JPH056297A - トランザクシヨン処理方法およびシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【目的】 不必要なロックを得るためのトランザクショ
ンを必要としないトランザクション処理システムを提供
する。 【構成】 ページのロッキングを用いないトランザクシ
ョン処理システム内のデータページ３３を読取るための
装置を示す。該システムは任意データにアクセスする最
も古い確約されないトランザクションを識別するＧＣＬ
ＳＮ３６と特定のファイル、テーブル、インデックスに
アクセスする最古の確約されないトランザクションを識
別するＯＣＬＳＮ３８ａ，３８ｂを維持する。各データ
ページは最終トランザクションを識別するＰＡＧＥＬＳ
Ｎ３５を含む。ページ３３のＰＡＧＥＬＳＮ３５をＧＣ
ＬＳＮ３６と比較する。ＰＡＧＥＬＳＮ３５が比較対照
のＧＣＬＳＮ３６より古ければ、そのページのデータを
更新した処理中の確約されないトランザクションは無い
から、そのトランザクションがそのページをロックする
ことなく読取る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はコンピュータ化トランザ
クション処理システムに関する。さらに詳細には、本発
明は同時に実行されるトランザクションによるロッキン
グを減少させる方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】トランザクション処理 「トランザクション」は一つの一貫性のある状態から他
の状態に、データベースのような回復可能なデータを変
える一連の動作を含む。トランザクション処理システム
は、一つのトランザクションが回復可能なデータに対す
る更新を実行しそしてそのトランザクションがその一貫
性の正常な終了点または中間点になる前に障害が生じた
場合に、それら更新を確実に元にもどす。新しい一致点
となり、トランザクションにより行われたすべての更新
が永久的なものとされねばならぬときにはこのトランザ
クションは「確約」される。

【０００３】このトランザクション回復保証を満足する
ためにはシステムはトランザクションおよびそれらの更
新アクションの両方をシステム全体について故障として
記憶出来ねばならず、それにより回復可能なそれらの効
果がシステムの再スタート時に適正に反映出来るように
しなければならない。システムはトランザクション回復
保証を満足するために各トランザクションの進行の「ロ
グ」及びデータへの変更を維持する。「ログレコード」
として知られるログデータはトランザクションの確約さ
れたアクションがデータベースに反映されるか、あるい
は元にもどされたことを確実にするために検査されう
る。ログレコードが実際のデータを含む時にはこれらは
記憶装置の故障等により損傷または損失したデータを再
構成するためにも使用出来る。ログは常に成長する順次
ファイルと考えてもよい。

【０００４】ログはディスクファイル（「ディスクドラ
イブ」と呼ばれる）のような安定した記憶装置に永久的
に記録され、これはシステム故障について完全であり適
用可能となされる。ログレコードはコンピュータメモリ
内の一時的な揮発性ログファイルバッファにまず書込ま
れ、それから或る時点（例えばトランザクションが確約
されるとき）に安定な記憶装置に移される。ロッキング 安定記憶装置（例えばディスクメモリ）と仮想記憶装置
（例えばコンピュータメモリ）は共に「ページ」に分け
られる。各ページは一般にタイプされた数ページに等価
なものを保持する。このページは個々のネームとアドレ
スのようなレコードに副分割される。一つのトランザク
ションが或るデータのアクセスを要求するとき、そのデ
ータを含むページは安定記憶装置から仮想記憶装置内の
同じサイズの「バッファ」へとコピーされる。このデー
タがトランザクションにより更新されたなら、更新され
たページが後に安定記憶装置にもどされる。

【０００５】ロッキングは実用データに対する複数のト
ランザクションのアクセスの同時実行を制御するために
用いられ、特に同時トランザクションがそのデータを別
々に変更しないようにするために用いられる。ロッキン
グの適正使用により、トランザクションがそれの読取る
データが一致状態にあり、そして他のトランザクション
の確約されない更新を含まないようにすることが出来
る。

【０００６】「ページレベルロッキング」を用いるシス
テムはそのロックを得るトランザクションが一つのペー
ジ上のレコードの１つのアクセスのみを必要とする場合
であっても、そのページ全体より少い量をロックするこ
とは出来ない。「レコードレベルロッキング」のような
より詳細部分のロッキングは同時トランザクションの間
の争いを減少させうるが、より大きい処理オーバーヘッ
ドを必要とする。

【０００７】ロッキングは時間のかかるものであり（技
術用語でいう「高価」）、それ故トランザクションの処
理速度を低下させる。個々のロック情報の記憶を得、フ
ォーマット化しそして解放する必要があり、マシンイン
ストラクションをこのロックの獲得と解放のため実行し
なければならない。一つのトランザクション処理システ
ムではロックの獲得とその解放には他のロックまたは要
求との間にコンフリクトがなくても約８００個のインス
トラクションが必要である。

【０００８】ロックマネージャは一般に、競合するトラ
ンザクション間で完全にロックを割り振るためには先入
れ先出し方式（ＦＩＦＯ）でのロック要求を処理する。
その結果、場合によっては一つのトランザクションがそ
の要求されたロックが許可されていてもそのロックを待
たねばならない。その理由はその要求が他のトランザク
ションからの介入要求と両立しないからである。

【０００９】レコードレベルおよび細分性ロッキングは
トランザクション間の争いを減少させることにより同時
性を向上させるのに有効である。ロッキングの細分性は
システム全体に影響することは周知である。一般にロッ
キングの細分性はより高いスループットをもたらす。細
分ロッキングの欠点は多数のレコードをアクセスするト
ランザクションについて行われるべきロックの数が劇的
に増加するということである。

【００１０】多くの場合、ロッキングの目的は読取られ
ようとしているデータの一部を将来の更新を遅らせるの
ではなく確約状態にすることである。多量のデータを検
査し、検査したデータの更新を行わないアドホック照会
はデータを確実に確約するためのロッキングの例であ
る。これらの状態では従来は適用しないかあるいは時間
がかかりすぎる（マシンインストラクションについて）
かである。

【００１１】ロッキングの減少に関する従来技術が米国
特許第４６２７０１９号明細書および第４６４８０３６
号明細書に示されている。これらの従来技術では、デー
タの多数の変換物が読取専用トランザクションによるロ
ッキングを回避するために維持されるようになってい
る。前者においては夫々データの一つのバージョンのデ
ータベースロケーションを限定するアクセスブロックア
レイを記憶する。このアクセスブロックアレイの内の一
つのブロックにみが現在のバージョンを含む。しかしな
がらバージョニングは現在データを完全に要求するトラ
ンザクションについてのロッキングを回避しない。バー
ジョニングは更新を行わず、時間の遅れたデータを読取
ろうとしないトランザクションを援助するだけである。
更に、バージョニングは更新されたデータオブジェクト
の多数のバージョンを維持するための別の記憶装置を要
求する。米国特許第４６９８７５２号明細書には同じト
ランザクションにより前にロックされたロックレコード
を識別するトランザクションリストを維持することによ
りレコードの再ロックを回避する技術が示されている。

【００１２】ロッキングを回避する代りに、Kungおよび
Robinson両氏の“On Optimistic Methods for Concurre
ncy Control ”，ACM Transactions on Database Syste
ms、第６巻、第２号、pp．２１３−２２６（１９８１年
６月）ではロッキングのコストを低下するための「オプ
ティミスティックロッキング」と呼ぶ方法が提案されて
いる。

【００１３】

【発明が解決しようとする課題】不必要なロックを得る
ためにトランザクションを必要としないトランザクショ
ン処理システムが必要とされる。またデータの一部を確
約された状態にあることをより効率よく決定するための
方法も必要である。最後に、多量のデータを読取るトラ
ンザクションを時間がかかりすぎないように細分化ロッ
キングを支持する必要がある。

【００１４】

【課題を解決するための手段】本発明はコンピュータ化
データ処理システムにおける選ばれた１以上の処理によ
りデータユニットの内の選ばれた一つのユニットをアク
セスする改善された方法を含む。このシステムは、夫
々、その最後の変更の時より前ではない時を反映する識
別子（例えばログシーケンス番号）により識別される２
以上のデータユニット（例えばデータページ）を含む。
まず、第２識別子がデータユニットの間のいくつかある
いはすべての次に古い処理中変更の時を反映するように
維持される。一つの選ばれたページをアクセスすべきと
きはこの第２識別子がこの選ばれたページの識別子と比
較される。次にこの選ばれたページへのアクセスが他の
プロセスのそれへのアクセスと両立しうるように得られ
る。これは、選ばれたページの識別子が、それが第２の
識別子より新しい場合ではなく古い場合により少いコン
ピュータインストラクションを用いて行われる。アクセ
スが得られてしまえばこの選ばれたページが読取られ
る。

【００１５】本発明はまた、そのような第２識別子を維
持する手段と、それを選ばれたページの識別子と比較す
る手段と、選ばれたページの識別子が、それが第２の識
別子より新しい場合ではなく古い場合により少いコンピ
ュータインストラクションを用いてこの選ばれたページ
へのアクセスを得る手段と、このページを読取る手段を
含むデータ処理システムを含む。

【００１６】本発明はまたそのようなデータ処理システ
ムにおいて用いるための磁気等の媒体に記録されるコン
ピュータプログラムを含む。

【００１７】

【実施例】概説 図１に示すように、本発明によるトランザクション処理
システム２０はコンピュータ２２と関連するディスク記
憶装置２４とを含んでいる。このコンピュータはシステ
ムへの「トランザクション」を与えるための自動テラー
マシン（ＡＴＭ）２６のような１個以上の装置と通信を
行う。コンピュータ２２はＩＢＭモデル３０９０のよう
な汎用プログラマブル・ディジタルコンピュータであ
り、プログラムインストラクションを実行するための中
央処理ユニット（ＣＰＵ）２８と揮発性メモリ３０を含
む。データは必要でなくなるまで、あるいはシステム停
止でメモリ３０を消去するまでメモリ３０内に保持され
る。データは安定ディスクメモリ２４に永久的に記憶さ
れ、読取または更新時にメモリ３０に移される。

【００１８】ディスクメモリ２４はＩＢＭモデル３３９
０ディスク記憶装置のような汎用直接アクセス記憶装置
である。ディスク２４はページに分けられ、そして特定
のページ上のデータがトランザクションに必要であると
きそのページがメモリ３０の「バッファプール」３２の
対応する「ページ」３３に移される。バッファプール３
２内でページのデータが１回だけトランザクションに必
要なときＣＰＵ２８により読取られまたは更新されう
る。更新されたページはバッファプール３２からディス
クメモリ２４に移されてその更新された情報を永久的に
保存する。しかしながら更新されたページがディスクメ
モリに移される前にシステム２０の電力が切られあるい
は故障すると、そのページの情報は失われる。

【００１９】「回復ログ」３４がシステム障害からの回
復のためにメモリ３０およびディスクメモリ２４に維持
される。回復ログはページの更新と他のイベントを記録
しそして各レコードされたイベントについてのログシー
ケンス番号またはＬＳＮに関連する。「ライトアヘッド
ロギング」と呼ばれる回復ロギングの方法ではページ更
新のログレコードが、そのページ自体がディスク上で更
新される前にディスク２４の回復ログ３４に書込まれ
て、この更新ページがディスクに書込まれた後にトラン
ザクションが打切られるときその更新が元にもどされる
ようにする。バッファプール内のページはPage ＬＳＮ
３５であり、これはそのページの更新のログレコードに
割り振られるログシーケンス番号（ＬＳＮ）に等しい。
この更新されたベージがバッファプール３２からディス
クメモリ２４にもどされるとき、Page ＬＳＮ３５がそ
れと共に移される。次に回復中、回復マネージャが回復
ログをそのページのログシーケンス番号へとサーチして
更新を回復する。

【００２０】システム２０はトランザクションには「確
約されたデータ」のみが使用しうるようにする（もちろ
ん、確約されないデータがアクセス中のトランザクショ
ンに属さない場合に限られる）。従来のトランザクショ
ン処理システムでは一つのページ上のデータを単に読取
るためのトランザクションは、そのページの確約された
データのみを読取り、読取中にそのページのデータを更
新するようなトランザクションの同時的実行が存在しな
いようにするため、そのページ上の「ロック」を得る必
要がある。これらロックを得ることは読取られるべきペ
ージを夫々ロックしなければならない長い読取専用トラ
ンザクションの動作速度を著しく低下させる。

【００２１】本発明は読取られるべきページに高速、短
時間の「ラッチ」を用い、ページが確約されないデータ
を含む場合にのみそれらページをロックする。ページに
ついてそのようなラッチを得ることはロックを得るより
も１０倍程度高速である。これにより、アクセスされて
いるデータの殆どが確約される場合にトランザクション
を充分高速で完了しうるようになる。

【００２２】システム２０は、まだデータのアクセスを
行っている最も古い、確約されないトランザクションの
ログシーケンス番号（ＬＳＮ）の「トランザクションテ
ーブル」をメモリ３０に維持する。Global Committed
ＬＳＮ３６はデータをアクセスする最も古い、確約さ
れないトランザクションを識別する。Object Committe
d ＬＳＮ（ＯＣＬＳＮ）３８ａ，３８ｂはデータの特
定のサブセット（例えばファイルテーブルおよびインデ
クス）を変更した最も古い確約されないトランザクショ
ンを識別する。

【００２３】一つのトランザクションがバッファプール
３２内の一つのページへのアクセスを準備していると
き、これはまずそのページをラッチし、そしてそのペー
ジのPage ＬＳＮ３５をGlobal Committed ＬＳＮ３
８ａ，３８ｂが存在する場合には読取られるべきページ
を含むオブジェクトについてのObject Committed Ｌ
ＳＮ３８ａ，３８ｂと比較する。Page ＬＳＮ３５が比
較するCommitted ＬＳＮより古ければ、システムはペ
ージデータを変更した処理中の確約されないトランザク
ションがないことにする。これを知ればこのページは更
新トランザクションとのコンフリクトについてそれをロ
ックすることなく直ちに読取りうる。いったんページが
読取られるとラッチが直ちに解放され、他のトランザク
ションがページをアクセスするのを許可する。

【００２４】比較の結果、Page ＬＳＮ３５がテストさ
れたCommitted ＬＳＮよりも古くなければ、確約され
ないトランザクションがページデータを更新することが
可能になる。この場合、そのページのアクセス前にその
トランザクションによりロックを得なければならない。
しかしながら、これは任意の時点でデータの僅か一部分
のみが更新されている大きなデータベースシステムでは
めったに生じない。トランザクションの大多数は、フル
スケールのロック分解能が不要であるから従来のシステ
ムよりも著しく高速に処理しうる。ログシーケンス番号 夫々のログレコードにはそのレコードが回復ログ３４に
書込まれる時点で固有の「ログシーケンス番号」（ＬＳ
Ｎ）が割り振られる。ＬＳＮは、バージョン番号または
時間スタンプも使用しうるが、対応するログレコードの
論理的アドレスである。一つのトランザクションが開始
すると、まず回復ログ３４に初期ログレコードが置か
れ、そしてこのレコードにはトランザクションのBegin
ＬＳＮとして知られるＬＳＮが割り振れられる。ペー
ジ３３に対する更新のロギングの終了により、そのペー
ジへの最終の更新に対応するログレコードのＬＳＮがペ
ージ見出し内のフィールド３５に置かれる。かくして、
Page ＬＳＮ３５がわかるとシステムはページ３３の内
容をそのページに関係するログされた更新と相関させる
ことが出来る。回復中、Page ＬＳＮ３５とログレコー
ドのＬＳＮが比較され、そのログレコードの更新がその
ページ３３にすでに反映されているかどうかを決定す
る。

【００２５】本発明の目的を達成させる決定的な事実は
実行中の最も古い更新の第１ログレコードのＬＳＮより
小さいPage ＬＳＮ３５を有するページ３３は確約され
たデータを有することが出来ないということである。ロッキング 上述のようにロックはレコード（チュープル（tuple)、
行）、テーブル（関係）、およびファイル（テーブルス
ペース、セグメント、ダブルスペース）のような異なる
細分化において得られる。そして各細分についてロック
はＳ（共用）、Ｘ（排他）、ＩＸ（インテンションエク
スクルーシブ）、ＩＳ（インテンション共用）、および
ＳＩＸ（共用インテンションエクスクルーシブ）のよう
な異なる「ロックモード」で得られる。ＳおよびＸロッ
クは最も普通のものである。「Ｓロック」はトランザク
ションがロックされたデータの読取を可能にし、「Ｘロ
ック」はトランザクションがデータを読取りそして更新
しうるようにする。

【００２６】与えられたオブジェクトについてのロック
はロックモードが「両立しうる」場合に限り異なるトラ
ンザクションにより同時に保持しうる。Ｘはこれらのい
ずれのモードとも両立しえない。ＳはＳとＩＳとにのみ
両立しうる。ＩＸはＩＸとＩＳのみと両立しうる。ＩＳ
はＩＸ、ＩＳ、Ｓ、ＳＩＸと両立し、ＳＩＸはＩＳとの
み両立しうる。インテンションロック（ＩＸ、ＩＳ、Ｓ
ＩＸ）はデータオブジェクト階層（例えばファイルおよ
びテーブル）の高いレベルで得られ、ＳとＸロックはア
クセスされるべき低レベルオブジェクト（例えばレコー
ド）で得られる。ノンインテンションモードロック（Ｓ
またはＸ）はデータオブジェクト階層の或るレベルでオ
ブジェクトに得られるときその高レベルのオブジェクト
の低レベルオブジェクトについての対応するモードのロ
ックを絶対的に許可する。他方、インテンションモード
ロックは低レベルオブジェクトについての対応するノン
インテンションモードロックを要求する特権を与えるの
みである（例えばテーブル上のＳＩＸはそのテーブルの
すべてのレコードについてＳを絶対的に許可し、それは
Ｘがこれらレコードについて絶対的に要求されうるよう
にする）。

【００２７】ロック要求は条件付きでまたは無条件でな
しうる。条件付き要求は、それが処理される時点でロッ
クが直ちに許可されえないならリクエスタはそれを待つ
意志のないことを意味する。無条件要求はロックが許可
されるまでリクエスタが待つ意志のあることを意味す
る。

【００２８】ロックは異なった時間保持されうる。イン
スタンスデュアレーションロックの無条件要求とは、ロ
ックが実際に許可されるのではなくロックマネージャか
ロックが許可されるまで成功状態にあるロック呼び出し
の呼びもどしを遅れさせねばならないことを意味する。
マニュアルデュアレーションロックはトランザクション
が終了するかなり前に一般に獲得された後に解放され
る。

【００２９】コミットデュアレーションロックはトラン
ザクションの終了時点、すなわちコミットまたは打切り
が完了した後にのみ解放される。

【００３０】ロックマネージャは一つのトランザクショ
ンにより獲得されるすべてのロックを連結する。そのト
ランザクションが終了するとき、保持されたままのすべ
てのコミットおよびマニュアルデュアレーションロック
はロックマネージャへの１回の呼出しで解放される。

【００３１】すべてのトランザクションはアクセスしよ
うとする高レベルオブジェクト（例えばテーブル）上の
少くともインテンションロック（たとばＩＳモードにお
いて）を得るものとする。ページがロッキングの内の最
小の細分であるときでも、排（Ｘ）ラッチが他のノンロ
ッキングトランザクション（すなわちそのページのリー
ダ）に更新の進行中であることを知らせるために更新ト
ランザクションにより用いられる。これにより、必要な
時に確約されないデータが、それとポインタの有効性の
物理的一致をトランザクションのページの検査前に共用
（Ｓ）モードラッチを得られるようにすることにより保
証しつつ読取りうるようにする。ページロッキングより
細い細分についてはすべてのアプデータおよびリーダが
いずれの場合にもそのページの検査前に適正なモードへ
のラッチを行われねばならない。Global Committed ＬＳＮ３６の維持 更新トランザクションは第１の更新を行う直前にBegin
ＵＲ（ＵＲは「回復ユニット」を意味する）レコード
を書込む。読取専用トランザクションはロギングを行わ
ない。Begin ＵＲログレコードのＬＳＮはトランザク
ションのBegin ＬＳＮである。一般に、トランザクショ
ンシステムでは回復マネージャまたはトランザクション
マネージャと呼ばれるこのシステムの一要素が各活性ト
ランザクションについて一つのエントリを含むトランザ
クションテーブルを維持する。更新トランザクションに
関連するエントリはそのトランザクションのBegin Ｌ
ＳＮを記憶する。これらBegin ＬＳＮはGlobal Comm
itted ＬＳＮ３６およびObject Committed ＬＳＮ
３８ａ，３８ｂを計算するために用いられる。

【００３２】図２、３はGlobal Committed ＬＳＮ３
６を維持するための好適な方法を示す。以下の説明は図
３における擬似コードを参照している。しかしながら図
２のフローチャートは擬似コードに近似しており、そし
て図２の参照数字は図３の擬似コードライン番号に対応
する。

【００３３】Global Committes ＬＳＮ３６はシステ
ムが再スタートするとき並びに更新トランザクションの
通常の処理中に計算されねばならない。ライン３０１〜
３０５はシステム再スタート時のGlobal Committes
ＬＳＮ３６を計算する。システムの再スタートの完了に
ついて活性トランザクション（ライン３０１）があるな
らば、活性トランザクションのすべてのBegin ＬＳＮ
がシステムの回復マネージャ（ライン３０２）から得ら
れる。Global Committes ＬＳＮ３６は再スタートし
た活性トランザクション（ライン３０３）のBegin Ｌ
ＳＮの最小のものすなわち最低レベルまたは最古の値に
等しい。

【００３４】システム再スタート時に活性トランザクシ
ョンがない（ライン３０４）場合にはGlobal Committe
d ＬＳＮ３６は回復ログのEnd of Log ＬＳＮに
等しい（ライン３０５）。システム再スタート後に開始
されるすべてのトランザクションは再スタート時にGlob
al Committed ＬＳＮ３６として記憶されたEnd of Lo
g ＬＳＮより高い（すなわち若い）Bagin ＬＳＮを
有する。

【００３５】更新トランザクションが終了したときGlob
al Committed ＬＳＮ３６がチェックされ、そして必
要であれば再計算される。しかながら、終了するトラン
ザクションがそのとき実行中の最も古いトランザクショ
ンであるときに、すなわちそのBegin ＬＳＮがそのと
き存在するGlobal Committed ＬＳＮ３６を決定する
ものであるならば再計算を行わなければならない。もし
そうであれば（ライン３１１）、次に他の活性更新トラ
ンザクションがあれば（ライン３１２）、Global Comm
itted ＬＳＮ３６が残りの活性更新トランザクション
のBegin ＬＮＳの最小（すなわち最古）のものとして
計算される（ライン３１３〜３１４）。他の活性更新ト
ランザクションがなければ（ライン３１５）、Global
Committed ＬＳＮ３６は回復ログ３４の現在のログシ
ーケンス番号であるEnd of Log ＬＳＮに等しい値
にセットされる。

【００３６】Global Committed ＬＳＮ３６は好適に
は共用記憶装置に保持され、Compare & Double Swap 論
理を用いて回復マネージャにより変更される。このよう
に、Global Committes ＬＳＮ３６の値を知る必要の
あるトランザクションは回復マネージャの共用記憶装置
から直接にそれを得ることが出来る。

【００３７】Global Committed ＬＳＮ３６はログの
その時点の前にログされたすべての更新がすでに確約さ
れたものにする。Global Committed ＬＳＮ後にログ
される他の更新の或るものも確約されたものとすること
が出来る。トランザクションが後のこれらの更新（すな
わちGlobal Committed ＬＳＮより大または等しいＬ
ＳＮを有する更新）の内のどれが確約されたかを決定し
たいときには別の処理が必要である。Object Committed ＬＳＮ３８ａ，３８ｂの維持 １つのGlobal Committed ＬＳＮ３６を用いる代りに
トランザクションはアクセスされるべきオブジェクトに
ついて特定のObject Committed ＬＳＮ３８ａ，３８
ｂを計算することにより更に利点を得ることが出来る。
このように過去においてかなり他のオブジェクトにアク
セスしてGlobal Committed ＬＳＮ３６を保持する長
時間の更新トランザクションは本発明の特定のデータオ
ブジェクトに対する適用性を制限するものではない。

【００３８】そのようなObject Committed ＬＳＮ３
８ａ，３８ｂを維持するための方法を図４、５に示す。
図２、３におけるように図４のフローチャートにおける
参照数字は図５の擬似コードライン番号に対応する。

【００３９】計算すべきObject Committed ＬＳＮ３
８ａ，３８ｂをもつオブジェクトについての高レベルの
ロックが第１ステップとして得られなくてはならない。
これは一般に高レベルオブジェクトについてのＩＳロッ
クを用いて行われる（ライン５０１）。次に現在のEnd
of Log ＬＳＮが、オブジェクトを更新する新しい
トランザクションが計算されたObject Committed Ｌ
ＳＮ３８ａ，３８ｂを歪ませないようにするために記憶
される。

【００４０】計算されているObject Committed ＬＳ
Ｎ３８ａ，３８ｂについてのオブジェクトにアクセスす
る活性更新トランザクションがあれば（ライン５０
３）、それらのBegin ＬＳＮが回復マネージャから得
られ（ライン５０４）、そして最小（すなわち最古）の
Begin ＬＳＮが計算される（ライン５０５）。そのよ
うなものがない場合には「無限」値が記憶される（ライ
ン５０７）。

【００４１】Object Committed ＬＳＮ３８ａ，３８
ｂは記憶された現在のEnd of Log ＬＳＮの最小
（最古）のものおよびそのオブジェクトの活性更新トラ
ンザクションのBegin ＬＳＮとして計算される。その
ような活性トランザクションがないならば、Object Co
mmitted ＬＳＮ３８ａ，３８ｂは回復ログ３４のEnd o
f Log ＬＳＮにセットされる。ラッチング 従来、ロックは一つのトランザクションによりアクセス
されるべきデータページ３３が現在確約された状態にあ
るかどうかを決定するために用いられる。特定のページ
をラッチしそしてそのPage ＬＳＮ３５を本発明のComm
itted ＬＳＮに比較することにより、トランザクショ
ンがロッキングを用いることなくそのページが実際に確
約されるかどうかを決定出来る。そのページが確約され
ればそのトランザクションは直ちにそのデータをアクセ
スしてラッチを解放しうる。

【００４２】一般にラッチはデータの物理的一致を保証
するために用いられ、ロックはデータの論理的一致を保
証するために用いられる。デッドロック検出器はラッチ
待機を知らされず、それ故ラッチはラッチのみに関す
る、あるいはラッチとロックに関するデッドロックを回
避するために必要である。ラッチは一般にロックより保
持時間が短い。

【００４３】基本的にはロックとラッチは同様に（例え
ばＩＢＭ／３７０コンペアアンドスワップタイプインス
トラクションを用いることにより）行われる。それらに
ついて記憶管理において主たる相異がある。ラッチを表
わすデータ構造用のスペースはラッチの数がデータベー
ス内のロック可能なオブジェクトの数よりかなり少いか
ら静的に割り振られる。その結果、与えられたラッチ用
のデータ構造は直接にアドレス可能である（例えばペー
ジラッチについてはラッチデータ構造はそのページのバ
ッファバージョンを記述するバッファ制御ブロックの部
分である）。

【００４４】ラッチを得ることはロックを得ることより
安価であり（ノンコンフリクトの場合には数百インスト
ラクションに対する数十インストラクション）。その理
由はラッチ制御情報は常に固定位置における仮想メモリ
にあり、ラッチ情報への直接のアドレスの可能性がラッ
チネームを与えれば可能であるからである。各トラナン
ザクションは同時にせいぜい２または３ラッチを保持す
るから、ラッチ要求ブロックは各トランザクションに永
久的に割り振られ、トランザクションＩＤ等により、動
的に割り振られるのではなくそのトランザクションのス
タート時に初期化されうる。これはラッチを得るのに関
するオーバーヘッドを最少にする。他方、ロック要求ブ
ロックは永久的に割り振ることが出来ず、異なるトラン
ザクションにより同時に保持されるロックの数が広い範
囲で変わり得るから動的に割り振られねばならない。こ
れらの理由によりラッチはロックより高速となる。

【００４５】ラッチはＳおよびＸモードで得られ、条件
付であり、変化するデュアレーション（コミットデュア
レーションが許されないことを除く）を有することが出
来る。これらのオブジェクトは上述のフルスケールロッ
クについてと同じ意味を有する。

【００４６】本発明において用いられるデータページの
ラッチを得る方法を図８、９に示してあり、図８のフロ
ーチャートの参照番号は図９の擬似ライン番号に対応す
る。

【００４７】一つのトランザクションが一つのページの
ラッチを要求するときは、まずそのページをバッファプ
ールに固定し（ライン９０１）そしてそのページについ
てのラッチ制御ブロックを読取る必要がある（ライン９
０２）。

【００４８】もし他のトランザクションがすでにそのペ
ージについてラッチを保持していれば、ラッチ制御ブロ
ックの「Existing Mode」フィールドは値「Held」に等
しい（ライン９０７）。もしそうでなければラッチは直
ちに許可される（ライン９１５）。

【００４９】１以上のラッチが他のトランザクションに
よりそのページに現在保持されるならば、要求トランザ
クションはまず他のトランザクションが現在のラッチホ
ルダを除きそれら自体のラッチを待っているかどうかを
チェックしなけばならない（ライン９０８）。もしその
ような待機トランザクションがあれば、要求トランザク
ションはそれ自体を待機トランザクションのリストに加
える（ライン９１３）。

【００５０】そのページについてラッチを待っている他
のトランザクションがなければ、要求トランザクション
を希望するラッチが現在ページに保持されているラッチ
と両立しうる場合（ライン９０９）には、要求トランザ
クションのラッチが直ちに許可される（ライン９１
５）。

【００５１】要求トランザクションの希望するラッチが
そのページについて現存するラッチと両立せず、そして
他の待機トランザクションがなければ、要求トランザク
ションはそれ自体を第１で唯一のエントリとして（ライ
ン９１３）待機トランザクションリストをつくらねばな
らない（ライン９１２）。

【００５２】要求トランザクションがそれ自体を待機ト
ランザクションに加えたならば、その要求するラッチが
許可されるまで待機しなくてはならない（ライン９１
４）。待機トランザクションは現存するラッチホルダに
より待機しているラッチが許可されることを知らされ
る。この時点で待機トランザクションは呼び出されラッ
トチが許可される（ライン９１５）。Committed ＬＳＮ３６，３８ａ，３８ｂを用いてのペー
ジアクセス 本発明のCommitted ＬＳＮ３６，３８ａ，３８ｂを用
いてデータページ３３をアクセスする方法を図６、７に
示す。まず、読取られるべきページはバッファプールに
固定され（ライン７０１）、それ故トランザクションが
その読取の準備を行う間動くことが出来ない。バッファ
プール内のそのページのアドレスは記憶され（ライン７
０２）そしてそのページが共用「Ｓ」モードでラッチさ
れる（ライン７０３）。

【００５３】そのページについてObject Committed
ＬＳＮ３８ａ，３８ｂがあれば（ライン７０４）、それ
はそのページのPage ＬＳＮと比較されるべきCommitte
d ＬＳＮ（ライン７０５）として使用される。そうでな
ければGlobal Commtted ＬＳＮ３６が用いられる（ライ
ン７０６〜７０７）。ページのPage ＬＳＮがこの比較
（ライン７０９）で用いられた（Cmmitted ＬＳＮより
大（若い）が等しいならば、そのページのデータのいく
分かが確約されず、そしてそのページはロックしなけれ
ばならない（ライン７１０）。その他の場合にはロック
は不要である（ライン７１１〜７１２）。

【００５４】次にこのページが読取られ（ライン７１
３）、そして必要であれば（ライン７１４）アンロック
され、このラッチが解放される（ライン７１５）。例 回復ログ３４、Global Committed ＬＳＮ３６および
Object Committed ＬＳＮ３８ａ，３８ｂの例を図１０
に示す。図１１はトランザクションテーブルの一例を示
す。これら例に示す値は図１のシステム図に示す値に対
応する。

【００５５】この例はファイルのようなＰとＳで識別さ
れ、そしてバッファプール３２内にページＰ１〜Ｐ４と
Ｓ１〜Ｓ４を有する２つのデータオブジェクトを示す。

【００５６】この例は回復ログ３４のEnd of Log
ＬＳＮが１６０のときのシステムの状態を示す。この時
点で更新トランザクションＴ２とＴ３は活性であり、ト
ランザクションＴ１とＴ４の更新が確約されている。

【００５７】トランザクションＴ１は時点ＬＳＮ２０に
おいてページＰ１を、ＬＳＮ３０でページＰ２を、ＬＳ
Ｎ６０でページＰ３を更新した。これら更新は回復ログ
３４にログされそしてこれら更新のＬＳＮがバッファプ
ール３２にこのページのPage ＬＳＮ３５として記憶され
た。トランザクションＴ１が確約しそしてＬＳＮ７０で
終了した。

【００５８】トランザクションＴ２はＬＳＮ４０で開始
し、ＬＳＮ５０でページＳ１を更新し、そして現在のＬ
ＳＮ１６０まで走行を持続する。このトランザクション
Ｔ２はまだ未確約のトランザクションの内の最も古いも
のであるから、この時点でのシステムのGlobal Commit
ted ＬＳＮ３６はトランザクションＴ２の、４０であ
るBegin ＬＳＮに等しい。ＬＳＮ５０におけるページ
Ｓ１へのトランザクションＴ２の更新はページＳ１のPa
ge ＬＳＮに反映する。しかしながら、ＬＳＮ８０にお
けるトランザクションＴ２のページＳ１への更新はＬＳ
Ｎ１５０におけるトランザクションＴ４のページＳ２に
対する更新によりスーパーシード（supercede)されてお
り、それ故ページＳ２のPage ＬＳＮは１５０に等し
い。トランザクションＴ２のページＳ３とＳ４への更新
は夫々それらページのPage ＬＳＮ９０と１２０に反映
される。ページＳ５へのトランザクションＴ２の更新は
ＬＳＮ１４０でログされる。

【００５９】データオブジェクトＳについてのObject
Committed ＬＳＮ３８ａ，３８ｂはオブジェクトＳを
更新する最も古い未確約トランザクション、この例では
トランザクションＴ２により決定される。現在のEnd
of Log ＬＳＮ１６０までトランザクションＴ３はま
だ確約されていないからデータオブジェクトＰを更新す
るトランザクションＴ３は同様にこの例では１００に等
しいそのオブジェクトについてのObject Committed
ＬＳＮ３８ａ，３８ｂをトランザクションＴ３のBegin
ＬＳＮとして決定する。

【００６０】ページＰ４とＳ２を更新したトランザクシ
ョンＴ４はＬＳＮ１６０で確約されるページ２へのトラ
ンザクションＴ２の更新後に生じるそのページの更新は
ここに１５０で示すページＳ２のPage ＬＳＮを決定す
る。

【００６１】ここではＴ２とＴ３であるまだ未確約のト
ランザクションのすべてのトランザクションＩＤとBegi
n ＬＳＮは図１１に示してある。図１１はまたＬＳＮ
４０に等しいシステムのGlobal Committed ＬＳＮ３
６とシステムのObject Committed ＬＳＮテーブル３
８ａ，３８ｂを示す。図１に示すようにこれらテーブル
はコンピュータメモリ３０に記憶され、システムの回復
マネージャにより好適には維持される。

【００６２】マルチシステムトランザクション処理シス
テムではデータは個々のデータベース管理システム間で
共用され（これは「データ共用」すなわちＤＳシステム
と呼ばれる）るか、あるいはデータはシステム間で区分
される（「ノンデータ共用」すなわちＮＤＳシステムと
して知られる）。データ共用システムではディスクがデ
ータベース管理システム（ＤＢＮＳ）の多数のインスタ
ンスにより共用されるが、各ＤＢＭＳインスタンスはそ
れ自体のバッファプールとグローバルロックを有し、そ
してバッファコヒーレンシィプロトコルがデータベース
内のデータの任意のものを読取り変更するシステムの能
力にも拘らずデータの一致性を保存するために必要であ
る。ノンデータ共用システムでは各システムはデータベ
ース内のデータの一部のみの直接読取と変更が可能であ
る。

【００６３】ノンデータ共用（ＮＤＳ）システムは、Ｎ
ＤＳではバッファプール内にデータのせいぜい１つのコ
ピーのみが存在するために本発明の利点を得るものであ
る。Committed ＬＳＮ３６，３８ａ，３８ｂは他のシ
ステムとは無関係に夫々のシステムにより決定しうる。

【００６４】データ共用（ＤＳ）システムでは各システ
ムはシステムのすべてについての最小Committed ＬＳ
Ｎを決定するために他のシステムを同期的にポーリング
する必要がある（これを効率よく行うには種々の方法が
ある）。しかしながら時間遅れのCommitted ＬＳＮを
用いることは可能である。最悪の場合でもこれは不要な
ロックを生じさせるだけであり、確約されないデータは
決して読取られることはない。ＤＳでは異なったバッフ
ァプール内に夫々のページの２以上のコピーがありうる
から、与えられたシステムが与えられたページの最後の
バージョンをすでに知っていないかぎり本発明の利用性
は低下する。ＤＳはＮＤＳと比較してページロックが行
われる時不利となるが、本発明を適用しないＤＳに比較
するとまだ良い。

【００６５】以上本発明の特定の実施例について述べた
が種々の変更が可能である。特に、Global Committed
ＬＳＮを維持する際に、それがしばしば必要となるの
でなければ必要なときにのみそれを計算した方がコスト
的に有利である。Global Committed ＬＳＮの連続的
なトラッキングを行うための方法は種々ある。回復マネ
ージャは現在活性な更新トランザクションのBegin Ｌ
ＳＮのトラックを維持するために優先権待ち行列を用い
てもよい。あるいは回復マネージャは経過時間、更新ト
ランザクションの終了回数、ログの量等により、規則的
なインターバルをもってGlobal Committed ＬＳＮを計
算してもよい。

【００６６】Object Committed ＬＳＮを維持する他
の方法は各トランザクション及びそれが更新する各オブ
ジェクトについて、そのオブジェクトに対しトランザク
ションがなす第１更新のログレコードのＬＳＮの下限を
トラックすることである。この情報はそのオブジェクト
に関連する仮想記憶記述子情報内に維持することが出来
る。この場合Object Committed ＬＳＮを必要とする
トランザクションはCommitted ＬＳＮとしてトラック
されたＬＳＮ値の最小値とEnd of Log ＬＳＮを用
いることが出来る。このようにして計算されるCommitte
d ＬＳＮは上記の実施例から得られる値より大きいか
あるいは等しいことになる。

【００６７】本発明はデータベースのすべてのページに
対するログ変更を行わず、ページ見出しにPage ＬＳＮ
を記憶しないトランザクションシステム内でのワークに
拡張しうる。そのようなシステムでは、更新された各ペ
ージを得るために最も最近のトランザクションのトラッ
クを維持し、ロッキングを減少するために上述のGlobal
Committed ＬＳＮまたはObject Committed ＬＳ
Ｎと比較してのPagd ＬＳＮと同様にこの情報を用いるシ
ステムが必要である。

【００６８】本発明はページロッキングトランザクショ
ン処理システムに有用であるのみにならず、レコードレ
ベルロッキングシステムのように下位の細分化ロッキン
グを使用する場合にも等しく（あるいはそれ以上に）有
用である。また本発明はシャドーページングおよびロギ
ングを用いるシステムのような書込アヘッドロギングを
用いないシステムにも有用である。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のトランザクション処理システムのブロ
ック図であって、特に本発明により使用されるバッファ
プールおよび回復ログを示す図。

【図２】Global Committed ＬＳＮを初期化し維持す
るための方法のフローチャート。

【図３】図２のフローチャートに対応する擬似コードを
示す図。

【図４】Object Committed ＬＳＮを初期化し維持す
る方法のフローチャート。

【図５】図４のフローチャートに対応する擬似コードを
示す図。

【図６】Committed ＬＳＮを用いるページのアクセス
方法のフローチャート。

【図７】図６のフローチャートに対応する擬似コードを
示す図。

【図８】ページにラッチを得る方法を示すフローチャー
ト。

【図９】図８のフローチャートに対応する擬似コードを
示す図。

【図１０】本発明のGlobal Committed ＬＳＮおよび
Object Committed ＬＳＮを用いる回復ログの一例を
示す図。

【図１１】トランザクションおよびCommitted ＬＳＮ
の一例を示す図。

【符号の説明】

２０ トランザクション処理システム ２２ コンピュータ ２４ ディスクメモリ ２６ 自動テラーマシン（ＡＴＭ） ２８ ＣＰＵ ３０ 揮発性メモリ ３２ バッファプール ３３ ページ ３４ 回復ログ ３５ Page ＬＳＮ ３６ Global Committed ＬＳＮ ３８ａ Object Committed ＬＳＮ ３８ｂ Object Committed ＬＳＮ

Claims (15)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】夫々データユニットの最も新しい変更の時
   より後ではない時点を反映する識別子により識別される
   ２以上のデータユニットを有するコンピュータ化データ
   処理システムにおいて、コンピュータにより行われるべ
   き下記（ａ）〜（ｄ）のステップを含む２以上のプロセ
   スの内の選ばれた一つのプロセスにより上記データユニ
   ットの選ばれた一つのデータユニットにアクセスするト
   ランザクション処理方法： （ａ） 上記データユニットの内の少くともいくつか
   の、その時最も古い処理中の変更を少くとも同じ古さに
   反映する第２識別子を維持するステップ； （ｂ） 上記第２識別子を上記選択されたデータユニッ
   トの識別子と比較するステップ； （ｃ） 上記選択されたデータユニットの識別子が上記
   第２識別子より古くない時よりもこの選択されたデータ
   ユニットの識別子が第２識別子より古いときにより少い
   コンピュータインストラクションを用いて、データユニ
   ットへの他のプロセスのアクセスと両立しうるように上
   記選択されたプロセスについてのデータユニットに対す
   るアクセスを得るステップ；および （ｄ） この選択されたプロセスによりそのデータユニ
   ットを読取るステップ。
2. 【請求項２】前記第２識別子は前記データユニット全体
   についてそのとき最も古い処理中の変更を識別する請求
   項１記載の方法。
3. 【請求項３】前記第２識別子は前記選択されたデータユ
   ニットを含むデータユニットサブセットのそのとき最も
   古い処理中の変更を識別する請求項１記載の方法。
4. 【請求項４】アクセスを得るための前記ステップ（ｃ）
   は前記選択されたデータユニットの識別子が前記第２識
   別子より古いときにそのデータユニットをラッチし、上
   記選択されたデータユニットの識別子が第２識別子より
   古くはないときそのデータユニットをロックするステッ
   プを含み、上記ラッチは上記ロックより少いコンピュー
   タインストラクションを含んでいる請求項１記載の方
   法。
5. 【請求項５】前記データユニットはデータページを含ん
   でいる請求項１記載の方法。
6. 【請求項６】前記データユニットはデータレコードを含
   み、複数のそのようなレコードが１つのデータページに
   含まれている請求項１記載の方法。
7. 【請求項７】前記選択されたデータユニットの識別子は
   回復ログのシーケンス番号を含んでいる請求項１記載の
   方法。
8. 【請求項８】前記データユニットはすべての試みられた
   変更を行うかあるいは変更を行わないプロセスにより変
   更される請求項１記載の方法。
9. 【請求項９】前記第２識別子は変更プロセス毎に更新さ
   れる請求項８記載の方法。
10. 【請求項１０】夫々のデータユニットの最も新しい変更
    時より古くはない時を反映する識別子手段により識別さ
    れる２以上のデータユニットを含むと共にアクセスが得
    られているデータユニットを読取る手段を含むデータ処
    理システムにおいて、下記（ａ）〜（ｃ）の手段を備え
    たトランザクション処理システム： （ａ） 上記データユニットの内の少くともいくつかの
    その時最も古い処理中の変更と少くとも同程度に古い時
    を反映する第２識別子を維持する手段； （ｂ） この第２識別子を上記データユニット識別子手
    段と比較する手段；および （ｃ） 上記選択されたデータユニットの識別子が上記
    第２識別子より古くない場合よりも上記選択されたデー
    タユニットの識別子が上記第２識別子より古い場合に、
    より少いコンピュータインストラクションを含んでい
    る、データユニットへの他のプロセスのアクセスと両立
    しうるように上記選択されたプロセスについてのデータ
    ユニットへのアクセスを得るための手段。
11. 【請求項１１】前記アクセスを得るための手段は前記選
    択されたデータユニットの識別子が前記第２識別子より
    古いときデータユニットをラッチするためのコンピュー
    タインストラクションと、この選択されたデータユニッ
    トの識別子が上記第２識別子より古くはないときデータ
    ユニットをロックするためのコンピュータインストラク
    ションとを含み、上記ラッチ用コンピュータインストラ
    クションは上記ロック用コンピュータインストラクショ
    ンより少数である請求項１０記載のシステム。
12. 【請求項１２】前記データユニット識別子手段は回復ロ
    グシーケンス番号を含んでいる請求項１０記載のシステ
    ム。
13. 【請求項１３】夫々データユニットの最終変更の時より
    古くはない時を反映する識別子手段により識別される２
    以上のデータユニットを含むデータ処理システムに用い
    るための、下記（ａ）〜（ｄ）の手段を含むコンピュー
    タプログラム（磁気等の媒体に記録される）： （ａ） 上記データユニットの内の少くともいくつか
    の、その時最も古い処理中の変更と少くとも同じ程度に
    古い時を反映する第２識別子を維持する手段； （ｂ） 第２識別子をデータユニット識別子手段と比較
    する手段； （ｃ） 選択されたデータユニットの識別子が第２識別
    子より古くはない場合よりもその選択されたデータユニ
    ットの識別子が第２識別子より古い場合に、より少いコ
    ンピュータインストラクションを含む、データユニット
    への他のプロセスのアクセスと両立しうるように選択さ
    れたプロセスについてのデータユニットへのアクセスを
    得る手段；および （ｄ） 上記データユニットを読取る手段。
14. 【請求項１４】前記アクセスを得る手段は前記選択され
    たデータユニットの識別子が前記第２識別子より古いと
    きデータユニットをラッチするコンピュータインストラ
    クションと、上記選択されたデータユニットの識別子が
    上記第２識別子より古くはないときにデータユニットを
    ラッチするコンピュータインストラクションとを含み、
    上記ラッチ用コンピュータインストラクションは上記ロ
    ック用コンピュータインストラクションより少数である
    請求項１３記載のプログラム。
15. 【請求項１５】前記データユニット識別子手段は回復ロ
    グシーケンス番号を含んでいる請求項１３記載のプログ
    ラム。