JPH06168169A - ログフォースなしに仮定コミットを持つ２相コミットプロトコルを使用する分散トランザクション処理 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 仮定コミット２相コミットプロトコルを使用
する分散トランザクション処理システムで、調整子によ
るログ記録の強制書き込みを除去する。 【構成】 昇順でトランザクションにその識別子（ＴＩ
Ｄ）を割り当て、トランザクションがコミット準備がで
きている場合、調整子プロセスにコミット指令を送出
し、調整子プロセスは永久記憶装置と揮発性メモリを有
するサイトで実行し、コミット準備ができているトラン
ザクションのＴＩＤがその選択範囲内にあるかどうかを
決定し、もしコミット準備ができているＴＩＤがその選
択範囲内にあるなら、従属子プロセスに準備メッセージ
を送出し、もしコミット準備ができているＴＩＤがその
選択範囲内にないなら、ＴＩＤが従属子プロセスに準備
メッセージを送出する前に選択範囲内にあるようコミッ
ト準備ができているトランザクションのログ記録を含め
て、揮発性ログ記録を永久記憶装置に書き込む。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【技術分野】この発明は分散計算システムの動作に関連
し、さらに特定すると分散トランザクション処理システ
ムのコミットプロトコル（commit protocol ）に関連し
ている。

【０００２】

【背景技術】トランザクション処理を使用する計算機シ
ステムは、特定の「コミット」が実行されるまで、どん
な永久記憶装置もデータアイテムで行われないか、ある
いはどんな変化もシステムの他のノードに見えないかを
保証するコミットプロトコルを採用している。トランザ
クション処理で一般に使用されたこれらのプロトコルの
１つは、モーハン（Mohan ）とリンドセイ（Lindsay ）
の「分散トランザクションのプロセスモデルのトリーに
対する有効なコミットプロトコル（EfficientCommit Pr
otocols for the Tree of Processes Model of Distrib
uted Transactions）」、分散計算原理の第２ＡＣＭ
ＳＩＧＡＣＴ／ＳＩＧＯＰＳシンポジウム議事録（Pro
c,2nd ACM SIGACT/SIGOPS Symposium on Principles of
Distributed Transactions）、1983年８月17日により
詳細に記述された、いわゆる「２相コミット（two phas
e commit）」あるいは「２ＰＣ」である。２相コミット
プロトコルは「仮定アボート（presumed-abort）」ある
いは「仮定コミット（presumed-commit ）」タイプのも
のであり得る。仮定アボート２相コミットプロトコル
は、仮定コミット２相コミットプロトコルの代わりに、
分散トランザクションのコミットメントを調整するため
に現行のトランザクション処理システムで一般に使用さ
れている。それにもかかわらず、仮定コミットプロトコ
ルは多くの局面で明らかな利点を有している。というの
は、コミットされたトランザクションの各従属子（subo
rdinate ）が、コミットメッセージに応じて調整子（co
ordinator）に最終肯定応答（final acknowledge ）を
送出する必要はないが、しかしアボートを肯定応答しな
ければならないからである。仮定アボートにより、この
最終肯定応答は調整子からのアボートメッセージには必
要でないが、しかしコミットメッセージには必要であ
る。トランザクションコミットはそれらがアボートする
よりずっと頻度が多い。それ故、仮定コミットプロトコ
ルは仮定アボート変形（variant ）よりさらにしばしば
この最小肯定応答を節約する。このように仮定コミット
プロトコルの性能改善を実現するよう、これから説明さ
れるように、現行の仮定コミット信頼性を無視すること
が所望される。

【０００３】仮定アボートプロトコルはコミット調整子
に要求とされたアクティビティのために従前のワークの
仮定コミットの代わりに選ばれている。仮定アボートプ
ロトコルにより、従属子（また集団［cohort］と呼ばれ
たもの）が、トランザクションのステータスが何である
か（もし調整子がその記録を有するなら）を調整子プロ
セスに問合せする場合には何時でも、トランザクション
はコミットされる。さもなければ、情報が存在しない
と、調整子プロセスはトランザクションがアボートされ
ることを示す。これはトランザクションがコミットする
まで調整子プロセスが情報を安定にする（ディスク記憶
装置に書き込む）必要がないことを意味する。というの
は、任意の以前のクラッシュがアボートしたと仮定さ
れ、かつこれがたまたま生起したものと一致しているか
らである。すべての集団が最終メッセージを肯定応答し
た場合に、調整子は（非強制［non-forced］）終了トラ
ンザクション記録を結局書き込む。このことは調整子が
その記憶された状態をガーベージ収集し（garbage coll
ect ）、かつガーベージ収集情報がシステムクラッシュ
にわたって持続することを許容する。

【０００４】仮定コミットプロトコルに対して、調整子
プロセスはどのトランザクションがアボートしたかを明
確に知る必要がある。伝統的に、このことは、２相コミ
ットプロトコルが開始される時点で、トランザクション
がうまくコミットしなかった事実を調整子がログに強制
することを意味し、それはプロトコル開始でログ記録を
有するが、完成を示さないことを意味している。これら
の不完全プロトコルトランザクションはアボートされた
トランザクションのリストに追加される。さらに、プロ
トコル開始ログ記録はアボートリスト情報のガーベッジ
収集を許容し、すなわち揮発性メモリに保持される。予
期されたすべての肯定応答が受信された時点で、調整子
は別の問合せが受信されないことを知る。それ故、トラ
ンザクションに対するアボート情報は放棄できる。終了
トランザクション記録はこれを安定に示す。

【０００５】費用の追加となるのは２相コミットプロト
コルの開始におけるログ記録の調整子による強制であ
る。この過剰の強制書き込みは２相コミットプロトコル
を介して完了する各トランザクションを招く。そこで、
本発明の目的はこの過剰のログフォースを除去し、仮定
コミット形の２相コミットプロトコルの恩恵を保存する
ことである。

【０００６】

【発明の開示】本発明はその広い形でクレームに引用さ
れた２相コミットプロトコルに属している。本発明の一
実施例によると、分散トランザクション処理システムに
対する２相コミットプロトコルは仮定コミット形態を採
用するが、但しコミット手順の開始において通常書き込
まれた初期「コミット」記録が、「準備（prepare ）」
メッセージが従属子プロセスを送出する前に、強制され
たログ書き込みの代わりに非強制タイプのものであるこ
とが例外である。すなわち、「コミット」記録はログバ
ッファ、すなわち揮発性メモリに書き込まれるが、しか
しログバッファはディスクに直接即時に書き込まれる必
要はなく、そしてディスクへの書き込みに固有な性能劣
化は回避される。クラッシュあるいは通信損失に続く従
属子処理からの問合せに回答することを調整子が許容す
る必要のある情報を与えるために、不確定なトランザク
ションの組を制限する（circumscribing）技術が採用さ
れる。トランザクションはトランザクションＩＤ（Ｔ
ＩＤ）により識別された昇順で付番される。コミッティ
ングトランザクションのトランザクションＩＤが最高に
付番された安定記録トランザクションＩＤから開始する
番号のあらかじめ選択されたある範囲内にあるのでなけ
れば、コミット動作が始まることは許容されない。すな
わち、もしもトランザクション番号がディスク記憶装置
に書き込まれた最後の初期「コミット」記録からずっと
遠くに移動されるなら（かつクラッシュを残存できるな
ら）、この初期コミット記録（および他の任意のまだ安
定に記録されないもの）は揮発性メモリに保持される代
わりにディスクに書き込まれる。たいていのコミットト
ランザクションはこのようにディスク書き込み（強制さ
れたログ）を待機することなしに進行し、性能は改善さ
れる。不確定トランザクション（それらがコミットされ
るか、アボートされるか、あるいは決して開始されない
かは分からないが）の組を制限する技術が開示され、従
ってこの組は問合せに答えるためにキャッシュ（cache
）あるいは揮発性メモリに蓄積でき、かつシステムク
ラッシュの後で再構成できる。

【０００７】本発明の詳細な理解は添付図面とともに実
例によって与えられた好ましい実施例の以下の記述から
得ることができる。

【０００８】

【実施例】図１を参照すると、そこには通信リンク10お
よび多数のノード11, 12, 13, 14, 15等を有する分散計
算機システムが例示されている。リンク上の通信方法は
イーサネット（Ethernet）、トークンリング（token ri
ng）、ＦＤＤＩあるいはそのような他のローカルエリア
回線網構成であってもよく、かつまた遠隔回線網へのマ
イクロ波あるいは衛星リンクを含んでいてもよい。接続
リンクそれ自身は、光ファイバ、撚線ペア配線、あるい
は同軸ケーブルのような多数の商用技術のいずれかであ
り得る。リンク10の特定のタイプの構造とその動作方法
はこの発明に関する部分ではなく、必要なものは分散ト
ランザクション処理システムが実現できるような計算機
ノード間の通信リンクを確立するいくつかの手段であ
る。図２を参照すると、ノード11, 12等の各々はシステ
ムバス19に連結された主メモリ17とディスク記憶装置18
を持つＣＰＵ16を通常含んでいる。回線網アダプタ20は
通信リンク10とのインタフェースを取り扱う。ノードは
デスクトップワークステーション、あるいはサーバーと
して作用するミニコンピュータ、あるいは例えばディス
ク記憶装置、もしくは他の回線網へのブリッジ、あるい
は長距離リンクのような共用システムリソースであって
もよい。１ダースあるいは数百あるいは数千のノード
（サイト）11−15が存在しよう。

【０００９】図２のノードの適当な構造の一例として、
ＣＰＵは例えばレビー（Levy）とエックハウス（Eckhou
se）の「計算機プログラミングとアーキテクチュア：Ｖ
ＡＸ（Computer Programming and Architecture ：VAX
）」、第２版、ディジタルプレス（Digital Press
）、1989年により記述されたＶＡＸ^TMアーキテクチュ
アであってもよい。ＶＡＸアーキテクチュアの単一チッ
プＣＰＵは、本発明の譲受人であるディジタル・イクイ
ップメント・コーポレーション（Digital EquipmentCor
poration ）に譲渡された、サンダー（Sander）、ウー
ラー（Uhler ）およびブラウン（Brown ）の米国特許第
5,006,980 号に開示されている。ＣＰＵ16はＥＰ出願第
91401782.7号に開示された高級64ビットＲＩＳＣアーキ
テクチュアであってもよく、これもまたディジタル・イ
クイップメント・コーポレーションに譲渡されている。
もちろん代案として、ＣＰＵはインテル386 あるいは48
6 アーキテクチュア、あるいはＭＩＰＳ Ｒ3000あるい
はＲ4000ＲＩＳＣアーキテクチュアのような他の多くの
タイプのものであってもよい。

【００１０】図１および図２の分散システムでの実行は
いくつかの商用的に利用可能なタイプの内の任意の１つ
であるデータベース管理システムのような分散的適用で
ある。分散データベースシステムにおいて、トランザク
ションの作用（それは一貫性と復元の最小単位である）
は１つ以上のノード（もしくはサイト）11, 12, 13等で
生起しよう。トランザクションは多重データ操作と、単
一トランザクションを構成する定義ステートメントを含
んでいる。分散トランザクションコミットプロトコル
は、（１）トランザクションのすべての効果が持続する
か、あるいは（２）たとえリンク10もしくはノード11,
12等の１つの障害およびメッセージの損失があっても、
どの効果も持続しないために必要である。コミットプロ
トコルは分散トランザクション実行の一様コミットメン
トを保証している。

【００１１】開始したすべてのトランザクションが結局
コミットするわけではない。コミットしないトランザク
ションはアボートと呼ばれる。その理由の中には、アボ
ートしたトランザクションは、パワーが故障したか、シ
ステムがクラッシュしたか、他のトランザクションとの
同時衝突（concurrent conflict ）が生じたか、あるい
はユーザー（もしくはその応用プログラム）が他のエラ
ーを検出しかつ明確にアボートしたかがある。

【００１２】図１および図２のシステムで実行する分散
データベースシステムは種々のノード上で実行する多数
のプロセスを含み、その各々はもしトランザクションが
アボートされる必要があるなら作用を取り消すようなや
り方でトランザクションの作用を暫定的に実行できる。
データは図３のデータ記憶装置21のような種々のノード
11, 12等の非揮発性位置に蓄積され、かつそのような各
データ記憶機能はコミットプロトコルの実行およびデー
タ記憶装置21へのトランザクションの変化の間にトラン
ザクションへの任意の状態変化を記録するために使用で
きるログ22を有している。一般にこれらのログ記録はノ
ードのディスク18のような安定な非揮発性記憶の一部分
であるログファイル22に逐次書き込まれる。

【００１３】ログファイル22が書き込まれる場合、非揮
発性ディスク記憶装置18に設定するために主メモリ17の
ログ「バッファ」に書き込みを一時的に行うことができ
る。このように、ログは主メモリ17を揮発的にし、かつ
後でディスク記憶装置18に書き込まれる。もしコミット
プロトコルが「強制されたログ書き込み（forced logwr
ite）」を使用するなら、ログ記録（およびすべての先
行するもの）は主メモリ17のログバッファからディスク
18の安定記憶装置の永久ログに書き込まれる。ログ記録
を書き込むプロセスは、この強制されたログ書き込みが
完了するまでそのシーケンスで継続することを許容され
ない。もしサイト（ノード11, 12等）がクラッシュする
と、揮発性メモリ17の内容は失われるが、しかしもし強
制されたログ書き込みが完了するなら強制された記録は
ディスク記憶装置18のログ22に与えられ、かつかつクラ
ッシュを残存するものと仮定されている。サイトが再ス
タートされる場合に、ログはこの記録を含めてディスク
18から読み取ることにより再生できる。

【００１４】もし強制されたログ書き込みがコミットプ
ロトコルに含まれるなら、記録は非同期態様で書き込ま
れ、すなわち主メモリ17のメモリバッファに書き込まれ
るだけであり、かつ強制されたログ書き込みに遭遇する
場合、あるいは記録を含むバッファが充填される場合の
ように後のある時間でディスク18に移動することが許容
される。ログ記録の後のプロセスは安定な記憶装置18へ
の書き込みを待機することなく実行し続ける。そこで、
もしメモリ17へのログ書き込みの後ではあるが、しかし
ディスク18への書き込みの前にサイトがクラッシュする
なら、記録はクラッシュを残さないであろう。このよう
に強制されたログ書き込みはさらに頑丈である（残存は
保証される）が、しかしログを強制するプロセスの実行
が損なわれ、すなわち応答時間が増大されることが問題
である。メモリ17への書き込みにＣＰＵ16により使用さ
れた時間は多分、数ＣＰＵサイクル（例えば数百ナノ
秒）であり、一方、ディスク18への書き込み、および完
了の確認を受信するのに必要な時間は多分、数ミリ秒、
すなわち10,000倍も大きい。従って、可能な限り強制さ
れた書き込みを回避する性能の立場からそれは極めて重
大である。

【００１５】上に参照されたモーハンとリンドセイによ
り与えられた説明を使用すると、標準２相コミットプロ
トコル、および仮定アボートと仮定コミットと呼ばれた
変量は、本発明の新しい形態を示す前に背景として記述
されよう。

【００１６】コミットプロトコルはいくつかの要件を有
している。第１に、それはトランザクションの保証され
た最小単位を生成しなければならない。一度トランザク
ションがコミットされると、コミットは全体として完了
された状態に到達するか、あるいは全く完了しないかの
いずれかでなければならない。部分的な完了はあり得な
い。そこでもしも分散システムのサイトあるいは任意の
部分がコミット動作の間にクラッシュするなら、システ
ムはすべての部分的に完了した部分が除去される状態に
回復されなければならない。第２に、システムはある時
間の後でコミット処理の結果を「忘却する（forget）」
ことができなければならない、すなわち、陳腐なデータ
（stale data）を運び続けない。というのは、クラッシ
ュが起こらない場合にデータを必要とするもっともらし
さ（likelihood）は迅速に減少するからである。第３
に、性能の理由で、ログ書き込みとメッセージ送出のオ
ーバーヘッドを最小にすることが好ましい。第４に、シ
ステムクラッシュが希なことであるから、大部分の時間
でコミットプロトコルは障害なしに最後まで進行し、か
つログされた記録を回復する必要はなく、従って性能は
障害がない状態で最適化されるべきである。そして第５
に、余り必要ではない読取専用トランザクションはシス
テム性能を最適化できる場合にはいつでも利用されなけ
ればならない。

【００１７】２相コミットプロトコルは、図１のシステ
ムのように分散トランザクション実行のモデルを使用
し、それにはユーザー応用に結び付いている調整子（co
ordinator ）と呼ばれた唯一のプロセスと、従属子（su
bordinate ）と呼ばれた一組の他のプロセスが存在して
いる。図４を参照すると、データベース管理システムの
ような応用プログラム24はトランザクションのコミット
ステージが到達される場合にコミット調整子25と呼ばれ
るプロセスを呼び出し、調整子25は制御を行う。従属子
プロセス26は図１のノード11−15の個別のもので実行す
るプロセスであり、かつ調整子25は１ノードで実行する
プロセスである。

【００１８】トランザクションはトランザクションＩＤ
あるいはＴＩＤと呼ばれる大域的に独自な名前を有する
と仮定され、かつプロセスはまたプロセスＩＤと呼ばれ
た大域的に独自な名前を有するものと仮定されている。
このプロセス名はプロセスの位置（ノード）を示してい
る。一般にプロセスはサイトからサイトに移動しない。
プロセスは分散トランザクションの機能を一緒に遂行す
る。

【００１９】図５および図６を参照すると、それには障
害のない条件の下で２相コミットプロトコルがまず記述
されている。コミットが所望されるトランザクションの
点に応用プログラム24（「ユーザー」）が到達する場
合、メッセージあるいは指令は図５のアイテム27により
表されたように調整子25（「コミット・トランザクショ
ン」指令）に送られる。調整子25は各々がトランザクシ
ョンをコミットすべく準備されているかどうかを尋ね
て、アイテム28により表されたように「準備」メッセー
ジを各従属子26に並列に送出することでコミットプロト
コルの位相１を開始する。図６において、従属子プロセ
ス26の動作が表されている。すなわち、各従属子26はア
イテム29で準備メッセージを受信し、かつ、アイテム30
で、もしもトランザクションをコミットしようとするな
ら各従属子をまず決定し、かつもしそうならアイテム31
で「準備」ログ記録の強制書き込みをまず行い、かつ次
にアイテム32で調整子25に「肯定投票（yes-vote）」を
送出する。すると、各従属子26はアイテム33で調整子25
から「コミット」メッセージあるいは「アボート」メッ
セージを待機する。「肯定投票」を送出するプロセスは
準備状態にあると言われる。動作は図７と図８に示され
たような状態ダイヤグラムにより表すことができ、そこ
では調整子と従属子プロセスはそれぞれアイドル状態27
ａあるいは29ａを有している。従属子プロセスはアイテ
ム31の準備記録の強制書き込みを行うことにより準備状
態31ａに進む。トランザクションがアボートされること
を望む各従属子26は図６のアイテム34でそのログのアボ
ート記録の強制書き込みを行い、次にアイテム35で「否
定投票（no-vote ）」を調整子25に送る。「否定投票」
は１つの投票であり、かつそのような「否定投票」を送
出する従属子26はトランザクションが調整子25によりア
ボートされることを知り、従って従属子26はトランザク
ションをアボートし、そのロツクを解除し、かつその揮
発性記憶装置でこのトランザクションについての何の情
報も保留しない（トランザクションを「忘却する」）
（アイテム36で）。図７の状態ダイヤグラムにおいて、
従属子プロセスはアイテム34でアボート記録の強制書き
込みを行うことによりアイドル状態に留まる。

【００２０】図５において、調整子25がその従属子26か
ら投票を受信した後、２相プロトコルの第２位相が開始
される。すべての「肯定投票」がアイテム37で受信され
た場合、調整子25はアイテム38でコミッティング状態に
進み、アイテム38で「コミット」記録のログ強制を行
い、かつ「コミット」メッセージをすべてのその従属子
26に送出する。永久記憶装置18への強制されたログがア
イテム38で完了し、アイテム34でトランザクションはコ
ミット点に移り、かつ「完了した」メッセージは応用プ
ロセス24に送出される。図８において、アイテム38でコ
ミット記録の強制されたログはコミッティング状態38ａ
にプロセスを置く。コミット点が通過される場合にメッ
セージは図５のアイテム40でトランザクションがコミッ
トされるようユーザーに送出できる。図６において、ア
イテム33でコミットメッセージを受信する各従属子26は
コミッティング状態に移り、アイテム41でコミット記録
の強制された書き込みを行い、かつアイテム42で「肯定
応答（acknowledge ）」メッセージを調整子25に送出
し、次にトランザクションをコミットし（アンロック
等）、かつトランザクションを「忘却」する。図７にお
いて、アイテム41におけるこの強制された書き込みはア
イドル状態29ａにプロセスを戻す。しかし１つの「否定
投票」では、アイテム43でアボート記録の強制された書
き込みが行われるアボート状態に調整子25（図５）を移
動し、かつ「アボート」メッセージはアイテム44で準備
状態である従属子のみに送出される。図８において、ア
イテム43の強制された書き込みは調整子プロセスをアイ
ドル状態27ａに戻す。図６において、もし従属子プロセ
スがアイテム33で「アボート」メッセージを受信するな
ら、それはアイテム45でアボート状態に移りかつアボー
ト記録を強制書き込みし、次に肯定応答メッセージを調
整子25に送出し（アイテム46）、トランザクションをア
ボートしかつそれを「忘却」する（アイテム47）。これ
は図７の状態ダイアグラムで分かり、そこではアイテム
45におけるアボート記録の強制されたログは準備状態31
ａからアイドル状態29ａにプロセスを移動する。図５に
おいて、調整子プロセス25は、位相２でメッセージを送
出した（アイテム40）アイテム48におけるすべての従属
子26から肯定応答メッセージを受信した後、アイテム49
で終了記録を書き込み、かつトランザクションを「忘
却」し、図８のダイアグラムのアイドル状態27ａに戻
る。

【００２１】従属子26がアイテム42と46で肯定応答メッ
セージを送出する要件は、アイテム48で調整子25が、す
べての従属子が結果（コミットあるいはアボートした）
を確実にすることを許容する。肯定応答メッセージが送
出される前にアイテム41あるいは45でコミット記録ある
いはアボート記録の強制書き込みを各従属子が行うとい
う要件は、障害の場合に、「コミット」あるいは「アボ
ート」メッセージを肯定応答した後で従属子プロセス26
が最終結果について調整子25を決して問合せないことを
意味している。一般原理は、もし従属子プロセス26がア
イテム42あるいは46で肯定応答メッセージを送出するな
ら、この従属子が肯定応答メッセージの内容について調
整子25を決して問合せないことを、肯定応答する前に、
アイテム41あるいは45で強制されたログ記録により確実
にしなければならない。この原理はトランザクションの
最小単位を保証する必要がある。

【００２２】図９を参照すると、任意のサイト11−15に
おけるプロセスにより行われたログ動作（強制されたか
そうでない）により創成されたログ22の記録54は、「準
備」、「終了」等のような記録のタイプを与えるタイプ
フィールド55、記録を書き込むプロセスを識別するフィ
ールド56（プロセスＩＤ）、調整子プロセス25を識別す
るフィールド57、および、従属子により書き込まれた記
録を準備するために、フィールド58の書込器（writer）
によりフィールド58に保持されたロックの名前、あるい
は調整子により書き込まれた記録をコミットするかアボ
ートするための、フィールド59の従属子の名前、および
トランザクションＩＤ（ＴＩＤ）フィールド60を含んで
いる。他の種々のログ記録は同様なフィールドで必要な
他の情報を有している。これらのログ記録は復元プロセ
スが障害時点で実行するプロセスの状態を再生すること
を許容している。

【００２３】図５−８の旧来の２相プロトコルの実行の
間に、アボートあるいは障害が存在しない場合、各従属
子26は、トランザクションをコミットするために、アイ
テム31と41の準備およびコミット記録の２つの強制書き
込みを行い、かつ２つのメッセージ、すなわちアイテム
32で肯定投票を、アイテム42でコミット肯定応答を送出
する。この局面において、調整子プロセス25は２つのメ
ッセージを各従属子26に送出し、アイテム28と40で準備
およびコミットを行い、アイテム38で「コミット」を強
制書き込みし、かつアイテム49で「終了」を非強制書き
込みする。このアクティビティは標準２相コミットプロ
トコルタイプに対して図１０のテーブルの第１行の２つ
のエントリで集約されている。

【００２４】標準２相コミットプロトコルはサイト11−
15あるいは通信リンク10の障害の局面で検査されよう。
各サイト11−15は任意のサイトが障害を起こしかつ障害
の後で立ち上がる場合にはいつでも入る図４の復元プロ
セス62を有するものと仮定されている。復元プロセス62
の一例は図１１のダイヤグラムに例示されている。復元
プロセス62は他のサイト11−15における他の復元プロセ
ス62からのすべてのメッセージを処理し、かつサイトの
最後の障害の時点でコミットプロトコル25を実行したす
べてのトランザクションを取り扱う。再スタートにより
呼び出されたクラッシュからの復元の部分として、復元
サイトにおける復元プロセス62はアイテム64で安定記憶
装置18のログ22を読取り、かつアイテム65でクラッシュ
の時点でコミットプロトコルを実行したトランザクショ
ンに関連する情報を揮発性記憶装置17に累積する。その
サイトにその調整子25を有したトランザクションについ
て他のサイト11−15からの問合せの回答に使用され（ア
イテム66）、かつこのサイトにその調整子を有したトラ
ンザクションに対して従属子26を有した他のサイトに余
計な情報を送出するために使用されるのは揮発性記憶装
置のこの復元情報リストである。揮発性記憶装置17に情
報リストを有することは、ディスク記憶装置18のログ22
を参照する必要がないから、迅速に回答すべき問合せを
遠隔サイトに許容する。

【００２５】復元プロセス62はアイテム65で集められた
情報リストを通して進行し、もしこのサイトが特定のト
ランザクションＩＤの準備状態の従属子であったことを
そのログ22の記録54から見いだすなら（アイテム67）、
復元プロセスはいかにトランザクションを分解すべきか
を見いだすために調整子25に接触を周期的に試みる（ア
イテム67ａ）。調整子プロセスがトランザクションを分
解し、かつ最終結果の提案する問合せサイトにコミット
あるいはアボートメッセージを送出する場合（アイテム
67ｂ）、「コミット」あるいは「アボート」メッセージ
を受信する場合に従属子に対して図６のアイテム33で復
元プロセスは上述のシーケンスに入る。トランザクショ
ンがクラッシュの時点で実行され、かつどんなコミット
プロトコル（アイテム27）も書き込まれないこと（アイ
テム68）をもし復元プロセスが見いだすなら、それが従
属子あるいはこのトランザクションＩＤの調整子を取り
扱うかどうかを復元プロセスは知りもしなければ注意も
しない。それはその作用を「取り消し（undo）」、もし
あるなら、アイテム68ａでログ記録の「取り消し」を使
用し、ログに「アボート」記録を書き込み、そしてトラ
ンザクションを「忘却」してトランザクションをアボー
トする。もし復元プロセスがアイテム69でコミッティン
グ状態（アイテム38のログされたコミット）のトランザ
クションを見いだすなら、それは準備されたものとして
リストされ（アイテム41）かつアイテム69ｂでそれらの
肯定応答メッセージを待機するすべての従属子に「コミ
ット」を送出するよう（アイテム40、図５）周期的に試
みる。あるいは、もしも復元プロセスがアイテム70ａで
アボート状態のトランザクションを見いだすなら（図５
のアイテム43）、それは準備としてリストされ（アイテ
ム44）かつアイテム70ｂでそれらの肯定応答メッセージ
を待機するすべての従属子に「アボート」メッセージを
送出するようアイテム70ａで周期的に試みる。一度すべ
ての肯定応答メッセージがいずれかのケースで受信され
たなら、復元プロセス62は「終了」記録を書き込み（ア
イテム49）、トランザクションを「忘却」する。

【００２６】もし調整子プロセス25が従属子プロセス26
の障害に注意し、同時にその投票を送出するためこの従
属子を待機するなら（アイテム37）、調整子はアイテム
43,44等で上に規定されたステップを取ることによりト
ランザクションをアボートする。あるいは、もし調整子
が肯定応答メッセージを受信するために待機する場合に
障害に気付くなら（アイテム48）、調整子は復元プロセ
ス62に向かって制御を手渡す。従属子が肯定投票を送出
し（アイテム32）かつ準備状態31ａになる前にもしも従
属子プロセス26が調整子プロセス25の障害に気付くな
ら、この従属子はトランザクションをアボートするが
（アイテム34で、否定投票を送出する一方向アボー
ト）、しかし、他方で、もし従属子が準備状態31ａに進
んだ後で障害が生起するなら、従属子は復元プロセス62
に向かってトランザクションの制御を手渡す。

【００２７】復元プロセス62が準備された従属子サイト
からトランザクションＩＤについての問合せメッセージ
を受信する場合、それは揮発性記憶装置でその情報を考
察する。もしそれがトランザクションがアボート状態か
あるいはコミット状態にあることを述べる情報を有する
なら、それは適当な応答を送出する。もしトランザクシ
ョンについてどんな情報も揮発性記憶装置に見いだされ
ないなら、どんな作用を取るべきかは生起する自然な質
問である。何時そのような局面が生じ得るかを確かめる
検査は次のことを示す。「コミット」および「アボー
ト」の双方が肯定応答されて以来、問合せが行われると
いう事実は、問合わせられた者がトランザクションを
「忘却」した前に問合せ者が「コミット」あるいは「ア
ボート」を受信かつ処理しないことを意味している。そ
のような局面は（１）問合せられた者が「準備」メッセ
ージを送出し、（２）すべての投票を受信しかつコミッ
トあるいはアボートを決定する前にそれがクラッシュ
し、かつ（３）再スタートに際して、それがトランザク
ションをアボートし、かつ任意の従属子を通知しない場
合である。再スタートに際して、問合せられた者はそれ
が調整子あるいは従属子であるかどうかを知らせること
ができない。というのは、どんなコミットプロトコルロ
グ記録もトランザクションに存在しないからである。こ
の事実が与えられると、情報の無いケースの問合せへの
正しい応答は「アボート」メッセージ、従って名前「仮
定アボート」である。

【００２８】２相コミットプロトコルのいわゆる「仮定
アボート」バージョンで、トランザクションについての
任意の情報が存在しないと、復元プロセス62はアボート
に対する問合せ従属子を命令する。アイテム43で、それ
をアボートする決定を行い（例えば否定投票の受信によ
り）、かつアボート記録を書き込んだすぐ後でトランザ
クションを忘却するのは調整子プロセス25にとって安全
であることを検査が示している。このことはアボート記
録が（アイテム43における調整子とアイテム34および45
における各従属子の双方によって）強制される必要がな
く、かつ（従属子によって）アボートに対して肯定応答
（アイテム46）が送出される必要がないことを意味して
いる。さらに、調整子プロセスはアボート記録54（アイ
テム43）の従属子の名前を記録したり、あるいはアボー
ト記録の後で終了記録を書き込む必要がない。また、も
し調整子プロセス25が従属子の障害に気付き、同時にそ
れにアボートメッセージを送出しようと試みるなら（ア
イテム44）、調整子は復元プロセス62に向かってトラン
ザクションを手渡す必要はない。それは調整子のサイト
の復元プロセス62が問合せメッセージを送出する場合
に、従属子がアボートを見いだすようにしよう。仮定ア
ボートプロトコルを生成するための、標準２相コミット
プロトコルからのこれらの変化はコミッティングトラン
ザクションに関して、ログ書き込みとメッセージ送出に
より、プロトコルの性能を変化しなかった。図１０のテ
ーブルの第２行において、仮定アボートプロトコルに必
要な作用が集約されている。

【００２９】読取専用（部分的にせよあるいは完全にせ
よ）であるトランザクションはコミッティングトランザ
クションのダイナミクスを変化し、かつプロトコルはこ
の事実を利用して変更できる。もしトランザクションの
いくつかのプロセスがデータベースの任意の書き込み
（アップデート）を実行せず、同時に他のプロセスがそ
のような書き込みを実行するなら、トランザクションは
部分的に読取専用である。もしどんなプロセスもデータ
ベースに任意の書き込みを実行するなら、トランザクシ
ョンは完全に読取専用である。

【００３０】従属子が準備メッセージを受信する場合
（アイテム29）、２相コミットプロトコルの「読取専
用」トランザクションを考慮に入れて図１２を参照する
と、データベースの任意のアップデートを行うかどうか
（すなわち、「取り消し」あるいは「やり直し（red
o）」ログ記録が書き込まれたかどうか）をそのログの
検査によりアイテム80でまず決定される。もしそうでな
いなら、アイテム81において、それは調整子に「読取」
投票を送出し、そのロックを解放し、かつアイテム82で
トランザクションを忘却する。この場合、従属子はログ
記録を書き込まず、単にアイドル状態に戻るだけであ
る。この従属子プロセス26に関する限り、トランザクシ
ョンが最終的にアボートされるかコミットされるかどう
かは問題ではない。そこで、「読取専用」として調整子
を知らされるこの従属子は調整子によって「コミット」
あるいは「アボート」メッセージを送出する必要はな
い。図１０のテーブルにおいて、列（コラム）は「読取
専用」および「アップデート」トランザクションに対し
て示されている。

【００３１】図１３を参照すると、もし調整子プロセス
が読取専用でありかつ「読取」投票のみを取るなら、２
相プロトコルの第２位相は存在しないであろう。アイテ
ム83において、調整子プロセスはそれが読取専用それ自
身であることを決定し、次にアイテム84においてすべて
の従属子が読取投票を送出することを見いだす。この場
合、従属子と丁度同様に、調整子はトランザクションに
ログ記録を書き込まない。他方、もし調整子あるいは１
つの従属子が肯定投票し、かつ他のどれも否定投票しな
いなら、調整子は標準２相コミットプロトコルとして振
る舞う。しかし肯定投票するそれらの従属子（もしある
なら）の同一性（それらのプロセスのみが準備状態にあ
り、それ故、それらのみがコミットメッセージを送出し
よう）のみをコミット記録54で含むことは調整子にとっ
て十分であることに注意されたい。もし調整子あるいは
従属子の１つが否定を投票するなら、調整子は図５で前
に述べたように振る舞う。

【００３２】完全な読取専用トランザクションに対し
て、調整子あるいは任意の従属子は任意のログ記録を書
き込まないが、しかし従属子のそれぞれは１つのメッセ
ージ（読取投票）を送出し、かつ調整子は１つのメッセ
ージ（準備）を各従属子に送出する。このアクティビテ
ィは図１０のテーブルの第２行、読取専用列に集約され
ている。

【００３３】部分的に読取専用なトランザクションに対
して、コミットする場合に、従属子をアップデートする
ために、調整子はアイテム28で２つのメッセージ「準
備」を送出し、かつアイテム40でコミットし、かつ図１
３で分かるように他のものに１つのメッセージ「準備」
を送出する。調整子は、もし少なくとも１つのアップデ
ート従属子プロセスが存在するなら、２つの記録を書き
込む（図５で分かるように、強制された記録をアイテム
38でコミットし、かつ強制されない終了記録をアイテム
49でコミットする）が、しかし、さもなければ１つの記
録を書き込むだけである（強制されている記録をアイテ
ム85でコミットする）。読取専用従属子は完全に読取専
用なトランザクションと丁度同様に振る舞い、かつアッ
プデート従属子は図６の標準２相コミットプロトコルの
トランザクションをコミットする従属子と同様に振る舞
う。アクティビティは図１０のテーブルの第２行に集約
されている。

【００３４】２相コミットプロトコルにこれらの変更を
行うことにより、いわゆる仮定アホートプロトコルが創
成される。仮定アボートという名前は、情報のない場合
に、トランザクションがアボートされたものと仮定さ
れ、従って問合せに対する復元プロセスの応答はアボー
トメッセージである。

【００３５】仮定コミットプロトコルは仮定アボートプ
ロトコルの代案である。たいていのトランザクションが
コミットすると予想されているから、問題は次のような
ことである。もし、アボートメッセージに肯定応答メッ
セージを要求することにより（標準となる図６のアイテ
ム46）、コミットはコミットメッセージに対して肯定応
答メッセージ（すなわちＡＣＫ）を除去することにより
（図６のアイテム42）さらに安価にすることができる。
要求される単純な概念は、コミットが必要でないとアボ
ートが肯定応答され、かつ従属子によるコミット記録が
強制される必要がないと、アボート記録が強制されるこ
とである。その結果として、情報のない場合に、復元プ
ロセスは従属子が問合せの場合にコミットメッセージに
応答する。しかし、他の局面もこのアプローチに関連し
て考慮されなければならない。

【００３６】調整子プロセスがアイテム28の準備メッセ
ージを送出した場合の状態を考慮すると、１つの従属子
は準備状態に進み、かつ調整子がアイテム37ですべての
投票を収集できかつ決定を行う前に、調整子はクラッシ
ュする。これまで調整子は任意のコミットプロトコルロ
グ記録を書き込もうとしなかった（アイテム38）。クラ
ッシュされた調整子サイトが復元する場合、その復元プ
ロセスはこのトランザクションをアボートし、かつどれ
にも通知することなくそれを「忘却」する。というの
は、従属子についてどんな情報も利用可能でないからで
ある。準備された従属子のサイトの復元プロセス62が調
整子サイトを問合せる場合、その復元プロセスはコミッ
トメッセージに応答し、受け入れられない矛盾を生起す
る。

【００３７】この局面から脱出するやり方は調整子プロ
セスに対して調整子のいずれも準備状態になる前に安定
記憶装置に記録54により従属子の名前を安全に記録する
ことである。すると、調整子サイトがアイテム28の準備
メッセージの送出の後で生起するクラッシュからの復元
をアボートする場合、再スタートプロセスはアボートに
ついて誰に通知する（およびそれから肯定応答を得る）
かを知るであろう。これらの修正は仮定コミットプロト
コルを与える。情報のない場合にトランザクションがコ
ミットされたと仮定され、それ故、問合せに対する応答
はコミットメッセージであるという事実から名前が生じ
る。

【００３８】図１４を参照すると、仮定コミットプロト
コルにおいて、調整子プロセスは仮定アボートとして振
る舞うが、その例外は、（１）第１位相の開始において
（すなわち、準備メッセージを送出する前に）、すべて
の従属子の名前を含み、かつ収集状態に移る記録54の収
集をアイテム86で強制書き込みすること、（２）アイテ
ム38と43でコミット記録とアボート記録の双方を強制書
き込みすること、（３）アイテム46でアボートに対して
のみ従属子からの肯定応答を要求するが、コミットに対
してはそうでないこと、（４）アボート記録の後でのみ
でアイテム49で終了記録を書き込むが（もし収集記録が
書き込まれた後でアボートが行われるなら）、コミット
記録の後ではそうでないこと、（５）アボート状態にお
いてのみ（従属子障害に注意して）復元プロセス62にト
ランザクションを手渡すこと、および、（６）完全な読
取専用トランザクションの場合に、仮定アボートの第１
位相の終了で任意の記録を書き込まない（図１３）が、
しかし仮定コミットにおいて、アイテム87でコミット記
録を書き込み、かつトランザクションを「忘却」するこ
とである。

【００３９】仮定コミットに対して図１５を参照する
と、従属子は仮定アボートとして振る舞うが、ただしア
イテム45でアボート記録のみを強制書き込するが記録を
コミットせず、かつアイテム46でアボートのみが肯定応
答されるがコミットされないことは例外である。再スタ
ートに基づいて、もし特定のトランザクションに対して
復元プロセス62がアイテム86で書き込まれた収集記録54
を見いだすがそれに後続する他の記録はそうでないな
ら、それはアボート記録を書き込み、すべての従属子を
通知し、それから肯定応答を得、終了記録を書き込み、
かつトランザクションを「忘却」する。情報がない場合
に、復元プロセスはコミットメッセージにより問合せに
応答する。

【００４０】完全な読取専用トランザクションに対する
仮定コミットにおいて、調整子は２つの記録を書き込み
（強制されるアイテム86における収集と、強制されない
アイテム87におけるコミット）、かつ各従属子に対して
アイテム28でメッセージ「準備」を送出する。従属子は
ログ記録を書き込まないが、しかし従属子のそれぞれは
アイテム81で１つのメッセージ「読取投票」を送出す
る。

【００４１】コミットする部分的な読取専用トランザク
ションに対して、調整子は従属子をアップデートするた
めに２つのメッセージ（アイテム28で準備し、かつアイ
テム40でコミットする）を送出し、かつ１つのメッセー
ジ（アイテム28で準備する）を他の部分に送出し、かつ
それは２つの記録（アイテム86で収集し、アイテム38で
コミットし、その双方とも強制されている）を書き込
む。読取専用従属子は完全な読取専用トランザクション
と丁度同様に振る舞い、かつアップデート従属子は１つ
のメッセージ（アイテム32で肯定投票）を送出し、かつ
２つの記録（アイテム31で準備し、それは強制され、か
つアイテム88でコミットし、それは強制されない）を書
き込む。

【００４２】図１６と図１７において、状態ダイヤグラ
ムが仮定アボートプロトコルに対して示されている。全
読取専用条件がアイテム83と84を通して検出される場合
に調整子プロセスはアイドル状態27ａから同じアイドル
状態に戻る。もし否定投票が受信され、かつコミットプ
ロトコルがアボートするなら、それはアイテム44を含む
パスによってアイドル状態に戻る。コミット記録の強制
書き込みに基づいて、それはコミッティング状態38ａに
移動し、次に終了記録の強制書き込みがアイテム49で行
われる場合にアイドル状態に戻る。図１７の従属子プロ
セスはこの従属子がアイテム80と81を含むパスを介して
読取専用であることが決定される場合に、同様にアイド
ル状態29ａから同じアイドル状態に戻る。あるいは、も
しプロセスがアイテム35を含むパスを介してアボートさ
れるなら、それはアイドルに戻る。もし強制書き込み準
備記録がアイテム31で書き込まれるなら、プロセスは準
備状態31ａに移動する。それはアイテム41の強制書き込
みコミット記録によるか、あるいはアボート（強制され
ない）のいずれかによってアイドル状態に戻すことがで
きる。

【００４３】図１８と図１９を参照すると、状態ダイヤ
グラムが仮定コミットプロトコルに対して示されてい
る。調整子プロセスはアイテム86の収集記録の強制書き
込みに基づいてアイドル状態27ａから収集状態88にまず
移動する。全読取専用条件がアイテム87のコミット記録
の書き込みに基づいて検出される場合、それはアイドル
状態に戻る。もし否定投票が受信されると、それはアイ
テム43のアボート記録の強制書き込みに基づいてアボー
ト状態43ａに移動する。するとそれはアイテム49の終了
記録の書き込みに基づいてアイドル状態に戻る。仮定コ
ミットに対する図１９の従属子プロセスは図１７のそれ
と同じであるが、アボート記録がコミット記録41の代わ
りに強制書き込みである点は別である。

【００４４】上述の３つのコミットプロトコルの性能は
図１０のテーブルに集約されている。従前の３つのプロ
トコルは、（１）標準２相コミット、（２）仮定アボー
トを持つ２相コミット、および（３）仮定コミットを持
つ２相コミットである。標準２相コミットにおいて、す
べてのトランザクションは完全なアップデートトランザ
クション（読取専用ではない）のように見える。予期さ
れているように、仮定アボートプロトコルは標準２相の
ものより良好に実行される。というのは、いくつかの強
制書き込みとメッセージオーバーヘッドは読取専用トラ
ンザクションに対して低減されるからである。また、仮
定アボートプロトコルは完全な読取専用トランザクショ
ンの場合に仮定コミットより良好に実行され、ここで調
整子によって２つのログ書き込み（強制されたもの）の
節約が存在する。調整子のみがアップデートを行う部分
的な読取専用トランザクションの場合に、仮定アボート
プロトコルは強制書き込みが調整子により節約されると
いう理由で良好に実行される。双方の局面で、同じ数の
メッセージは仮定アボートあるいは仮定コミットのいず
れかに送出されなければならない。１つだけのアップデ
ート従属子を持つトランザクションの場合に、仮定アボ
ートと仮定コミットはログ書き込みによると等しいが、
しかし仮定アボートはアップデート従属子により肯定応
答が送出される余分のメッセージを必要とする。１つ以
上のアップデート従属子を持つトランザクションに対し
て、仮定アボートと仮定コミットの双方は書き込まれる
べき同じ数の記録を必要とするが、しかし仮定アボート
はアップデート従属子の数マイナス１に等しい多数の強
制書き込みを有するであろうが、一方、仮定コミットは
これらの強制書き込みを有しないであろう。これらの強
制書き込みは従属子によるコミット記録の強制に対応し
ている。その上、仮定アボートはアップデート従属子の
数に等しい多数の余分のメッセージを送出しよう（これ
らは肯定応答である）。

【００４５】特定の分散データベースに対して走行する
と予想されているトランザクション混合に依存して、仮
定アボートと仮定コミットとの間の選択を行うことがで
きる。調整子による２相コミットの第１位相の開始時点
で、全体系ベース（system-wide basis ）の代わりに、
この選択はトランザクション・バイ・トランザクション
に基づいて行うことができる。もしこのアプローチが取
られるなら、調整子は準備メツセージで選ばれたプロト
コルの名前（仮定コミットあるいは仮定アボート）を含
むべきであり、かつすべてのプロセスはそれぞれが書き
込む第１コミットプロセスログ記録のこの名前を含むべ
きである。この名前は再スタートプロセスにより送出さ
れた問合せメッセージに含まれるべであり、かつ情報が
ない場合にこの情報は問合せに応じて復元プロセスによ
り使用される。

【００４６】本発明によると、仮定コミットプロトコル
の修正バージョンは強制書き込みを除去することにより
改善された性能を与える。この修正されたバージョンも
またテーブルＡに、「ログフォースのない仮定コミッ
ト」タイプとしてその下側の行にリストされている。こ
の修正されたバージョンの使用により、混合トランザク
ション（いくつかは読取専用であり、いくつかはアップ
デートである）の仮定コミットの利点は強制ログオーバ
ーヘッドを劣化することなく達成できる。

【００４７】非強制仮定コミットプロトコルを使用する
場合、調整子の動作が最初に記述されよう。この記述は
３つのセクション、（Ａ）アップデート従属子を持つア
ップデートトランザクション、（Ｂ）アップデート従属
子のないアップデートトランザクション、および（Ｃ）
読取専用トランザクションである。

【００４８】状態（Ａ）に対して、アップデート従属子
を持つアップデートトランザクションで、図２０ａのア
イテム27において調整子は最初に「コミット」指令（"c
ommit" directive）を受信する。すると調整子は図２０
ａのアイテム28で、トランザクションがコミットできる
かどうかを質問する集団に「準備」メッセージを送出す
る。ここでどんなログ記録も書き込まれず、かつどのロ
グ記録も強制されない。調整子はアイテム90ですべての
集団から応答を受信するよう待機する。

【００４９】もし応答がタイムリーに到着しないなら、
あるいはもし任意の集団が「アボート」を投票するな
ら、調整子はアイテム91でアボート記録（非強制）を書
き込み、かつアイテム92ですべての集団に「アボート」
メッセージを送出する。アボートログ記録は復元がトラ
ンザクションを活性トランザクションテーブルに保持す
る必要がないようにトランザクション（ログの）を終了
するのに役立っている。アボート記録はトランザクショ
ン集団の名前を含んでいる。すべての集団が肯定応答さ
れたアボートメッセージを有する場合（アイテム93）、
調整子はアイテム94の「終了」ログ記録によりこれを記
述し、かつトランザクション（揮発状態からそれを移動
する）を忘却する。終了メッセージは揮発状態のアボー
ト情報が、集団からの別の問合せが到着しないので、安
全に忘却できることを記述する。

【００５０】終了メッセージがログに安定に記録される
（アイテム94）前にシステムが障害を生じるなら、復元
はアボートメッセージを再送出し、かつＡＣＫを待機し
なければならない。もしアイテム94の終了記録が書き込
まれなかったなら、復元は何時アボートされたトランザ
クションが「忘却」できるか、すなわち揮発状態から追
放（purge ）されるかを知らないであろう。アイテム91
あるいは94のこれらのメッセージのいずれもログに強制
されない。

【００５１】丁度説明された方法に多数の可能なバージ
ョンが存在する。その１つに、アイテム91の「アボー
ト」メッセージに従属子が記録されないという選択が行
われる。システムは障害を起こすなら、アボートされた
トランザクションは情報に関連した永久クラッシュに保
持されたものの１つとなろう。別のバージョンでは、図
２０ｂを見ると、すべてのＡＣＫが従属子から受信され
るまでアボートメッセージを書き込まない選択が行われ
る。トランザクションはコミット記録がないとアボート
され（とにかく多くのシステムで）、かつこれはログ書
き込みの節約を許容する。すなわち、アボート記録はす
べてのＡＣＫの後で終了記録（アイテム94）の代わりに
図２０ｂのアイテム95で書き込まれ、かつこれはアボー
トされたトランザクションのただ１つのログ記録であ
る。再び、トランザクションのアボートされた状態を記
述する情報は情報に関連した永久クラッシュの一部分と
なる。

【００５２】もしすべての集団が図２０ａのアイテム90
で「肯定（イエス）」投票して（コミットして）タイム
リーに応答するなら、調整子はアイテム96でコミットロ
グ記録を書き込む。このログ記録はトランザクションの
耐久性（durability）を保証するよう強制される。期待
されたＡＣＫメッセージが存在しないので集団の名前は
含まれない。さらに、集団からＡＣＫが期待されないの
でどんな終了ログ記録も必要とされない。

【００５３】以前の特許出願では、大域トランザクショ
ン（global transactions ）の順次性の保証を助けるた
めにタイムスタンプが使用された。この技術が使用され
るなら、コミット記録はトランザクションのタイムスタ
ンプを含む必要はないであろう。

【００５４】図２０ａあるいは図２０ｂの方法を使用す
ると、最も古いＴＩＤ（以下にＯＴＩＤと記述される）
は以前のクラッシュ以来最も古い活性トランザクション
ＩＤのトランザクションＩＤに限定される。そのような
最も古いトランザクションがコミットあるいはアボート
する時には、（非連続ＴＩＤの場合）最も古く走行して
いる活性トランザクションについてコミットとアボート
記録がマークされる。そのような最後にマークされた記
録はクラッシュについての持続情報（persistent infor
mation）のＯ＿ＴＩＤとなる。

【００５５】このように、図１０を参照すると、図２０
ａあるいは図２０ｂの方法をコミットする場合のこの調
整子アクティビテイのメッセージ／ログコストは、 書き込まれた１記録（強制されたもの） 各Ｒ−Ｏ従属子への１メッセージ 各アップデート従属子への２メッセージ である。

【００５６】状態（Ｂ）に対して、アップデート従属子
のないアップデートトランザクション、調整子の動作は
状態（Ａ）と正確に同じであるが、ただしアップデート
従属子が存在しないことは例外である。

【００５７】状態（Ｃ）に対して、読取専用トランザク
ションである調整子の動作がこれから説明されよう。ア
イテム90ですべての従属子の投票が受信されるまでどん
なログ記録も上のプロトコルに書き込まれない。もしす
べての集団が「読取専用」を投票するなら、トランザク
ションは読取専用トランザクションである。そこで、図
２０ａのパス98を介してアイテム90から「忘却トランザ
クション」状態50までのフローが存在する。すべての集
団はそれらのログを書き込むことなく終了し、かつこの
トランザクションを「忘却」する。従って、調整子が任
意のログ記録を書き込む必要はない。もしシステムが障
害を起こすと（クラッシュ）、仮定コミット要件を記述
するよう導出される情報は、いかにクラッシュに近く読
取専用トランザクションが完了したかに依存して、異な
る結果を暗示しよう。もしこのトランザクションのＴＩ
ＤがＯ＿ＴＩＤより大きいなら、トランザクションはア
ボートされるように見える。もしＯ＿ＴＩＤより小さい
なら、コミットされたように見えよう。しかし、何時も
どんな従属子も問合せを行わないから、このことは重要
ではない。従って、記述がないこと、およびトランザク
ションがコミットされるかあるいはアボートされるのい
ずれかに見えることは重要ではない。従って、メメッセ
ージ／ログコストはこの場合に（図１０を見よ）、 書き込まれた零記録（強制されない） 各Ｒ−Ｏ従属子に１メッセージ である。

【００５８】その結果はいかにシステムが活性プロトコ
ル位相であるトランザクションを正確に取り扱うかであ
るが、しかしそれには安定記録も実在しない。もしトラ
ンザクションのこの組が制限できるなら、問題は復元プ
ロセス62により取り扱うことができる。本発明の実施例
によると、活性プロトコル位相のトランザクションの組
を制限できるが、しかしそれには安定記録は存在しな
い。

【００５９】２相コミットトランザクションの組を制限
するために、トランザクション識別子（ＴＩＤ）は単調
な昇順に手渡されることが仮定されている。基本概念
は、そのトランザクション識別子が安定に記録されたト
ランザクション識別子（Ｓ＿ＴＩＤと規定されている）
のいくつかのΔ（デルタ）内にあるのでなければ、２相
コミットプロトコルを開始することが許容されないこと
である。システムが障害を起こすなら、Ｓ＿ＴＩＤ＋Δ
までの識別子を持つトランザクションのみが活性化でき
る。うまくコミットされたトランザクション（Ｃ＿ＴＩ
Ｄと規定される）はすべてログに安定に記録される。ア
ボートされるトランザクション（ＭＡ＿ＴＩＤと規定さ
れる）は

【数１】ＭＡ＿ＴＩＤ＝｛ＴＩＤ｜ＴＩＤ＜Ｓ＿ＴＩＤ
＋Δ｝−Ｃ＿ＴＩＤ により示される。

【００６０】すなわち、うまくコミットされた（Ｃ＿Ｔ
ＩＤ）であると知られたトランザクションＩＤはＴＩＤ
がＳ＿ＴＩＤ＋Δより小さいようにＴＩＤの組から減算
され、これはＭＡ＿ＴＩＤを残す。これらのＭＡ＿ＴＩ
Ｄに対して、いくつかのトランザクションは明確にアボ
ートされる（ここでＡ＿ＴＩＤと規定される）。このよ
うに、不確定トランザクションの組（これは走行する
が、しかしそれに対してどんな情報も知られず、ここで
Ｉ＿ＴＩＤとして規定される）は、

【数２】Ｉ＿ＴＩＤ＝ＭＡ＿ＴＩＤ−Ａ＿ＴＩＤ である。

【００６１】これらのＴＩＤを持つどんなトランザクシ
ョンもコミットされない。しかしそれらがアボートされ
たかどうか、あるいは決して走行しないかどうかは分か
らない。そして、もしアボートされたなら、それらが２
相コミットプロトコルを始めたかどうか分からない。従
って、問合せがこの組について受信されたかどうかは分
からない。あるいはいかに多くの問合せがこの組につい
て受信されるかどうかも分からない。いかに多くの問合
せが受信されたか、あるいはそれにより集団となる（従
属する）か分からない。しかし、すべてのそのような問
合せはトランザクションがアボートされたという回答を
受信すべきである。

【００６２】組Ｉ＿ＴＩＤのみが永久に記録されるべで
ある。どの集団であるか、あるいはいかに多くのものが
存在するかの情報が存在しないので、それはガーベッジ
収集できない。Ｉ＿ＴＩＤの濃度（cardinality ）は典
型的には小さいであろう（例えば50−100 ＴＩＤよりは
多くない）。このように、安定記録に必要な情報の量は
システムクラッシュの数に比例し、かつ大きくはない。
安定に記録されたトランザクションは仮定コミットプロ
トコルに通常なされるようにガーベッジ収集できる。そ
して、もちろん、一度トランザクションがコミットする
と、「情報」がコミットを仮定しないという理由でその
配列（disposition ）はまったく保持される必要はな
い。

【００６３】それ故、不確定トランザクションと安定に
記録された情報のＴＩＤの組を表す必要がある。Ｉ＿Ｔ
ＩＤに対して選ばれた表現が小さいサイズに対して選ば
れることが重要である。この理由で、２ポート表現が選
ばれ、それは（ｉ）Ｓ＿ＴＩＤの後の不確定トランザク
ションと、（ii）Ｓ＿ＴＩＤの前の不確定トランザクシ
ョンを含んでいる。

【００６４】Ｓ＿ＴＩＤの後の不確定トランザクション
の第１部分はＳ＿ＴＩＤとＳ＿ＴＩＤ＋Δの間のＴＩＤ
を持つ多分実行されたトランザクションの組であり、か
つ領域規定、

【数３】＜Ｓ＿ＴＩＤ，Ｓ＿ＴＩＤ＋Δ＞ によって最も良く表される。これは組のこの部分の非常
に簡単かつコンパクトな表現である。

【００６５】Ｓ＿ＴＩＤの前の不確定トランザクション
の第２部分はコミットされず、かつアボートされたＴＩ
Ｄ＜Ｓ＿ＴＩＤを持つトランザクションであるが、しか
しそれらの集団についてはどんな情報も知られていな
い。さらに、これはＴＩＤの隣接領域ではない。Ｓ＿Ｔ
ＩＤより小さいＴＩＤを持つトランザクションのいくつ
かの組はコミットされ、一方、他のものはアボートされ
た。

【００６６】しかし以下に説明するように決定されたＯ
＿ＴＩＤの識別子を持つ最も古い活性トランザクション
が存在する。Ｏ＿ＴＩＤより古いすべてのトランザクシ
ョンは最後のクラッシュ以来完了しており、かつログに
安定に記録されたそれらのステータス（コミットあるい
はアボート）を有している。それ故、Ｉ＿ＴＩＤを表現
したＯ＿ＴＩＤが記録される。Ｏ＿ＴＩＤより小さいそ
れらのＴＩＤは永久に記録される必要はない。というの
は、それらはすべて完全に知られており、かつ正規にガ
ーベージ収集できるからである。

【００６７】Ｏ＿ＴＩＤとＳ＿ＴＩＤの間でアボートさ
れるトランザクションはコミットされないものである。
いかにしてＯ＿ＴＩＤを決定するか、かつコミットしな
い組をいかにして最良に表すかは、ＴＩＤが連続的に手
渡されるかあるいは非連続的に手渡されるかどうかに依
存している。

【００６８】連続ＴＩＤによって、コミットしないトラ
ンザクションは明確にアボートされる。これらのトラン
ザクションは最も古い活性トランザクションＯ＿ＴＩＭ
のネーミングにより最良に表され、かつアボートされて
以来そのトランザクションを正確に示すビットベクトル

【数４】＜Ｏ＿ＴＩＤ，アボートビットベクトル＞ を蓄積する。

【００６９】Ｏ＿ＴＩＤはログを検査し、コミットある
いはアボートされない最低付番のＴＩＤを観察すること
により見いだすことができる。このことはＴＩＤが与え
られる各トランザクションに対してログ記録が書き込ま
れる（コミットあるいはアボートされる）ことを要求す
る。

【００７０】タイムスタンプのような非連続ＴＩＤに対
して、ＴＩＤは連続的に付番されないが、しかしなお単
調に増大する。このように、Ｓ＿ＴＩＤより小さいＴＩ
Ｄを持つ不確定トランザクションを表す方法は異なって
いる。前と同様に、最も古い活性ＴＩＤ、Ｏ＿ＴＩＤの
概念が使用される。しかし、可能なＴＩＤの空間が大き
いから、ビットベクトルを使用する代わりに、この組が
コミットされたトランザクションの組の完成として表さ
れ、今やリスト形式に表される。それ故、これらは

【数５】＜Ｏ＿ＴＩＤ，Ｏ＿ＴＩＤとＳ＿ＴＩＤ間のコ
ミットされたＴＩＤのリスト＞ により表される。この範囲のアボートされたトランザク
ションの組はコミットされなかった可能なＴＩＤの組に
含まれる。

【００７１】システムクラッシュを救済するやり方でＯ
＿ＴＩＤを識別する必要がある。このＴＩＤはＯ＿ＴＩ
Ｄより小さいＴＩＤを持つ不確定トランザクションが存
在しないことを知らせる（以前のシステムクラッシュに
戻って）。最も古い活性トランザクションがコミットす
ると何時でも、Ｏ＿ＴＩＤを実際にコミットするコミッ
ト記録をそれに示すことができる。システムが正規に実
行される間、どのトランザクションがこの最も古い活性
トランザクションであるかが分かる。システムクラッシ
ュにわたって安定にするためにこの情報をログに入れら
れる。このように、ログは一連の単調に増大するＯ＿Ｔ
ＩＤでマークされよう。クラッシュの前にログに書き込
まれた最後のＯ＿ＴＩＤはＩ＿ＴＩＤを表すのに使用さ
れたＯ＿ＴＩＤである。この戦略は余分のログ書き込み
／フォースなしに「コミットされたＴＩＤ」のリストの
サイズを最小にすることを許容する。

【００７２】Ｉ＿ＴＩＤ情報はコミットプロトコルと復
元プロセスによりアクセスされなくてはならず、かつこ
の情報が固定記憶装置18にあることが必要である。概念
的に、すべてのクラッシュに対するＩ＿ＴＩＤは永久か
つ安定に保持される必要がある。上述のＩ＿ＴＩＤの表
現を与えると、永久に保持されるべき情報は相対的に適
度（modest）であり得る。クラッシュ毎に数百バイトの
情報以上しか必要とされず、それはまったく取り扱える
量である。システムが一日に一度クラッシュし（それは
良く管理されたシステムに対して非常に高い）、かつシ
ステムが一週間に７日動作するとしても、１メガバイト
のクラッシュ関連Ｉ＿ＴＩＤを累積するのに2000日（５
年以上）を要するであろう。

【００７３】最近の情報をキャッシュするのが適当であ
ろう。Ｉ＿ＴＩＤ情報が主記憶装置17に有効に維持され
るのに大き過ぎるようになると、最後のいくつかのクラ
ッシュについて情報をキャッシュすることが可能とな
る。殆どすべてのトランザクション問合せは、最後のク
ラッシュ以来完了したか、あるいは最後のクラッシュの
結果として中断されたトランザクションである。いくつ
かの非常に小さい数の質問は最後の次のクラッシュ（ne
xt-to-last crash）により中断されたトランザクション
であろう。主メモリ17に最後の３クラッシュを維持する
ことは効率的なシステム動作に多分十分でなければなら
ない。

【００７４】最適構成はＩ＿ＴＩＤファイルを打ち切る
（truncating）ことである。Ｉ＿ＴＩＤファイルのサイ
ズは制御でき、かつ真に古いＴＩＤについての問合せを
放棄することにより小さく保つことができる。その質問
が放棄されるそれらのトランザクションは「ヒューリス
ティック」に解決すべきである。すなわち、それらは人
間の介在（human intervention）を要求しよう。（多分
それらは書類で調べることができる。）

【００７５】トランザクション集団毎のメッセージコス
トの低減により表した仮定コミットプロトコルの利点
は、コミットプロトコルの開始においてログ記録を強制
しなければならないトランザクション調整子のコストの
影響をこうむることなしに実現される。ユーザーに対す
る利益は、トランザクション処理システムが従前のシス
テムを越える性能で２相コストを実行できるであろうと
いうことである。

【００７６】本発明は特殊な実施例を参照して記述され
ているが、その記述は限定された意味で解釈すべきでは
ない。開示された実施例の修正、ならびに本発明の他の
実施例はこの記述を参照して当業者に明らかであろう。
従って、従属クレームが本発明の範囲内のそのような修
正もしくは実施例をカバーすることが予期される。

【図面の簡単な説明】

【図１】図１は本発明の一実施例の方法が使用される分
散計算システムのダイヤグラムである。

【図２】図２は一実施例による図１のシステムの１つの
ノードのブロック形式の電気ダイヤグラムである。

【図３】図３は図１の分散回線網の、図２に示されたよ
うなノードで本発明のシステムが走行する場合のデータ
記憶装置の部分のマップである。

【図４】図４は一実施例によるコミットプロトコルを使
用するトランザクション処理システムの種々のプロセス
のダイヤグラムである。

【図５】図５は図４の標準２相コミットプロトコルのコ
ミット調整子により実行されたプロセスの論理フローチ
ャートである。

【図６】図６は標準２相コミットプロセスの、図５のコ
ミット調整子プロセスの従属子により実行されたプロセ
スの論理フローチャートどある。

【図７】図７は図５の調整子と従属子プロセスの状態ダ
イヤグラムである。

【図８】図８は図６の調整子と従属子プロセスの状態ダ
イヤグラムである。

【図９】図９は図５と図６のプロセスを使用した、図１
と図２の分散トランザクション処理システムで使用され
たログ記録用のメモリあるいはディスクのデータ構造の
ダイヤグラムである。

【図１０】図１０は図５と図６の標準２相コミットプロ
トコルを含む種々の２相コミットプロトコルのアクティ
ビティを集約したテーブルである。

【図１１】図１１は図５と図６の標準２相コミットプロ
トコルを使用するトランザクション処理システムのサイ
トにより実行された復元プロセスの論理フローチャート
である。

【図１２】図１２は図６のような従属子により実行され
たが、しかし読取専用トランザクションを考慮したプロ
セスを開始する論理フローチャートである。

【図１３】図１３は読取専用トランザクションを考慮し
た図５のようなコミット調整子により実行されたプロセ
スの図１２に対応する論理フローチャートどある。

【図１４】図１４は図５のような調整子により実行され
た仮定コミットプロトコルの論理フローチャートであ
る。

【図１５】図１５は図６のような調整子により実行され
た仮定コミットプロトコルの論理フローチャートであ
る。

【図１６】図１６は仮定アボートプロトコルと仮定コミ
ットプロトコルに対する調整子および従属子プロセスの
図８に類似の状態ダイヤグラムである。

【図１７】図１７は仮定アボートプロトコルと仮定コミ
ットプロトコルに対する調整子および従属子プロセスの
図７に類似の状態ダイヤグラムである。

【図１８】図１８は仮定アボートプロトコルと仮定コミ
ットプロトコルに対する調整子および従属子プロセスの
図８に類似の状態ダイヤグラムである。

【図１９】図１９は仮定アボートプロトコルと仮定コミ
ットプロトコルに対する調整子および従属子プロセスの
図７に類似の状態ダイヤグラムである。

【図２０】図２０は本発明の一実施例による調整子によ
って実行されたログフォースのない仮定コミットプロト
コルの論理フローチャートである。

【符号の説明】

10 通信リンク 11 ノードあるいはサイト 12 ノードあるいはサイト 13 ノードあるいはサイト 14 ノードあるいはサイト 15 ノードあるいはサイト 16 ＣＰＵ 17 主メモリあるいは揮発性記憶装置 18 ディスク記憶装置 19 システムバス 20 回線網アダプタ 21 データ記憶装置 22 ログ（ファイル） 24 応用プログラム（プロセス） 25 （コミット）調整子（プロセス）あるいはコミット
プロトコル 26 従属子（プロセス） 27 アイテム 27ａ アイドル状態 28 アイテム 29 アイテム 29ａ アイドル状態 30 アイテム 31 アイテム 31ａ 準備状態 32 アイテム 33 アイテム 34 アイテム 35 アイテム 36 アイテム 37 アイテム 38 アイテム 38ａ コミッティング状態 39 アイテム 40 アイテムあるいはコミット記録 41 アイテム 42 アイテム 43 アイテム 43ａ アボート状態 44 アイテム 45 アイテム 46 アイテム 47 アイテム 48 アイテム 49 アイテム 50 アイテムあるいは忘却トランザクション状態 54 記録 55 タイプフィールド 56 プロセスＩＤフィールド 57 調整子ＩＤフィールド 58 フィールド 59 フィールド 60 トランザクションＩＤフィールド 62 復元プロセス 64 アイテム 65 アイテム 66 アイテム 67 アイテム 67ａ アイテム 67ｂ アイテム 68 アイテム 68ａ アイテム 69 アイテム 69ａ アイテム 69ｂ アイテム 70 アイテム 70ａ アイテム 70ｂ アイテム 80 アイテム 81 アイテム 82 アイテム 83 アイテム 84 アイテム 85 アイテム 86 アイテム 87 アイテム 88 アイテム 90 アイテム 91 アイテム 92 アイテム 93 アイテム 94 アイテム 95 アイテム 96 アイテム 98 パス

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ロメット デイビッド ビー アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01886 ウエストフォード チェリー レ イン ９

Claims (7)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 仮定コミット２相コミットプロトコルを
   使用する分散トランザクション処理システムの動作方法
   であって、該方法が昇順でトランザクションにトランザ
   クション識別子（ＴＩＤ）を割り当て、 トランザクションがコミットの準備ができている場合
   に、調整子プロセスにコミット指令を送出し、上記の調
   整子プロセスは永久記憶装置と揮発性メモリを有するサ
   イトで実行し、 コミットの準備ができている上記のトランザクションの
   ＴＩＤがＴＩＤの選択範囲内にあるかどうかを決定し、 もしコミットの準備ができている上記のＴＩＤがＴＩＤ
   の上記の選択範囲内にあるなら、従属子プロセスに準備
   メッセージを送出し、 もしコミットの準備ができている上記のＴＩＤがＴＩＤ
   の上記の選択範囲内にないなら、上記のＴＩＤが上記の
   従属子プロセスに準備メッセージを送出する前に選択範
   囲内にあるように、コミットの準備ができている上記の
   トランザクションのログ記録を含めて、揮発性ログ記録
   を上記の永久記憶装置に書き込むこと、のステップを具
   える方法。
2. 【請求項２】 上記の範囲が、上記の永久記憶装置にあ
   らかじめ書き込まれた初期ログ記録の最高ＴＩＤで始ま
   り、かつ上記の最高ＴＩＤを越えるＴＩＤの選択番号ま
   で延在している請求項１に記載の方法。
3. 【請求項３】 その結果が不確定であるすべてのＴＩＤ
   のリストを維持するステップを含み、上記のリストが上
   記の範囲の最高番号より小さい大きさのＴＩＤ番号を有
   し、かつ上記のリストがコミットされたかあるいはアボ
   ートされたすべてのＴＩＤを排除する請求項１に記載の
   方法。
4. 【請求項４】 上記の調整子と、通信回線網により相互
   接続された個別のサイトの上記の各従属子を実行するス
   テップ、 コミットあるいはアボートされない最低ＴＩＤ番号であ
   るが、しかしすべての低いＴＩＤがコミットあるいはア
   ボートされるものを有するトランザクションのＴＩＤで
   ある、最旧ＴＩＤ（Ｏ＿ＴＩＤ）の安定記録を維持する
   ステップ、 システムクラッシュの時間の近くで活性なＴＩＤの記録
   を上記の永久記憶装置に維持し、そこではどの１つが活
   性であるか、かつどの１つがコミットされるかが記録さ
   れるステップ、を含む請求項１に記載の方法。
5. 【請求項５】 仮定コミット２相コミットプロトコルを
   使用するトランザクション処理システムであって、コミ
   ット調整子と複数の従属子を含む上記のシステムが昇順
   で、上記のシステムで実行するトランザクションにトラ
   ンザクション識別子（ＴＩＤ）を割り当て手段、 上記のシステムで実行するトランザクションがコミット
   の準備ができている場合に、上記の調整子にコミット指
   令を送出する手段であって、上記の調整子が永久記憶装
   置と揮発性メモリを有するサイトで実行するもの、 コミットの準備ができている上記のトランザクションの
   ＴＩＤがＴＩＤの選択範囲内にあるかどうかを決定する
   手段、 もしコミットの準備ができている上記のトランザクショ
   ンの上記のＴＩＤがＴＩＤの上記の選択範囲内にあるな
   ら、上記の従属子に準備メッセージを送出する手段、 上記のＴＩＤが選択範囲内にあることを保証するよう
   に、もしコミットの準備ができている上記のトランザク
   ションの上記のＴＩＤがＴＩＤの上記の選択範囲内にな
   いなら、上記の従属子に上記の準備メッセージを送出す
   る前に任意の揮発性ログ記録を上記の永久記憶装置に書
   き込む手段、を具えるトランザクション処理システム。
6. 【請求項６】 上記の範囲が、上記の永久記憶装置にあ
   らかじめ書き込まれた初期コミット記録の最高ＴＩＤで
   始まり、かつ上記の最高ＴＩＤを越えるＴＩＤの選択番
   号まで延在しており、 上記のシステムは、その結果が不確定であるすべてのＴ
   ＩＤのリストを維持する手段を含み、上記のリストが上
   記の範囲の最高番号より小さい大きさのＴＩＤ番号を有
   し、かつ上記のリストがコミットされたかあるいはアボ
   ートされたすべてのＴＩＤを排除する、請求項５に記載
   のシステム。
7. 【請求項７】 上記の調整子と上記の各従属子が、通信
   回線網により相互接続された個別のサイトで実行され、 システムが、コミットあるいはアボートされない最低Ｔ
   ＩＤ番号であるが、しかしすべての低いＴＩＤがコミッ
   トあるいはアボートされるものを有するトランザクショ
   ンのＴＩＤである、最も古いＴＩＤ（Ｏ＿ＴＩＤ）の安
   定記録を維持する手段を含む、請求項５に記載のシステ
   ム。