帰する。

【００６９】

【表１】

【００７０】

【表２】

【００７１】

【表３】

【００７２】

【表４】

【００７３】

【表５】

【００７４】

【表６】

【００７５】

【表７】

【００７６】上述した疑似コードにより規定されるコミ
ットメント・オーダ・コーディネータ２５１は出力スケ
ジュールの回復能力を保証するように変更しうる。この
変更したコミットメント・コーディネータをCORCO と称
する。このCORCO はインタフェースＲＭ（図17の253)が
回復能力を保証しない場合に用いるものであり、図18の
状態線図をたどる。 CORCOは、カスケーディングアボー
トを用い以下の追加の変更を行なう点で上述した疑似コ
ードと相違する。書込み−読出し矛盾は図12に示すよう
に USGのエッジに反映される。エッジ(T₁, T₂)が

【外１】矛盾（及び場合によって幾つかの他の矛盾）を表わす場
合にはブール

【外２】は値真を有し、〔外２〕が値真を有する（回復能力の阻
害を無くす）場合にはYES の決定がＴ₂ で発せられな
い。更に、サービスＣ＿Ｒ＿CONFLICTは〔外１〕矛盾を
表わす追加のブールパラメータ〔外１〕を有する

【外３】更にCORCO の呼出しやその決定（VOTE）処理はCORCO の
呼出しを変更したものであり、上述した相違に反映す
る。

【００７７】以下の再帰的手続きCASCADE(T)は回復能力
を保つ必要がある場合にＴ＿ABORT(T) を呼出し、追加
のＴ＿ABORT の呼出しを生じる。

【００７８】

【表８】

【００７９】

【表９】

【００８０】

【表１０】

【００８１】

【表１１】

【００８２】

【表１２】

【００８３】

【表１３】

【００８４】

【表１４】

【００８５】上述したところでは、利用しうる計算能力
を用いるのに最も有効に実行を行なうように多数のトラ
ンザクションの構成要素の動作を分散させ且つ予定する
ことができ、しかもトランザクションを矛盾する動作の
実行順序と同じ順序でコミットするコミットメント・オ
ーダリングを実施することにより一貫性を保つことがで
きる。分散式のトランザクション処理システムでは、コ
ミットメント・オーダリングに対する適合により、合成
された（広域的）スケジュールの直列化可能性を保証す
る。更に、各分散プロセッサの自立性を確保し、広域的
トランザクションに対し規定のアトミック・コミットメ
ント・プロトコルを用いることにより、合成された（広
域的）スケージュールの直列化可能性が保たれる。

【００８６】付録Ｉコミットメント・オーダリング特性の定義と証明以下に示すのは「コミットメント・オーダリング」と呼
ばれる履歴特性が、グローバルな直列可能化問題を解決
するということである。特に、もし分散トランザクショ
ン処理システム中の各資源管理者が「コミットメント・
オーダリング」に従うならば、そして資源管理者達が
「自律性をもつ」ならば（すなわち彼らがアトミック・
コミットメント・プロトコルのみを介して同格化し、そ
れ以外のいかなる並行性制御情報をも交換しないなら
ば）、グローバルな直列可能性は保証されるということ
である。

【００８７】〔定義〕１．「トランザクション」Ｔ_iとは、イベントの「部分
オーダ」である。部分オーダを含む２進、非対称、転
移、非反射関係は" ＜_i" と記される。添字ｉはトラン
ザクションの識別子が前後関係から分かるときは省略で
きる。イベントは読み出し及び書き込み演算を含む；ｒ
_i x はトランザクションＴ_iが読み出しデータ項目ｘ
を持つことを表し、またｗ_i x はトランザクションＴ
_iが書き込みデータ項目ｘを持つことを表す。トランザ
クションはまたトランザクション終了のイベントを持
つ；ｅ_iはＴ_iが終了したことを表す。

【００８８】〔公理〕２．トランザクションＴ_iは正確にただ１つのイベント
ｅ_iを持つ。１つの値が次のようにｅ_iに割り当てられ
る：トランザクションが「コミットされる」ならば、そ
してその時に限り、ｅ_i＝ｃ；トランザクションが「ア
ボートされる」ならば、そしてその時に限り、ｅ_i＝ａ
である。ｅ_i＝ｃ又はｅ_i＝ａであるときに、ｅ_iをそ
れぞれｃ_i又はａ_iと書くことができる。

【００８９】３．任意の演算ｐ_i x すなわちｒ_i x
又はｗ_i x に対してｐ_i x ＜_iｅ_i である。

【００９０】〔定義〕４．データ項目ｘに対する２つの演算ｐ_i x 及びｑ_j
x は、ｐ_i x がｗ_i x であるか又はｑ_j x がｗ
_j x であるならば、「コンフリクティング」である、
という。

【００９１】５．トランザクションの集合Ｔ「の上の完
全履歴」Ｈとは、次の公理６, ７及び８により定義され
る関係＜_Hを持つ部分オーダである。

【００９２】〔公理〕６．Ｔ_iがＴ中にあり、且つ event_a＜_i event_bなら
ば event_a＜_H event_b である。

【００９３】７．Ｔ_{i ,}Ｔ_jがＴ中にあるならば、任意
の２つのコンフリクティングな演算ｐ_i x , ｑ_j x
に対してｐ_i x ＜_Hｑ_j x であるか又はｑ_j x ＜_Hｐ_i x である。

【００９４】８．Ｔ_{i ,}Ｔ_jをＴ中のトランザクション
とし、ｑ_j x を任意の演算とするとき、もしｗ_i x
＜_Hｑ_j x ならば、ｅ_i＜_Hｑ_j x であるか又はｑ_j x ＜_Hｅ_i である。（この公理により履歴の意味論の一意的な定義
が与えられる、何故ならばもしｅ_i＝ａであればｗ_i x
の効果は実行されない、すなわちｅ_i後にｘを読み出
すことは結果的にｗ_i x の直前に存在したｘの値を読
み出すことだからである。）（注：＜_Hの添字Ｈは前後関係から分かるときには省略
してよい。）

【００９５】〔定義〕９．「履歴」とは完全履歴の任意の「プレフィクス」で
ある。集合Ｓ上の部分オーダＰの「プレフィクス」と
は、次の特性ｂ∈Ｓ’且つａ＜_pｂならば、そのとき更にａ∈Ｓ’ ａ, ｂ∈Ｓ’ならば、ａ＜_p'ｂのとき、そしてそのとき
に限りａ＜_pｂを持つ集合Ｓ’⊆Ｓ上の部分オーダＰ’である。

【００９６】10．それぞれコンフリクティングな演算ｑ
₂ x , ｐ₁ x に対してｐ₁ x ＜ｑ₂ x であるならば、そしてそのときに限り、トランザクショ
ンＴ₂はトランザクションＴ₁と「コンフリクトであ
る」という。

【００９７】11．ｐ₁ x がｗ₁ x であり、ｑ₂ x
がｗ₂ x であれば、Ｔ₂はトランザクションＴ₁と
「wwコンフリクトである」という。

【００９８】12．ｐ₁ x がｗ₁ x であり、ｑ₂ x
がｒ₂ x であれば、Ｔ₂はトランザクションＴ₁と
「wrコンフリクトである」という。

【００９９】13．ｐ₁ x がｒ₁ x であり、ｑ₂ x
がｗ₂ x であれば、Ｔ₂はトランザクションＴ₁と
「rwコンフリクトである」という。

【０１００】14．２つの履歴Ｈ及びＨ’が共にトランザ
クションＴの同一の集合上で定義され、且つ（部分的に
実行されたトランザクションに対し）同一のトランザク
ション・イベントから成り、それぞれがＴ中にある任意
の「コミットされた」トランザクションＴ_i，Ｔ_jの
「コンフリクティングな」演算ｐ_i x ，ｑ_j x に対
して、ｐ_i x ＜_H'ｑ_j x である時且つその時に限り
ｐ_i x ＜_Hｑ_j x であるならば、そしてそのときに
限り、２つの履歴Ｈ及びＨ’の間には「コンフリクト等
価」が存在する、又は２つの履歴はコンフリクト等価で
ある（すなわち、Ｈ及びＨ’はコミットされたトランザ
クションの演算間で、同一のコンフリクトを持つ）、と
いう。

【０１０１】15．トランザクション集合Ｔ中の任意の２
つのトランザクションＴ_i，Ｔ_jに対し、次に命題：
「ｐ_i x ＜_Hｑ_j x であるならば、Ｈ中のその他の
すべての演算ｓ_i u ，ｔ_j v に対してｓ_i u ＜_H
ｔ_j v である。」が真であるあるならば、そしてその
ときに限り、トランザクション集合Ｔ上の履歴Ｈは「直
列」である（すなわち、Ｔ_iのすべての演算はＴ_jのす
べての演算に先行する）、という。

【０１０２】16．履歴は、ある直列履歴にコンフリクト
等価であるならば、そしてそのときに限り、「直列可
能」(SER) である。

【０１０３】17．Ｔが、Ｈ中のすべてのアボートされな
い（すなわちコミットされ且つ不完全な）トランザクシ
ョンの集合であり、また（ＴｘＴの部分集合）Ｃが、Ｔ
中の任意の２つのトランザクションＴ₁，Ｔ₂に対しＴ
₂がＴ₁とコンフリクトである時且つその時に限りＴ₁
からＴ₂に対しエッジが存在するようなトランザクショ
ン・コンフリクトを表すエッジの集合であるならば、履
歴Ｈ, SG(H) の「直列可能化グラフ」は有向グラフ SG
(H)＝（Ｔ, Ｃ）である。履歴Ｈ, CSG(H)の「コミット
されたトランザクションの直列可能化グラフ」とは、す
べてのコミットされたトランザクションをノードとして
持ち且つすべてのそれぞれのエッジを持つSG(H) の部分
グラフである。履歴Ｈ, USG(H)の「決定されていないト
ランザクションの直列可能化グラフ」とは、すべてのコ
ミットされない（すなわち不完全な）トランザクション
をノードとして持ち且つすべてのそれぞれのエッジを持
っているSG(H) の部分グラフである。

【０１０４】〔直列可能化定理〕 18．履歴Ｈは、CSG(H)がサイクル・フリーであるとき、
そしてそのときに限り、「直列可能」(SER) である。

【０１０５】〔定義〕 19．履歴Ｈ中の任意のトランザクションＴ₁，Ｔ₂に対
して、Ｔ₂がトランザクションＴ₁とrwコンフリクトで
あるときには常に、Ｔ₁がコミットされた後にのみＴ₂
がコミットされるならば、そしてそのときに限り、履歴
Ｈは「回復可能」(REC) である、という。形式的には：ｗ₁ x ＜ｒ₂ x 且つｅ₂＝ｃとはｅ₁＜ｅ₂ 且つｅ₁＝ｃ又はｅ₁＜ｒ₂ x 且つｅ₁＝ａを意味する。

【０１０６】20．履歴Ｈ中の任意のトランザクションが
コミットされたトランザクションのみによって書き込ま
れたデータを読み出すならば、そしてそのときに限り、
履歴Ｈは「カスケーディング・アボートを避ける」(AC
A) 、という。Ｔ₁，Ｔ₂を履歴Ｈ中の任意の２つのト
ランザクションとすると、次の式がこの概念の形式的表
現である：ｗ₁ x ＜ｒ₂ x とはｅ₁＜ｒ₂ x を
意味する。

【０１０７】21．Ｔ₁，Ｔ₂を履歴Ｈ中の任意の２つの
トランザクションとする。ｐ₂ xはｒ₂ x かｗ₂ x
かのどちらかであるとし、もしｗ₁ x ＜ｐ₂ x であ
るならばｅ₁＜ｐ₂ x であるとき、そしてそのときに
限り、履歴Ｈは「ストリクト」(ST)である（ストリクト
な性質を持つ）という。

【０１０８】〔定理〕 22．記号⊃がストリクトな包含関係を表すものとすれ
ば、 REC ⊃ACA ⊃ST である。（この定理は定義から直ちに出てくる。）

【０１０９】〔定義〕 23．「２フェーズ・ロッキング(2PL) 」とは、２種類の
ロックすなわち「書き込みロック」及び「読み出しロッ
ク」を行う直列可能化メカニズムである。これはトラン
ザクションの２つのフェーズ、すなわち最初のロックが
要求されるフェーズと２番目のロックが解放されるフェ
ーズ、の経過を分割することから成る。

【０１１０】24．Ｈ中のトランザクションＴ₁，Ｔ₂の
それぞれ任意のコンフリクティングな演算ｐ₁ x ，ｑ
₂ x に対して、ｐ₁ x ＜ｑ₂ x ならばｅ₁＜ｑ₂ x となるならば、そしてそのときに限り、履歴は、強ストリクト
２フェーズ・ロッキング(S-S2PL)である。（注：２フェ
ーズ・ロッキング・メカニズムにより生成され得るなら
ば、履歴は２フェーズ・ロッキングである。ストリクト
２フェーズ・ロッキングは、あるトランザクションのた
めになされた「書き込みロック」がその終了まで解放さ
れないことを要する；だがしかし、読み出しロックはも
っと速い時期、２フェーズ・ロッキング・メカニズムの
第１フェーズの終了時に解放され得る。強ストリクト２
フェーズ・ロッキングは、トランザクションが終了する
前に（該トランザクションがコミットされているか或い
はアボートされているかどちらかの時）すべてのロック
が悉くは解放されないことを要する。強ストリクト２フ
ェーズ・ロッキングは、トランザクションが終了するま
でに該トランザクションによりアクセスされるデータ項
目上の任意のコンフリクティングな演算をブロックす
る。）

【０１１１】25．ある状況の下で１つのトランザクショ
ン中のイベントが「他の」トランザクション中の一定の
イベントの起きるまで遅延させられるならば、メカニズ
ムは「ブロッキング」である、という。

【０１１２】26．履歴特性がブロッキングなメカニズム
のみにより実施され得るならば、該履歴特性は「本来的
にブロッキング」である、という。

【０１１３】27．履歴特性が何らかの非ブロッキングな
メカニズムにより実施され得るならば、該履歴特性は
「非本来的にブロッキング」である、という。（注：直
列可能化と回復可能化とは共に、非本来的にブロッキン
グである、何故ならばそれらは、違反トランザクション
が終了前の任意の時に該違反トランザクションをアボー
トすることにより、常に保証され得るからである。トラ
ンザクションが相互のイベントをブロックすることなし
に走り且つ直列可能化やその他任意の所望の特性が違反
されたら終了時のみにアボートされる場合に、このよう
な理解が「最適並行性制御」の基礎である。これとは反
対に、２フェーズ・ロッキング及びACA は本来的にブロ
ッキングである。）

【０１１４】28．トランザクションが「アボートされて
いる」か又は「コミットされている」かのいずれかであ
れば、そしてそのときに限り、該トランザクションは
「決定されている」という；そうでなければ該トランザ
クションは「決定されていない」という。

【０１１５】29．決定されていないトランザクションが
その処理を完了し、コミットされるか又はアボートされ
るかのいずれかが用意されていれば、そしてそのときに
限り、該決定されていないトランザクションは「準備完
了」である、という；そうでなければ該決定されていな
いトランザクションは「能動」である、という。

【０１１６】30．トランザクションが「準備完了」であ
るか又は「能動」であるかのいずれかであれば、そして
そのときに限り、該トランザクションは「決定されてい
ない」という。

【０１１７】〔コミットメント・オーダリングの定義〕 31．コミットされたトランザクションＴ₁，Ｔ₂のそれ
ぞれ任意のコンフリクティングな演算ｐ₁ x ，ｑ₂ x
に対して、ｐ₁ x ＜ｑ₂ x ならばｅ₁＜ｅ₂となるならば、そしてそのときに限り、履歴は「コミットメン
ト・オーダリング」特性を持つ（又は CO である）とい
う。形式的には：ｅ₁＝ｃ且つｅ₂＝ｃであり、またｐ₁ x ＜ｑ₂ x
であるならば、ｅ₁＜ｅ₂となる。

【０１１８】〔コミットメント・オーダリング定理〕3
2．SER ⊃CO（すなわち、コミットメント・オーダリン
グであれば直列可能である。）証明：履歴Ｈは CO とし、また、…→Ｔ_i→…→Ｔ_j→
…は CSG(H) 中の（有向）路とする。路の上のオーダに
ついて CO の定義及び帰納法θを用いれば、ｃ_i＜ｃ_j
であることは直ちに分かる。茲でＨは、SER ではないと
する。直列可能化定理（項目18．を参照）により（一般
性を失うことなく） CSG(H) 中に閉路Ｔ₁→Ｔ₂→…→
Ｔ_n→Ｔ₁が存在する。先ず始めに上記のＴ_i，Ｔ
_jを、それぞれＴ₁，Ｔ₂とする（上記の路の適当なプ
レフィクスを考えよ）。そうすると上述によりｃ₁＜ｃ
₂となる。次にＴ_i，Ｔ_jを、それぞれＴ₂，Ｔ₁とす
る（上記の路の適当なサフィクスを考えよ）と、ｃ₂＜
ｃ₁となる。しかしながら、関係 "＜" は非対称である
から、この両者は矛盾する。従って、CSG(H)は非巡回的
であって、Ｈは直列可能化定理によりSER である。そこ
で次の直列可能な非CO履歴を検証し、包含関係はストリ
クトである：ｗ₁ x ｗ₂ x ｃ₁ｃ₂、という結論に
達する。

【０１１９】〔定義〕 33．「タイムスタンプ・オーダリング」(TO)並行性制御
メカニズムは直列可能性を具え、各トランザクションＴ
_iに付随するタイムスタンプ ts(Ｔ_i) （１つの実数）
に立脚する；タイムスタンプはディスティンクトであ
る。

【０１２０】〔タイムスタンプ・オーダリング規約〕 34．任意の「コミットされた」トランザクションＴ₁，
Ｔ₂それぞれの任意の２つのコンフリクティングな演算
ｐ₁ x ，ｑ₂ x に対して、 ts(Ｔ₁) ＜ ts(Ｔ₂) であればｐ₁ x ＜ｑ₂ x である。（注：タイムスタンプ・オーダリングは
（Ｔ₁，Ｔ₂のすべての演算が行われた「後に」Ｔ₁又
はＴ₂のどちらかをアボートすることにより実現できる
から）非ブロッキングであり、且つ並行性制御に基づく
最適タイムスタンプ・オーダリングに対する基礎と、並
びにメカニズムに基づくブロッキング・タイムスタンプ
・オーダリングに対する基礎とを具える。）

【０１２１】〔ブロッキング・タイムスタンプ・オーダ
リング規約〕 35．「任意の」トランザクションＴ₁，Ｔ₂それぞれの
任意の２つのコンフリクティングな演算ｐ₁ x ，ｑ₂
x に対して、 ts(T₁) ＜ ts(T₂) であればｐ₁ x ＜ｑ₂ x である。（注：このブロッキング・タイムスタンプ・オ
ーダリング規約は、トランザクションがコミットされて
いるか否かに拘らずコンフリクティングな演算はタイム
スタンプス・オーダに従ってスケジュールされることを
要する。）

【０１２２】〔タイムスタンプ・コミットメント・オー
ダリング規約〕 36．コンフリクティングな演算に関する任意の２つの
「コミットされた」トランザクションＴ₁，Ｔ₂に対し
て、 ts(Ｔ₁) ＜ ts(Ｔ₂) であればｅ₁＜ｅ₂ である。形式的には：ｅ₁＝ｃ且つｅ₂＝ｃであり、ま
た、ｐ₁ x ，ｑ₂ x はコンフリクトであり、更にま
た、 ts(Ｔ₁) ＜ ts(Ｔ₂) であるならば、ｅ₁＜ｅ₂
となる。

【０１２３】〔定理〕 37．履歴が、タイムスタンプ・オーダリング規約 (項目
34.)とタイムスタンプ・コミットメント・オーダリング
規約 (項目36.)と双方に従うメカニズムにより生成され
るならば、そしてそのときに限り、該履歴はコミットメ
ント・オーダリング特性を持つ。（注：この定理の意味
は、もしタイムスタンプ・コミットメント・オーダリン
グ(TCO) 規約が任意のタイムスタンプ・オーダリング・
メカニズムにより実現すれば、そのときはコミットメン
ト・オーダリング特性を持つ履歴のみが生成される、と
いうものである。TCO 規約は、タイムスタンプ・オーダ
に従うことが必要なときにコミットメント・イベントを
遅延させることにより容易に実現できる。）

【０１２４】〔定義〕 38．「トランザクション終了スケジューラー」(TTS) と
は、準備完了トランザクションの集合をモニターし、ど
のトランザクションを何時、コミット又はアボートする
かを決定するコンポネントである。多重資源管理者環境
では、このコンポネントはその資源管理者のために「ア
トミック・コミットメント」手順に参加し、各当該トラ
ンザクション用のアトミック・コミットメントを介して
到達した決定の実行を（それぞれの資源管理者内部で）
制御する。

【０１２５】39．コミットメント・オーダリング・トラ
ンザクション終了スケジューラー(COTTS) は次の手順又
はこれと同等の手順を実行する：(a) COTTS は、すべて
の「決定されない」トランザクションの直列可能化グラ
フ，USG を維持する。RMにより処理された新トランザク
ションの各々は、USG 内の新しいノードとして反射す
る；もし有向エッジ（２つのトランザクション間のエッ
ジがいくつかのコンフリクトを表すかも知れないが）に
より反射されるならば、USG 内のトランザクション間の
各コンフリクトである。UTを履歴Ｈ中のすべての決定さ
れないトランザクションの集合とし、Ｃ(UTxUTの部分集
合）をUT内のトランザクション間の有向エッジの集合と
するとき、USG(H)＝(UT,C)である。Ｔ₂がＴ₁とコンフ
リクトであれば、そしてそのときに限り、Ｔ₁からＴ₂
へのエッジが存在する。USG はコミットするまですべて
の演算のコンフリクトを反射する。（将来のコミットメ
ント・オーダリング違反を防止するため）Ｔをコミット
する結果としてのアボートされたトランザクションの集
合は： ABORT_CO (T)＝｛Ｔ′｜Ｔ′→ ＴがＣ中にある｝として定義される。COTTS は、次のステップを繰り返し
実行する： (a) USG 内の任意の準備完了トランザクション（すなわ
ち処理を終了したトランザクション）Ｔを（任意の判断
基準を用いて、恐らくは各トランザクションに割当てら
れた優先度によって；優先度はトランザクションがUSG
内に在る限りダイナミックに変動し得る）選定する； (b) 集合 ABORT_CO(T) 内のすべてのトランザクション、
すなわちＴへ行くエッジを持つUSG 内の総てのトランザ
クション（「準備完了」のものも「能動」のものも共
に）をアボートする； (c) すべての「決定された」トランザクション（Ｔ及び
アボートされたトランザクション）をグラフから除去す
る（それらは定義によりUSG に属さない）。

【０１２６】40．コミットメント・オーダリング・トラ
ンザクション終了スケジューラー(COTTS) は、コミット
メント・オーダリング(CO)特性を持つ履歴を生成する。証明：これは、空履歴Ｈ_O及び空グラフ USG_O＝ USG(
Ｈ_O) から出発して、COTTS による繰り返し回数の帰納
法により証明される。Ｈ_Oは CO である。繰り返しｎb
の後に生成された履歴Ｈ_nは CO であると仮定する。
（そのUTコンポネント内の） USG_nは、Ｈ_n内のすべて
の決定されないトランザクションを含む。次に、更にも
う１回の繰り返し,(n+1)番目を実行し、 USG_n内で（一
般性を失うことなく - wlg）トランザクションＨ₁をコ
ミットする。Ｈ_n+1は、Ｈ_n中のすべてのトランザクシ
ョン、及びｎ番目のステップ完了後に生成された（そし
てUSG_n+1内に在る）新しい（決定されていない）トラ
ンザクションを含む。繰り返し(n+1) を完了した後に次
の場合を検証する： (a) Ｈ₂，Ｈ₃を（wlg で）Ｈ_n中の２つのコミットさ
れたトランザクションとする。帰納法の仮定によりＨ_n
は CO であるから、もしＴ₃がＴ₂とコンフリクトであ
るならば、そのときｃ₂＜ｃ₃である。 (b) Ｈ_n中の、Ｔ₁とはコンフリクトである（以前に）
コミットされたトランザクションＴ₂の各々に対し、ｃ
₂＜ｃ₁である。Ｈ_n+1中のコンフリクティングなコミ
ットされたトランザクションの一対の、すべての可能性
が上述の場合で尽きている。従って、Ｈ_n+1は CO であ
る。（注： USG内のいかなるサイクルにも入っていない
トランザクションがあるならば、他のいかなるトランザ
クションからもエッジのないトランザクションＴが存在
する。 ABORT_CO(T) が空であるから、他のいかなるトラ
ンザクションをもアボートすることなしに、Ｔはコミッ
トされ得る。もし USG内のすべてのトランザクションが
サイクル上にあれば、少なくとも１つのトランザクショ
ンがアボートされなければならない。この状態は一般的
ではないように思われる。多重RM環境の下で、もし RM
(TTS) がコミットされるべきトランザクションを自分自
身で選択しないで、USG 内のあるトランザクションをコ
ミットするよう（アトミック・コミットメント・プロト
コルを介して）要請を受けるならば、Ｔが（COTTS によ
って）コミットされたとき、 ABORT_CO(T) 内の、すなわ
ちＴへのエッジをもつ総てのトランザクションがアボー
トされることを要する。TTS は直ちにＴをコミットする
ことを選択できる（「遅延を伴わない非ブロッキング」
アプローチ）。もう１つのアプローチ（「遅延を伴う非
ブロッキング」）が所与の時間だけコミットメントを遅
延させる。遅延の間に、集合 ABORT_CO(T) はだんだん小
さくなるか、又は空になる。もしＴが準備完了状態にあ
るならば、集合は増加することができない。直ちにコミ
ットするか又は所与の時間だけコミットメントを遅延さ
せる（それがアボートをもたらす）代わりに、TTS は、
ABORT_CO(T) 内のすべてのトランザクションが決定され
るまで、Ｔのコミットメントを「ブロック」することが
できる。しかし、もし環境中のもう１つの RM が同様に
ブロックすると、それはグローバルなデッドロックをも
たらすかも知れない。

【０１２７】〔定義〕 41． CORTTS というのは、COであり且つ回復可能である
履歴を生成するCOTTSである。 CORTTS は増強直列可能
化グラフ wr-USG を維持する：すなわち、 UTを履歴Ｈ
中のすべての決定されていないトランザクションの集合
とし、またＣをUT 内のトランザクション間のエッジの
集合とするとき wr-USG(Ｈ) ＝ (UT, Ｃ, Ｃ_wr) である。ＴがＴ₁と非"wr"コンフリクトであるのみなら
ば、そしてそのときに限り、Ｔ₁からＴ₂へのＣエッジ
がある。Ｃ_wrは同様に wr コンフリクトであるUT内のト
ランザクション間のエッジの集合である。Ｔ₂がＴ₁と
wrコンフリクトである（そして恐らく他のタイプのコン
フリクトでもある）ならば、そしてそのときに限り、Ｔ
₁からＴ₂へのＣ_wrエッジがある。ＣとＣ_wrとはばらば
らである。（将来のコミットメント・オーダリング違反
を防止するため）Ｔをコミットした結果としてのアボー
トされたトランザクションの集合は： ABORT_CO(T) ＝｛Ｔ′｜Ｔ′→ ＴがＣ又はＣ_wr中にあ
る｝と定義される。此処での ABORT_CO(T) の定義は、COTTS
に対するそれぞれの集合と意味論としては同一である。
トランザクションＴ′をアボートした結果としての、回
復可能性によるアボートされたトランザクションの集合
は：

【数１】と定義される。この定義は回帰的であることに留意され
たい。これはカスケーディング・アボートの性質をよく
反映している。 CORTTS は次のステップを繰り返す：
(a) いかなる到来Ｃ_wrエッジも持たない（すなわち ABO
RT_CO(T) 内の任意のトランザクションＴ′に対してＴが
ABORT_REC(T′) 内にないような；これは後にＴ自身を
アボートする必要を避けるため）wr-USG内の任意の「準
備完了」トランザクションＴを選定し、それをコミット
する；(b) ABORT_CO(T) 内のすべてのトランザクション
Ｔ′（「準備完了」のものも「能動」のものも共に）を
アボートする；(c) 以前のステップでアボートされた各
Ｔ′に対して ABORT_REC(T′)内のすべてのトランザク
ションＴ″（「準備完了」のものも「能動」のものも共
に）をアボートする（カスケーディング・アボート）；
(d) すべての「決定された」トランザクション（Ｔ及び
すべてのアボートされたトランザクション）をグラフか
ら除去する。（注：各繰り返しの間、wr-USGはコミット
するまですべての演算のコンフリクトを反射する。）

【０１２８】〔定理〕 42． CORTTS は CO で且つ回復可能な履歴を生成する。証明： CORTTS は、各繰り返し中に（回復可能性の要求
により）更に余分のトランザクションをアボートすると
いう点で COTTSと異なるのみであるから、定理40により
COである。回復可能性を冒し得るすべてのトランザクシ
ョン（すなわち ABORT_CO(T) 内の各アボートされたトラ
ンザクションＴ′に対する ABORT_REC(T′) 内のトラン
ザクション）、換言すればアボートされたトランザクシ
ョンがアボートされる前に書き込んだデータを読み出す
トランザクション、は各繰り返し中にアボートされるか
ら、生成された履歴は回復可能である。（注： CORTTS
は、 COTTSについての上述の注で論じたものと類似の結
果と共に、「遅延を伴わないで非ブロッキングな、そし
て遅延を伴いブロッキングな」TTS として実現され得
る。）

【０１２９】〔系〕 43．COTTS は直列可能な履歴を生成する。

【０１３０】44．CORTTSは直列可能であり且つ回復可能
な履歴を生成する。

【０１３１】45．COTTS 及び CORTTS に基づく非ブロッ
キング・スケジューラーは、デッドロック・フリーの実
行のみを生成する。（注：上記TTS は資源アクセス演算
のスケジューリングのための任意の資源アクセス・スケ
ジュール(RAS) と組合せることができる。 TTSとRAS と
がともに「非ブロッキング」であれば、組合せたメカニ
ズムもまた非ブロッキングであり、従って「デッドロッ
ク・フリー性」が保証される。もし更に他の履歴特性を
設けるために（TTS による）何らかのフィルタリングが
要求されるなら、１つのRAS と１つのTTS との組合せで
上記のRAS の１つを置き換えることができる。この場合
にはフィルタリングTTS はトランザクションをアボート
することのみ出来る。しかし、上記CO TTSが直列可能性
を保証しているから、もしRAS が直列可能な履歴を生成
するのなら、それは問題ではないのである。この組合せ
メカニズムは次のように実行する：先ず始めに、トラン
ザクションはRAS(又は TTSを伴うRAS)により制御され
る。アボートされない準備完了のトランザクションは、
COTTS によってコミットされる候補と考えられる、また
トランザクションは、もしCO TTSの条件に反していれば
アボートされる。もし上記スケジューラーがS-S2PLに基
づくものならば、代表的CO TTSのUSG はエッジを全く持
たないことに留意されたい。このことは、CO TTSによる
アボートが期待通り必要ない、そしてCO TTSは不要であ
ることを意味する。これは１つの極端な場合である。関
係するトランザクションの性質に従って所望のスケジュ
ールのパターンやシステムの行動を設定するため、他の
タイプのスケジューラーがそれぞれのUSG の他の特性を
導入することが出来る。組合せCCメカニズムが回復可能
性を保証するならば COTTSで十分である（回復可能性は
継承されているのだから、CORTTSは必要ない）というこ
とにも留意されたい。スケジューラーがタイムスタンプ
・オーダリング(TO)に基づくもので、COが望まれるとき
には、USG を独立に設定するより寧ろ既存のデータ構造
を活用することができる。この場合には、タイムスタン
プ・コミットメント・オーダリング規約に従うことによ
り、COが設定できる。

【０１３２】〔定義〕 46．「環境」とは、多数の資源管理者(RMs) を持つ分散
サービス・システムであり、そこではトランザクション
が「関与する」RMs の任意の部分集合に跨がることので
きるものである。環境中の各RMは「識別子」（例えば、
RM 2）を持つ。イベントは、トランザクションの識別子
と RM の識別子との両方で修飾される。（例えば、ｗ
_3,2 ｘというのは、トランザクションＴ₃のための R
M 2 によるデータ項目の書き込み演算を意味する。）

【０１３３】〔公理〕 47． j≠l とし、ｐ_i,j x ，ｑ_k,l y が（それぞれ
RM j及びRM lによる）演算であるならば、ｘ≠ｙであ
る；すなわちこれらの演算がコンフリクトすることはあ
り得ない。

【０１３４】〔定義〕 48．グローバルなトランザクションＴ_iは、１つ又はそ
れ以上の「ローカルな部分トランザクション」から成
る。ローカルな部分トランザクションＴ_i,jは、RM jの
制御の下に、Ｔ_iがアクセスすることを要する「すべて
の」データにアクセスし、またこれらのデータ項目「の
みに」アクセスする（換言すれば、そのイベントはすべ
てｊで修飾される）。ローカルな部分トランザクション
はトランザクションの定義を遵守する。ローカルな部分
トランザクションはトランザクションの「地位」を持
つ。

【０１３５】49．「ローカルな履歴」は単一の RM で生
成され、そのローカルな部分トランザクションの集合上
で定義される。ローカルな履歴は前出の履歴の定義を遵
守する。Ｈ_iは関係＜_Hiを用いてRM iにより生成された
履歴である。（注：分散された環境中でアトミック性を
保証するために「アトミック・コミットメント」(AC)プ
ロトコルが用いられる。）

【０１３６】50．毎回トランザクションが決定する次の
一般的スキームを、ACプロトコルが遂行する：各関与す
るRMは、それぞれのローカルな部分トランザクションが
「準備完了」状態に到達した後、“イエス”か又は“ノ
ー”のいずれか（但し両方ということはない）の投票を
する、或いは「準備完了」状態に到達できないときは
“ノー”の投票をする。トランザクションは、全部のRM
が“イエス”と投票したなら、そしてそのときに限り、
全RMによりコミットされる。（注：2PC というのは、AC
の特別な場合である。失敗及び回復の問題は此処では取
り扱わない。）ACが使用されるという事実は、分散され
たトランザクションが単一のコミット・イベントを持つ
と仮定する（これは現実には必ずしも常に保証されてい
ないが）ことを許容する。しかしこれはアボートに対し
ては成り立たない。例：次の２つのトランザクションは共にデータ項目ｘ及
びｙにアクセスする。ｘ，ｙはそれぞれRM 1, RM 2の制
御下にある。Ｔ₁とＴ₂及びそれらのローカルなトラン
ザクションは次の通りである：

【数２】 RMは次の（ローカルな）履歴Ｈ₁及びＨ₂を生成する：

【数３】履歴Ｈ₁はコミットメント・オーダリングに違反し、そ
れは結果として（グローバルな）直列可能性に反するこ
とになる、ということに留意されたい。それぞれのグロ
ーバルな履歴Ｈは次のオーダー関係により記述される：

【数４】

【０１３７】51．任意の履歴特性Ｘに関して、環境内の
各RM iに対しＨ_i(RM i の履歴) がＸであるとき、そし
てそのときに限り、（グローバルな）履歴ＨはLocal-Ｘ
である（ローカルにＸである）という。

【０１３８】〔定理〕 52．Ｘが次の特性：REC, ACA, ST, CO, S-S2PL のいず
れかであるとすると、履歴がLocal-Ｘであれば、そして
そのときに限り、該履歴はＸである（グローバルにＸで
ある）。換言すれば、Local-Ｘ＝Ｘである。証明：Local-Ｘの定義、公理47、及びREC, ACA, ST, C
O, S-S2PLの定義から明らかである。

【０１３９】〔定理〕 53．Ｘが次の特性：SER, 2PL, S2PLのいずれかであると
すると、Local-Ｘであることは必ずしも履歴がＸである
ことを意味しない。換言すれば、Local-Ｘ⊃Ｘである。証明：Ｈを上掲の例中の履歴とする。Ｈ₁及びＨ₂が共
にSER, 2PL, S2PLであるから、履歴ＨはLocal-SER, Loc
al-2PL且つLocal-S2PLである。しかしＨはSER, 2PL又は
S2PLではない。CSC(Ｈ) はサイクルを持つ、故にＨは S
ERではない。もしそれが 2PLなら、それはまた SERでも
ある。これは矛盾である。

【０１４０】〔定理〕 54． SER⊃Local-CO. 換言すれば、履歴がLocal-COであ
れば、それはグローバルに直列可能である。この定理は
コミットメント・オーダリング定理と定理52とから導か
れる。（注：Local-COは、任意のタイプのCOメカニズムを用い
て、RMにより維持することができる。）

【０１４１】〔定義〕 55．「恒久リスク」(PR)トランザクションとは、コミッ
トされた時に直列可能化に反する可能性の原因となるこ
とがあり、その状態に永久に留まるようなトランザクシ
ョンをいう。PR特性は資源管理者に係わるものである。
上記の要求条件は、環境中の各RMが次のコミットメント
戦略(CS)を遂行しなければならないことを意味する：決
定されたトランザクションを持たない履歴から出発し
て、任意の準備完了トランザクションがコミットされる
（RMは、通常はACプロトコルを介してあるトランザクシ
ョンをコミットするよう求められる）。PRであるその他
のすべてのトランザクションはアボートされる。（茲
に、資源は不必要に保持されないという、明示されない
公理が仮定されている。さもなければ、PRトランザクシ
ョンはマークされ、永久に決定されないままに留め置か
れ得る。）その次に、直列可能化に反する原因となり得
ないもう１つの（任意の）トランザクションがコミット
される。再度、全PRトランザクションがアボートされ
る、等々。

【０１４２】〔定理〕 56．もし環境中の各RMに対しローカルな直列可能化情報
のみが入手でき、またアトミック・コミットメントが用
いられるとすれば、グローバルな直列可能性を保証する
ためには、各RMに対してCSが必要な戦略になる。CSはロ
ーカルにCO履歴（Local-CO中のグローバルな履歴）を生
成する。証明：直列可能化定理によれば、直列可能化グラフは直
列可能性に関するすべての必要な情報を与える。各RM、
例えばRM iは、そのローカルな直列可能化グラフSG
_i（それはすべてのコミットされ且つ決定されないトラ
ンザクションのみを含む）及びその（コミットされたト
ランザクションのみを含む）部分グラフ CSG_iと（すべ
ての決定されないトランザクションを含む）部分グラフ
USG_iとを「知っている」ものとする。また、（ACに基
づいて）各RMは、“イエス”と投票したなら且つトラン
ザクションに関与する他のすべてのRMs が“イエス”と
投票したこと及びその結果トランザクションをコミット
するであろうことを「知っている」なら、そしてそのと
きに限り、トランザクションをコミットしたものとす
る。各RMにとっての目標は、グローバルなサイクルを造
り出すかも知れない(CSG _i中のローカルなサイクルはRM
iによって消去される) いかなる行動をも避けることに
よりサイクル・フリーな（グローバルな）CSG （コミッ
トされたトランザクションの直列可能化グラフ）を保証
することである。先ず第一に、CSは次の理由で当然必要
である：PRトランザクションは（定義により）永久にPR
のままだから、それがコミットされることはあり得ない
で、アボートされてフリー資源とならなければならな
い。これに反して、直列可能化違反の原因となることの
できない任意の準備完了トランザクションはコミットさ
れ得る。次に、CS遂行中に、恒久リスク(PR)トランザク
ションを識別することが必要である。このことは、各RM
がCOTTS として動作するという意味であることを示そ
う。各RMはつぎのようにCSを遂行する： (a) 基礎段階： CSG_iはいかなるトランザクションも含
まないと仮定する。任意の準備完了トランザクションＴ
をコミットする。Ｔをコミットするに先立ってUSG_i中
にはエッジＴ′→Ｔがあるとする。 j≠i であるような
或るRM jの或るUSG_j中に、エッジＴ→Ｔ′があること
は可能だが、RM iはこれを確かめることはできない。こ
のことは後にＴ′をコミットすることがCSG 中のサイク
ルの原因となり得る。Ｔをコミットすることは逆転でき
ないから（前出のトランザクション状態転移参照）、イ
ベントがこの状態を変えることはできない。従って、
Ｔ′はPRであり、RM iはこれをアボートしなければなら
ない。 (b) 帰納段階： CSG_iは少なくとも１つのトランザクシ
ョンを含むとする。準備完了トランザクションはコミッ
トされたら直列可能化違反の原因となることはあり得な
い、従って（ACを介してすべての関与するRMによりコミ
ットするという合意に達したとすれば）コミットされる
ということを示そう：任意の準備完了トランザクション
Ｔをコミットする。任意の以前にコミットされたトラン
ザクションＴ″を点検する。 j≠i であるような任意の
RM jに対して CSG_i又は CSG_j中に路Ｔ→…→Ｔ″を持
つことはあり得ない。それは、もしＴ″がコミットされ
た段階でこの路が存在するならばこの段階中でＴ″への
エッジをもつすべてのトランザクションをアボートする
とき切断されていたであろう（上記基礎段階で論じた処
により）から、また、Ｔ″がコミットされた後にＴ″へ
入って来るエッジは生成され得なかったからである。従
って j≠i であるような任意のRM jに対してCSG中の CS
G_i又は CSG_j中に路Ｔ″→…→Ｔのみが存在し得る。
これが意味するのは、Ｔ及びＴ″を通して CSG中にサイ
クルは造り出し得ない、そしてＴ″はアボートされるに
及ばない（これは戦略の失敗である）ということであ
る。次に、(USG_i中の) 決定されていないトランザクシ
ョンＴ′を検討する。Ｔをコミットするに先立って USG
_i中にはエッジＴ′→Ｔがあるとする。再び基礎段階で
論じた処によりＴ′はPRであり、（ACを介して“ノー”
と投票することにより）RMiはこれをアボートしなけれ
ばならない。Ｔ′からＴへのエッジが存在しないなら
ば、Ｔ′に関する決定はこの段階ではなされない。上述
の議論は、そこで仮定されたように帰納段階の始めにコ
ミットされたとき準備完了トランザクションが直列可能
化違反の原因となることはあり得ないことを保証し、従
って（任意の準備完了トランザクション）Ｔはコミット
された筈である。CSの遂行中にとりわけPRトランザクシ
ョンは各段階で識別されアボートされる。この遂行を検
討するとそれがCOTTS として機能したという結論に達す
る。従って定理40により関与する各RMはCO履歴を生成
し、生成された（グローバルな）履歴はローカルにCO
（Local-CO）である。上述の遂行からの唯一の可能な逸
脱は、各段階で更に別のトランザクションをアボートす
ることによるものである。そのような逸脱もやはりLoca
l-CO中に生成された履歴を維持する。

【０１４３】〔系〕 57．もしRMs が並行性制御をアトミック・コミットメン
トのみを介して調整するならば、ローカルなコミットメ
ント・オーダリングは（グローバルな）「直列可能化」
の「必要にして十分な条件」である。この系は定理52,
定理55及び定理56から得られる。

【０１４４】〔系〕 58．「グローバルなデッドロック」とは、少なくとも２
つの異なるRMによる少なくとも２つの異なるトランザク
ション中の２つ又はそれ以上の「ローカルな部分トラン
ザクション」の相互ブロッキングによって起きるデッド
ロックである。（注：コミットメント・オーダリングは
本来的にブロッキングではないから、それは非ブロッキ
ングなやり方で、例えば、アボートにより又は遅延後の
アボートにより、遂行され得る。環境中のすべてのRMの
スケジューラーが（ブロッキングであり得るものを例外
として）非ブロッキングであれば、その実行は「デッド
ロック・フリー」である。コミットメント・オーダリン
グを遂行するもう１つのやり方は、ブロッキングCOサー
ティファイア（非ブロッキングRAS 及びブロッキングTT
S を持つCOスケジューラー）を用いることによるもので
ある。もしすべてのRMに対するスケジューラーがサーテ
ィファイアであるならば、少なくとも２つがブロッキン
グであるときは（たとえ各RMがそれ自身のデッドロック
を解決するとしても) グローバルなデッドロックが起こ
り得る。この場合にはデッドロックに関係する総てのト
ランザクションは準備完了の状態にある。この事実はア
トミック・コミットメント中にデッドロックを解決する
ことを許容する。少なくともその１つがブロッキングRA
S （例えば、BTO に基づくS-S2PL.又はCO）を持つ２つ
又はそれ以上のRMのスケジューラーがブロッキングであ
れば、能動トランザクションもグローバルなデッドロッ
クに関与し得る。この場合にはアトミック・コミットメ
ント・メッセージはデッドロックの解決に十分ではな
く、ブロックの存在を信号する更に別のメッセージ（恐
らくは、AC上にピギーバックされた他のトランザクショ
ンのメッセージ) が要求される。）

【０１４５】〔結論〕「コミットメント・オーダリン
グ」は、グローバルな直列可能化を達成するやり方を、
これもやはり「デッドロック・フリー」メカニズムを通
して与える。これは、デッドロックに支配されるブロッ
キング技術間のトレードオフ、及びデッドロック・フリ
ーではあるがカスケーディング・アボートに支配される
非ブロッキングな遂行を許容する。「直列可能化」を保
証するために、「アトミック・コミットメント」の役割
を除くサービスは、もし各RMが「コミットメント・オー
ダリング」をサポートするならば、RMに亙るトランザク
ション管理の調整には必要でない。しかし、RMの調整に
アトミック・コミットメントのみが使用されるならば、
グローバルな直列可能化のためには、コミットメント・
オーダリングが「必要」である。

【図面の簡単な説明】

【図１】トランザクション処理のために形作られたディ
ジタルコンピュータのブロック線図である。

【図２】トランザクション処理を実行するための手順の
フローチャートであって、2Aは２バンクの状態メモリの
間を切り換えることにより図１のコンピュータ内でトラ
ンザクション処理を実行するための手順のフローチャー
トであり、2Bはトランザクションにより変形される状態
メモリのデータ記録のみのコピーを蓄えることによるト
ランザクション処理のための図１のディジタルコンピュ
ータを運転するための代わりの手順である。

【図３】分散されたトランザクションの矛盾するメモリ
アクセス動作に対する種々のスケジューリングの可能性
を示す図で、3Aは第１のトランザクションがコミットさ
れた後にのみ第２のトランザクションが第１のトランザ
クションの書込データを読み取ることができる場合を示
し、3Bは第１のトランザクションがコミットされる前に
第２のトランザクションが第１のトランザクションの書
込データを読み取ることができる場合を示している。

【図４】図４は本発明によるディジタルコンピュータの
構成を示す図で、図4Aは分散されたトランザクションが
矛盾するコンポーネント動作が実行される順序でコミッ
トされるコミットメント・オーダリングを強制される、
本出願の好適な一実施例により形作られたディジタルコ
ンピュータを示しており、図4Bは図4Aに示したような複
数のディジタルコンピュータを含んでいる分散された計
算システムを図解している。

【図５】図4Aのディジタルコンピュータのトランザクシ
ョン・スケジューラにより使用されるスケジューリング
手順を図解している。

【図６】トランザクション・リストの構成と、分散され
たトランザクションのコンポーネント動作の実行をスケ
ジューリングするためのトランザクション・スケジュー
ラにより使用される関連ポインタとを図解している。

【図７】矛盾するコンポーネント動作を有する分散され
たトランザクションの間のコミットメント・オーダリン
グのグラフに相当するデータ構造を図解している図式的
な図面である。

【図８】図７のデータ構造内に記憶されるデータに相当
するグラフの絵で表した図面である。

【図９】コミットメント・オーダを強制するために図７
のデータ構造を参照する手順のフローチャートである。

【図１０】コミットするトランザクションを選択する手
順のフローチャートである。

【図１１】トランザクションの準備の間に矛盾するメモ
リアクセス動作を検出するための手順である。

【図１２】書込−読取矛盾がその他の矛盾から区別され
る変形されたグラフである。

【図１３】カスケーディング・アボートを実行すること
により回復能力を保証するための回帰的手順のフローチ
ャートである。

【図１４】局所的トランザクションと広域的トランザク
ションとの両方を処理するために図4Bの多重処理システ
ム内に用いられる場合の図4Aに示したディジタルコンピ
ュータの状態図面である。

【図１５】局所的トランザクションと異なる形態での広
域的トランザクションを取り扱うコミットメント・スケ
ジューリング手順のフローチャートである。

【図１６】広域的トランザクションのコーディネータか
らの信号に応答してトランザクションをコミットし且つ
アボートするための手順のフローチャートである。

【図１７】トランザクションマネージャと資源マネージ
ャとの間の慣習的なトランザクション手順内に挿入され
る本発明を使用しているコミットメント・オーダ・コー
ディネータを示すブロック線図である。

【図１８】図17のトランザクション処理システムの状態
図である。

【符号の説明】

20 ディジタルコンピュータ 21 中央処理ユニット 22 揮発性のランダムアクセスメモリ 23 不揮発性のメモリ 24 入出力ユニット 25 リアルタイムクロック 26 プログラムメモリ 27 スクラッチメモリ領域（作業記憶装置領域） 28, 29 状態メモリのバンク 30 スイッチ記憶用記憶装置 31, 32 トランザクション記憶コード 33, 34 コミット時 81 リソースマネージャ（資源管理プログラム） 82 トランザクション・スケジューラ 83 トランザクション・リスト 84 トランザクション直列化可能性グラフ 85 コーディネータ 90 多重プロセッサシステム 91, 92, 93 ディジタルコンピュータ 94 通信チャネル 95, 96, 97 トランザクション・スケジューラ 108 ヘッドポインタ 109 テイルポインタ 110 トランザクション実行ポインタ 201 局所的ユーザ 202 コーディネータ 251 コミットメント・オーダ・コーディネータ 252 トランザクション・マネージャ 253 リソース・マネージャ 254 インタフェース 255 インタフェースの規定の部分 256 拡張インタフェース

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】“プリペア（準備）”及び“コミット（委
託）”コマンドによりグローバル・コーディネータが、
複数個のトランザクション・プロセッサと通信を行うマ
ルチプロセッサ・コンピュータを動作させるにあたり、
コンフリクト（牴触）の可能性ある構成オペレーション
を有している可能性のあるトランザクションをプロセス
するディジタル・プロセッサの動作方法において、ａ）前記トランザクションの結果を準備する、ｂ）前記トランザクションの１つが、第１オペレーシ
ョンに、前記トランザクションの他の１つの第２オペレ
ーションとコンフリクトを生ずるものがある場合で、か
つ前記コンフリクトを生ずるオペレーションに実行（パ
ーフォーマンス）の順序がある場合には、これらトラン
ザクションに対するコミットメント・オーダを決定し、
このコミットメント・オーダを、前記実行の順序と同じ
とする、ｃ）前記トランザクションの選択された１つに準備さ
れた結果をコンピュータ・システムのメモリ・ステート
にコミットを行う、ｄ）コミットメントが前記コミットメント・オーダと
相反する前記トランザクションのアボート（流産）セッ
トをアボートさせ、前記トランザクションの選択された
１つをアボートさせる、の各ステップを有してなること
を特徴とするマルチプロセッサ・コンピュータのディジ
タル・プロセッサの動作方法。
【請求項２】メモリ・ステートへのコミットメント・ス
テップはデータ・ベース・ファイルをアップデートする
ことを含む請求項１記載の方法。
【請求項３】前記メモリ・ステートへのコミットメント
工程は、データ・オブジェクトのメモリ・ステートを変
化させることを含む請求項１記載の方法。
【請求項４】当該トランザクションに割当てられる所定
の優先（プライオリティ）を比較することによって、前
記トランザクション中より選択された１つを選ぶステッ
プをさらに有する請求項１記載の方法。
【請求項５】リスト内のトランザクションにオーダ（順
位）を付すことによってトランザクション中より選択さ
れた１つを選ぶステップをさらに有する請求項１記載の
方法。
【請求項６】コーディネータよりのコミット・コマンド
に応答してトランザクション中より選択された１つを選
ぶステップをさらに有する請求項１記載の方法。
【請求項７】前記ステップｄ）でアボートされるトラン
ザクション数を最小にするためのトランザクション中よ
り選択された１つを選択するステップを含む請求項１記
載の方法。
【請求項８】コーディネータより前記トランザクション
の特定の１つを用意するリクエストを受信し、前記トラ
ンザクション中、ステップｃ）で未だコミットされない
もの、またはステップｄ）でアボートされないもの、の
何れもが前記特定のコミットメント・オーダに反するも
のが無くなる迄前記特定のトランザクションの１つの準
備完了のアクノーレッジメントを遅延させ、その後前記
トランザクションの特定の１つをコミットする請求項１
記載の方法。
【請求項９】前記の遅延が所定の時間長だけ継続したと
きは、この遅延を終了させるステップをさらに有する請
求項８記載の方法。
【請求項１０】コーディネータより終結信号を受信する
と、前記遅延を終了させるステップをさらに設けた請求
項８記載の方法。
【請求項１１】前記トランザクションの第２の１つの読
出しオペレーションは、前記トランザクションの第１の
１つがコミットされる前に、このトランザクションの第
１の１つがその書込みオペレーションによって書込れた
書込データを読出す方法において、アボートされたトラ
ンザクションによって書込まれた読出しデータを有する
すべてのトランザクションをアボートするステップをさ
らに設けた請求項１記載の方法。
【請求項１２】コンピュータ・システム内のトランザク
ションをプロセスするディジタル・コンピュータの動作
方法において、ａ）該トランザクションをプロセスするリクエストを
受信する、ｂ）該トランザクションの結果の準備を開始する、ｃ）前記トランザクションの１つが、第１オペレーシ
ョンにトランザクションの他の１つの第２オペレーショ
ンとコンフリクトするものがある場合、このトランザク
ションに対するコミットメント・オーダを決定し、前記
コンフリクトするオペレーションが実行の順序を有する
ときは、コミットメント・オーダはこの実行の順序と同
じとし、コンフリクト・オペレーションを有するトラン
ザクションに対する結果の準備中にこのコミットメント
・オーダを決定する、の各ステップを有してなるディジ
タル・コンピュータの動作方法。
【請求項１３】ダイレクト・グラフの形で前記メモリ内
に前記データを記憶し、さらに本方法は、コミットさ
れ、アボートされたトランザクションに関する前記グラ
フ・データより移動するステップを有する請求項１２記
載の方法。
【請求項１４】コーディネータより前記トランザクショ
ンの特定の１つを準備するリクエストを受信し、ステッ
プｄ）で未だコミットされない前記トランザクションの
何れも、あるいはステップｅ）でアボートされない何れ
もが、前記所定のコミットメント・オーダに相反しなく
なるまで、前記トランザクションの特定の１つの準備の
完了のアクノーレッジメントを遅延させ、その後前記ト
ランザクションの特定の１つをコミットする請求項１２
記載の方法。
【請求項１５】コンピュータ・システム内のトランザク
ションをプロセスするディジタル・コンピュータの動作
方法において、ａ）トランザクションの遂行のリクエストを受信す
る、ｂ）あるトランザクションの各オペレーションは、他
のトランザクションのコミットメントの前に、当該ディ
ジタル・コンピュータのリゾースの利用可能性によって
遂行されるように前記トランザクションのオペレーショ
ンをリアル・タイム・ベースで、スケジュールにより遂
行する、ｃ）前記トランザクションの１つがその第１オペレー
ションに、これらトランザクションの他の１つの第２オ
プレーションとコンフリクトするものがあるときはコミ
ットメント・オーダを決定し、前記コンフリクトするオ
ペレーションに遂行の順序がある場合は、このコミット
メント・オーダはその遂行の順序と同じくする、ｄ）前記コミットメント・オーダに応じて前記トラン
ザクションの選択された１つのコミットメントのエンフ
ォースメントを行う、の各ステップを有してなることを
特徴とするディジタル・コンピュータの動作方法。
【請求項１６】コーディネータが、“プリペア”及び
“コミット”のコマンドによって複数個のトランザクシ
ョン・プロセッサと通信するマルチプロセッサ・コンピ
ュータ・システムであって、コンフリクトするコンポネ
ント・オペレーションを有しているかも知れないトラン
ザクションをプロセスするディジタル・コンピュータ・
システムにおいて、ａ）あるトランザクションのオペレーションは、他の
トランザクションのコミットメントの前に、前記ディジ
タル・コンピュータ・システムのリゾースの利用可能性
に応じて遂行されるように、前記トランザクションのオ
ペレーションをリアル・タイム・ベースでスケジュール
により遂行する手段と、ｂ）これらトランザクションの１つがトランザクショ
ンの他の１つの第２オペレーションとコンフリクトする
第１オペレーションを有している場合、トランザクショ
ンのコミットメント・オーダを決定し、コンフリクト・
オーダが遂行の順番を有するときは、該コミットメント
・オーダはこの遂行の順番と同じとする手段と、ｃ）前記コミットメント・オーダに応じて前記トラン
ザクションの選択された１つのコミットメントを遂行す
る手段で、本手段は選択されたコミットメントの遅延手
段と、コミットメントが前記コミットメント・オーダと
矛盾している前記トランザクションのアボートされたセ
ットをアボートし、選択された前記トランザクションの
コミットメントを行う手段、との組合せを有してなるデ
ィジタル・コンピュータ・システム。
【請求項１７】前記遅延手段は、所定の時間長の遅延の
後に選択されたトランザクションをアボートする手段を
含む請求項１６記載のディジタル・コンピュータ・シス
テム。
【請求項１８】前記遅延手段は、未だコミットされてい
ないか、またはアボートされていないトランザクション
の何れもが、所定のコミットメント・オーダに相反しな
くなる迄、前記選択されたトランザクションの準備完了
のアクノーレッジメントを遅延させ、その後前記トラン
ザクションのうちのリクエストされたものをコミットす
る手段を含んでなる請求項１６記載のディジタル・コン
ピュータ・システム。
【請求項１９】前記コミットメント・オーダ決定手段
は、既に以前に遂行されたオペレーションとコンフリク
トするオペレーションの遂行を検出する手段を含んでな
る請求項１６記載のディジタル・コンピュータ・システ
ム。
【請求項２０】前記検出手段は、１つのトランザクショ
ンに対するメモリ・アクセス動作のアドレスと、以前に
遂行された他のトランザクションのメモリ・アクセス動
作のアドレスとを比較する手段を含む請求項１９記載の
ディジタル・コンピュータ・システム。
【請求項２１】前記アボート手段は、アボートされたト
ランザクションによって書込れたデータを読出した前記
トランザクションのすべてをアボートする手段を含んで
なる請求項１６記載のディジタル・コンピュータ・シス
テム。