JPH06202996A - 加入者分散２相コミット・プロトコルの拡張機能 - Google Patents

加入者分散２相コミット・プロトコルの拡張機能

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JPH06202996A
JPH06202996A JP5202200A JP20220093A JPH06202996A JP H06202996 A JPH06202996 A JP H06202996A JP 5202200 A JP5202200 A JP 5202200A JP 20220093 A JP20220093 A JP 20220093A JP H06202996 A JPH06202996 A JP H06202996A
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    • G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
    • G06F16/20—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor of structured data, e.g. relational data
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Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【目的】 データ処理システムで用いられている通信メ
カニズムに依存せずに、物理的に離れたエージェント間
で分散加入を可能にする２相コミット・プロトコルの拡
張機能を提供する。 【構成】 任意の通信メカニズムを使用してコーディネ
ータ機能を分散させることができる第１相終了処理（Ｅ
ＰＯＰ）と呼ばれる特別処理ステージが２相コミット・
プロトコルに追加される。加入者が制御権を得られる特
別ステージで、２相コミット・プロトコル・シーケンス
を分散システムに送る。通信メカニズムは、それが分散
コーディネータの一部になるように用いられる。コーデ
ィネータそれ自体は他のシステムの知識を要しない。特
別処理ステージは、第１相終了処理イネーブル（ＥＥＰ
ＯＥＰ）と呼ばれるオペレーティング・システム・サー
ビスによって有効になる。ＥＥＰＯＥＰにより、２相コ
ミット・プロトコルの拡張機能が実行側システム上で使
用できる。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般的にはデータ処理
システムに関し、特に加入者が遠隔加入者と相談するた
めに決定プロセスを拡張できるように、或いは他のロー
カル操作が実行できるようにする２相コミット・プロト
コルの拡張機能に関する。本発明は、通信マネジャを用
いて、分散したコミット・スコープを実現できるシステ
ムの開発に用いることができる。ユーザは分散可能であ
り、加入者も同様に分散可能である。
【０００２】
【従来の技術】標準的な２相コミット・プロトコルは、
集中管理プロセス（すなわちコーディネータ）がサテラ
イト・プロセス（すなわち加入者）によるデータ変更の
結果の"硬化"を同期化することができる周知の方法であ
る。２相とは"投票"相（すなわちＰＲＥＰＡＲＥ信号を
加入者に送ること）と"実行"相（すなわちＣＯＭＭＩＴ
またはＢＡＣＫＯＵＴ信号を加入者に送ること）であ
る。
【０００３】加入者は、復元可能なデータを変更した時
はコーディネータに通知しなければならない。データが
コミットされる準備が出来ると（すなわちユーザがＣＯ
ＭＭＩＴまたはＢＡＣＫＯＵＴを要求していると）、コ
ーディネータは、２相コミット・プロトコルを使用し
て、すべての加入者が前へ進む（すなわちデータをコミ
ットする）かまたは後へ進む（すなわちデータの変更を
バックアウトする）ようにしなければならない。コーデ
ィネータは、全加入者の実行が同じになるようにしなけ
ればならない。ある加入者がコミットしてある加入者が
バックアウトすることは全く許されない。現在の２相コ
ミット・プロトコルでは、複数の加入者間でデータの保
全性が維持されるのは、データに変更を加える前に全加
入者の同意をとりつけることによる。
【０００４】２相コミット・プロトコルの詳細について
は下記の文献を参照されたい。 Cruz、R．、Data Recovery in IBM Database 2、IBM Sy
stems Journal、vol．23、no．2、1984。 Date、C．J．、An Introduction to Database System
s、vol．II、Addison-Wesley（1983）。 Gray、J．N．、Notes on Data Base Operating System
s、IBM ReaserchReport RJ2188、Feb．1978。 Haerder、T．、and A．Reuter、Principles of Transac
tion-OrientedDatabase Recovery、ACM Computing Serv
eys、vol．15、no．4、December 1983。 Lindsay、B．、and C．Mohan、Efficient Commit Proto
cols for the Tree ofProcesses Model of Distributed
Transactions、IBM Research Report RJ3881、June
2、1983。
【０００５】２相コミット・プロトコルは分散データベ
ースに応用されているが、その成果は限られる。従来技
術では、分散データベースを扱うために集中管理とリニ
アの両方式の２相コミット・プロトコルが検討されてい
る。一例として、C．J．Date、B．J．LindsayらによるN
otes on Distributed Databases、IBM ResearchReport
RJ2571、July 1979を参照されたい。この文献では323
ページ以降で分散データベースに用いるコミット・プロ
トコルが解説されている。
【０００６】システム上の遠隔加入者がさまざまな通信
媒体によって接続された分散データ処理システムに、２
相コミット・プロトコルを応用する際には１つ問題があ
る。分散環境の場合、コーディネータの実行は、各種の
通信媒体によって接続できるシステム全体に行き渡るよ
うにしなければならない。現在、このような環境の２相
コミット・プロトコルは実現が容易ではない。既存の分
散コミット・スコープ・システムは通常、１つの通信マ
ネジャに依存してコーディネータとして機能するか、ま
たは分散データベース・マネジャに限定される。また、
分散処理システムの各サイトのコーディネータは、シス
テム内の全サイトのＩＤを認識する必要があり、コーデ
ィネータが更に複雑になる。
【０００７】分散システムの２相コミット・プロトコル
に関しては、より柔軟なアプローチも望まれる。リソー
ス・マネジャは、コーディネータからのＰＲＥＰＡＲＥ
信号にある方法でしか応答しない。これらはＣＯＭＭＩ
Ｔへの投票を示すＹＥＳか、ＢＡＣＫＯＵＴへの投票を
示すＮＯ、または、基本的な２相コミット・プロトコル
に対して最適化された場合は、ファイルがＲＥＡＤ Ｏ
ＮＬＹであることを示すＦＯＲＧＥＴである。しかしコ
ーディネータが、通信リソース・マネジャ（ＡＰＰＣ／
ＭＶＳなど）に依存しない時は、これらの応答は適切で
はないことがある。ＹＥＳ／ＣＯＭＭＩＴ応答により、
コーディネータはコミットするリソースが他にない場合
でも、作業単位についてログ・レコードの書込みを余儀
なくされる。これにより性能は落ち、システム・スルー
プットが下がり、システム再開時間が長くなる。ＮＯ／
ＣＯＭＭＩＴ応答では、作業単位がバックアウトされ
る。ＦＯＲＧＥＴ／ＲＥＡＤ ＯＮＬＹ応答では、通信
リソース・マネジャが、その必要があっても作業単位に
関係しなくなる。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、通信
マネジャを使用して、同種または異種オペレーティング
・システム間に分散コミット・スコープを提供すること
である。
【０００９】本発明の目的は、データ処理システムで用
いられている通信メカニズムに依存せずに、物理的に離
れたエージェント間で分散加入を可能にする２相コミッ
ト・プロトコルの拡張機能を提供することである。
【００１０】本発明の目的は、物理的に離れたエージェ
ントが存在する時に、２相コミット・プロトコルの性能
を最適化することである。
【００１１】
【課題を解決するための手段】本発明に従って、２相コ
ミット・プロトコルに特別処理ステージが追加される。
この特別ステージは第１相終了処理（ＥＰＯＰ）と呼ば
れ、任意の通信メカニズムを使用してシステム全体にコ
ーディネータ機能を分散させることができる。第１相終
了処理は加入者が制御権を得られる特別ステージであ
る。この特別ステージでは、加入者が２相コミット・プ
ロトコルのシーケンスを分散システムに送る。通信メカ
ニズムは、これが分散コーディネータの一部になるよう
に用いられる。コーディネータ自体は他のシステムの知
識を要しない。
【００１２】特別処理ステージは、第１相終了処理イネ
ーブル（ＥＥＰＯＥＰ）と呼ばれるオペレーティング・
システムのサービスによって有効になる。特別ステージ
は、ＥＥＰＯＥＰにより実行側システム上で使用でき
る。これにより、分散データベースをサポートできるだ
けでなく、分散したユーザと分散した汎用リソース・マ
ネジャ（障害に耐える保護リソースを所有するプロセス
であるリソース・マネジャなど）もサポートされる。
【００１３】本発明の態様に従って、コーディネータか
らのＰＲＥＰＡＲＥ信号に応答して新しい応答がリソー
ス・マネジャによって使用できる。この新しい応答はＡ
ＢＳＴＡＩＮと呼ばれる。リソース・マネジャからコー
ディネータへのこの応答は、リソース・マネジャが作業
単位の２相コミット・プロセスに関係し続けようとする
が、作業単位の最終決定（すなわちＣＯＭＭＩＴまたは
ＢＡＣＫＯＵＴ）には影響を与えようとしないことを示
す。ＡＢＳＴＡＩＮ応答を使用することで、本発明に従
った分散された２相コミット・プロトコルの性能が更に
最適化される。
【００１４】
【実施例】各図を参照する。図１乃至図４は、仮想端末
アクセス方式（ＶＴＡＭ）１２とジョブ入力システム
（ＪＥＳ）１３がインストールされたメインフレーム・
コンピュータ１１から成るトランザクション処理システ
ムを示す。図に示したＶＴＡＭ１２はアドレス空間であ
り、そのアドレス空間内に、直接アクセス記憶装置（Ｄ
ＡＳＤ）１５と通信するアクセス方式ルーチンがある。
ＤＡＳＤにはデータベースとプログラム・ライブラリが
格納される。ＶＴＡＭ１２はローカル端末１６とリモー
ト端末１７を伴う。システムのオンライン・ユーザは、
複数のローカル端末１６とリモート端末１７を介してデ
ータにアクセスする。ジョブ入力システム（ＪＥＳ）１
３は、ローカル・ジョブ入力／出力（Ｉ／Ｏ）装置１８
とリモート・ジョブＩ／Ｏ装置１９の両方と通信する。
【００１５】ＶＴＡＭ１２とＪＥＳ１３はいずれも、コ
ンピュータ１１にインストールされる基本オペレーティ
ング・システムと通信する。オペレーティング・システ
ムは、システム・リソースを中央コンソール２２や、機
能コンソール２３、及びＪＥＳ１３と共有するマスタ・
スケジューラ２１を含む。ＪＥＳ１３は、オペレーティ
ング・システムの一部であるジョブ・スケジューラ２４
に入力されるジョブ・キューを生成する。このキューは
ＶＴＡＭ１２に入力される。
【００１６】オペレーティング・システムは、たとえば
ＩＢＭの多重仮想記憶（ＭＶＳ）オペレーティング・シ
ステムである。ＭＶＳオペレーティング・システムは、
タスク・スーパバイザ２５、プログラム・マネジャ２
６、タイマ・スーパバイザ２７、仮想記憶マネジャ２
８、実記憶マネジャ２９、補助（またはページ）記憶マ
ネジャ３０、復元終了マネジャ３１、入力／出力システ
ム（ＩＯＳ）機能３２などを含む。これらはすべて、各
種の割込みハンドラ３４からの入力を受信するシステム
状態機能３３と通信し、出力をシステム・リソース・マ
ネジャ３５に提供する。また、タスク・スーパバイザ２
５は、ジョブ・スケジューラ２４及びディスパッチャ３
６の両方と通信する。ディスパッチャ３６は、中央処理
装置（ＣＰＵ）サービスのためにキューイングされたリ
クエストを持つ。
【００１７】以上は、ＭＶＳオペレーティング・システ
ムの概略である。ＭＶＳオペレーティング・システムの
詳細についてはH．Lorin及びH．M．DeitelによるOperat
ingSystems、Addison-Wesley（1981）、並びにH．M．De
itelによるOperatingSystems、Addison-Wesley（1984）
の21章を参照されたい。
【００１８】従来の２相コミット・プロトコル図５は、
従来の２相コミット・プロトコルの代表例を示すタイミ
ングチャートである。このタイミングチャートは、２つ
のリソース・マネジャＰ1、Ｐ2を想定している。ユーザ
はそのいずれかまたは両方を呼出すことができる。リソ
ース・マネジャＰ1、Ｐ2は、ＤＢ２、ＩＭＳ／ＤＬ１な
どのプログラムである。ＤＢ２はＩＢＭデータベース製
品で、ＩＭＳ／ＤＬ１はＩＢＭ情報管理システム製品で
あり、このトランザクション処理システムにＤＬ／１デ
ータベースへのアクセスを与えるサービス・プログラム
を含む。ただＤＢ２とＩＭＳ／ＤＬ１は一例にすぎず、
他のトランザクション処理システムも使用できる。コー
ディネータは図５ではＣＯＯＲと呼ばれ、図１乃至図４
に関して挙げたＩＢＭのＭＶＳ（多重仮想記憶）オペレ
ーティング・システムなど適切なオペレーティング・シ
ステムのモジュールでもある。
【００１９】ここで図５と図８を参照する。この例のプ
ロセスは図８の機能ブロック１０１から始まり、ここで
ユーザがデータを変更するかコミット／バックアウトす
るかを決定する。決定がデータの変更であれば、（この
例では）変更されるデータがＰ1データかＰ2データかが
ブロック１０２で判定される。Ｐ1データなら、Ｐ1デー
タが機能ブロック１０３で変更される。これは図５では
ステップ１として示した。データが変更されるとＰ1 が
独自にこれらデータ変更結果をログする（図８の機能ブ
ロック１０４）。次に図８の機能ブロック１０５と図５
のステップ２で、Ｐ1 がコーディネータ（ＣＯＯＲ）
に、このユーザがそのデータ変更結果を何時コミットま
たはバックアウトしようとするかの通知を受けなければ
ならないことを伝える。ここで処理がユーザに戻る。
【００２０】ここでユーザがあるＰ2 データを変更する
とする。その場合、プロセスは判定ブロック１０１、１
０２から機能ブロック１０６に進み、そこでＰ2 データ
が変更される。図５ではこれをステップ３として示し
た。Ｐ1 のデータ変更と同様にデータが変更された時、
Ｐ2 は独自にこれらデータ変更結果をログする（図８の
機能ブロック１０７）。次に図８の機能ブロック１０８
と図５のステップ４で、Ｐ2 はコーディネータ（ＣＯＯ
Ｒ）に、このユーザが何時そのデータ変更結果をコミッ
トまたはバックアウトするかという通知を受けなければ
ならないことを伝える。この点で処理はユーザに戻る。
【００２１】２相コミット・プロセスは図５のステップ
５から始まる。例ではこの時、ユーザが２つの加入者Ｐ
1、Ｐ2でそのデータ変更結果をすべてコミットすること
に決める。これは、適切なコマンドをコーディネータ
（ＣＯＯＲ）に対して直接実行することによって行なわ
れる（図５のステップ５）。コーディネータは、このコ
マンドを受信してから、データ変更結果の硬化を２つの
加入者Ｐ1、Ｐ2と同期化しなければならない。２相コミ
ット・プロトコルの第１ステップとして、コーディネー
タは機能ブロック１１０でＰＲＥＰＡＲＥ信号をＰ2、
Ｐ1に送る（図５のステップ６、７）。コーディネータ
は次に、Ｐ2、Ｐ1からの投票を待つ（図８の判定ブロッ
ク１１１）。
【００２２】図５でＰ1 はＰＲＥＰＡＲＥ信号にＹＥＳ
を投じる（ステップ８）。これは、Ｐ1 がデータ変更結
果を硬化するか、またはバックアウトするかのいずれ
か、コーディネータが指示したとおりに準備が整ってい
ることを示す。図５のステップ９でＰ2も同様にＰＲＥ
ＰＡＲＥ信号にＹＥＳを投じる。すなわちＰ2はここで
前または後に進む準備が出来ている。この時、コーディ
ネータは加入者から期待していた投票をすべて受信して
いる。コーディネータは、判定ブロック１１２で投票を
もとにして（すべての投票がＹＥＳなら）前へ進むか、
（すべての投票がＹＥＳでなければ）後に進むかを決定
する。これはアトミック・インスタントとして知られて
いる。
【００２３】この例では、いずれの投票もＹＥＳなの
で、コーディネータは前へ進み、レコードを保証された
硬化媒体上のログに書込むことを決定する（機能ブロッ
ク１１３）。図５ではこれをステップ１０に"＊"で示し
ている。これは決定が行なわれたという意味である。ロ
グに書込みをすることによって、システムが障害を起こ
すか、またはたとえリソース・マネジャでも障害を起こ
した時は、コーディネータは再び同期をとり、各加入者
に前または後に進むかどうかを伝えることができる。再
開時にログにアトミック・インスタント・レコードがあ
る場合、コーディネータは加入者に、ログ・レコードに
記録された決定事項に応じて前または後に進むことを伝
える。ログにアトミック・インスタント・レコードがな
い場合、決定が行なわれる前に障害が発生している。そ
の場合の処理はすべてのデータ変更結果をバックアウト
することである。
【００２４】図の例の場合、コーディネータは前進する
（すなわちコミットする）という信号をＰ2 に送り（図
５のステップ１１）、図５のステップ１２で後進すると
いう信号をＰ1 に送る。このコミット機能は図８の機能
ブロック１１４に示した。コーディネータは、前進する
ことを加入者に通知した後、各加入者がそのデータ変更
結果を硬化したことを確認応答するまで待たなければな
らない（図８の機能ブロック１１５）。図５ではＰ1 が
コーディネータに、そのデータ変更結果の硬化を終えた
ことを通知し（ステップ１３）、Ｐ2 はコーディネータ
に、そのデータ変更結果の硬化を終えたことをステップ
１４で通知する。これら確認応答が受信されると、コー
ディネータはユーザＰ1とＰ2の関係を忘れることができ
る。従って、コーディネータは別のログ・レコードに書
込みをし（図５のステップ１５の"＃"）、先に書込みを
したアトミック・インスタント・レコードを取消す。こ
れによりコーディネータは、再開時にログを読取る際に
作業単位が終了したかどうかを知ることができる。図８
の機能ブロック１１６でログが変更された後、処理はユ
ーザに戻る。
【００２５】図５、図８について説明したプロセスは従
来の２相コミット・プロトコルの応用である。本発明の
背景を説明するためにのみここに記した。加入者Ｐ1、
Ｐ2の独自のログ処理の詳細は図５、図８には示してい
ない。ただし、これら"加入者"ログの詳細は分散コミッ
トの流れを理解するうえで大切である。Ｐ1、Ｐ2のログ
は、図５のステップ１０のコーディネータ・ログに示す
ように、アトミック・インスタント・ログ・レコードを
含まない。このレコードを持つのはコーディネータだけ
である。加入者は代わりに他の一連のエントリ・ログを
使用する。これらの加入者のログ・エントリの詳細は、
重要ではあるが本発明には含まれない。
【００２６】図５のタイミングチャートに示した基本的
な２相コミット・プロトコルは、ＰＲＥＰＡＲＥ信号に
別の応答を与えることによって最適化されている。この
応答はＦＯＲＧＥＴまたはＲＥＡＤ ＯＮＬＹである。
図６に、図５のタイミングチャートをもとにし、加入者
Ｐ1、Ｐ2の両方がコーディネータからのＰＲＥＰＡＲＥ
信号に応答してＦＯＲＧＥＴを投じる場合のタイミング
チャートを示す。ステップ１０乃至１４は省略してい
る。すなわちコーディネータは、ＦＯＲＧＥＴ応答をす
べて受信した後、前後に進む決定はせず、記録されるア
トミック・インスタントはなく、コーディネータはただ
ユーザと加入者Ｐ1、Ｐ2の関係を忘れるだけである（ス
テップ１５）。図７も図５のタイミングチャートをもと
にし、Ｐ1がコーディネータからのＰＲＥＰＡＲＥ信号
にＦＯＲＧＥＴを投じるが、Ｐ2 はＹＥＳを投じる場合
のタイミングチャートを示す。このケースでは加入者Ｐ
1 に関係するステップ１２、１３を略しているが、他の
ステップはステップ１０のアトミック・インスタントを
含めてすべて実行される。図９は、図８の流れ図をもと
にし、図６、図７に示した例についてＲＥＡＤ ＯＮＬ
Ｙ最適化をサポートする変更例を示す流れ図である。図
９で判定ブロック１１２ａは図８の判定ブロック１１２
に代わる。すべての投票がＹＥＳかどうか判定されるの
ではなく、少なくとも１つの投票がＹＥＳで、ＮＯ投票
がないという条件がチェックされる。つまり、１つの投
票がＦＯＲＧＥＴである可能性はあるが（図７）、ＹＥ
Ｓ応答があるため、機能ブロック１１３でのログへの書
込みに続いて、機能ブロック１１４ａでＣＯＭＭＩＴ信
号が、ＦＯＲＧＥＴを投じた加入者を除く全加入者に送
られる。一方、判定ブロック１１２ａで判定された条件
が見つからない場合、更に判定ブロック１１７で、全投
票がＦＯＲＧＥＴかどうか判定される（このケースは図
６）。ＦＯＲＧＥＴの場合、プロセスは直接に機能ブロ
ック１１６に進み、処理がユーザに戻る前にログが更新
される。
【００２７】従来の２相コミット・プロトコルは、分散
システムにうまく適合しないことが知られている。先に
挙げたDateの文献を参照されたい。問題はシステムがど
のようなタイプの通信媒体とも接続可能なので（ＡＰＰ
Ｃ−拡張プログラム間通信、ＴＣＰ／ＩＰ−伝送制御プ
ロトコル／インタネット・プロトコル、ＯＳＩ／ＣＳな
ど）、コーディネータの実行結果をシステム全体に行き
渡らさせるのは簡単ではないということである。コーデ
ィネータの役割を拡張し、加入者と通信するためのメカ
ニズムから切り離さなければならない。これは本発明に
従って、システム間に用いられる通信メカニズムに依存
せずにコーディネータの役割を分散させることができる
２相コミット・プロトコルの拡張機能によって行なわれ
る。
【００２８】本発明に従った２相コミット・プロトコル
の拡張：２相コミット・プロトコルに特別処理ステージ
が追加される。この特別処理ステージは第１相終了処理
（ＥＰＯＰ）と呼ばれ、コーディネータ機能を任意の通
信メカニズムを用いるシステム全体に分散させることが
できる。第１相終了処理は加入者が制御権を得られる特
別ステージである。このステージで加入者は、２相コミ
ット・プロトコルのシーケンスを分散システムに送る。
通信メカニズムは、どのようなタイプのものでも、それ
が分散コーディネータの一部になるように用いられる。
コーディネータそれ自体は他のシステムの知識を要しな
い。
【００２９】本発明の実施例についての以下の説明に用
いる用語は最初に定義しておく必要がある。新しい用語
は（本発明に関係する場合は）「」で示す。
【００３０】「ＰＲＥＰＡＲＥに対するＡＢＳＴＡＩＮ
応答」第１相で送られたＰＲＥＰＡＲＥ信号にＡＢＳＴ
ＡＩＮを返す加入者は、第１相の終わりに収集された投
票に影響を与えない。ＡＢＳＴＡＩＮを返す加入者には
なお、第２相でＣＯＭＭＩＴまたはＣＯＭＭＩＴ信号が
送られ、加入者が第１相終了処理を有効にした場合には
第１相終了処理が駆動される。
【００３１】「コーディネータのエージェント（ＡＯ
Ｃ）」コーディネータの代理を務めるサブコーディネー
タ。ＡＯＣは、加入者の一部またはユーザの分散の度合
いに応じて多くなる。ＡＯＣの主な役割は、分散したコ
ーディネータ機能を実行することである。
【００３２】「アトミック」アトミックは"ただ１つ"の
意味で用いられる。一連のデータ変更がアトミックに行
なわれるのは、すべて行なわれるか、または全く行なわ
れない場合である。ある変更を加えて別の変更を加えな
い状態は、それらがアトミックに行なわれた時には存在
しない。
【００３３】「アトミック・インスタント」データ変更
結果をすべてコミットするか、またはデータ変更結果を
すべてバックアウトするかの決定が成された時の時間点
をいう。
【００３４】「アトミック・インスタント・レコード
（Ｔ02ともいう）」コーディネータが決定をコミットま
たはバックアウトしたことを示すために硬化媒体に書込
まれるレコード。コーディネータしかこのレコードを書
込めない。
【００３５】「第２相開始ログ・レコード（Ｂ02ともい
う）」ＡＯＣがコーディネータからコミットまたはバッ
クアウトの決定を受信してログしたことを示すために硬
化媒体に書込まれるレコード。これは、以下に定義する
Ｅ01と同様にＡＯＣまたは加入者の活動である。
【００３６】「コミット・スコープ」データの変更がす
べて１つのシステムで行なわれた場合、コミット・スコ
ープはローカルである。いくつかのデータ変更が２つ以
上のシステムで行なわれ、ユーザがこれらの変更をアト
ミックに行なおうとした場合、コミット・スコープは分
散する。
【００３７】「コーディネータ」２相コミット・プロセ
スのコントローラ。分散プロセスでは１つのコーディネ
ータしかない。
【００３８】「分散」プロセスは、独立してはいるが関
係のあるコンピュータ・システムに存在するいくつかの
プロセスから成る場合は、分散している。
【００３９】「第１相終了処理イネーブル（ＥＥＰＯＥ
Ｐ）」ローカル・システムに、それがいまコーディネー
タのエージェント（ＡＯＣ）であることを通知する（ロ
ーカル・コーディネータに通知する）新しいオペレーテ
ィング・システム・サービス・コール。すなわちローカ
ル・コーディネータには、それが実際に、分散したコミ
ット・スコープの一部でしかないことが伝えられる。コ
ミット・スコープにはコーディネータが１つしかなく、
このサービスにより、ローカル・オペレーティング・シ
ステムは、コーディネータが別のシステムに存在し、ロ
ーカル・システムがそのコーディネータのエージェント
であることを認識する。このサービスはローカル・オペ
レーティング・システムをコーディネータからＡＯＣに
変換する。
【００４０】「第１相終了ログ・レコード（Ｅ01ともい
う）」２相コミットの第１相が完了したことを示すため
に硬化媒体に書込まれるレコード。これはＡＯＣまたは
加入者の活動である。すなわちこのレコードがコーディ
ネータによって書込まれることはない。これは、ＡＯＣ
または加入者がコーディネータまたはコーディネータと
信じられるエージェントからのＰＲＥＰＡＲＥ信号（別
のＡＯＣから来ることもある）に応答して投票したこと
を示す。
【００４１】「第１相終了処理（ＥＰＯＰ）」第１相終
了レコードがログに書込まれた後に生起する新しい処理
ステージ。これは、ローカル加入者がすべて投票を終え
たことを示す。更に投票（コミットまたはバックアウ
ト）の結果も示す。これは２相コミット・プロセスを保
留し、加入者が投票の結果を分散システムに通信できる
ようにし、これにより分散コミット・スコープの一部に
なることができる。
【００４２】「ログ」重要データが格納された硬化媒体
（通常は磁気ディスク装置）。
【００４３】「加入者」２相コミット・プロセスの"コ
ントローリ"（被制御装置）。加入者は、ユーザが使用
しているリソース（データベース内のデータや別ユーザ
への通信パスなど）を所有する。ユーザは加入者をいく
つでも関係させることができる。加入者は分散させるこ
とができる。
【００４４】「第１相（２相コミットの）」ＶＯＴＥ
（投票）相ともいう。これはＰＲＥＰＡＲＥ信号を加入
者に送る相から成る。
【００４５】「第２相（２相コミットの）」ＡＣＴＩＯ
Ｎ（実行）相ともいう。これはＣＯＭＭＩＴまたはＢＡ
ＣＫＯＵＴ信号を加入者に送る相から成る。
【００４６】「プロセス」プロセスはコンピュータ・シ
ステム内の作業単位であり、ユーザ、プログラム製品、
単一スレッド、複数のスレッドなどを含む。
【００４７】「ユーザ」いくつかのシステムに分散して
いるか分散していないアプリケーション・プログラム。
【００４８】「読取り専用最適化」２相コミット・プロ
トコルに対する最適化。加入者は第１相で送られたＰＲ
ＥＰＡＲＥ信号にＦＯＲＧＥＴまたはＲＥＡＤ ＯＮＬ
Ｙを返す。ＦＯＲＧＥＴを返す加入者には、第２相でＣ
ＯＭＭＩＴまたはＢＡＣＫＯＵＴ信号は送られない。コ
ミット・スコープの全加入者がＰＲＥＰＡＲＥ信号にＦ
ＯＲＧＥＴを返した場合、アトミック・インスタントは
ログされず、第１相終了（Ｅ01）または第２相開始（Ｂ
02）のレコードを実行する必要がある。
【００４９】図１０にマルチプロセッサ・システムを示
す。第１コンピュータ５１（マシンＡ）は通信装置５３
を介して第２コンピュータ５２（マシンＢ）に接続され
る。装置５３は、銅、光ファイバ・ケーブルなど適切な
通信リンクの通信媒体を含むことができる。コンピュー
タ５１、５２はそれぞれ図１乃至図４のコンピュータ・
ライクなコンピュータ１１とみることもでき、従って図
１乃至図４の詳細はここでは簡単のため省略しているの
で、図１０のブロック図はハイレベルなブロック図であ
る。
【００５０】図１０に示した２マシン・システムは、本
発明に従った分散システムとは何かを理解するうえで役
立つ基礎概念を示すが、分散システムを１つのマシン上
で実現することも可能である。たとえばＩＢＭの仮想マ
シン（ＶＭ）オペレーティング・システム、ＶＭ／３７
０はＩＢＭシステム３７０コンピュータを管理し、端末
から操作する数人のユーザそれぞれが完全なシステム３
７０を持っているかのように見せる。また、各ユーザは
異なるオペレーティング・システム（ＯＳ）を選択する
ことができる。つまり、ＶＭは一度に複数のオペレーテ
ィング・システムを（その仮想マシン上で１つを）実行
することができる。ＶＭの詳細については先に挙げたDe
itelの文献の第２２章を参照されたい。
【００５１】以下の説明では、マシンＡとマシンＢは物
理的に独立したマシン（すなわち実マシン）とみること
ができ、或いは、仮想マシン・オペレーティング・シス
テム上で走る１つのコンピュータ上の仮想マシンでもよ
い。もちろん図１０よりも複雑なシステムでは、実マシ
ンと仮想マシンを組合わせて、本発明に従った分散コミ
ット・プロトコルが実現できる分散システムをサポート
することができる。
【００５２】図１０を参照する。コンピュータ５１は、
ユーザＡ、通信マネジャ（すなわちＣＭＧＲ＿Ａ）、及
びリソース・マネジャＲＭ（すなわち加入者Ｐ1 ）をサ
ポートするオペレーティング・システム（ＯＳ）５４を
実行する。ユーザＡのアドレス空間５５、Ｐ1 のアドレ
ス空間５６、及びＣＭＧＲ＿Ａのアドレス空間５７はす
べて、ＯＳ５４と通信する。コンピュータ５１には、そ
れぞれＣＭＧＲ＿Ａ、ＯＳ、及びＰ1 のログが書込まれ
るＤＡＳＤ５８、５９、６０が接続される。同様にコン
ピュータ５２は、第２ユーザＢ、通信マネジャ（すなわ
ちＣＭＧＲ＿Ｂ）、及びリソース・マネジャＲＭ（すな
わち加入者Ｐ2 ）をサポートするＯＳ６１を実行する。
ユーザＢのアドレス空間６２、Ｐ2 のアドレス空間６
３、及びＣＭＧＲ＿Ｂのアドレス空間６４はすべてＯＳ
６１と通信する。コンピュータ５２には、それぞれＣＭ
ＧＲ＿Ｂ、ＯＳ６１、及びＰ2 のログが書込まれるＤＡ
ＳＤ６５、６６、６７が接続される。各システム上に示
した３つのログは同じ物理記憶装置でも異なる物理記憶
装置でもよい。
【００５３】動作時、マシンＡのユーザＡはＣＭＧＲ＿
Ａと対話し（破線矢印６８）、それ自体の分散した部分
をマシンＢで実行するよう要求する。ＣＭＧＲ＿Ａはオ
ペレーティング・システム５４に、ユーザＡが何時コミ
ットまたはバックアウトするか通知を受ける必要がある
と通知する。これは破線６９で示した。ＣＭＧＲ＿Ａは
次に、通信装置またはリンク５３を介してマシンＢ上の
ＣＭＧＲ＿Ｂと通信する。ＣＭＧＲ＿ＡとＣＭＧＲ＿Ｂ
のいずれかまたは両方は、このトランザクションでプレ
イベート・データをそれぞれＤＡＳＤ５８、６５にログ
することができる。次にＣＭＧＲ＿ＢはマシンＢでユー
ザＢプログラムを起動し（起動されていなかった場
合）、オペレーティング・システム６１に、ユーザＢが
何時コミットまたはバックアウトしたか通知を受ける必
要があることを伝える（破線矢印７０）。マシンＡのユ
ーザＡとマシンＢのユーザＢは、ＡＰＰＣを用いる際に
は必要に応じて逆にしてもよい。
【００５４】２つのマシンで処理されるトランザクショ
ンの一例として、マシンＢのユーザＢがデータベースＰ
2 のローカル・データを変更することを破線矢印７１に
示す。その時、Ｐ2 はオペレーティング・システム６１
に、マシンＡのユーザＡまたはマシンＢのユーザＢが何
時コミットまたはバックアウトするかの通知を受ける必
要があることを伝える（破線矢印７２）。破線矢印７３
は、マシンＡのユーザＡが次にデータベースＰ1 のロー
カル・データを変更することを示す。破線矢印７３、７
１で示したデータベースＰ1、Ｐ2の変更は任意の順序で
繰返し生じ得る。破線矢印７５はユーザＡがすべての変
更結果をコミットしたいことを示す。
【００５５】図１１乃至図１３を参照する。図１１はユ
ーザ、コーディネータ（ＣＯＯＲ）、加入者（Ｐ1、
Ｐ2）、コーディネータのエージェント（ＡＯＣ）、及
び通信マネジャ（ＣＭＧＲ）の役割を、図１０のマシン
例について示す。加入者Ｐ1、Ｐ2 は、たとえば図５乃至
図８の例のようにＤＢ２、ＩＭＳ／ＤＬ１などのデータ
ベースである。ただし本発明はどのような用途にも限定
されない。ＣＭＧＲは実際には加入者にすぎないが、コ
ーディネータ及びＡＯＣと協同して分散コミット・プロ
セスを実現するので区別される。図１２、図１３は、Ｅ
ＰＯＰサービスによって有効になった時に行なえる新し
いオペレーティング・システム・サービス（ＥＥＰＯＥ
Ｐ）と終了処理を示す。
【００５６】図の例でユーザは分散している。プロセス
は、データをリソース・マネジャ（加入者Ｐ1 など）で
変更するマシンＡ上で実行される。また、データをリソ
ース・マネジャ（加入者Ｐ2 など）で変更するマシンＢ
上でもプロセスが実行される。ユーザは次に、すべての
データ変更結果をコミットするよう要求する。両システ
ムのデータ変更結果はアトミックにコミットされなけれ
ばならない。ユーザは、その処理を通信マネジャＣＭＧ
Ｒ（ＡＰＰＣ、ＴＣＰ／ＩＰ、ＯＳＩ／ＣＳなどの通信
マネジャ）で分散することに決める。用いられるメカニ
ズムによって、ユーザはコミット・プロセスをコーディ
ネータからか、または通信マネジャから直接要求する。
ＥＰＯＰは、ユーザが何らかの手段によってコミットし
たいという希望をコーディネータが知らされる場合は、
これに依存しない。
【００５７】上記のとおり、ユーザは図１１乃至図１３
の例ではそれ自体をすでに分散している。すなわち関係
のある２つのマシン上でプロセスを実行している。ここ
でも、これらのマシンは実マシン（図１０）か、仮想マ
シンすなわち仮想マシン・オペレーティング・システム
により１つのコンピュータ上で動作するマシンである。
図１１乃至図１３には、処理の流れのうちコミットの部
分しか示していない。これが本発明の新規性の元になる
部分である。また加入者（Ｐ1、Ｐ2、ＣＭＧＲ＿Ａ、及
びＣＭＧＲ＿Ｂ）はすべて、ユーザが何時データ変更結
果すべてをコミットまたはバックアウトすることを決定
したかの通知を受けたいとコーディネータまたはＡＯＣ
に伝えている。実現形態によるが、図１１のタイミング
チャートに示した時点よりも後に、処理が正常終了した
こと（すなわち変更結果がすべてバックアウトされたこ
と）を示す戻りコードをユーザが受取ることがある。図
に示したログ・レコードはすべて、オペレーティング・
システムが所有するログにある。加入者は、プライベー
ト・ログを持つこともできるが、これらプライベート・
ログは図示していない。
【００５８】図１２のプロセスはマシンＡで始まり、判
定ブロック２０１で、ユーザが変更結果をコミットした
いかどうか検出される。図１１のステップ１では、ユー
ザがデータ変更結果をすべてコミットしたことを示す。
図１２でコーディネータは、ＰＲＥＰＡＲＥ信号を加入
者Ｐ1 と通信マネジャＣＭＧＲ＿Ａの両方に同報する
（機能ブロック２０２）。これは図１１のステップ２で
ある。図１２でＣＭＧＲ＿Ａは、図１０の通信６８か
ら、分散コミット・シーケンスで別のシステムと通信し
ていることを認識し、機能ブロック２０３（図１１のス
テップ４）でＰＲＥＰＡＲＥ信号をＣＭＧＲ＿Ｂに送
る。これは、用いられている通信マネジャに依存しな
い。
【００５９】図１３で、プロセスは判定ブロック２０４
のマシンＢから始まり、ＣＭＧＲ＿Ａからのメッセージ
が検出される。判定ブロック２０５でＰＲＥＰＡＲＥ信
号が検出される。ＣＭＧＲ＿Ｂは、ＰＲＥＰＡＲＥ信号
を受取った時、これ（すなわちマシンＢ）がコーディネ
ータのホームではないことを認識する。これが分かるの
はＰＲＥＰＡＲＥ信号を受信したからである。これはコ
ーディネータの"領域"ではないので、コーディネータの
エージェント（ＡＯＣ）でなければならない。図１１の
ステップ５を参照されたい。ＣＭＧＲ＿Ｂはそこで第１
相終了処理イネーブル（ＥＥＰＯＥＰ）と呼ばれる新し
いオペレーティング・システム・サービスを機能ブロッ
ク２０６で実行する。これでオペレーティング・システ
ムに、これがＡＯＣであることが通知される。またこれ
により、第１相終了ログ・レコード（Ｅ01）が書込まれ
た後（図１１のステップ１０の後）制御がＣＭＧＲ＿Ｂ
に渡る。次に処理はＣＭＧＲ＿Ｂに戻る。
【００６０】ここでＡＯＣは、ＰＲＥＰＡＲＥ信号をＰ
2 とＣＭＧＲ＿Ｂに同報する（機能ブロック２０７）。
これは、（１）ユーザがコミット・リクエストを実行す
ることを通信マネジャによって指示されたか、または
（２）ＡＯＣが、新しいＥＥＰＯＥＰサービス・コール
を受信した時がコミット・プロセスを開始する時と仮定
したことのいずれかに応じて行なわれる。図１１のステ
ップ６を参照されたい。図１１に示した例の場合、ＣＭ
ＧＲ＿Ｂはステップ７でＰＲＥＰＡＲＥ信号にＹＥＳを
投じ、Ｐ2 は、ステップ８でＰＲＥＰＡＲＥ信号にＹＥ
Ｓを投じる。これらの投票は図１３では判定ブロック２
０８で検出される。
【００６１】次にＡＯＣは、（１）その投票をすべての
加入者（ＣＭＧＲ＿ＢとＰ2 ）から受信し、（２）図１
１のステップ５で実行されたＥＥＰＯＥＰサービスによ
って、それがＡＯＣであることがこのオペレーティング
・システム・インスタンスに通知されたので、機能ブロ
ック２０９で第１相終了（Ｅ01）レコードをログに書込
む。このレコードを書込むのはＡＯＣだけである。この
レコードは図１１のステップ９のタイミングチャート
に"＊"で示した。次にＡＯＣは、ＣＭＧＲ＿Ｂが先に第
１相終了処理イネーブル（ＥＥＰＯＥＰ）サービスを実
行していたので、ステップ１０で制御をＣＭＧＲ＿Ｂに
渡す。これは、第１相終了と呼ばれる新しい処理ステー
ジである。ＣＭＧＲ＿Ｂは、ＰＲＥＰＡＲＥ信号の結果
を通知される。第１相終了では、ＣＭＧＲ＿Ｂが次にＣ
ＭＧＲ＿ＡにＹＥＳを返す（図１３の機能ブロック２１
０）。図１１のステップ１１を参照されたい。これは、
ステップ４でＣＭＧＲ＿ＡがＣＭＧＲ＿Ｂに送ったＰＲ
ＥＰＡＲＥへの応答である。図の例では、すべての投票
がＹＥＳであり、ＰＲＥＰＡＲＥの結果はＹＥＳだった
（すなわちコミット処理に進む）。ＰＲＥＰＡＲＥ信号
は他の結果もあり得るが、本発明の説明を補足するもの
ではないので省略する。
【００６２】図１１のステップ３でＰ1 は、それが準備
を選択することを示し（この例ではＹＥＳ）、これは、
それが行なったデータ変更の結果をすべてコミットまた
はバックアウトする準備が出来ていることを示す。Ｐ1
による投票とＣＭＧＲ＿Ｂによって返った投票は、図１
２の判定ブロック２１１で検出される。ＣＭＧＲ＿Ａは
また、ステップ２でそれにローカルに送られたＰＲＥＰ
ＡＲＥ信号にＹＥＳを投じる。これは、全加入者（他の
マシンに分散することもある）がいまＰＲＥＰＡＲＥＤ
ＳＴＡＴＥにあることを認識して行なう。この知識は
ステップ１１から得られる。すなわち全加入者が前か後
に進む準備が出来ている。これは図１１のステップ１２
で生じる。
【００６３】マシンＡのコーディネータはここで、それ
が予測していたすべての投票を受取っており、この例で
は全投票がＹＥＳである（判定ブロック２１２）。そこ
でコーディネータは、前進してアトミック・インスタン
ト・レコード（Ｔ02）をログに書込むことを決定する
（機能ブロック２１３）。このＴ02レコードは、図１１
のステップ１３に"＊"で示した。コーディネータはステ
ップ１４でコミット・オーダをローカル加入者Ｐ1 とＣ
ＭＧＲ＿Ａに同報する。これは図１２では機能ブロック
２１４に示した。ＣＭＧＲ＿Ａは、コミット・オーダを
受信した時、コミット・オーダをＣＭＧＲ＿Ｂに送る
（機能ブロック２１５）。これは図１１のステップ１５
である。
【００６４】図１３で、ＣＭＧＲ＿Ａからのメッセージ
が再び判定ブロック２０４で検出される。ただこの時の
メッセージはＣＯＭＭＩＴである（判定ブロック２０
５）。ＣＭＧＲ＿Ｂは、決定（例ではＹＥＳなど）をＡ
ＯＣに返すことによってその第１相終了処理を終えてい
る。図１１ではこれはステップ１７である。ここでＡＯ
Ｃは第１相終了処理が完了し、コーディネータ領域から
の決定は前進（すなわちコミット）であることを認識す
る。ＡＯＣは第２相開始（Ｂ02）レコードをローカル・
ログに書込む（図１３の機能ブロック２１６）。復元シ
ナリオのこの時点から以降、ローカル・システムはコー
ディネータとの通信を再確立してコミット／バックアウ
ト決定を得る必要がない。決定はＢ02ログ・レコードに
記録される。このレコードが書込まれるのは、ローカル
・システムがＥＥＰＯＥＰサービスによってＡＯＣにな
ったからである。Ｂ02レコードは、コーディネータによ
って書込まれることはなく、ＡＯＣだけが書込む。この
Ｂ02レコードは図１１では "＊" で示した。
【００６５】ＡＯＣは、コミット・オーダをマシンＢの
ローカル加入者Ｐ2 とＣＭＧＲ＿Ｂに同報する（図１３
の機能ブロック２１７）。図１１ではこれをステップ１
９に示した。ＡＯＣは、ログ・レコードの書込みと第１
相終了処理（ＥＰＯＰ）以外はコーディネータと同じよ
うに機能する。ＣＭＧＲ＿Ｂは機能ブロック２１８でＣ
ＭＧＲ＿Ａに、データ変更結果のコミットを終えたこと
（すなわちＢ02レコードがログ上で安全であること）を
通知する（図１１のステップ２０）。ＣＭＧＲ＿Ｂは図
１１のステップ２２で、ステップ２９のコミット同報か
らＡＯＣに戻る。これによりＡＯＣは、ＣＭＧＲ＿Ｂが
そのコミット処理を終えたとの通知を受ける。またＰ2
は、ある点で（図１１のステップ２３など）ステップ１
９のコミット同報からＡＯＣに戻る。これは図１３の判
定ブロック２１９で検出され、ＣＭＧＲ＿ＢとＰ2 がデ
ータ変更結果のコミットを終えたことがＡＯＣに通知さ
れる。ＡＯＣは、全加入者がそのデータ変更を終えたこ
とを認識した後はいつでも（図１１のステップ２５な
ど）、これを機能ブロック２２０でログに記録する。こ
れは性能の改良であり、再開処理を高速化する。マシン
ＢのＡＯＣは、それが分散コミット・スコープに加わっ
たことを認識していたが、用いられた通信メカニズムま
たはプロトコルは認識しなかった。書込まれたレコード
は図１１のステップ２５では"Ｘ"で示した。
【００６６】Ｐ1 は、ある点で（図１１のステップ１
６）、それがデータ変更結果のコミットを終えたことを
マシンＡのコーディネータに通知する。図１１のステッ
プ２１でＣＭＧＲ＿Ａもステップ１４のコミット同報か
らコーディネータに戻る。これは、図１２の判定ブロッ
ク２２１で検出される。全加入者がそのデータ変更を終
えたことをコーディネータが認識した後はいつでも（図
１１のステップ２４など）、コーディネータはこれをロ
グに記録する（機能ブロック２２２）。これは性能の改
良であり再開処理を高速化する。
【００６７】コーディネータは、それが分散コミット・
スコープに加わったことを認識していなかった。このレ
コードは図１１のステップ２４には"Ｘ"で示した。図１
１の例のキーポイントは、処理シーケンスを示し、デー
タが常に調整されるようにすることである。すなわちユ
ーザのデータの一部だけを更新することは常に許されな
い。変更はすべて要求に応じて行なわれるか、または、
何か問題がある場合はすべての変更が逆にされる。この
新しいステップ（ＥＰＯＰとＥＥＰＯＥＰ）はデータの
保全性を保つ。図１１の例では、前進する判定が成され
た。バックアウト判定も行なえる。これもログに記録さ
れ同様の処理が続く。
【００６８】図１１に示した例の処理により、障害が発
生した場合にはいつでもすべてのデータが調整されるよ
うになる。これは、データの一貫性が保たれると表現さ
れることもある。
【００６９】ここで説明を簡単にするために、障害は図
１１に示した分散システムの両方が共に障害を起こした
ものとする。これより簡単なケースで、システムが１つ
だけ障害を起こした場合は、両方が同時に障害を起こし
た最悪のシナリオに含まれる。同様に、両方が故障した
が同時にではない場合も、用いられているログ・レコー
ドが特定の時間順で書込まれるという事実により扱え
る。また、分散コミット・スコープに参加している分散
システムが２つ以上の場合も同様である。これと同じロ
ジックは、高さが３以上、幅が２以上のツリーに展開さ
れる。図１１の例では、ツリーの高さは２で、親である
マシンＡの子は１つ、幅は１になる。
【００７０】下記の障害例では図１１を参照する。
【００７１】例１：Ｅ01ログ・レコードがログに書込ま
れる前に障害が発生する（すなわちＡとした時間より
前）。再開時に、マシンＡで、Ｐ1 がそのプライベート
・ログ（図示なし）を読取り、ユーザのためにデータを
変更していたことを発見する。Ｐ1 は、オペレーティン
グ・システムにコミットまたはバックアウトの決定を依
頼する。オペレーティング・システム（すなわちコーデ
ィネータ）は、"ユーザ"に関係するそのログでＴ02また
はＢ02を発見せず、これをＰ1に通知する。Ｐ1はそこで
すべてのデータ変更結果をバックアウトする。ＣＭＧＲ
＿Ａはそのプライベート・ログを読取り、それがユーザ
のためにデータを変更していたことを発見する。ＣＭＧ
Ｒ＿Ａはオペレーティング・システムにコミットまたは
バックアウトの決定を依頼する。オペレーティング・シ
ステム（すなわちコーディネータ）は、ユーザに関する
そのログでＴ02またはＢ02を見つけず、これをＣＭＧＲ
＿Ａに通知する。ＣＭＧＲ＿Ａは次に、ある場合はすべ
てのデータ変更結果をバックアウトするか、またはこの
ユーザを無視する。マシンＢで、Ｐ2 はマシンＡの場合
と同様、このステップの処理を同じ実行結果で行なう。
ＣＭＧＲ＿Ａは、マシンＡの場合と同様、このステップ
の処理を同じ実行結果で行なう。
【００７２】例２：Ｔ02ログ・レコードが時間Ｂに書込
まれる前の時間ＡにＥ01ログ・レコードが書込まれた後
に障害が発生する。再開時、マシンＡで、Ｐ1 は例１の
ように処理を実行する。ＣＭＧＲ＿Ａは例１のように処
理を実行する。マシンＢで、Ｐ2 は、例１のように処理
を実行し、オペレーティング・システムによって、ユー
ザの状態がＩＮ＿ＤＯＵＢＴであると通知される。Ｐ2
はこれを、コーディネータが（別のマシンで）Ｔ02レコ
ードを書込んだかどうかをローカル・システムがまだ認
識していないと解釈する。すなわちコーディネータが決
定をコミットまたはバックアウトしたかどうか認識しな
い。その後Ｐ2 は通知を受ける。すなわちコーディネー
タとの再同期化が完了した後である。Ｐ2 は、それがま
だすべての変更をコミットまたはバックアウトする準備
を整えた状態のままでななければならないことを覚えて
おく必要がある。ＣＭＧＲ＿Ａは例１のように処理を実
行し、オペレーティング・システムによって、ユーザの
状態がＩＮ＿ＤＯＵＢＴであると通知される。ＣＭＧＲ
＿Ａは、それがログに格納した情報から、コーディネー
タ（またはおそらくは単に他のＡＯＣ）がマシンＡにあ
ることを認識する。そのログから、ＣＭＧＲ＿Ａとの通
信を再確立するのに充分な情報を読取る。次にＣＭＧＲ
＿Ａに、コミットまたはバックアウトの判定を求める。
ＣＭＧＲ＿Ａは、それが再開操作を終えている場合は、
Ｔ02またはＢ02ログ・レコードが見つからなかったこと
を認識する。ＣＭＧＲ＿ＡはＣＭＧＲ＿Ｂに、判定がバ
ックアウトであることを通知する。ＣＭＧＲ＿ＢはＡＯ
Ｃにこれを通知し、ＡＯＣは、対象加入者に判定がバッ
クアウトであることを通知する。例でＡＯＣはＰ2 に通
知する。
【００７３】例３：Ｂ02ログ・レコードが時間Ｃに書込
まれる前に（時間Ｂなどに）Ｔ02ログ・レコードが書込
まれた後で障害が発生する。再開時、マシンＡで、Ｐ1
は例１のように処理を実行し、ユーザが状態ＩＮ＿ＣＯ
ＭＭＩＴにあることをオペレーティング・システムによ
って通知される。Ｐ1 はこれを、ユーザのためのデータ
変更をコミットしなければならないと解釈し、そう実行
する。ＣＭＧＲ＿Ａは、例１のように処理を実行し、ユ
ーザが状態ＩＮ＿ＣＯＭＭＩＴにあるという通知を受け
る。ＣＭＧＲ＿Ａはこの情報を、（１）ＣＭＧＲ＿Ａが
ＣＭＧＲ＿Ｂと再同期化するか、または（２）ＣＭＧＲ
＿ＢがＣＭＧＲ＿Ａにユーザの判定を求めた時に、ＣＭ
ＧＲ＿Ａに引渡す。ＣＭＧＲ＿ＡはこれをＡＯＣに通知
し、ＡＯＣはそこで、すべての対象加入者に判定がコミ
ットであることを通知する。例でＡＯＣはＰ2に通知す
る。マシンＢで、Ｐ2 は、例２のように処理を実行す
る。ＣＭＧＲ＿Ｂは例２のように処理を実行するが、Ｔ
02レコードが見つかったことをＣＭＧＲ＿ＡがＣＭＧＲ
＿Ｂに通知する。従って、判定はすべての変更をコミッ
トすることである。ＣＭＧＲ＿ＢはこれをＡＯＣに通知
し、ＡＯＣはそこですべての対象加入者（例ではＰ2 ）
に通知する。
【００７４】例４：最終レコードのいずれか（図１１の
ステップ２４、２５）が書込まれる前にＢ02レコードが
（時間Ｃで）書込まれた後に障害が発生する。その場合
Ｐ1 、またはＰ2 は例１のように処理を実行し、ユーザ
の状態がＩＮ＿ＣＯＭＭＩＴであることをオペレーティ
ング・システムから通知される。従ってＰ1、Ｐ2はすべ
てのデータ変更結果をコミットする。一方、ＣＭＧＲ＿
ＡとＣＭＧＲ＿Ｂは例１のように処理を実行し、ユーザ
の状態がＩＮ＿ＣＯＭＭＩＴであることをオペレーティ
ング・システムから通知される。用いられているプロト
コルによるが、ＣＭＧＲ＿ＡとＣＭＧＲ＿Ｂは、それら
が再同期化した時にこの情報を交換する。ただし、コミ
ットまたはバックアウトの判定は、各システムで使用で
きるログ・レコードから個別に推定できるので、再同期
化時に交換された情報は用いられない。
【００７５】例５：最終レコードのいずれかまたは両方
が時間Ｄ、Ｅで書込まれた後に障害が発生する。その場
合Ｐ1、Ｐ2は、（１）ユーザの状態がＩＮ＿ＣＯＭＭＩ
Ｔであることをオペレーティング・システムから通知さ
れ、すべてのデータ変更結果をコミットするか、または
（２）ユーザの代わりに行なわれたすべての作業がすで
に終わっており、何の実行も必要ないことが通知される
（または推定することができる）。一方、ＣＭＧＲ＿Ａ
とＣＭＧＲ＿Ｂは、（１）ユーザの状態がＩＮ＿ＣＯＭ
ＭＩＴであることをオペレーティング・システムから通
知され、例４のように処理を実行するか、または（２）
ユーザの代わりに行なわれたすべての作業がすでに終わ
っており、何の実行も必要ないことが通知される（また
は推定することができる）。
【００７６】以上、復元フローについて説明したが、こ
れは加入者がここに示したプロシジャに従う際、データ
の保全性が常に保たれることを示すものである。それ以
上のデータ保全性は、標準的な２相コミットについては
明らかにされていない。ＥＥＰＯＥＰサービスと第１相
終了処理により、分散コミット・スコープが有効にな
り、分散コーディネータが必要でなくなる。すなわちコ
ーディネータは、特定の通信プロトコルまたは分散ネッ
トワーク・トポロジを認識もせず、それに対応もしなか
ったということである。ＥＥＰＯＥＰサービスでコーデ
ィネータのエージェント（ＡＯＣ）領域を形成すること
によって、システムの数にかかわらずにコミット・スコ
ープの分散を維持できる。例では２つのシステムしかコ
ミット・スコープに参加していないが、この機構を用い
ることで、参加できるシステムの数は制限されない。
【００７７】コーディネータの機能はデフォルトである
が、ＡＯＣの機能は、新しいオペレーティング・システ
ム・コール（すなわちＥＥＰＯＥＰ）１つで実現でき
る。それでもシステム間通信の流れは標準的な２相コミ
ットである。すなわち例では、マシンＡとマシンＢ間の
流れは拡張機能がなく２相コミットとみられる。コーデ
ィネータ・システムはなお標準的な２相コミットとみら
れる。すなわち例では、マシンＡの流れは標準的とみら
れる。マシンＡのコーディネータは、コミット・スコー
プが分散していることを認識さえしない。適切な時間に
ＥＥＰＯＥＰサービスによって、マシンＢがコーディネ
ータからコーディネータのエージェント（ＡＯＣ）に変
換される。
【００７８】上記の内容から明らかなように、本発明
は、コーディネータを効率よく分散させるが、コーディ
ネータはこの事実の知識をもっている必要はなく、大幅
に簡素化される。コーディネータ機能は、任意の通信メ
カニズムを使用して分散される。ユーザは分散コーディ
ネータ機能を意識する必要がない。更に、汎用リソース
・マネジャは、それに合った通信マネジャを使い、この
新しいプロトコル拡張機能を認識し、オペレーティング
・システム同期点マネジャ（すなわちコーディネータ）
と通信することによって分散させることができる。この
方法の新規性は、コーディネータ機能が通信媒体に依存
せずに分散されることである。コーディネータにより、
特定の通信製品の知識がないまま分散コミット・スコー
プ（すなわち拡張２相コミット）が有効になる。第１相
終了処理という拡張機能では、この分散を、分散してい
るコーディネータ機能をオペレーティング・システムが
認識しないままに実現することができる。
【００７９】このほか、分散加入者に対する２相コミッ
ト・プロトコルの拡張機能として、コーディネータから
のＰＲＥＰＡＲＥ信号に対してリソース・マネジャが新
しい応答を使用することができる。この応答は、ＰＲＥ
ＰＡＲＥ信号に応答してコーディネータのエージェント
に応答するために通信リソース・マネジャ（ＣＭＧＲ＿
Ａ）が使用できるＡＢＳＴＡＩＮ応答である。この新し
い応答により、性能向上、システム・スループットの向
上、及び分散システム上の再開時間の短縮が可能にな
る。
【００８０】図１４に、全加入者がマシンＢでＦＯＲＧ
ＥＴまたはＡＢＳＴＡＩＮを、マシンＡでＦＯＲＧＥＴ
を選択する場合について、分散２相コミットのタイミン
グチャートを示す。図１４は図１１をもとにしており、
ステップはいくつか削除している。
【００８１】従来の２相コミット・プロトコルでは、リ
ソース・マネジャがコーディネータからのＰＲＥＰＡＲ
Ｅリクエストにある方法で応答する必要がある。加入者
はそのリクエストに対して、コミット・コーディネータ
へのＹＥＳ／ＣＯＭＭＩＴ、ＮＯ／ＢＡＣＫＯＵＴ、ま
たはＦＯＲＧＥＴ／ＲＥＡＤ ＯＮＬＹで応答しなけれ
ばならない。しかし、コーディネータのエージェント
が、ＹＥＳ／ＣＯＭＭＩＴ、ＮＯ／ＢＡＣＫＯＵＴ、ま
たはＦＯＲＧＥＴ／ＲＥＡＤ ＯＮＬＹの応答を可能に
するだけであれば、読取り専用最適化を行なうことはで
きない。これは、ＣＭＧＲ＿Ｂが図１１のステップ７で
ＰＲＥＰＡＲＥにＹＥＳと応答しなければならないとい
う事実による。これによりＡＯＣ＿Ｂは、更新されたコ
ミット可能なリソースがマシンＢにあるとみなし、従っ
て、加入者Ｐ2 がＰＲＥＰＡＲＥ信号にＦＯＲＧＥＴ／
ＲＥＡＤ ＯＮＬＹを返した場合でも、２相コミット・
プロセスを完全に実行しなければならない。図１４のス
テップ７では、ＣＭＧＲ＿ＢがＡＯＣ＿ＢからのＰＲＥ
ＰＡＲＥ信号にＡＢＳＴＡＩＮを選択する。ＣＭＧＲ＿
ＢからのこのＡＢＳＴＡＩＮ投票により、図１０の次の
ステップは生じない。 １．ステップ９でＡＯＣ＿Ｂによって第１相終了
（Ｅ01）がログに書込まれる。 ２．ステップ１１で通信応答ＹＥＳがマシンＡに送られ
る。 ３．ステップ１５で通信応答ＣＯＭＭＩＴオーダがＣＭ
ＧＲ＿Ｂに送られる。 ４．ステップ１８でマシンＢのＡＯＣ＿Ｂによって第２
相開始（Ｂ02）が書込まれる。 ５．ステップ１９、２２、２３のＣＯＭＭＩＴ信号と応
答。 これらのイベントはすべて、マシンＢが実際に、図１１
の加入者Ｐ2 のように、２相コミット・プロトコル・リ
ソースを持っている時に必要である。
【００８２】加入者Ｐ2が作業単位に関係しないか、加
入者Ｐ2しか読取り専用リソースを持っていない場合、
これらのステップすべてが必要なわけではない。こうし
た状況で性能を向上させる２相コミット・プロセスのＲ
ＥＡＤ ＯＮＬＹ最適化がある。図１４のタイミングチ
ャートはＲＥＡＤ ＯＮＬＹ最適化を示す。不要なプロ
セスは上記のログへの書込みと通信イベントなどであ
る。ＣＭＧＲ＿Ｂはステップ７でＰＲＥＰＡＲＥ信号に
ＮＯを返すことができない。これにより作業単位がバッ
クアウトされる。ＣＭＧＲ＿Ｂは、ＣＭＧＲ＿Ｂが作業
単位に関わろうとしなくなったとＡＯＣ＿Ｂがみなすこ
とになるので、ＦＯＲＧＥＴを返すことができない。
【００８３】ＡＢＳＴＡＩＮは、本発明によって提供さ
れる新しい応答であり、ＣＭＧＲ＿ＢはこれをＰＲＥＰ
ＡＲＥ信号への応答に使用することができる。この応答
は、ＡＢＳＴＡＩＮで応答する加入者（例ではＣＭＧＲ
＿Ｂ）が、ＰＲＥＰＡＲＥリクエストの最終結果に影響
を与えようとしないこと、どのような結果（ＹＥＳ、Ｎ
Ｏ、またはＦＯＲＧＥＴ）も受入れようとすること、及
び、現在の作業単位の２相コミットに関係し続けようと
すること、を示す。図１４のステップ７では、ＣＭＧＲ
＿Ｂは、ＰＲＥＰＡＲＥ信号にＹＥＳと答えるのではな
く、ＡＢＳＴＡＩＮを返す。加入者Ｐ2 がＰＲＥＰＡＲ
Ｅ信号にＹＥＳと答えた場合、ＡＯＣ＿ＢのＰＲＥＰＡ
ＲＥ信号の最終結果はＹＥＳであり、イベントは上記の
ように進む。加入者Ｐ2 がＦＯＲＧＥＴと答えるか、加
入者Ｐ2 が存在しない場合、ＡＯＣ＿Ｂ ＰＲＥＰＡＲ
Ｅ信号の最終結果はＦＯＲＧＥＴである。ＡＯＣ＿Ｂ
は、図１４のステップ１０でＦＯＲＧＥＴの結果をＣＭ
ＧＲ＿Ｂの第１相終了処理に返す。ＣＭＧＲ＿Ｂはここ
で、ステップ１１でのＹＥＳ投票ではなく、通信応答Ｆ
ＯＲＧＥＴをマシンＡ送る（ステップ２０）。これによ
りマシンＡは、作業単位についてマシンＢと接触しなく
なる。ＣＭＧＲ＿Ｂは次にＡＯＣ＿Ｂに戻り、ＡＯＣ＿
Ｂはステップ２５で"単位復元終了"レコードをログに書
込み、作業単位についてのその処理を終える。
【００８４】図１４のタイミングチャートを図１１と比
較すると、マシンＢに読取り専用リソースがある場合、
マシンＢの以下のステップはなくなる。 ９）第１相終了（Ｅ01）をログする。 １１）ＰＲＥＰＡＲＥに対してマシンＡにＹＥＳ応答を
返す。 １５）マシンＡからコミット・オーダを通信する。 １８）第１相開始（Ｂ02）をログする。 １９）コミット・オーダをマシンＢの加入者に引渡す。 ２２）ＣＭＧＲ＿Ｂのコミット終了をＡＯＣ＿Ｂに返
す。 ステップ２０はステップ１０の後、ステップ１２の前に
移動する。以下のマシンＡ上のイベントは、マシンＢが
読取り専用リソースを持っている時にはなくなる。 １４）コーディネータからＣＭＧＲ＿Ａへコミット終了
コールを出す。 ２１）ＣＭＧＲ＿Ａのコミット終了から復帰する。
【００８５】図１６は、図１２の流れ図にもとづく流れ
図で、図１４のタイミングチャートに示したマシンＡで
の操作の変更を示す。判定ブロック２１２ａで、ＹＥＳ
投票が１つ以上でＮＯ投票がないという条件がチェック
される。これはもちろん図９の判定ブロック１１２ａで
行なわれるチェックと同様である。また機能ブロック２
１５はなくなり、機能ブロック２１４ａは変更され、Ｃ
ＯＭＭＩＴが加入者Ｐ1 にしか送られない。これは例で
ＣＭＧＲ＿ＡがＦＯＲＧＥＴを選択したからである。
【００８６】図１７は、図１３の流れ図にもとづく流れ
図で、図１４のタイミングチャートに示したマシンＢに
おける操作の変更を示す。この流れ図で判定ブロック２
０５と機能ブロック２０９、２１０、２１６、２１７は
なくなっている。これらのブロックの代わりに新しい判
定ブロック２２４がある。ここで受信された投票がすべ
てＦＯＲＧＥＴかＡＢＳＴＡＩＮかが判定される。その
場合、プロセスは機能ブロック２１８に進み、ＡＣＫ信
号がＣＭＧＲ＿Ａに送られる。他の場合は処理がユーザ
に戻る。
【００８７】マシンＡ、Ｂが、コミット対象の更新され
たリソース（すなわち読取り専用）を持たない場合、マ
シンＡから削除できるイベントがある。
【００８８】１３）"アトミック・インスタント"コミッ
ト・レコードＴ02の強制ログ書込み、これにより性能が
更に向上する。図１５のタイミングチャートにこのイベ
ントを示す。図１８は、図１２の流れ図にもとづく流れ
図で、図１５のタイミングチャートに示すマシンＡにお
ける操作の変更を示す。判定ブロック２１２ｂは、すべ
ての投票がＦＯＲＧＥＴかＡＢＳＴＡＩＮかをチェック
し、機能ブロック２１３、２１４、２１５、及び判定ブ
ロック２２１はなくなっている。マシンＢにおける操作
は、図１５に示したタイミングチャートについての図１
７の流れ図と同じである。
【００８９】本発明は、分散データベースに、或いはマ
ルチプロセッサ・システムにも限定されない。どのよう
なリソース・マネジャでも、或いはユーザでも、１つの
マシン或いは任意個数のマシン上で分散させることがで
き、１つの大きなコミット・スコープに参加することが
できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明を実現できるトランザクション処理シス
テムのブロック図である。
【図２】本発明を実現できるトランザクション処理シス
テムのブロック図である。
【図３】本発明を実現できるトランザクション処理シス
テムのブロック図である。
【図４】本発明を実現できるトランザクション処理シス
テムのブロック図である。
【図５】現在の２相コミット・プロトコルの基本操作を
示すタイミングチャートである。
【図６】２相コミット・プロトコルのＲＥＡＤ ＯＮＬ
Ｙ最適化の操作を示すタイミングチャートである。
【図７】２相コミット・プロトコルのＲＥＡＤ ＯＮＬ
Ｙ最適化の操作を示すタイミングチャートである。
【図８】図５に示した現在の基本的な２相コミット・プ
ロトコルの流れ図である。
【図９】図６、図７に示したＲＥＡＤ ＯＮＬＹ最適化
を実現する２相コミット・プロトコル・プロセスの流れ
図である。
【図１０】本発明に従った拡張２相コミット・プロトコ
ルの操作を説明するのに役立つマルチプロセッサ・シス
テムのブロック図である。
【図１１】本発明に従った、図１０の２マシン環境にお
ける２相コミット・プロトコルの拡張機能の操作を示す
タイミングチャートである。
【図１２】２相コミット・プロトコル・プロセスの拡張
機能について、マシンＡにおけるプロセスを示す流れ図
である。
【図１３】２相コミット・プロトコル・プロセスの拡張
機能について、マシンＢにおけるプロセスを示す流れ図
である。
【図１４】マシンＢにおいて投票がすべてＦＯＲＧＥＴ
またはＡＢＳＴＡＩＮであり、マシンＡにおいてＣＭＧ
Ｒ＿ＡがＦＯＲＧＥＴを選択した場合について、ＲＥＡ
ＤＯＮＬＹ最適化と新しいＡＢＳＴＡＩＮ応答をサポー
トする２相コミット・プロトコルの拡張操作を示すタイ
ミングチャートである。
【図１５】マシンＡ、Ｂの両方において投票がすべてＦ
ＯＲＧＥＴまたはＡＢＳＴＡＩＮである場合について、
ＲＥＡＤ ＯＮＬＹ最適化と新しいＡＢＳＴＡＩＮ応答
をサポートする２相コミット・プロトコルの拡張操作を
示すタイミングチャートである。
【図１６】図１４に示した例について、２相コミット・
プロトコル・プロセスの拡張機能を改良するマシンＡに
おけるプロセスの流れ図である。
【図１７】図１４に示した例について、２相コミット・
プロトコル・プロセスの拡張機能を改良するマシンＢに
おけるプロセスの流れ図である。
【図１８】図１５に示した例について、２相コミット・
プロトコル・プロセスの拡張機能を改良するマシンＡに
おけるプロセスの流れ図である。
【符号の説明】
１１ メインフレーム・コンピュータ １２ 仮想端末アクセス方式（ＶＴＡＭ） １３ ジョブ入力システム（ＴＥＳ） １５ 直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ） １６ ローカル端末 １７ リモート端末 １８ ローカル・ジョブ入力／出力（Ｉ／Ｏ）装置 １９ リモート・ジョブＩ／Ｏ装置 ２１ マスタ・スケジューラ ２２ 中央コンソール ２３ 機能コンソール ２４ ジョブ・スケジューラ ２５ タスク・スーパバイザ ２６ プログラム・マネジャ ２７ タイマ・スーパバイザ ２８ 仮想記憶マネジャ ２９ 実記憶マネジャ ３０ 補助（またはページ）記憶マネジャ ３１ 復元終了マネジャ ３４ 割込みハンドラ ３５ システム・リソース・マネジャ ３６ ディスパッチャ ５１ 第１コンピュータ ５２ 第２コンピュータ ５３ 通信装置 ５４ オペレーティング・システム（ＯＳ） ５５ ユーザＡのアドレス空間 ５６ Ｐ1 のアドレス空間 ５７ ＣＭＧＲ＿Ａのアドレス空間 ６２ ユーザＢのアドレス空間 ６３ Ｐ2 のアドレス空間
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 リチャード・ダイベンドルフ アメリカ合衆国94040、カリフォルニア州 マウンテン・ビュー、チャタム・ウェイ 345 (72)発明者 ダニエル・エドワード・ハウス カナダ国、オンタリオ州スカボロ、ナンバ ー1907、グレイストーン・ウォーク・ドラ イブ ５ (72)発明者 アール・エイチ・ジェナー アメリカ合衆国95135、カリフォルニア州 サン・ホセ、ガロウェイ・ドライブ 7688 (72)発明者 マーガレット・ケリー・ラベル アメリカ合衆国12603、ニューヨーク州ポ キプシ、フッカー・アベニュー 310 (72)発明者 マイケル・ジェラルド・モール アメリカ合衆国12540、ニューヨーク州ラ グレーンジビル、スクエア・ウッズ・ドラ イブ 20 (72)発明者 スチュアート・ルイス・サイレン アメリカ合衆国95037、カリフォルニア州 モーガン・ヒル、グリフィス・ウェイ 15630

Claims (12)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】分散データ処理システムにおける更新調整
    方法であって、 上記分散データ処理システム内の第１システム上で第１
    相終了処理を有効にし、上記第１システム上の第１コー
    ディネータ機能が、上記分散データ処理システム内の第
    ２システム上の第２コーディネータ機能のエージェント
    になるようにするステップと、 上記第１システム上のすべての加入者からの投票がすべ
    て受信された時に、第１システムの投票の第１相終了レ
    コードを上記第１コーディネータがログに書込むステッ
    プと、 上記書込みに応答して制御を上記第１相終了処理に引渡
    すステップと、 を含む更新調整方法。
  2. 【請求項２】準備のための上記投票が、加入者が作業単
    位の変更をＣＯＭＭＩＴする準備が出来たことを示すＹ
    ＥＳ、加入者が作業単位の変更をバックアウトしようと
    することを示すＮＯ、または加入者が作業単位に継続し
    て関わることを望み、作業単位の最終決定には影響を与
    えようとしないことを示すＡＢＳＴＡＩＮを含む、請求
    項１記載の分散データ処理システムにおける更新調整方
    法。
  3. 【請求項３】少なくとも第１オペレーティング・システ
    ムを実行する第１マシンと、第２オペレーティング・シ
    ステムを実行する第２マシンとを含む分散データ処理シ
    ステムにおける更新調整方法であって、 上記第１オペレーティング・システムが、上記第２マシ
    ン上の第２通信マネジャと通信する第１通信マネジャを
    含む上記第１マシン上の加入者に準備信号を送り、上記
    第１通信マネジャが上記準備信号を上記第２通信マネジ
    ャに送るステップと、 上記第２通信マネジャが、上記第１通信マネジャからの
    準備信号に応答して、上記第２オペレーティング・シス
    テムに対して第１相終了イネーブル・コールを生成し、
    上記第２オペレーティング・システムが上記第１オペレ
    ーティング・システムのコーディネータ機能のエージェ
    ントになるようにするステップと、 上記第２オペレーティング・システムが、上記第２通信
    マネジャを含む上記第２マシン上の加入者に準備信号を
    送るステップと、 上記第２マシン上の上記加入者から投票を受信するステ
    ップと、 第１相終了処理により、上記第１通信マネジャに上記投
    票を送る上記第２通信マネジャに制御を渡すステップ
    と、 を含む更新調整方法。
  4. 【請求項４】準備に応答する上記投票が、加入者が作業
    単位の変更をＣＯＭＭＩＴする準備が出来たことを示す
    ＹＥＳ、加入者が作業単位の変更をバックアウトしよう
    とすることを示すＮＯ、または加入者が作業単位に継続
    して関わることを望み、作業単位の最終決定には影響を
    与えようとしないことを示すＡＢＳＴＡＩＮを含む、請
    求項３記載の分散データ処理システムにおける更新調整
    方法。
  5. 【請求項５】上記第２マシン上の上記加入者からの上記
    投票の少なくとも一部がＹＥＳであり、上記第２オペレ
    ーティング・システムが、上記第２マシン上の上記加入
    者による投票の第１相終了レコードを第２マシン・ログ
    に書込むステップを含み、上記第２通信マネジャに制御
    を引渡す上記ステップが、上記第２マシンログへの書込
    み後に第１相終了処理によって実行される、請求項４記
    載の分散データ処理システムにおける更新調整方法。
  6. 【請求項６】上記第２マシン上の加入者による上記投票
    のすべてがＦＯＲＧＥＴまたはＡＢＳＴＡＩＮであり、 上記第１オペレーティング・システムが、上記第１通信
    マネジャによって上記第２通信マネジャから受信された
    投票を含むすべての投票を上記第１マシン上の加入者か
    ら受信して、アトミック・インスタント・レコードを第
    １マシン・ログに書込むステップと、 上記第１オペレーティング・システムが、上記投票の結
    果によって決定された実行信号を上記第１マシン上の加
    入者に送り、上記第２マシン上の上記加入者による上記
    ＦＯＲＧＥＴまたはＡＢＳＴＡＩＮの投票により上記第
    ２通信マネジャには実行信号が送られないステップと、 を含む請求項４記載の分散データ処理システムにおける
    更新調整方法。
  7. 【請求項７】上記第１マシン上の加入者による準備のた
    めの投票がすべてＦＯＲＧＥＴまたはＡＢＳＴＡＩＮで
    あり、 上記第２オペレーティング・システムが、上記第２マシ
    ン上の上記加入者による投票の第１相終了レコードを第
    ２マシン・ログに書込むステップと、 上記第２マシン・ログへの書込みの後、上記第１通信マ
    ネジャに上記投票を送る上記第２通信マネジャに制御を
    渡すステップと、 上記第１オペレーティング・システムが、上記第１通信
    マネジャによって上記第２通信マネジャから受信された
    投票を受信して、アトミック・インスタント・レコード
    を第１マシン・ログに書込むステップと、 上記第１オペレーティング・システムが、ＦＯＲＧＥＴ
    またはＡＢＳＴＡＩＮを投票した、上記第１マシン上の
    加入者には実行信号を送らず、上記第１通信マネジャに
    送り、上記第１通信マネジャが上記第２通信マネジャに
    上記実行信号を送るステップと、 上記第２オペレーティング・システムが、上記第２通信
    マネジャによって受信された上記実行信号に応答して上
    記第２マシン・ログに実行レコードを書込むステップ
    と、 上記第２通信マネジャが、実行が完了したとの通知を上
    記第１通信マネジャに送るステップと、 を含む更新調整方法。
  8. 【請求項８】上記第１オペレーティング・システムが、
    上記第１通信マネジャによって上記第２通信マネジャか
    ら受信された投票を含む上記第１マシン上の加入者から
    の投票をすべて受信して、アトミック・インスタント・
    レコードを第１マシン・ログに書込むステップと、 上記第１オペレーティング・システムが、上記投票の結
    果によって決定された実行信号を上記第１マシン上の加
    入者に送り、上記第１通信マネジャが上記実行信号を上
    記第２通信マネジャに送るステップと、 上記第２オペレーティング・システムが、上記第２通信
    マネジャによって受信された上記実行信号に応答して上
    記第２マシン・ログに実行レコードを書込むステップ
    と、 実行が完了したことの通知を上記第２通信マネジャが上
    記第１通信マネジャに送るステップと、 を含む請求項４記載の分散データ処理システムにおける
    更新調整方法。
  9. 【請求項９】上記第２オペレーティング・システムが、
    上記第２マシン上の加入者から実行が完了したとの確認
    応答を受信して、上記第２マシン上の加入者に上記実行
    信号を送り、上記第２マシン・ログを更新し、上記第１
    オペレーティング・システムが、上記第１通信マネジャ
    を含む上記第１マシン上の加入者から実行が完了したと
    の確認応答を受信して、上記第１マシン・ログを更新す
    るステップを含む請求項８記載の分散データ処理システ
    ムにおける更新調整方法。
  10. 【請求項１０】拡張２相コミット・プロトコルを実現す
    る分散データ処理システムであって、 第１オペレーティング・システムを実行し、第１通信マ
    ネジャを含む複数の第１加入者をサポートする少なくと
    も第１マシンと、 第２オペレーティング・システムを実行し、第２通信マ
    ネジャを含む複数の第２加入者をサポートする少なくと
    も第２マシンと、 上記第１及び第２の通信マネジャを相互接続する通信手
    段とを含み、 上記第１オペレーティング・システムが、上記第１マシ
    ン上の上記複数の第１加入者に準備信号を送り、上記第
    １通信マネジャが上記準備信号を上記第２通信マネジャ
    に送り、上記第２通信マネジャが、上記第１通信マネジ
    ャからの準備信号に応答して、上記第２オペレーティン
    グ・システムに対して第１相終了イネーブル・コールを
    生成し、上記第２オペレーティング・システムが上記第
    １オペレーティング・システムのコーディネータ機能の
    エージェントになるようにし、上記第２オペレーティン
    グ・システムが、上記第２マシン上の加入者に準備信号
    を送り、上記第２オペレーティング・システムが、上記
    第２マシン上の上記加入者による投票の第１相終了レコ
    ードを第２マシン・ログに書込み、上記第２マシン・ロ
    グへの書込みの後、第１相終了処理により制御を上記第
    ２通信マネジャに渡し、上記第２通信マネジャが上記投
    票を上記第１通信マネジャに送る、 分散データ処理システム。
  11. 【請求項１１】上記第１及び第２のマシンが、仮想マシ
    ン・オペレーティング・システム上で１つのコンピュー
    タを実行する仮想マシンであり、上記第１及び第２のオ
    ペレーティング・システムが、上記仮想マシン・オペレ
    ーティング・システムのゲスト・オペレーティング・シ
    ステムである、請求項１０記載の分散データ処理システ
    ム。
  12. 【請求項１２】上記第１及び第２のマシンが物理的に離
    れたコンピュータ上に実現され、上記通信装置が上記コ
    ンピュータを相互接続する通信リンクを含む、請求項１
    ０記載の分散データ処理システム。
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