JPH05216728A

JPH05216728A - データベース管理システム

Info

Publication number: JPH05216728A
Application number: JP4020969A
Authority: JP
Inventors: Kazuyoshi Negishi; 和義根岸; Kiyotaka Kibo; 清隆木保
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1992-02-06
Filing date: 1992-02-06
Publication date: 1993-08-27

Abstract

(57)【要約】【目的】本発明の目的は、データベース管理システムに
おける排他制御とメモリ制御方式に関し、特にデータを
更新する処理とデータのコピーを参照する処理をデータ
に矛盾が生じないように並行処理させることにある。ま
た、データのコピーのオーバヘッドを削減することを目
的とする。【構成】データの参照権を他からの当該データに対する
更新を許す更新権と共存できる弱い参照権に切り替える
事を実現する排他制御３と、弱い参照権を持つ処理には
データのコピーを参照させつつ、データの更新を許すデ
ータ管理２と、ロックテーブル４と、データメモリ５を
備えるようにする。【効果】メモリ管理２がデータメモリ５におけるデータ
とそのコピーを使い分けることによりデータの参照と更
新を同時に可能とした。これにより、コピーのオーバヘ
ッドが削減でき、システムの処理能力が向上する。ま
た、排他制御３がロックテーブル４によりデータに矛盾
の生じるのを防止している。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、データに対する排他制
御機能を有するデータベース管理システムに関する。

【０００２】

【従来の技術】データベース管理システムは、データの
論理アドレス（以下、「データ識別子」と呼ぶ）に対して
データを蓄積し、指定されたデータ識別子に基づいてデ
ータの参照あるいは更新をサポートする機能を持つ。さ
らに、データベース管理システムは、一連のデータ識別
子を指定したデータの更新あるいは参照を含む処理を相
互に矛盾することなく、複数並行して実行させる機能を
持つ。このような一連の処理をトランザクション（Ｔ
Ｒ）と呼ぶ。通常、ＴＲに含まれるすべての処理が適正
に行なわれた場合にのみ、そのＴＲが正常に実行された
こととし、１つでも処理にエラーが発生した場合はその
ＴＲは無効としデータは更新されないようになってい
る。

【０００３】C．J．Date著の「An Introduction to Dat
abase Systems 」Volume 2,Chapter3 Concurrency，Add
ison Wesley(1983) によれば、相互に矛盾のないＴＲの
実行とは、ＴＲの実行過程がシリアライザブルであるこ
とである。シリアライザブルとは、ＴＲを個々に順次実
行した場合と並行して実行した場合とで同一の結果を生
ずることをいう。

【０００４】また、上記文献によれば、データの更新あ
るいは参照に先立ちデータ識別子の更新ロックあるいは
参照ロックを確保し、２相ロック方式というロックの確
保開放の手順を守ることにより、ＴＲの実行過程がシリ
アライザブルとなることが示されている。ここで、２相
ロック方式とは、（１）ＴＲはデータの参照あるいは更
新の前にデータ識別子に対する参照ロックあるいは更新
ロックを確保し、(２）ＴＲはいったん１つでもロック
を開放したなら以後新たなロックを確保しない、という
方式である。ロックを確保していくシーケンスとロック
を開放していくシーケンスを２相に分けることにより、
シリアライザブルなＴＲの実行過程が実現される。

【０００５】さらに、上記文献によれば、更新ロックお
よび参照ロックの相互関係は、次の表１に示すロック種
別の相互関係表により規定される。この表１は、あるロ
ック対象（ここではデータ識別子）に対して、あるトラ
ンザクションＴが表の縦見出に対応するロックを保持し
ており、別のトランザクションＴ′が横見出に表されて
いるロックを要求した場合の結果を示す。Ｘ，Ｓ，−は
ロックの種類を示すロック種別を表し、具体的には、
Ｘ：更新ロック，Ｓ：参照ロック，−：ロックなし、を
表す。“Ｎ”は競合を表し、このときトランザクション
Ｔ′はロックの確保ができない。“Ｙ”は共存を表し、
このときトランザクションＴ′はロックの確保を許され
る。ロックを確保できなかったＴＲは、そのロックが開
放され確保が可能となるまで実行を中断し、待ち状態と
なる。

【０００６】

【表１】

【０００７】また、上記文献には第二の技術として、Ｔ
Ｒがデータを参照する前後の僅かな期間のみ参照ロック
を確保して、後は開放することにより、ＴＲ同士のロッ
クの競合を減少させ、並行して実行可能なＴＲの個数を
増加させる技術が示されている。

【０００８】さらに、公表特許公報昭和５９−501231号
によれば、データ識別子の集合に対応する複数のデータ
集合（「バージョン」と呼ぶ）を保持し、別々のバージ
ョンを複数のＴＲに対応づけて、あるＴＲからデータ識
別子を指定してデータの参照要求がなされた場合に、対
応するバージョンのデータを参照させる方式が示されて
いる。これら複数のバージョンが含むデータのデータ識
別子の集合をリレーションと呼ぶ。言い替えれば、リレ
ーションとは、あるデータ識別子の集合についての複数
のバージョンが含むデータの集合と考えてもよい。

【０００９】ＴＲは開始時にリレーションのその時点に
おける最新のバージョンと対応付けられる。またそれと
同時に、一つのＴＲによるデータ識別子を指定したデー
タの更新を以下の手順で行う方式が示されている。ま
ず、更新ＴＲは他にそのリレーションを更新するＴＲが
実行中であれば、その終了を待つ。データの更新を行う
ＴＲは、更新すべきデータ識別子のデータのコピーを新
たに作成し、そのコピーを更新する。そしてＴＲの終了
時に、ＴＲが更新要求に際して指定したデータ識別子に
関して最新のバージョンの他いおうするデータをＴＲが
更新したデータで置き換える。以後開始するＴＲ（他の
バージョンに対応付けられていないＴＲ）は当該最新バ
ージョンに対応付ける。誰からも参照されなくなったバ
ージョンのうち、最新のバージョン以外はガーベージコ
レクタにより消去する。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】ところで、データベー
ス管理システムが処理するＴＲには、大きく分けてオン
ライントランザクション（ＯＬＴＲ）とバッチトランザ
クション（ＢＡＴＲ）がある。ＯＬＴＲは、少数のデー
タ識別子によるデータの更新を行い短時間で終了するＴ
Ｒである。これに対して、ＢＡＴＲは、多数のデータ識
別子によるデータの参照を行い、その結果を少数のデー
タ識別子によるデータ更新で書き込むような、長時間を
要するＴＲである。ＢＡＴＲは、例えば全データを参照
して統計情報を算出するようなＴＲである。

【００１１】従来、ＯＬＴＲとＢＡＴＲは異なった計算
機システム上で異なったデータを対象として処理されて
きた。しかし、近年ＯＬＴＲとＢＡＴＲを同一のデータ
を対象として、同一の計算機システムで処理するニーズ
が高まっている。ここで、前記Dateの著書に示されてい
る従来の技術では、いったんＴＲが参照ロックを確保し
てしまうと、ＴＲの終了までそのロックは開放されな
い。従って、ＢＡＴＲが参照のためにロックしたデータ
識別子に対するデータをＯＬＴＲが更新しようとして
も、ＢＡＴＲの終了まで長時間待たされてしまうという
問題がある。

【００１２】一方、Dateの文献に於ける第二の技術によ
れば、ＢＡＴＲがデータ識別子によりあるバージョンを
参照した後実行中であっても、参照ロックが開放済みで
あれば、ＯＬＴＲは他に同一データ識別子によるデータ
の更新を行うＴＲが実行中でない限り、その更新が可能
である。従って、ＯＬＴＲが待たされる事はない。

【００１３】しかしながら、この第二の技術では、デー
タ識別子に対する更新ロックのみがＴＲ終了まで保持さ
れており、参照ロックに相当するものは一時的である。
そのため、例えば複数のＴＲの間で次のケース１または
ケース２のような順序でＴＲの処理が発生した場合、シ
リアライザビリティが失われてしまう。さらに、データ
識別子を指定してデータを参照したのち、再度同一のデ
ータ識別子によるデータの参照をした場合、同一のデー
タが得られるという保証はない。

【００１４】｛ケース１｝・ＢＡＴＲのＴＢがデータ識別子Ａのデータを参照・ＯＬＴＲのＴＯがデータ識別子Ａを更新ロック・ＯＬＴＲのＴＯがデータ識別子Ａのデータを更新・ＯＬＴＲのＴＯが終了・ＯＬＴＲのＴＯ′がデータ識別子Ａのデータを参照・ＯＬＴＲのＴＯ′がデータ識別子Ｂを更新ロック・ＯＬＴＲのＴＯ′がデータ識別子Ｂのデータを更新・ＯＬＴＲのＴＯ′が終了・ＢＡＴＲのＴＢがデータ識別子Ｂのデータを参照｛ケース２｝・ＢＡＴＲのＴＢがデータ識別子Ａのデータを参照・ＯＬＴＲのＴＯがデータ識別子Ｂのデータを参照・ＯＬＴＲのＴＯがデータ識別子Ａを更新ロック・ＯＬＴＲのＴＯがデータ識別子Ａのデータを更新・ＢＡＴＲがＴＢがデータ識別子Ｂを更新ロック・ＢＡＴＲのＴＢがデータ識別子Ｂのデータを更新上記｛ケース１｝において、ＢＡＴＲがデータ識別子Ａ
によりデータを参照したということは、参照ロックをい
ったん取得して開放したと解釈される。この後、ＯＬＴ
Ｒがデータ識別子Ａのデータを更新しそれを参照してデ
ータ識別子Ｂのデータを更新している。その後、ＢＡＴ
Ｒがデータ識別子Ｂを参照している。従って、ＢＡＴＲ
がデータ識別子Ａによりデータを参照してからデータ識
別子Ｂのデータを参照するまでの間に、ＯＬＴＲによっ
てデータ識別子Ｂのデータが変わっている可能性があ
り、シリアライザビリティが失われている。このケース
は、ＢＡＴＲがデータ識別子Ａの参照ロックを確保して
開放した後にデータ識別子Ｂのデータを参照しているの
で、参照ロックを取得したと同等であると考えられ、そ
のため２相ロックの規定に反することとなったものであ
る。

【００１５】同様に上記｛ケース２｝では、ＢＡＴＲが
データ識別子Ａのデータを参照して次にデータ識別子Ｂ
のデータを更新するまでに、ＯＬＴＲがデータ識別子Ｂ
のデータを参照してデータ識別子Ａのデータを更新して
いるので、一方のデータを参照して他方のデータを更新
する処理がクロスしている。従って、この場合もシリア
ライザビリティが失われている。このケースは、ＢＡＴ
Ｒがデータ識別子Ａの参照ロックを確保して開放した後
にデータ識別子Ｂに更新ロックを取得したことが、２相
ロックの規定に反しており、シリアライザビリティの失
われる原因となったものである。

【００１６】次に、公表特許公報昭和59−501231号の方
式では、ＴＲの開始時にリレーションに対する更新ロッ
クを確保するため、同一のリレーションを使用する更新
ＴＲは並行して実行できないという問題がある。また、
この方式では、ＴＲの開始時にロックの確保と開放がお
こなわれるため、ＴＲ開始後新たなデータに対するロッ
クを追加して確保することはできないという問題があ
る。さらに、この方式では、すべてのデータ識別子によ
る更新要求に対してデータのコピーを作成しており、例
えば他に参照しているＴＲが存在しないデータ識別子に
対してはコピー作成は不必要であるにもかかわらずすべ
てコピーを作成するという不合理な点がある。

【００１７】本発明の目的は、ＴＲ相互のシリアライザ
ビリティを確保しつつ、ＯＬＴＲとＢＡＴＲの同一計算
機システム，同一データでの共存を実現することであ
る。そのために、リレーション単位のロックを避け、同
一データ識別子を対象としたデータの参照と更新を並行
して可能とする手段を提供することにある。また、本発
明の別の目的は、同一のデータ識別子に対する複数のデ
ータの作成に必要なコピーの回数を必要最小限にするこ
とにある。

【００１８】

【課題を解決するための手段】上記の目的を達成するた
め、本発明は、データ識別子を指定してデータの更新権
または参照権の確保を要求する動作および該データ識別
子に対応するデータの更新または参照を要求する動作を
含む一連の処理を行なうトランザクション処理が、これ
らの動作を要求するデータベース管理システムであっ
て、データ識別子に対応するデータを記憶する記憶手段
と、データ識別子を指定したデータの更新が要求された
場合は、該データ識別子にすでに他のトランザクション
処理から参照権が確保されているか否かを判別し、確保
されているときは該データ識別子に対応するデータのコ
ピーを上記記憶手段に作成し、以後上記他のトランザク
ション処理からの参照要求に対しては該コピーを参照さ
せる管理手段とを備える。

【００１９】また本発明は、データ識別子を指定してデ
ータの更新権の確保を要求する動作および該データ識別
子に対応するデータの更新を要求する動作を含む一連の
処理を行なう第１のトランザクション処理，並びにデー
タ識別子を指定してデータの弱い参照予備権の確保を要
求する動作，該弱い参照予備権の弱い参照権への切り替
えを要求する動作および該弱い参照権を確保したデータ
識別子に対応するデータの参照を要求する動作を含む一
連の処理を行なう第２のトランザクション処理が、これ
らの動作を要求するデータベース管理システムであっ
て、データ識別子に対応するデータを記憶する記憶手段
と、上記第１のトランザクション処理からデータ識別子
を指定したデータの更新が要求された場合は、該データ
識別子にすでに上記第２のトランザクション処理に対す
る弱い参照権が確保されているか否かを判別し、確保さ
れているときは該データ識別子に対応するデータのコピ
ーを上記記憶手段に作成し、以後上記第２のトランザク
ション処理からの参照要求に対しては該コピーを参照さ
せる管理手段とを備える。

【００２０】さらに本発明は、データ識別子を指定して
データの更新権の確保を要求する動作および該データ識
別子に対応するデータの更新を要求する動作を含む一連
の処理を行なう第３のトランザクション処理，並びにデ
ータ識別子を指定してデータの参照権の確保を要求する
動作，データ識別子を指定して該参照権の弱い参照権へ
の切り替えを要求する動作および該弱い参照権を確保し
たデータ識別子に対応するデータの参照を要求する動作
を含む一連の処理を行なう第４のトランザクション処理
が、これらの動作を要求するデータベース管理システム
であって、データ識別子に対応するデータを記憶する記
憶手段と、上記第３のトランザクション処理からデータ
識別子を指定したデータの更新が要求された場合は、該
データ識別子にすでに上記第４のトランザクション処理
に対する弱い参照権が確保されているか否かを判別し、
確保されているときは該データ識別子に対応するデータ
のコピーを上記記憶手段に作成し、以後上記第２のトラ
ンザクション処理からの参照要求に対しては該コピーを
参照させる管理手段とを備えたことを特徴とする。

【００２１】さらに、弱い参照権への切り替えがあった
後はその切り替えがあったトランザクション処理からの
新たな更新権などの確保を拒否する排他制御手段を備え
るのが良い。

【００２２】

【作用】本発明によれば、データ識別子を指定したデー
タの更新が要求された場合に、該データ識別子にすでに
他のトランザクション処理から参照権が確保されている
か否かを判別し、確保されているときは該データ識別子
に対応するデータのコピーを上記記憶手段に作成し、以
後上記他のトランザクション処理からの参照要求に対し
ては該コピーを参照させるようにしているので、コピー
は必要なときのみ最小限度で作成される。

【００２３】データ識別子に対する参照権などの弱い参
照権への切り替えにより他のトランザクションによる更
新ロックを可能とする動作は、２相ロック方式における
ロックの開放に相当する。従って、シリアライザビリテ
ィを保持するためには、弱い参照ロックへの切り替え以
後、新たにロック（更新権や参照権など）を確保しない
ようにする必要がある。本発明の構成によれば、弱い参
照権への切り替え以後の弱い参照予備権などの確保を禁
止することにより、従来技術の問題点であった｛ケース
１｝の発生を防止している。また、更新権と弱い参照権
が共存した場合、参照する側のトランザクションに同一
データ識別子に対してコピーデータを示すことにより、
ＯＬＴＲの更新と、ＢＡＴＲの参照の共存を可能にして
いる。

【００２４】さらに、弱い参照予備権から弱い参照権へ
の切り替えをＴＲごとにまとめて行えば、ロック種別切
り替えのオーバヘッドの削減が計れる。

【００２５】

【実施例】以下、本発明の実施例を図面を用いて説明す
る。

【００２６】図１は、本発明の一実施例に係るデータベ
ース管理システムのシステム構成図である。同図におい
て、処理装置１１は、端末１０ａ〜１０ｃおよびログ用
ディスク装置６と接続されている。処理装置１１のメモ
リ上には、以下のソフトウェアが存在する。

【００２７】まず、オペレーティングシステム(ＯＳ)１
２があり、プロセス１４ａ〜１４ｃによるタイムシェア
リングシステム(ＴＳＳ)１３，トランザクション処理(T
RP)８ａ〜８ｃ，データベース管理システム(ＤＢＭＳ)
１の実行を制御している。端末１０ａ〜１０ｃからメッ
セージが入力されたとき、ＯＳ１２はＴＳＳ１３と協力
し、あらかじめ割当てられたそれぞれのプロセス１４ａ
〜１４ｃを実行開始し、ＴＲＰ８ａ〜８ｃの処理をそれ
ぞれ始める。ＴＲＰ８ａ〜８ｃはデータベースに関する
処理を実行するため、データベース管理システム１の排
他制御３またはメモリ管理２をコールする。

【００２８】図２は、排他制御３の詳細なブロック構成
図である。同図に示すとおり、排他制御３は、排他制御
の実際の処理を行う排他制御プログラム２００とロック
待ち管理テーブル２０１とにより構成されている。排他
制御３は、さらにロックテーブル４を用いて、排他制御
情報の管理を行う。なお、排他制御プログラム２００の
処理の流れは後で図６を参照して詳細に説明する。ロッ
ク待ち管理テーブル２０１は、現在、どのデータ識別子
に対してどのプロセスがロック待ち状態になっているか
を管理するテーブルである。

【００２９】図３に、ロックテーブル４の構成を示す。
同図に示すように、ロックテーブル４は、ＴＲ名称３１
０，データ識別子３２０、およびロック種別３３０を記
憶するテーブルである。このテーブルは、現在、どのＴ
Ｒがどのデータ識別子に対してどのようなロック種別の
ロックを確保しているかを管理しているテーブルであ
る。

【００３０】図４は、メモリ管理２の詳細なブロック構
成図である。同図に示すとおり、メモリ管理２は、メモ
リ管理の実際の処理を行うメモリ管理プログラム４１
０、およびＴＲとデータとの関連を記憶するデータディ
レクトリ４００より構成されている。メモリ管理２は、
データメモリ５の内容をＴＲに対応付けて管理する。

【００３１】データディレクトリ４００は、ＴＲ名４０
１と、データ識別子４０２，データのデータエリアにお
ける所在を示すアドレス４０３、およびデータがコピー
であるかどうかを示すコピーフラグ４０４を記憶するテ
ーブルである。これにより、データディレクトリ４００
は、データメモリの中で、どの識別子のデータがどのア
ドレス位置に記憶されているのかを管理する。また、そ
のデータがコピーされたものであるかどうかを管理す
る。

【００３２】メモリ管理プログラム４１０はデータディ
レクトリ４００を使用して、データエリア（後述の図５
の付番５１０）のデータおよびそのコピーをＴＲに対応
付けて管理し、ＴＲＰからのデータの更新，参照要求、
および処理完了通知を処理する。また、メモリ管理プロ
グラム４１０は、弱い参照ロックを確保しているがまだ
コピーを作成していないデータに対して更新要求があっ
た場合、データエリアにデータのコピーを作成し、当該
コピーを使用しているすべてのＴＲＰから処理完了の通
知のあるまで保持し、その対応をデータディレクトリ４
００に記憶する。またデータの更新の都度、その更新内
容をログ用ディスク装置６に記録する。

【００３３】なお、この実施例のデータベース管理シス
テムで用いているロックの種別は、更新ロック，参照ロ
ック，弱い参照予備ロック、および弱い参照ロックの４
種類である。次の表２にこれらのロック種別の相互関係
表を示す。

【００３４】

【表２】

【００３５】また、メモリ管理プログラム４１０の処理
の流れは後で図７を参照して詳細に説明する。ログ用デ
ィスク装置６を使用したデータベースの障害回復に関し
ては、本発明の対象外であるためここでは説明を省略す
る。

【００３６】図５は、データメモリ５の構成を示す。同
図に示すように、データメモリ５は、データを記憶する
データエリア５１０、およびデータインデクス５２０よ
り成る。データインデクス５２０は、データ識別子５２
１とデータエリアをアクセスするためのアドレス５２２
より成り、データの本体（コピーでないもの）の位置を
管理する。データエリア５１０は、アドレス５１１によ
りアクセス可能なデータを記憶するサブエリアより構成
されている。

【００３７】なお、この実施例では全データがデータエ
リア５１０に記憶されているものとする。ただし、この
ようないわゆるメモリデータベースに限らず、他のタイ
プのデータベースにも本発明は適用可能である。

【００３８】次に、この実施例のデータベース管理シス
テムの動作を説明する。図６は排他制御プログラム２０
０の処理の流れ、図７はメモリ管理プログラム４１０の
処理の流れを示す。まず、これらのデータベース管理シ
ステムの各処理を説明する前に、ＴＲＰの処理の流れに
つき説明する。

【００３９】図８にＴＲＰの処理の流れの一例を示す。
ＴＲＰａ（図１の８ａ）はＯＬＴＲであり、端末からの
指示によりデータ識別子Ａのデータを更新するＴＲ（Ｔ
Ｒ名称ＴＲａ）を実行するＴＲＰとする。ＴＲＰａの処
理では、まずデータ識別子Ａの更新ロックを行うためデ
ータベース管理システムをコールし(ステップ８０１)、
次にデータ識別子Ａのデータを更新するためにデータベ
ース管理システムをコールし（ステップ８０２）、最後
にＴＲの終了を通知するためにデータベース管理システ
ムをコールする（ステップ８０３）。

【００４０】ＴＲＰｂ（図１の８ｂ）もＯＬＴＲであ
り、データ識別子Ａのデータに従いデータ識別子Ｂのデ
ータを更新するＴＲ（ＴＲ名称ＴＲｂ）を実行するＴＲ
Ｐとする。ＴＲＰｂの処理の特徴は、データ識別子Ａの
データの参照(ステップ８１２)の前にデータ識別子Ａを
参照ロックし（ステップ８１１）、データ識別子Ｂのデ
ータの更新（ステップ８１４）の前にデータ識別子Ｂを
更新ロックしている（ステップ８１３）点である。ステ
ップ８１４の後、最後にＴＲの終了を通知するためにデ
ータベース管理システムをコールする（ステップ８１
５）。

【００４１】ＴＲＰｃ（図１の８ｃ）はＢＡＴＲであ
り、データ識別子Ａを参照したのち端末にその内容を表
示し、データ識別子Ｂのデータを参照したのちその内容
を端末に表示するＴＲ（ＴＲ名称ＴＲｃ）を実行するＴ
ＲＰとする。ＴＲＰｃの処理の流れは、まずデータ識別
子Ａおよびデータ識別子Ｂに対して弱い参照予備ロック
を確保し（ステップ８２１，８２２）、データ識別子Ｃ
に対して更新ロックを確保し（ステップ８２３）、弱い
参照予備ロックを弱い参照ロックに切り替え（ステップ
８２４）、データ識別子Ａのデータを参照して（ステッ
プ８２５）、端末にその結果を表示するためにＴＳＳを
ＴＰＵＴ要求でコールする（ステップ826)。ここで、Ｔ
ＰＵＴは端末にメッセージを出力するためのスーパバイ
ザコールである。

【００４２】次に、データ識別子Ｂのデータを参照し
（ステップ８２７）、その内容を同様にして端末に表示
し（ステップ８２８）、データ識別子Ｃのデータを更新
し（ステップ８２９）、ＴＲの終了をデータベース管理
システムに知らせる（ステップ８３０）。

【００４３】図１０は、図９のようにＴＲＰがデータベ
ース管理システムをコールするときのインタフェイス情
報を示す。レジスタ番号１番のレジスタＲ１の指定する
パラメータアドレス配列１００１には、プロセス識別子
１０１０，ＴＲ名１０１１，要求名１０１２，データ識
別子１０１３，データまたはロック種別１０１４，リタ
ーンコード１０１５の領域のアドレスが、それぞれ設定
されている。このようなデータが設定された状態でデー
タベース管理システムをコールする。

【００４４】次の表３は、要求ごとの、コール先データ
ベース管理システムのプログラム種別と、その時に必要
なパラメータを示す。例えば、要求種別が「参照」で要
求名が「ＲＤ」の要求では、コール先はメモリ管理プロ
グラムであり、パラメータとして必要なのは共通パラメ
ータ（３つ）のプロセス識別子，ＴＲ名および要求名、
並びに個別パラメータのデータ識別子であることがわか
る。

【００４５】

【表３】

【００４６】図６はＴＲＰからのロック確保要求（ＬＯ
ＣＫ），ロックの切り替え要求（ＣＨＡＮＧＥ）、およ
び処理の完了通知（ＥＮＤＴＲ）に対する排他制御プロ
グラム７００の処理の流れを示す。まず、ロック確保要
求（ＬＯＣＫ）かどうかをチェックし（ステップ６０
１）、ロック確保要求の場合、ＴＲ名によりロックテー
ブル４を検索し、当該ＴＲがすでに弱い参照ロックを一
つ以上確保していないかチェックし（ステップ６０
８）、していればロック順序不正として要求を拒否する
（ステップ６１３）。

【００４７】図８であげた本実施例の処理例では、ＴＲ
の実行途中で２相ロック方式で言うところのロックの開
放に該当するのはこの弱い参照ロックへの切り替えのみ
である。これ以後同一ＴＲが新たなロックを確保しない
事をチェックすることにより、すべてのＴＲが２相ロッ
ク方式を守っていることが保証される。

【００４８】ステップ６０８で当該ＴＲが弱い参照ロッ
クを確保していない場合、データ識別子でロックテーブ
ル４を検索し、そのデータに対し他のＴＲが確保済みの
ロックに先行するロックとして要求ロックが確保可能か
をロック種別の相互関係表（表２）でチェックし（ステ
ップ６０９）、ひとつでも確保可能でない場合があれば
ロック確保失敗としてプロセス識別子とデータ識別子を
ロック待ちテーブルに登録し（ステップ６１１）、プロ
セスを待ち状態とする（ステップ６１２）。待ち状態か
ら後述のプロセス起動により抜け出したなら、ステップ
６０９から処理を再開する。

【００４９】ステップ６１０ですべての要求ロックが確
保可能である場合は、ロックを記憶するため、要求され
たロックに対してＴＲ名３１０，データ識別子３２０，
ロック種別３３０をロックテーブル４に設定し（ステッ
プ６１６）、ＴＲＰにリターンする（ステップ６０
６）。

【００５０】ステップ６０１でロック確保要求（ＬＯＣ
Ｋ）以外の要求である場合は、弱い参照予備ロックの弱
い参照ロックへの切り替え要求（ＣＨＡＮＧＥ）である
かどうか判別する（ステップ６０２）。切り替え要求
（ＣＨＡＮＧＥ）であるときは、ロックテーブル４をＴ
Ｒ名で検索し、そのロック種別（弱い参照予備ロック）
を弱い参照ロックへ書き換え（ステップ６０７）、ＴＲ
Ｐに正常リターンする（ステップ６０６）。

【００５１】ステップ６０２で切り替え要求（ＣＨＡＮ
ＧＥ）でないときは処理終了通知（ＥＮＤＴＲ）である
かどうか判別する（ステップ６０３）。処理終了通知
（ＥＮＤＴＲ）のときは、ロックテーブル４から指定さ
れたＴＲ名を持つＴＲのロックの記憶をすべて消去し
(ステップ６０５)、ロック待ち管理テーブル２０１をス
テップ６０５で取り消したデータ識別子によりサーチ
し、当該ロックの開放待ち状態にあるプロセスを再起動
するとともに、そのエントリをロック待ち管理テーブル
から削除し(ステップ６１４)、ＴＲＰにリターンする
(ステップ６０６）。

【００５２】ステップ６０３で処理終了通知（ＥＮＤＴ
Ｒ）でないときは、排他制御に対する要求が不正なもの
であったということだから、不正要求エラーのリターン
コードを設定してＴＲＰにリターンする（ステップ６０
４）。

【００５３】次に、図７のフローチャートを参照して、
メモリ管理プログラム４１０の処理について説明する。
まず、ＴＲＰによる更新要求（ＷＲ）または参照要求
（ＲＤ)の場合（ステップ７０１）、ロックテーブル４
でＴＲ名およびデータ識別子により必要なロック（更新
に対する更新ロック，参照に対する参照ロックまたは弱
い参照ロック）が確保済みであるかチェックする（ステ
ップ７０７）。必要なロックが確保されていない場合、
不正アクセスのリターンコードを設定して、ＴＲＰにリ
ターンする（ステップ７１４）。

【００５４】ステップ７０７で必要なロックが確保済み
であるときは、要求が更新要求ＷＲでかつロックテーブ
ル４で他のＴＲＰがそのデータ識別子に対して弱い参照
ロックを確保済みでないかチェックする（ステップ７０
９）。そのようなＴＲがあれば、それらＴＲのうちデー
タディレクトリ４００に当該データのコピーのアドレス
を含むエントリを持たないＴＲを捜す（ステップ７１
０）。そのようなＴＲがあれば、新たなコピーが必要な
ため、データインデクス５２０上のデータ識別子５２１
により指定されたデータのアドレスを求め（ステップ７
１１）、データエリア５１０の空きのサブエリアを見つ
け、そこにデータをコピーする（ステップ７１２）。

【００５５】さらにデータディレクトリ４００に当該Ｔ
Ｒ名およびデータ識別子を持つエントリがあれば、この
エントリはコピーではないデータを指しているので、こ
れを消去する(ステップ７１３)。次に、前記コピーを指
すエントリを持たないＴＲＰに関し新たにデータディレ
クトリ４００にＴＲ名４０１，データ識別子４０２およ
びコピーの所在を示すアドレス４０３を持つエントリを
記憶させる。このエントリのコピーフラグ４０４をＣＯ
ＰＹに設定する（ステップ７１６）。次に、データイン
デクス５２０によりデータのデータエリア５１０におけ
るアドレスを求めて指定されたＴＲ名称およびデータ識
別子とともにデータディレクトリ４００に要求元ＴＲに
対するエントリを作成する（ステップ７１５）。

【００５６】さらにデータディレクトリ４００の前記エ
ントリの示すデータエリア５１０のデータを更新または
参照し（ステップ７１７）、ＴＲＰにリターンする（ス
テップ７０６）。

【００５７】また、ステップ７０９あるいはステップ７
１０で条件を満たさない場合、データディレクトリ４０
０に対応するＴＲ名およびデータ識別子を持つエントリ
があるかチェックし（ステップ７０８）、そのようなエ
ントリがない場合、ステップ７１５へ分岐する。ステッ
プ７０８でデータディレクトリ４００にすでにエントリ
のある場合、ステップ７１７へ分岐する。

【００５８】ＴＲＰによる処理終了通知の場合（ステッ
プ７０２）、データディレクトリ４００で指定されたＴ
Ｒ名を持ち、コピーフラグがＣＯＰＹのエントリに対応
するアドレスをすべて求める。各アドレスに関して他に
同じアドレスを指定しているエントリがデータディレク
トリ４００にない場合、当該アドレスの指すデータエリ
ア５１０のデータのコピーを、すべて消去する（ステッ
プ７０４）。次に、指定されたＴＲ名に対応するデータ
ディレクトリ４００のエントリをすべて消去し（ステッ
プ７０５）、ＴＲＰにリターンする（ステップ７０
６）。

【００５９】メモリ管理２に対する要求が前記いずれの
要求でもない場合エラーのリターンコードを設定してＴ
ＲＰにリターンする（ステップ７０３）。

【００６０】次に図９のタイムチャートを参照して、図
８のようにＴＲＰａ，ＴＲＰｂ，ＴＲＰｃを実行した場
合の処理の流れを説明する。ここでは、端末ｃ，端末
ａ，端末ｂの順にメッセージが入力されたものとして、
以下の説明を行う。プロセスは、プロセスｃ，プロセス
ａ，プロセスｂの順に実行可能となる。本実施例ではプ
ロセッサは一台であると仮定する。実際に同時に実行さ
れるプロセスはただ一つである。

【００６１】まず、プロセスｃがＴＲＰｃの実行を開始
し、端末へのメッセージ出力まで〓（ステップ８２１か
らステップ８２５まで）を実行する。端末への入出力に
よりプロセスｃはいったん停止するので、次にプロセス
ａがＴＲＰａの実行を開始する。ＴＲＰａの終了後、Ｔ
ＲＰｂが実行され終了する。最後にプロセスｃがTRPcの
続きを最後まで実行し、終了する。このようにＴＲＰｃ
が開始後終了前であっても、ＴＲＰａ，ＴＲＰｂを実行
する事ができる。しかもＴＲＰｃは弱い参照ロックへの
切り替え後は新たなロックの確保を行っていないことが
保証されており、各ＴＲは２相ロックを守って処理をし
ている。従って、ＴＲのシリアライザビリティは保証さ
れている。

【００６２】次に、本発明の第二の実施例を説明する。
この第二の実施例は、上述の実施例の図６の排他処理の
流れのステップ６０１，６０２，６０７を図１１のステ
ップ１１０１，１１０２，１１０７に置き換え、表３の
データベース管理システムのＴＲＰインタフェイスにお
いてＣＨＡＮＧＥ要求のデータ識別子を必要な個別
（○）パラメータとし、図８のトランザクションの処理
の流れを図１２で置き換え、図９のトランザクションの
タイムチャートを図１３で置き換えたものである。以下
では、特に置き換えた部分のみ説明し、あとは上述の実
施例と同様であるので説明を省略する。

【００６３】まず、図１１は先の実施例の弱い参照予備
ロックのかわりに参照ロックを使用し、参照ロックの一
部をデータ識別子を指定したロックの切り替え要求によ
り弱い参照ロックに切り替える処理（ステップ１１０
２，１１０７）である。ステップ１１０１は、弱い参照
予備ロックがなくなったことに対する変更である。これ
に伴いデータベース管理システムとＴＲＰのインタフェ
イスのロック切り替え要求にデータ識別子のパラメータ
が必要となった（表３）。

【００６４】また図１２に示すように第二の実施例にお
ける、ＴＲＰａ，ＴＲＰｃは先の実施例のＴＲＰａ，Ｔ
ＲＰｃと同様のＴＲである。ＴＲＰｃはデータ識別子Ａ
のみを指定してロックの切り替えを行っており、データ
識別子Ｂに対するロック切り換えが行われないためＴＲ
ｂとの並行処理はできないことが前実施例とは異なる。
図１３にＴＲＰａ，ＴＲＰｂの処理のタイムチャートを
示す。

【００６５】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
従来方式と比較して、同一データ識別子を参照している
ＴＲが実在する場合にのみデータのコピーを作成するた
め、コピー作成のオーバヘッドの削減が計られている。
また、同一のデータを参照するＴＲと更新するＴＲを同
時に実行出来るとともに、参照する側のＴＲが相互に矛
盾のないデータを参照し、その結果別のデータを矛盾な
く更新できる事を保証することができる。

【００６６】さらに、例えば第二の実施例に示されてい
るように第一の実施例に比較してロックの種別を一つ削
減できたとともに、弱い参照ロックへの切り替えをきめ
こまかく制御することができる方式も実現可能である。

【図面の簡単な説明】

【図１】実施例のシステム構成図である。

【図２】実施例の排他制御の構成を示す図である。

【図３】実施例のロックテーブルの構成を示す図であ
る。

【図４】実施例のメモリ管理の構成を示す図である。

【図５】実施例のデータメモリの構成を示す図である。

【図６】実施例の排他制御の処理の流れを示す図であ
る。

【図７】実施例のメモリ管理の処理の流れを示す図であ
る。

【図８】実施例のトランザクション処理の流れを示す図
である。

【図９】実施例のトランザクション処理のタイムチャー
トを示す図である。

【図１０】実施例のデータベース管理システムコール時
のパラメータを示す図である。

【図１１】第二の実施例の排他制御の処理の流れを示す
図である。

【図１２】第二の実施例のトランザクション処理の流れ
を示す図である。

【図１３】第二の実施例のトランザクション処理のタイ
ムチャートを示す図である。

【符号の説明】

２…メモリ管理、３…排他制御、４…ロックテーブル、
５…データメモリ、４００…データディレクトリ、５１
０…データエリア、５２０…データインデクス。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】データ識別子を指定してデータの更新権ま
たは参照権の確保を要求する動作および該データ識別子
に対応するデータの更新または参照を要求する動作を含
む一連の処理を行なうトランザクション処理が、これら
の動作を要求するデータベース管理システムであって、データ識別子に対応するデータを記憶する記憶手段と、データ識別子を指定したデータの更新が要求された場合
は、該データ識別子にすでに他のトランザクション処理
から参照権が確保されているか否かを判別し、確保され
ているときは該データ識別子に対応するデータのコピー
を上記記憶手段に作成し、以後上記他のトランザクショ
ン処理からの参照要求に対しては該コピーを参照させる
管理手段とを備えたことを特徴とするデータベース管理
システム。
【請求項２】データ識別子を指定してデータの更新権の
確保を要求する動作および該データ識別子に対応するデ
ータの更新を要求する動作を含む一連の処理を行なう第
１のトランザクション処理，並びにデータ識別子を指定
してデータの弱い参照予備権の確保を要求する動作，該
弱い参照予備権の弱い参照権への切り替えを要求する動
作および該弱い参照権を確保したデータ識別子に対応す
るデータの参照を要求する動作を含む一連の処理を行な
う第２のトランザクション処理が、これらの動作を要求
するデータベース管理システムであって、データ識別子に対応するデータを記憶する記憶手段と、上記第１のトランザクション処理からデータ識別子を指
定したデータの更新が要求された場合は、該データ識別
子にすでに上記第２のトランザクション処理に対する弱
い参照権が確保されているか否かを判別し、確保されて
いるときは該データ識別子に対応するデータのコピーを
上記記憶手段に作成し、以後上記第２のトランザクショ
ン処理からの参照要求に対しては該コピーを参照させる
管理手段とを備えたことを特徴とするデータベース管理
システム。
【請求項３】さらに、データ識別子に対する前記トラン
ザクション処理の更新権，参照権，弱い参照予備権およ
び弱い参照権の確保に関し、同一のデータ識別子に対す
るトランザクション処理の更新権とそれ以外のトランザ
クション処理の更新権，参照権および弱い参照予備権と
の共存を拒否するとともに、前記第２のトランザクショ
ン処理による弱い参照予備権から弱い参照権への切り替
えがあった後はその切り替えがあったトランザクション
処理からの新たな更新権，参照権および弱い参照予備権
の確保を拒否する排他制御手段を備えた請求項２のデー
タベース管理システム。
【請求項４】データ識別子を指定してデータの更新権の
確保を要求する動作および該データ識別子に対応するデ
ータの更新を要求する動作を含む一連の処理を行なう第
３のトランザクション処理、並びにデータ識別子を指定
してデータの参照権の確保を要求する動作，データ識別
子を指定して該参照権の弱い参照権への切り替えを要求
する動作および該弱い参照権を確保したデータ識別子に
対応するデータの参照を要求する動作を含む一連の処理
を行なう第４のトランザクション処理が、これらの動作
を要求するデータベース管理システムであって、データ識別子に対応するデータを記憶する記憶手段と、上記第３のトランザクション処理からデータ識別子を指
定したデータの更新が要求された場合は、該データ識別
子にすでに上記第４のトランザクション処理に対する弱
い参照権が確保されているか否かを判別し、確保されて
いるときは該データ識別子に対応するデータのコピーを
上記記憶手段に作成し、以後上記第２のトランザクショ
ン処理からの参照要求に対しては該コピーを参照させる
管理手段とを備えたことを特徴とするデータベース管理
システム。
【請求項５】さらに、データ識別子に対する前記トラン
ザクション処理の更新権，参照権および弱い参照権の確
保に関し、同一のデータ識別子に対するトランザクショ
ン処理の更新権とそれ以外のトランザクション処理の更
新権および参照権との共存を拒否するとともに、前記第
４のトランザクション処理による参照権から弱い参照権
への切り替えがあった後はその切り替えがあったトラン
ザクション処理からの新たな更新権および参照権の確保
を拒否する排他制御手段を備えた請求項４のデータベー
ス管理システム。
【請求項６】前記トランザクション処理は、その処理終
了時に、確保したすべての更新権，参照権および弱い参
照権を開放する請求項１ないし５のデータベース管理シ
ステム。
【請求項７】前記管理手段は、データ識別子を指定した
データの更新が要求された場合で、該データ識別子にす
でに他のトランザクション処理から参照権が確保されて
いるときは、該データ識別子に対応するデータのコピー
が対応付けられていないトランザクション処理が存在す
るかどうか調べ、存在するなら該データ識別子に対応す
るデータのコピーを作成する請求項１ないし６のデータ
ベース管理システム。
【請求項８】さらに、トランザクション処理のデータ識
別子に対して確保されている更新権，参照権，弱い参照
予備権あるいは弱い参照権の別を記憶するロックテーブ
ル手段を備えた請求項１ないし７のデータベース管理シ
ステム。
【請求項９】データ識別子により更新権を確保し対応す
るデータを更新する動作とデータ識別子により参照権を
確保し対応するデータを参照する動作を行い、トランザ
クション終了時にすべての参照権および更新権を開放す
るトランザクション処理手段と、更新するすべてのデータ識別子に対する更新権と参照す
るすべてのデータ識別子に対する弱い参照予備権を確保
し、弱い参照予備権の一部または全部を弱い参照権に切
り替え、データ識別子を指定してデータに対する更新お
よび参照を行い、トランザクション終了時にすべての参
照権，更新権および弱い参照権を開放する別のトランザ
クション処理手段と、データ識別子により更新権を設定したデータの更新およ
びデータ識別子により参照権を設定したデータの参照を
許すとともに、データの更新に先立ち他のトランザクシ
ョン処理がそのデータ識別子に対して弱い参照権を保有
しているときは、そのトランザクション処理に当該デー
タ識別子に対するデータのコピーが対応付けられていな
いトランザクション処理が存在するか調べ、存在するな
らデータのコピーを作成して当該トランザクション処理
がデータ識別子に対して弱い参照権を確保している間存
続させ、以後当該トランザクション処理からのデータ識
別子による参照にはこのコピーを参照させるメモリ管理
手段と、データ識別子に対するトランザクション処理の更新権，
参照権，弱い参照権および弱い参照予備権の確保に関
し、同一のデータ識別子に対するトランザクション処理
の更新権とそれ以外のトランザクション処理の更新権，
参照権および弱い参照予備権の共存を拒否するととも
に、トランザクション処理によるデータ識別子を指定し
た弱い参照予備権から弱い参照権への切り替えを許し、
同一のトランザクション処理からの新たな更新権，参照
権あるいは弱い参照予備権の確保を拒否する排他制御手
段と、トランザクション処理のデータ識別子に対する更新権，
参照権，弱い参照権および弱い参照予備権を記憶するロ
ックテーブル手段と、データ識別子に対するデータおよびそのコピーを保持す
るデータメモリ手段とを備えたことを特徴とするデータ
ベース管理システム。
【請求項１０】トランザクション処理によるデータ識別
子に対する更新権を確保しデータを更新する動作とデー
タ識別子に対する参照権を確保しデータを参照する動作
を行い、トランザクションの終了時すべての参照権およ
び更新権を取り消す要求と、別のトランザクション処理
による参照する一部または全部のデータのデータ識別子
に対する弱い参照予備権を確保し、弱い参照予備権を弱
い参照権に切り替え、データ識別子に対する更新権を確
保しデータを更新する動作とデータ識別子に対する弱い
参照権を確保ずみのデータに対する参照とデータ識別子
に対する弱い参照権を確保していないデータに対する参
照権を確保し参照する動作とを行い、トランザクション
の終了時にすべての更新権，参照権および弱い参照権を
取り消す要求に対応し、データ識別子により更新権を設
定したデータの更新およびデータ識別子により参照権を
設定したデータの参照を許すとともに、データの更新に
先立ち他のトランザクション処理がそのデータ識別子に
対して弱い参照権を保有しているならば、そのトランザ
クション処理に当該データ識別子に対するデータのコピ
ーが対応付けられていないトランザクション処理が存在
するか調べ、存在するならデータのコピーを作成して当
該トランザクション処理がデータ識別子に対する弱い参
照権を確保している間存続させ、以後当該トランザクシ
ョン処理からのデータ識別子による参照にはこのコピー
を参照させるメモリ管理手段と、データ識別子に対するトランザクション処理の更新権，
参照権，弱い参照予備権および弱い参照権の確保に関
し、同一のデータ識別子に対するトランザクション処理
の更新権とそれ以外のトランザクション処理の更新権，
参照権、および弱い参照予備権の共存を拒否するととも
に、トランザクション処理によるデータ識別子による弱
い参照予備権から弱い参照権への切り替えを許し、同一
のトランザクション処理からの新たな弱い参照予備権の
確保を拒否する排他制御手段と、トランザクション処理のデータ識別子に対する更新権，
参照権，弱い参照予備権、および弱い参照権を記憶する
ロックテーブル手段と、データおよびそのコピーを保持するデータメモリ手段と
を備えたことを特徴とするデータベース管理システム。
【請求項１１】前記別のトランザクション処理の要求と
して、更新するすべてのデータ識別子に対する更新権と
参照するすべてのデータ識別子の参照権、または弱い参
照予備権を確保し、その後、データ識別子により弱い参
照予備権を弱い参照権に切り替え、データに対する更新
および参照を行い、終了時すべての更新権，弱い参照権
および参照権を開放する要求を使用する請求項１０のデ
ータベース管理システム。
【請求項１２】前記弱い参照予備権の代わりに参照権を
使用し、参照権から弱い参照権への切り替えをデータ識
別子指定により行う請求項９，１０または１１のデータ
ベース管理システム。