JPH0628292A - トランザクション処理を制御するためのネットワーク内の同期点メッセージの数を低減する方法および装置、ならびにネットワークを流れるプロトコルメッセージの数を低減する方法 - Google Patents
トランザクション処理を制御するためのネットワーク内の同期点メッセージの数を低減する方法および装置、ならびにネットワークを流れるプロトコルメッセージの数を低減する方法Info
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- JPH0628292A JPH0628292A JP4081824A JP8182492A JPH0628292A JP H0628292 A JPH0628292 A JP H0628292A JP 4081824 A JP4081824 A JP 4081824A JP 8182492 A JP8182492 A JP 8182492A JP H0628292 A JPH0628292 A JP H0628292A
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Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【目的】 対応するトランザクションに参加していない
ノードを除外することによって同期点動作に要するメッ
セージ数を低減する。 【構成】 分散形トランザクション処理ネットワークで
は、そのネットワークのトランザクションをコミットま
たはバックアウトするために２段同期点プロトコルが使
用されている。トランザクションｘに関する同期点動作
の開始に応答して、各ノードは、自己の相手ノードのそ
れぞれが、その相手がトランザクションｘ−１の同期点
動作から除外されていたということをトランザクション
ｘ−１の同期点動作時に表明したかどうかを判定する。
相手ノードが除外され得たと表明した場合、現ノード
は、その相手ノードが現トランザクションｘにおいて現
ノードによって含まれていたかを判定する。相手ノード
が現トランザクションｘにおいて含まれていなかった場
合、現ノードは現同期点動作からその相手ノードを除外
する。
ノードを除外することによって同期点動作に要するメッ
セージ数を低減する。 【構成】 分散形トランザクション処理ネットワークで
は、そのネットワークのトランザクションをコミットま
たはバックアウトするために２段同期点プロトコルが使
用されている。トランザクションｘに関する同期点動作
の開始に応答して、各ノードは、自己の相手ノードのそ
れぞれが、その相手がトランザクションｘ−１の同期点
動作から除外されていたということをトランザクション
ｘ−１の同期点動作時に表明したかどうかを判定する。
相手ノードが除外され得たと表明した場合、現ノード
は、その相手ノードが現トランザクションｘにおいて現
ノードによって含まれていたかを判定する。相手ノード
が現トランザクションｘにおいて含まれていなかった場
合、現ノードは現同期点動作からその相手ノードを除外
する。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、データベース・トラン
ザクション処理システム、および、データベース一貫性
の維持を保証するために２段コミット／バックアウトプ
ロトコルを使用する分散形システムに関する。より詳し
くは、本発明は、システム全体に伝播しなければならな
いメッセージ数を減らし、かつ、資源が他の動作のため
にロックされる時間を短縮するための技法として、コミ
ット／バックアウト動作から除外し得る分散形システム
内の一定のノードを判定する方法に関する。
ザクション処理システム、および、データベース一貫性
の維持を保証するために２段コミット／バックアウトプ
ロトコルを使用する分散形システムに関する。より詳し
くは、本発明は、システム全体に伝播しなければならな
いメッセージ数を減らし、かつ、資源が他の動作のため
にロックされる時間を短縮するための技法として、コミ
ット／バックアウト動作から除外し得る分散形システム
内の一定のノードを判定する方法に関する。
【０００２】
【従来の技術およびその課題】従来技術の２段コミット
プロトコルメッセージは、分散形トランザクションシス
テムのノード間で動作を制御する。これらのプロトコル
は、故障に際してもデータベース一貫性が維持されるよ
うに、すなわち、トランザクションが全ノードでコミッ
トまたはバックアウトされるように設計されている。こ
れを実現するために、従来のシステムは、すべてのトラ
ンザクションに関してトランザクションシステムの全ノ
ードにメッセージを渡す。これは、所与のトランザクシ
ョンに関して所与のノードで生じているアクティビティ
とは関わりなく行われる。その結果、プロトコルとの適
合を保証するためにすべてのトランザクションに関して
ノード間で多数のメッセージが渡されるということが生
じている。これはさらに、ネットワークの時間および資
源を消費し、ネットワークが取り扱うことができる全ト
ランザクション能力を低下させる。従って、ネットワー
クトラフィックを低減することが妥当であり、またそれ
により資源がロック状態にある時間を短縮することが妥
当である場合に、システム内の一定のノードを同期点
（コミットまたはバックアウト）から「除外」すること
ができれば望ましいであろう。
プロトコルメッセージは、分散形トランザクションシス
テムのノード間で動作を制御する。これらのプロトコル
は、故障に際してもデータベース一貫性が維持されるよ
うに、すなわち、トランザクションが全ノードでコミッ
トまたはバックアウトされるように設計されている。こ
れを実現するために、従来のシステムは、すべてのトラ
ンザクションに関してトランザクションシステムの全ノ
ードにメッセージを渡す。これは、所与のトランザクシ
ョンに関して所与のノードで生じているアクティビティ
とは関わりなく行われる。その結果、プロトコルとの適
合を保証するためにすべてのトランザクションに関して
ノード間で多数のメッセージが渡されるということが生
じている。これはさらに、ネットワークの時間および資
源を消費し、ネットワークが取り扱うことができる全ト
ランザクション能力を低下させる。従って、ネットワー
クトラフィックを低減することが妥当であり、またそれ
により資源がロック状態にある時間を短縮することが妥
当である場合に、システム内の一定のノードを同期点
（コミットまたはバックアウト）から「除外」すること
ができれば望ましいであろう。
【０００３】ＯＳＩ（開放型システム間相互接続）トラ
フィック処理規格に対する一提案は、ある同期点動作
（コミットまたはバックアウト）の開始時に、ノードに
対してそのノードが次の動作から除外されることを一方
的に通知することにより、そのノードを除外することが
できる。これが行われると、除外されるそのノードは、
異なるトランザクションなどの何らかの独立した作業を
開始することが許されない。この方式は、ネットワーク
メッセージの減少には役立つが、いくつかの不利益があ
る。第１に、コミットまたはバックアウト動作のイニシ
エータ（除外されるノードの親）は、その相手ノードに
相談することなく相手ノードに一方的な制限を課すこと
になる。しかし、相手ノードは、独立動作を開始する必
要があり、同期動作に包含され続けなければならないか
もしれない。こうしたことは、例えば、クライアント−
サーバネットワークではなく、ピアーツーピアーネット
ワークで生じるかもしれない。除外の決定は、次の同期
動作に影響を及ぼすある同期動作の開始時に、その子ノ
ードの意見を尋ねることなく断定的に行われる。従っ
て、相手を除外する決定は、次のトランザクションで処
理されるデータにもとづくことはできない。この要求条
件は、相手を除外することが実際的である例の数を厳し
く制約する。最終的な除外の決定に達する上で両者のノ
ードにある程度の柔軟性を許すことが望ましいであろ
う。
フィック処理規格に対する一提案は、ある同期点動作
（コミットまたはバックアウト）の開始時に、ノードに
対してそのノードが次の動作から除外されることを一方
的に通知することにより、そのノードを除外することが
できる。これが行われると、除外されるそのノードは、
異なるトランザクションなどの何らかの独立した作業を
開始することが許されない。この方式は、ネットワーク
メッセージの減少には役立つが、いくつかの不利益があ
る。第１に、コミットまたはバックアウト動作のイニシ
エータ（除外されるノードの親）は、その相手ノードに
相談することなく相手ノードに一方的な制限を課すこと
になる。しかし、相手ノードは、独立動作を開始する必
要があり、同期動作に包含され続けなければならないか
もしれない。こうしたことは、例えば、クライアント−
サーバネットワークではなく、ピアーツーピアーネット
ワークで生じるかもしれない。除外の決定は、次の同期
動作に影響を及ぼすある同期動作の開始時に、その子ノ
ードの意見を尋ねることなく断定的に行われる。従っ
て、相手を除外する決定は、次のトランザクションで処
理されるデータにもとづくことはできない。この要求条
件は、相手を除外することが実際的である例の数を厳し
く制約する。最終的な除外の決定に達する上で両者のノ
ードにある程度の柔軟性を許すことが望ましいであろ
う。
【０００４】上述の問題を軽減するために、他のＯＳＩ
の提案は、除外されるノードまたはサブツリーが、その
システムの除外サブツリーの子ノードに伝播される各自
の一意の作業単位（トランザクション）識別子を生成す
ることにより、独立した作業を開始できるようにすると
いうものである。親ノードが独立トランザクションを開
始した子ノードを含めるように決定した場合、両者のト
ランザクションはバックアウトされ、それにより過剰作
業を失わせることになる。これは明らかに、それほど望
ましい解決策ではない。
の提案は、除外されるノードまたはサブツリーが、その
システムの除外サブツリーの子ノードに伝播される各自
の一意の作業単位（トランザクション）識別子を生成す
ることにより、独立した作業を開始できるようにすると
いうものである。親ノードが独立トランザクションを開
始した子ノードを含めるように決定した場合、両者のト
ランザクションはバックアウトされ、それにより過剰作
業を失わせることになる。これは明らかに、それほど望
ましい解決策ではない。
【０００５】上述に関するＯＳＩ規格は、以下に記載さ
れている。 ISO/IEC JTC 1/SC 21 N2608 Information Processing S
ystems-Open Systems Interconnect-Distributed Trans
actionProcessing Part 1:Transaction Proceasing Mod
el ISO/IEC JTC 1/SC 21 N2607Information Processing
Systems-Open Systems Interconnect-DistributedTran
saction Processing Part 2: ServiceDefinition;ISO/I
EC JTC 1/SC 21 N2608 Information Processing System
s-Open Systems Interconnect-Distributed Transactio
nProcessing Part 3:Transaction Processing Protocol
Specification 分散形データベースの動作を制御するための別のプロト
コルセットは、Ｒ＊プロトコルである。Ｒ＊プロトコル
は、“The Ｒ＊ Distributed Database Management Sys
tem ”(1986,ACM 03625915/86/1200-0378)に説明されて
いる。Ｒ＊プロトコルは、常にエージェントノードが次
のトランザクションから除外されるように選ばれるもの
であることを前提とし、そのノードがその許可を受信し
ない限り、独立作業を進めないことになっている。ＯＳ
Ｉ方式と同様、この解決策は、親ノードの意思を子ノー
ドに課す、クライアント−サーバ関係を前提としてお
り、このことがピアーツーピアーネットワークのような
一部の場合で望ましくなく、不適切であろう。
れている。 ISO/IEC JTC 1/SC 21 N2608 Information Processing S
ystems-Open Systems Interconnect-Distributed Trans
actionProcessing Part 1:Transaction Proceasing Mod
el ISO/IEC JTC 1/SC 21 N2607Information Processing
Systems-Open Systems Interconnect-DistributedTran
saction Processing Part 2: ServiceDefinition;ISO/I
EC JTC 1/SC 21 N2608 Information Processing System
s-Open Systems Interconnect-Distributed Transactio
nProcessing Part 3:Transaction Processing Protocol
Specification 分散形データベースの動作を制御するための別のプロト
コルセットは、Ｒ＊プロトコルである。Ｒ＊プロトコル
は、“The Ｒ＊ Distributed Database Management Sys
tem ”(1986,ACM 03625915/86/1200-0378)に説明されて
いる。Ｒ＊プロトコルは、常にエージェントノードが次
のトランザクションから除外されるように選ばれるもの
であることを前提とし、そのノードがその許可を受信し
ない限り、独立作業を進めないことになっている。ＯＳ
Ｉ方式と同様、この解決策は、親ノードの意思を子ノー
ドに課す、クライアント−サーバ関係を前提としてお
り、このことがピアーツーピアーネットワークのような
一部の場合で望ましくなく、不適切であろう。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明は、対応するトラ
ンザクションに参加していないノードを除外することに
よって同期点（コミットまたはバックアウト）動作に要
するメッセージ数を低減する方法に関する。分散形トラ
ンザクション処理ネットワークでは、そのネットワーク
のトランザクションをコミットまたはバックアウトする
ために２段同期点プロトコルが使用されている。トラン
ザクションｘに関する同期点動作の開始に応答して、各
ノードは、自己の相手ノードのそれぞれが、その相手が
トランザクションｘ−１の同期点動作から除外され得た
ということをトランザクションｘ−１の同期点動作時に
表明したかどうかを判定する。相手ノードが除外され得
たと表明した場合、現ノードは、その相手ノードが現ト
ランザクションｘにおいて現ノードによって含まれてい
たかを判定する。相手ノードが現トランザクションｘに
おいて含まれていなかった場合、現ノードは現同期点動
作からその相手ノードを除外する。
ンザクションに参加していないノードを除外することに
よって同期点（コミットまたはバックアウト）動作に要
するメッセージ数を低減する方法に関する。分散形トラ
ンザクション処理ネットワークでは、そのネットワーク
のトランザクションをコミットまたはバックアウトする
ために２段同期点プロトコルが使用されている。トラン
ザクションｘに関する同期点動作の開始に応答して、各
ノードは、自己の相手ノードのそれぞれが、その相手が
トランザクションｘ−１の同期点動作から除外され得た
ということをトランザクションｘ−１の同期点動作時に
表明したかどうかを判定する。相手ノードが除外され得
たと表明した場合、現ノードは、その相手ノードが現ト
ランザクションｘにおいて現ノードによって含まれてい
たかを判定する。相手ノードが現トランザクションｘに
おいて含まれていなかった場合、現ノードは現同期点動
作からその相手ノードを除外する。
【０００７】好ましい実施例では、トランザクションｘ
において、あるノードが、別のノードから作業を実行す
るように求められない限り、次のトランザクションｘ＋
１で何も行わないことを知っている場合、そのノード
は、現トランザクションｘのコミット時に自己の親ノー
ドに対して、所望の場合、次のコミット動作から「除
外」されてもよいことを知らせる。この指示により、そ
の子ノードは、親ノードからのメッセージを受信しなけ
れば、トランザクションｘ＋１において作業を独立して
開始しないことになる。従って、親ノードは、そのトラ
ンザクションにおいて子ノードに何らかのメッセージが
送信されたかどうかを単に確認することによって、その
子ノードがいずれかの作業を行っていたかどうかがわか
る。そのノードが除外される場合、そのノード（結果と
して、その各子ノード）には、同期点動作ｘ＋１およ
び、あるノードが包含されることを望むまでの以降の全
同期点動作において、同期点メッセージはいっさい渡さ
れない。
において、あるノードが、別のノードから作業を実行す
るように求められない限り、次のトランザクションｘ＋
１で何も行わないことを知っている場合、そのノード
は、現トランザクションｘのコミット時に自己の親ノー
ドに対して、所望の場合、次のコミット動作から「除
外」されてもよいことを知らせる。この指示により、そ
の子ノードは、親ノードからのメッセージを受信しなけ
れば、トランザクションｘ＋１において作業を独立して
開始しないことになる。従って、親ノードは、そのトラ
ンザクションにおいて子ノードに何らかのメッセージが
送信されたかどうかを単に確認することによって、その
子ノードがいずれかの作業を行っていたかどうかがわか
る。そのノードが除外される場合、そのノード（結果と
して、その各子ノード）には、同期点動作ｘ＋１およ
び、あるノードが包含されることを望むまでの以降の全
同期点動作において、同期点メッセージはいっさい渡さ
れない。
【０００８】子ノードは、以下のすべての条件が真であ
る場合にのみ、次の同期点動作から除外されてもよいこ
とを親ノードに知らせる。 １）その子ノードのトランザクションプログラムが、そ
の子ノードの同期点イニシエータ（親ノード）が再び自
己を包含するまで、非活動状態であることを厭わないこ
とを指示した。 ２）その子ノードに従属する全部のノード（自己が同期
点イニシエータとして機能する）が、各自も除外されて
もよいことを表明した。 ３）半二重の場合、親ノードへの接続が、親ノードが次
のメッセージを送信することが可能な送信状態のままで
ある。
る場合にのみ、次の同期点動作から除外されてもよいこ
とを親ノードに知らせる。 １）その子ノードのトランザクションプログラムが、そ
の子ノードの同期点イニシエータ（親ノード）が再び自
己を包含するまで、非活動状態であることを厭わないこ
とを指示した。 ２）その子ノードに従属する全部のノード（自己が同期
点イニシエータとして機能する）が、各自も除外されて
もよいことを表明した。 ３）半二重の場合、親ノードへの接続が、親ノードが次
のメッセージを送信することが可能な送信状態のままで
ある。
【０００９】本発明の成果により、同期点動作から除外
されるノードは、参加する次の作業単位の指示を受信す
るまで、非活動状態となる。さらに、除外ノードに従属
する全部のノードも、同様に、少なくとも同じ時間だけ
非活動状態となる。子ノードが再びトランザクションに
包含された場合、そのノードは、本発明に完全に従え
ば、自己の下位ノードを包含することも、しないことも
選択できる。
されるノードは、参加する次の作業単位の指示を受信す
るまで、非活動状態となる。さらに、除外ノードに従属
する全部のノードも、同様に、少なくとも同じ時間だけ
非活動状態となる。子ノードが再びトランザクションに
包含された場合、そのノードは、本発明に完全に従え
ば、自己の下位ノードを包含することも、しないことも
選択できる。
【００１０】
【実施例】データベースシステムにおける論理作業単位
（ＬＵＷ）は、通常はデータベースレコードである資源
集合を、論理作業単位が最小単位であるとみなされるよ
うな形で、ある一貫した状態から別の状態を取るように
実行される一連の動作である。論理作業単位において故
障が発生した場合、論理作業単位の一部として生じたそ
の変化は、バックアウトされ、それによって、資源は論
理作業単位の開始時に存在した無矛盾状態に戻ることが
できる。そうでなければ、その変化はシステムの全部の
関係ノードでコミットされる。
（ＬＵＷ）は、通常はデータベースレコードである資源
集合を、論理作業単位が最小単位であるとみなされるよ
うな形で、ある一貫した状態から別の状態を取るように
実行される一連の動作である。論理作業単位において故
障が発生した場合、論理作業単位の一部として生じたそ
の変化は、バックアウトされ、それによって、資源は論
理作業単位の開始時に存在した無矛盾状態に戻ることが
できる。そうでなければ、その変化はシステムの全部の
関係ノードでコミットされる。
【００１１】２段コミットプロトコルは、故障に際して
も、最小単位の一貫性を保証するために使用されてい
る。その基本プロトコルは、J. N. Gray著、“Notes on
Database Operating Systems”(Operating Systems-An
Advanced Cource;Lecture Notes in Computer Science;
Volume 60,Springer-Verlag, 1978)に記載されてい
る。システムズネットワーク体系（ＳＮＡ）で用いるた
めに、これらのプロトコルの一部の変更方式がＩＢＭの
“LU6.2 Reference: Peer Protocols”(SC31-6808) に
記載されている。他の変更方式は、前述のＯＳＩおよび
Ｒ＊に関する参考文献に記載されている。
も、最小単位の一貫性を保証するために使用されてい
る。その基本プロトコルは、J. N. Gray著、“Notes on
Database Operating Systems”(Operating Systems-An
Advanced Cource;Lecture Notes in Computer Science;
Volume 60,Springer-Verlag, 1978)に記載されてい
る。システムズネットワーク体系（ＳＮＡ）で用いるた
めに、これらのプロトコルの一部の変更方式がＩＢＭの
“LU6.2 Reference: Peer Protocols”(SC31-6808) に
記載されている。他の変更方式は、前述のＯＳＩおよび
Ｒ＊に関する参考文献に記載されている。
【００１２】完全を期すために、図１により基本的な２
段同期点プロトコルについて簡単に説明する。完全な説
明については上述の参考文献で言及されている。図１
は、ノード１００，１０２および１０４から構成される
単純な分散形データベーストランザクションツリーを示
す。ノード１００および１０２は、会話１０６により接
続されている。ノード１０２および１０４は、会話１０
８により接続されている。このツリーを割当てツリーと
称する。割当てツリーは、会話が生成された時に確立さ
れる、各ノードにおけるトランザクションプログラム
（ＴＰ）中の固定された関係を指す。対照的に、同期点
ツリーは、同期点動作を開始するノードに応じて各トラ
ンザクションについて変化できる。例えば、ノード１０
２が現トランザクションについてコミット動作を開始し
た場合、このノードは、ノード１００および１０４を自
己の子ノードとした同期点ツリーの根となる。さらに、
ノード１０２がコミット動作を開始するとすれば、それ
は、ノード１０２のトランザクションプログラムが２段
コミット動作を開始するためにコマンドを発したことを
意味する。この時点で、ノード１０２は、ノード１００
および１０４の両者にＰＲＥＰＡＲＥ ＴＯ ＣＯＭＭ
ＩＴメッセージを送り、それによりコミットイニシエー
タとなる。ノード１００および１０４は、各自の観点か
ら動作が良好に処理されたかを個々に判定し、それぞ
れ、「同意」または「不同意」メッセージとして賛否表
示を返す。通常の場合、ノード１００および１０４の両
者は、ノード１０２に「同意」メッセージを返す。ノー
ド１００および１０４の両者からの「同意」メッセージ
を受信した後、ノード１０２はノード１００および１０
４に「コミット」メッセージを送信し、各ノードで実行
されたデータ修正は永久的となる。ノード１００または
１０４のいずれかから「コミット準備」メッセージに対
して「不同意」メッセージを受信した場合、ノード１０
２は、ノード１００および１０４のそれぞれに「バック
アウト」メッセージを送り、各ノードは自己のデータを
現トランザクションの開始時に存在した無矛盾状態に戻
す。この単純な例は、システムが使用する特定の２段コ
ミットプロトコルに応じて多数の変種がある。本発明
は、こうした変種に容易に包含される。
段同期点プロトコルについて簡単に説明する。完全な説
明については上述の参考文献で言及されている。図１
は、ノード１００，１０２および１０４から構成される
単純な分散形データベーストランザクションツリーを示
す。ノード１００および１０２は、会話１０６により接
続されている。ノード１０２および１０４は、会話１０
８により接続されている。このツリーを割当てツリーと
称する。割当てツリーは、会話が生成された時に確立さ
れる、各ノードにおけるトランザクションプログラム
（ＴＰ）中の固定された関係を指す。対照的に、同期点
ツリーは、同期点動作を開始するノードに応じて各トラ
ンザクションについて変化できる。例えば、ノード１０
２が現トランザクションについてコミット動作を開始し
た場合、このノードは、ノード１００および１０４を自
己の子ノードとした同期点ツリーの根となる。さらに、
ノード１０２がコミット動作を開始するとすれば、それ
は、ノード１０２のトランザクションプログラムが２段
コミット動作を開始するためにコマンドを発したことを
意味する。この時点で、ノード１０２は、ノード１００
および１０４の両者にＰＲＥＰＡＲＥ ＴＯ ＣＯＭＭ
ＩＴメッセージを送り、それによりコミットイニシエー
タとなる。ノード１００および１０４は、各自の観点か
ら動作が良好に処理されたかを個々に判定し、それぞ
れ、「同意」または「不同意」メッセージとして賛否表
示を返す。通常の場合、ノード１００および１０４の両
者は、ノード１０２に「同意」メッセージを返す。ノー
ド１００および１０４の両者からの「同意」メッセージ
を受信した後、ノード１０２はノード１００および１０
４に「コミット」メッセージを送信し、各ノードで実行
されたデータ修正は永久的となる。ノード１００または
１０４のいずれかから「コミット準備」メッセージに対
して「不同意」メッセージを受信した場合、ノード１０
２は、ノード１００および１０４のそれぞれに「バック
アウト」メッセージを送り、各ノードは自己のデータを
現トランザクションの開始時に存在した無矛盾状態に戻
す。この単純な例は、システムが使用する特定の２段コ
ミットプロトコルに応じて多数の変種がある。本発明
は、こうした変種に容易に包含される。
【００１３】本発明は、ＩＢＭのＳＮＡ論理単位（Ｌ
Ｕ）６．２アーキテクチャに関して説明するが、この環
境に限定されるものではないことは明白であろう。ＬＵ
６．２では、各同期点動作の終了時に、各ノードは自動
的に自己の論理作業単位識別子（ＬＵＷＩＤ）を増分さ
せ、新しい作業が存在する場合、新しい作業に自動的に
進む。論理作業単位識別子は、そのネットワークの各ト
ランザクションについて一意である。一意性を保証する
ために、論理作業単位識別子の開始値は、ネットワーク
が図１に示すノード１００などの物理ツリーの根によっ
て生成された時に割り当てられる。図２に示すように、
ＬＵ６．２の論理作業単位識別子は、初めに論理作業単
位識別子を生成するＬＵの識別（フィールド２００）、
生成ＬＵで一意であるトランザクション例番号（フィー
ルド２０２）、および、例示的に１で始まり、ＬＵが各
コミットまたはバックアウトの後に加わるごとに１ずつ
自動的に増分されるシーケンス番号（フィールド２０
４）の３つの構成要素から成る。これは、連鎖動作と呼
ばれ、ノードが新しいノードおよび関連するトランザク
ション番号の開始を明示的に待っているネットワークで
は存在しない。
Ｕ）６．２アーキテクチャに関して説明するが、この環
境に限定されるものではないことは明白であろう。ＬＵ
６．２では、各同期点動作の終了時に、各ノードは自動
的に自己の論理作業単位識別子（ＬＵＷＩＤ）を増分さ
せ、新しい作業が存在する場合、新しい作業に自動的に
進む。論理作業単位識別子は、そのネットワークの各ト
ランザクションについて一意である。一意性を保証する
ために、論理作業単位識別子の開始値は、ネットワーク
が図１に示すノード１００などの物理ツリーの根によっ
て生成された時に割り当てられる。図２に示すように、
ＬＵ６．２の論理作業単位識別子は、初めに論理作業単
位識別子を生成するＬＵの識別（フィールド２００）、
生成ＬＵで一意であるトランザクション例番号（フィー
ルド２０２）、および、例示的に１で始まり、ＬＵが各
コミットまたはバックアウトの後に加わるごとに１ずつ
自動的に増分されるシーケンス番号（フィールド２０
４）の３つの構成要素から成る。これは、連鎖動作と呼
ばれ、ノードが新しいノードおよび関連するトランザク
ション番号の開始を明示的に待っているネットワークで
は存在しない。
【００１４】図３は、ノード３００−１〜３００−６か
ら成る例示的な物理トランザクションツリーを示す。各
ノードは、同期点マネージャ（ＳＰＭ） ３０７、１以
上のトランザクションプログラム（ＴＰ）３０２、デー
タベースなどの資源３０４、および、トランザクション
プログラムが他のトランザクションプログラムとの通信
を可能にする論理単位（ＬＵ）３０６を含む。図３では
各ノードに１トランザクションプログラムが示されてい
るが、一般に、ノードは、資源トランザクションをもた
らすために論理単位を介して自己自身および他のノード
と全部が会話する多数のトランザクションプログラムを
含むことができると理解すべきである。資源は、局所フ
ァイルおよび装置などの、トランザクションプログラム
により用いられるノードで使用可能ないずれかを含むと
みなしてよい。しかしながら、本開示の目的上、これら
の資源は単にデータベースであるとみなす。
ら成る例示的な物理トランザクションツリーを示す。各
ノードは、同期点マネージャ（ＳＰＭ） ３０７、１以
上のトランザクションプログラム（ＴＰ）３０２、デー
タベースなどの資源３０４、および、トランザクション
プログラムが他のトランザクションプログラムとの通信
を可能にする論理単位（ＬＵ）３０６を含む。図３では
各ノードに１トランザクションプログラムが示されてい
るが、一般に、ノードは、資源トランザクションをもた
らすために論理単位を介して自己自身および他のノード
と全部が会話する多数のトランザクションプログラムを
含むことができると理解すべきである。資源は、局所フ
ァイルおよび装置などの、トランザクションプログラム
により用いられるノードで使用可能ないずれかを含むと
みなしてよい。しかしながら、本開示の目的上、これら
の資源は単にデータベースであるとみなす。
【００１５】同期点マネージャおよび論理単位は、局所
トランザクションプログラムが分散形ネットワークに参
加できるようにする動詞を、連係して実行する。あるト
ランザクションプログラムに別のトランザクションプロ
グラムとの間でデータを送受信させるいくつかの動詞が
ある。同期点マネージャは、トランザクションプログラ
ムの要求にもとづいて全ノードでトランザクションをコ
ミットまたはバックアウトするために同期点動詞を実行
する。ＬＵ６．２の動詞の詳細な説明については、ＩＢ
Ｍの刊行物“Transaction Programmer’s Reference Ma
nual For LU6.2”(GC30-3084) に言及されている。論理
単位３０６の詳細な説明については、ＩＢＭの刊行物
“Format And Protocol Reference ”(GC30-3269) に言
及されている。これらの両刊行物は、引用によって本明
細書と一体をなす。
トランザクションプログラムが分散形ネットワークに参
加できるようにする動詞を、連係して実行する。あるト
ランザクションプログラムに別のトランザクションプロ
グラムとの間でデータを送受信させるいくつかの動詞が
ある。同期点マネージャは、トランザクションプログラ
ムの要求にもとづいて全ノードでトランザクションをコ
ミットまたはバックアウトするために同期点動詞を実行
する。ＬＵ６．２の動詞の詳細な説明については、ＩＢ
Ｍの刊行物“Transaction Programmer’s Reference Ma
nual For LU6.2”(GC30-3084) に言及されている。論理
単位３０６の詳細な説明については、ＩＢＭの刊行物
“Format And Protocol Reference ”(GC30-3269) に言
及されている。これらの両刊行物は、引用によって本明
細書と一体をなす。
【００１６】本発明に従えば、図４〜１２は、適切なノ
ードが以降の同期点動作から除外されるようにするため
に各ノードの同期点マネージャで実行される方法の各ス
テップを示す。本発明の説明においては、以下の用語を
使用する。同期点イニシエータは、その他の関係ノード
全部でトランザクション（論理作業単位）のコミット動
作を試行する時を決定する、ツリーの特定のノードを指
す。同期点ツリーは、同期点イニシエータノードをコミ
ットツリーの根としてみなした場合に、図１または図３
に示すような物理ツリーから得られる論理ツリーを指
す。特にノードを同期点動作から除外するための規則に
関して、本開示を理解するために、同期点動作イニシエ
ータノードが各トランザクションによって変化し得るこ
とを強調することは有益であろう。同期点ツリーは、子
ノードおよびサブツリーが同期点イニシエータノードの
視野から明白になるように、同期点イニシエータノード
により物理ネットワークを選択することによって想像す
べきである。変化する同期点ツリーのこの概念は、本発
明の理解にとって重要である。なぜなら、そのツリー
が、以下で明らかとなるように、サブツリーが除外され
ると決定された時点で存在していた同期点ツリーがもは
や存在しないとしても、以降の同期点動作において親ノ
ードによって除外される論理サブツリーを決定するから
である。所与のノードの視野から、親ノードは、所与の
ノードとコミットツリーにおいて隣接または上位にある
ノードである。子ノードは、コミットツリーにおける所
与のノードの隣接または下位のノードである。相手ノー
ドは、親ノードまたは子ノードである。従って、図３に
おいて、ノード３００−６がコミットツリーを開始した
場合、このノードが同期点イニシエータであり同期点ツ
リーの根ノードである。また、自己の子ノードであるノ
ード３００−４の親である。以下に説明するように、こ
の同期点動作において、ノード３００−２は、（自己自
身および自己の子ノード３００−１および３００−３に
表明する）以降の同期点動作から自己が除外され得るこ
とを示した場合、ノード３００−１、３００−２および
３００−３によって形成されたサブツリーは、いずれか
の事象が除外状態を解除するまで、以降の同期点動作か
ら除外され続ける。ついでながら、ノード３００−４
（以降除外されるサブツリーをもたらすコミット動作の
時点でノード３００−２の親である）だけがサブツリー
の除外状態を知っており、それを管理する。
ードが以降の同期点動作から除外されるようにするため
に各ノードの同期点マネージャで実行される方法の各ス
テップを示す。本発明の説明においては、以下の用語を
使用する。同期点イニシエータは、その他の関係ノード
全部でトランザクション（論理作業単位）のコミット動
作を試行する時を決定する、ツリーの特定のノードを指
す。同期点ツリーは、同期点イニシエータノードをコミ
ットツリーの根としてみなした場合に、図１または図３
に示すような物理ツリーから得られる論理ツリーを指
す。特にノードを同期点動作から除外するための規則に
関して、本開示を理解するために、同期点動作イニシエ
ータノードが各トランザクションによって変化し得るこ
とを強調することは有益であろう。同期点ツリーは、子
ノードおよびサブツリーが同期点イニシエータノードの
視野から明白になるように、同期点イニシエータノード
により物理ネットワークを選択することによって想像す
べきである。変化する同期点ツリーのこの概念は、本発
明の理解にとって重要である。なぜなら、そのツリー
が、以下で明らかとなるように、サブツリーが除外され
ると決定された時点で存在していた同期点ツリーがもは
や存在しないとしても、以降の同期点動作において親ノ
ードによって除外される論理サブツリーを決定するから
である。所与のノードの視野から、親ノードは、所与の
ノードとコミットツリーにおいて隣接または上位にある
ノードである。子ノードは、コミットツリーにおける所
与のノードの隣接または下位のノードである。相手ノー
ドは、親ノードまたは子ノードである。従って、図３に
おいて、ノード３００−６がコミットツリーを開始した
場合、このノードが同期点イニシエータであり同期点ツ
リーの根ノードである。また、自己の子ノードであるノ
ード３００−４の親である。以下に説明するように、こ
の同期点動作において、ノード３００−２は、（自己自
身および自己の子ノード３００−１および３００−３に
表明する）以降の同期点動作から自己が除外され得るこ
とを示した場合、ノード３００−１、３００−２および
３００−３によって形成されたサブツリーは、いずれか
の事象が除外状態を解除するまで、以降の同期点動作か
ら除外され続ける。ついでながら、ノード３００−４
（以降除外されるサブツリーをもたらすコミット動作の
時点でノード３００−２の親である）だけがサブツリー
の除外状態を知っており、それを管理する。
【００１７】各ノードの各同期点マネージャは、説明す
る適切なステップの実行を可能にする多数の例示的な変
数を維持する。これらの例示的な変数には以下のものが
ある。ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ−相手当たり１論理
変数。この変数は、相手ノードがそのノードによる次の
同期点動作（コミットまたはバックアウト）から除外さ
れ得る場合、真である。例えば、図３において、ノード
３００−４はノード３００−２、３００−５および３０
０−６についてＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数を有す
る。この変数の状態は、コミットが成功した同期点動作
においてのみ変更できる。
る適切なステップの実行を可能にする多数の例示的な変
数を維持する。これらの例示的な変数には以下のものが
ある。ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ−相手当たり１論理
変数。この変数は、相手ノードがそのノードによる次の
同期点動作（コミットまたはバックアウト）から除外さ
れ得る場合、真である。例えば、図３において、ノード
３００−４はノード３００−２、３００−５および３０
０−６についてＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数を有す
る。この変数の状態は、コミットが成功した同期点動作
においてのみ変更できる。
【００１８】ＯＫ＿ＬＯ−これはノード間を流れる「同
意」および「コミット」メッセージにおけるフラグであ
る。真である場合、このフラグは、送信ノードおよびそ
の従属ノードによって形成されるサブツリーが、以降の
同期点動作から除外され得ることを受信側に知らせる。
いずれかの所与のメッセージでのこのフラグの値は、以
下で詳述する多数の要因によって決定される。ＰＲＯＰ
ＯＳＥＤ＿ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ−相手当たり１
論理変数。この変数は、相手ノードが自己が以降の同期
点動作から除外され得ることを「同意」メッセージで指
示した場合、真である。この変数の値は、バックアウト
ではなく、同期点動作がコミットした場合にのみＯＫ＿
ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲに移される。
意」および「コミット」メッセージにおけるフラグであ
る。真である場合、このフラグは、送信ノードおよびそ
の従属ノードによって形成されるサブツリーが、以降の
同期点動作から除外され得ることを受信側に知らせる。
いずれかの所与のメッセージでのこのフラグの値は、以
下で詳述する多数の要因によって決定される。ＰＲＯＰ
ＯＳＥＤ＿ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ−相手当たり１
論理変数。この変数は、相手ノードが自己が以降の同期
点動作から除外され得ることを「同意」メッセージで指
示した場合、真である。この変数の値は、バックアウト
ではなく、同期点動作がコミットした場合にのみＯＫ＿
ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲに移される。
【００１９】ＳＵＢＴＲＥＥ＿ＯＫ＿ＬＯ−各ノードで
維持される要約ビット。親ノードへの「同意」メッセー
ジでのＯＫ＿ＬＯの設定についてノードの全条件が満た
された場合にのみ、真である。
維持される要約ビット。親ノードへの「同意」メッセー
ジでのＯＫ＿ＬＯの設定についてノードの全条件が満た
された場合にのみ、真である。
【００２０】ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥ−ノード当たり
１変数。この変数は、「ヌル」、または、そのノードを
以降の同期点動作において除外できる相手ノードの識別
のいずれかを含む。
１変数。この変数は、「ヌル」、または、そのノードを
以降の同期点動作において除外できる相手ノードの識別
のいずれかを含む。
【００２１】ＰＲＯＰＯＳＥＤ＿ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲ
ＣＥ−ノード当たり１論理変数。これは、ＬＵＷＩＤ＿
ＳＯＵＲＣＥの提案値である。その値は、バックアウト
ではなく、現同期点動作がコミットした場合にＬＵＷＩ
Ｄ＿ＳＯＵＲＣＥに移される。
ＣＥ−ノード当たり１論理変数。これは、ＬＵＷＩＤ＿
ＳＯＵＲＣＥの提案値である。その値は、バックアウト
ではなく、現同期点動作がコミットした場合にＬＵＷＩ
Ｄ＿ＳＯＵＲＣＥに移される。
【００２２】図４について説明する。物理ツリーの根ノ
ード（図３の３００−１）のトランザクションプログラ
ムによる、または、物理ツリーの生成における他のノー
ドからのＡＴＴＡＣＨメッセージによる物理ツリーの生
成に応答して、各ノードの同期点マネージャにおいてＳ
ＴＡＲＴステップが実行される。ステップ４０１で、Ａ
ＴＴＡＣＨメッセージに含まれる論理作業単位識別子を
初期化、または、それが根ノードである場合には一意の
論理作業単位識別子を生成する。ステップ４０２で、Ｏ
Ｋ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲおよびＰＲＯＰＯＳＥＤ＿Ｏ
Ｋ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲの各変数をデフォールト状態
の偽に初期化し、ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥを「ヌル」
に設定する。ステップ４０４では、根ノードで動作を開
始したトランザクションプログラムへ、または、中間ノ
ードのＡＴＴＡＣＨメッセージで識別されたトランザク
ションプログラムへ制御が返される。その後、各ノード
の同期点マネージャは、関係するトランザクションプロ
グラムからの動詞コマンドを待つ。
ード（図３の３００−１）のトランザクションプログラ
ムによる、または、物理ツリーの生成における他のノー
ドからのＡＴＴＡＣＨメッセージによる物理ツリーの生
成に応答して、各ノードの同期点マネージャにおいてＳ
ＴＡＲＴステップが実行される。ステップ４０１で、Ａ
ＴＴＡＣＨメッセージに含まれる論理作業単位識別子を
初期化、または、それが根ノードである場合には一意の
論理作業単位識別子を生成する。ステップ４０２で、Ｏ
Ｋ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲおよびＰＲＯＰＯＳＥＤ＿Ｏ
Ｋ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲの各変数をデフォールト状態
の偽に初期化し、ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥを「ヌル」
に設定する。ステップ４０４では、根ノードで動作を開
始したトランザクションプログラムへ、または、中間ノ
ードのＡＴＴＡＣＨメッセージで識別されたトランザク
ションプログラムへ制御が返される。その後、各ノード
の同期点マネージャは、関係するトランザクションプロ
グラムからの動詞コマンドを待つ。
【００２３】トランザクションプログラムにより発行さ
れた動詞の同期点マネージャによる受信は、ステップ４
０６に示す。受信されると、ステップ４０８で、その動
詞が同期点動作（コミットまたはバックアウト）に関す
るものであるかが判定される。その動詞がトランザクシ
ョンプログラムによって発行される最初の動詞であると
しばらく仮定する。それは通常、同期点動作ではなく、
送信または受信動詞などの一般動詞であろう。その場
合、同期点マネージャの機能は、その動詞を実行するこ
と、および、この時点で更新のために相手ノードに論理
作業単位識別子を送信する必要があるかどうかを判定す
ることである。後者の機能は、その相手ノードが過去に
現ノードによって除外されたことがあるかどうか、およ
び、相手ノードが局所ノードによって初めて現トランザ
クションに含まれることになるかどうかに応じて異な
る。このトランザクションにおいて更新された論理作業
単位識別子が相手ノードに送信されるべき場合、それは
そのノードへの最初のメッセージにおいて１度だけ送信
することが望ましい。ステップ４１０で、相手ノードに
メッセージを送信すべきかが判定される。肯定であれ
ば、ステップ４１１で、それがそのトランザクションに
おいて相手ノードへの最初のメッセージであるかが判定
される。肯定であれば、ステップ４１２で、その相手ノ
ードに関するＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数が真に設
定されているかが判定される。肯定であれば、それはそ
の相手ノードが直前に除外されており、論理作業単位識
別子の更新を要することを意味する。従って、ステップ
４１４で、その相手ノードに向けられたメッセージに、
そのトランザクションに関する正しい論理作業単位識別
子が挿入される。これにより、そのメッセージが現動詞
の実行（ステップ４１６）の一部として送信された場
合、相手ノードは、数連続トランザクションについて除
外されていたとしても、正しい論理作業単位識別子によ
って動作を開始することが保証される。その後、ステッ
プ４０４で新しい動詞の発行を待つためにトランザクシ
ョンプログラムに制御が返され、このプロセスが繰り返
される。
れた動詞の同期点マネージャによる受信は、ステップ４
０６に示す。受信されると、ステップ４０８で、その動
詞が同期点動作（コミットまたはバックアウト）に関す
るものであるかが判定される。その動詞がトランザクシ
ョンプログラムによって発行される最初の動詞であると
しばらく仮定する。それは通常、同期点動作ではなく、
送信または受信動詞などの一般動詞であろう。その場
合、同期点マネージャの機能は、その動詞を実行するこ
と、および、この時点で更新のために相手ノードに論理
作業単位識別子を送信する必要があるかどうかを判定す
ることである。後者の機能は、その相手ノードが過去に
現ノードによって除外されたことがあるかどうか、およ
び、相手ノードが局所ノードによって初めて現トランザ
クションに含まれることになるかどうかに応じて異な
る。このトランザクションにおいて更新された論理作業
単位識別子が相手ノードに送信されるべき場合、それは
そのノードへの最初のメッセージにおいて１度だけ送信
することが望ましい。ステップ４１０で、相手ノードに
メッセージを送信すべきかが判定される。肯定であれ
ば、ステップ４１１で、それがそのトランザクションに
おいて相手ノードへの最初のメッセージであるかが判定
される。肯定であれば、ステップ４１２で、その相手ノ
ードに関するＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数が真に設
定されているかが判定される。肯定であれば、それはそ
の相手ノードが直前に除外されており、論理作業単位識
別子の更新を要することを意味する。従って、ステップ
４１４で、その相手ノードに向けられたメッセージに、
そのトランザクションに関する正しい論理作業単位識別
子が挿入される。これにより、そのメッセージが現動詞
の実行（ステップ４１６）の一部として送信された場
合、相手ノードは、数連続トランザクションについて除
外されていたとしても、正しい論理作業単位識別子によ
って動作を開始することが保証される。その後、ステッ
プ４０４で新しい動詞の発行を待つためにトランザクシ
ョンプログラムに制御が返され、このプロセスが繰り返
される。
【００２４】次に、ステップ４０８において、ツリーの
いずれかのノードで、同期点動詞がそのノードの同期点
マネージャによって受信された場合について説明する。
説明の目的上、この同期点動作はトランザクションｘに
ついてのものであると仮定する。これは、そのトランザ
クションが同期点を開始するノードによる判定に従って
完了しており、そのトランザクションをコミットまたは
バックアウトすべき時であることを意味する。そのトラ
ンザクションプログラムから同期点コマンドを受信した
同期点マネージャの機能は、本発明に従えば、その同期
点動作から除外されない自己の各子ノードに「コミット
準備」メッセージを発することである。その後、「コミ
ット準備」メッセージは、それらの子ノードにより、そ
の同期点動作から除外されない各自の子ノード全部に送
信される。ステップ４０８で、対応するトランザクショ
ンプログラムからの同期点動詞に応答して、同期点根ノ
ードにおいて同期点動作が開始される。この同期点イニ
シエータノードでは、段（Ｐｈａｓｅ）１、すなわち
「コミット準備」メッセージの同期点イニシエータの除
外されない子ノードへの転送を開始するためにＰ１（図
５）に移る。この第１段の目的は、現ノードのいずれの
子ノードが除外されるべきかを判定し、それらの子ノー
ドへの「コミット準備」または「バックアウト」メッセ
ージを省略することである。これは、逆に、最後の同期
点動作ｘ−１からの各ノードのＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮ
ＥＲ変数の状態に依存する。
いずれかのノードで、同期点動詞がそのノードの同期点
マネージャによって受信された場合について説明する。
説明の目的上、この同期点動作はトランザクションｘに
ついてのものであると仮定する。これは、そのトランザ
クションが同期点を開始するノードによる判定に従って
完了しており、そのトランザクションをコミットまたは
バックアウトすべき時であることを意味する。そのトラ
ンザクションプログラムから同期点コマンドを受信した
同期点マネージャの機能は、本発明に従えば、その同期
点動作から除外されない自己の各子ノードに「コミット
準備」メッセージを発することである。その後、「コミ
ット準備」メッセージは、それらの子ノードにより、そ
の同期点動作から除外されない各自の子ノード全部に送
信される。ステップ４０８で、対応するトランザクショ
ンプログラムからの同期点動詞に応答して、同期点根ノ
ードにおいて同期点動作が開始される。この同期点イニ
シエータノードでは、段（Ｐｈａｓｅ）１、すなわち
「コミット準備」メッセージの同期点イニシエータの除
外されない子ノードへの転送を開始するためにＰ１（図
５）に移る。この第１段の目的は、現ノードのいずれの
子ノードが除外されるべきかを判定し、それらの子ノー
ドへの「コミット準備」または「バックアウト」メッセ
ージを省略することである。これは、逆に、最後の同期
点動作ｘ−１からの各ノードのＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮ
ＥＲ変数の状態に依存する。
【００２５】ついでながら、「コミット準備」メッセー
ジを受信した各ノードは、そのノードのトランザクショ
ンプログラムにステップ４０６で同期点動作を同じく発
行させるコード（図示せず）を呼び出す。
ジを受信した各ノードは、そのノードのトランザクショ
ンプログラムにステップ４０６で同期点動作を同じく発
行させるコード（図示せず）を呼び出す。
【００２６】同期点プロトコルの第１段の開始であるス
テップ５０２は、ＳＵＢＴＲＥＥ＿ＯＫ＿ＬＯ変数の状
態を局所トランザクションプログラムによって指示され
た除外状態に初期化することから始まる。この変数の状
態は、現ノードの親ノード（それがいる場合）に、自己
が先頭となるサブツリーが次の同期点動作から除外され
得るかを知らせるために使用される。この状態は、プロ
グラムの進行につれて変化し得る。差し当たり、それは
単に、トランザクションプログラムの観点からそのノー
ドの以降の除外状態を表す。トランザクションプログラ
ムは、例えば、それが他のノードから求められない限り
何も行わないサーバである場合に除外され得ることを決
定するかもしれない。ＬＵ６．２は、そうした除外情報
を同期点マネージャに知らせるためにトランザクション
プログラムによって使用できる特殊動詞（ＳＥＴ＿ＳＹ
ＮＣ＿ＰＯＩＮＴ＿ＯＰＴＩＯＮＳ）を付与する。いず
れかの他の所望の通信手段も他のシステムにおいて使用
できることは明らかである。ステップ５０２ではまた、
ＰＲＯＰＯＳＥＤ＿ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥ変数の状
態も「ヌル」に初期化される。ステップ５０４で、その
ノードが同期点イニシエータであるかどうかが判定され
る。同期点イニシエータである場合、そのノードはいっ
さい親ノードを持たず、そうした親ノードによって除外
されることはない。その場合、プログラムの実行はただ
ちにステップ６０２に進む。そのノードが同期点イニシ
エータでない場合、それが次の同期点動作から除外され
てもよいということを以降の「同意」メッセージで親ノ
ードに知らせることが可能か否かは、一部には、親ノー
ドとの会話が半二重であるかどうか、そしてその場合、
その同期点動作の終了時に親ノードとの会話の状態が
「受信」されるかどうかに依存する。ノードは、接続状
態が親ノードに次のメッセージを送信できるようにする
ものでない限り、親ノードによって除外されることはな
い。そうでなければ、そのノードはその後永久に除外さ
れてしまうであろう。従って、ステップ５０６で、親ノ
ードとの会話が半二重であるかどうかが判定される。半
二重である場合、ステップ５０８で、親ノードとの会話
の次の状態が「送信」状態となるかが判定される。親ノ
ードとの会話が全二重（ステップ５０６）であるか、ま
たは、半二重会話の次の状態が「受信」となる場合、少
なくともそれまでで、その子ノードを除外することが許
されることを親ノードに知らせることは可能である。従
って、プログラムの実行は、出口Ａからステップ６０２
に進む。そうでない場合、ステップ５１０で、ＳＵＢＴ
ＲＥＥ＿ＯＫ＿ＬＯは偽に設定される。この同期点動作
の応答として親ノードに「同意」メッセージが返された
場合、ＯＫ＿ＬＯフラグの状態は、後述するように、偽
に設定される。
テップ５０２は、ＳＵＢＴＲＥＥ＿ＯＫ＿ＬＯ変数の状
態を局所トランザクションプログラムによって指示され
た除外状態に初期化することから始まる。この変数の状
態は、現ノードの親ノード（それがいる場合）に、自己
が先頭となるサブツリーが次の同期点動作から除外され
得るかを知らせるために使用される。この状態は、プロ
グラムの進行につれて変化し得る。差し当たり、それは
単に、トランザクションプログラムの観点からそのノー
ドの以降の除外状態を表す。トランザクションプログラ
ムは、例えば、それが他のノードから求められない限り
何も行わないサーバである場合に除外され得ることを決
定するかもしれない。ＬＵ６．２は、そうした除外情報
を同期点マネージャに知らせるためにトランザクション
プログラムによって使用できる特殊動詞（ＳＥＴ＿ＳＹ
ＮＣ＿ＰＯＩＮＴ＿ＯＰＴＩＯＮＳ）を付与する。いず
れかの他の所望の通信手段も他のシステムにおいて使用
できることは明らかである。ステップ５０２ではまた、
ＰＲＯＰＯＳＥＤ＿ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥ変数の状
態も「ヌル」に初期化される。ステップ５０４で、その
ノードが同期点イニシエータであるかどうかが判定され
る。同期点イニシエータである場合、そのノードはいっ
さい親ノードを持たず、そうした親ノードによって除外
されることはない。その場合、プログラムの実行はただ
ちにステップ６０２に進む。そのノードが同期点イニシ
エータでない場合、それが次の同期点動作から除外され
てもよいということを以降の「同意」メッセージで親ノ
ードに知らせることが可能か否かは、一部には、親ノー
ドとの会話が半二重であるかどうか、そしてその場合、
その同期点動作の終了時に親ノードとの会話の状態が
「受信」されるかどうかに依存する。ノードは、接続状
態が親ノードに次のメッセージを送信できるようにする
ものでない限り、親ノードによって除外されることはな
い。そうでなければ、そのノードはその後永久に除外さ
れてしまうであろう。従って、ステップ５０６で、親ノ
ードとの会話が半二重であるかどうかが判定される。半
二重である場合、ステップ５０８で、親ノードとの会話
の次の状態が「送信」状態となるかが判定される。親ノ
ードとの会話が全二重（ステップ５０６）であるか、ま
たは、半二重会話の次の状態が「受信」となる場合、少
なくともそれまでで、その子ノードを除外することが許
されることを親ノードに知らせることは可能である。従
って、プログラムの実行は、出口Ａからステップ６０２
に進む。そうでない場合、ステップ５１０で、ＳＵＢＴ
ＲＥＥ＿ＯＫ＿ＬＯは偽に設定される。この同期点動作
の応答として親ノードに「同意」メッセージが返された
場合、ＯＫ＿ＬＯフラグの状態は、後述するように、偽
に設定される。
【００２７】図６の各ステップは、「バックアウト」ま
たは「コミット準備」メッセージが現ノードの各子ノー
ドに送信されるループを表す。本発明に従えば、除外さ
れ得る子ノードには、いかなる同期点メッセージも送信
されない。ステップ６０２で、このループで処理すべき
いずれかの子ノードが存在するかどうかが判定される。
肯定であれば、ステップ６０４で残りの子ノードのいず
れかが選択される。ステップ６０６で、その子ノードに
ついてのＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数の現在の状態
が問い合わされる。この変数の状態は最後に成功した同
期点において設定された状態を反映していることに留意
すべきである。その状態が真であり、かつ、現ノードが
現トランザクションにおいてその子ノードと通信してい
なければ、その子ノードを現同期点動作から除外するこ
とが可能となる。ステップ６０８で、現ノードが現トラ
ンザクションにおいてその子ノードと通信していたかど
うかが判定される。通信していなければ、その子ノード
はその時点でプログラムアドレスＡに直接進むことによ
りその同期点動作から除外され、それによりその子ノー
ドへは同期点メッセージが送信されなくなる。ＯＫ＿Ｌ
Ｏ＿ＰＡＲＴＮＥＲが偽に設定されている（ステップ６
０６）か、または、現ノードが現トランザクションｘに
おいてその子ノードと通信していた（ステップ６０８）
場合、ステップ６１４で、その子ノードに「コミット準
備」メッセージが送信される（ステップ６１０でその同
期点動作がバックアウトではないと判定されたと仮定し
て）。そうではなく、実行される動詞がバックアウトで
ある場合、ステップ６１２で「バックアウト」メッセー
ジが子ノードに送信される。
たは「コミット準備」メッセージが現ノードの各子ノー
ドに送信されるループを表す。本発明に従えば、除外さ
れ得る子ノードには、いかなる同期点メッセージも送信
されない。ステップ６０２で、このループで処理すべき
いずれかの子ノードが存在するかどうかが判定される。
肯定であれば、ステップ６０４で残りの子ノードのいず
れかが選択される。ステップ６０６で、その子ノードに
ついてのＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数の現在の状態
が問い合わされる。この変数の状態は最後に成功した同
期点において設定された状態を反映していることに留意
すべきである。その状態が真であり、かつ、現ノードが
現トランザクションにおいてその子ノードと通信してい
なければ、その子ノードを現同期点動作から除外するこ
とが可能となる。ステップ６０８で、現ノードが現トラ
ンザクションにおいてその子ノードと通信していたかど
うかが判定される。通信していなければ、その子ノード
はその時点でプログラムアドレスＡに直接進むことによ
りその同期点動作から除外され、それによりその子ノー
ドへは同期点メッセージが送信されなくなる。ＯＫ＿Ｌ
Ｏ＿ＰＡＲＴＮＥＲが偽に設定されている（ステップ６
０６）か、または、現ノードが現トランザクションｘに
おいてその子ノードと通信していた（ステップ６０８）
場合、ステップ６１４で、その子ノードに「コミット準
備」メッセージが送信される（ステップ６１０でその同
期点動作がバックアウトではないと判定されたと仮定し
て）。そうではなく、実行される動詞がバックアウトで
ある場合、ステップ６１２で「バックアウト」メッセー
ジが子ノードに送信される。
【００２８】ステップ６０２で、現ノードの子ノード全
部が処理され終わっていると判定された場合、ステップ
６１６で実行される動詞がバックアウトであるかどうか
が再び確認される。バックアウトでなければ、プログラ
ムはステップ６１４で送信される「コミット準備」メッ
セージを待って、応答を収集しなければならない。これ
は、子ノードの全部がコミットに同意しているかどうか
を判定し、また、子ノードからの各応答のトランザクシ
ョンｘ＋１についてのＯＫ＿ＬＯフラグの状態を収集す
るために要する。このプロセスを実行するループはステ
ップ７０２に始まる。すなわち、ステップ６１６で動詞
がバックアウトである場合、その現ノードはその現同期
点動作において実行の子ノードのいずれの除外状態も変
更しない。この場合、現同期点動作を完了するために直
接図１２に進むにすぎない。現動作がコミットであると
すれば、ステップ７０２で、「コミット準備」メッセー
ジを送信された各子ノードからの応答を受信するために
ループが設定される。ステップ７０４で、ある子ノード
からの応答が受信されたことが指示される。ステップ７
０６で、この応答が「コミット準備」メッセージに対す
る「同意」メッセージであるかどうかが判定される。現
ノードのいずれかの子ノードからの応答が「不同意」メ
ッセージであった場合、そのトランザクションは全ノー
ドでバックアウトされ、子ノード全部からの残りの応答
を待つ必要はまったくなく、ループは破られ、プログラ
ムの制御はバックアウトを完了するために図１２のアド
レスＣＳに移される。いずれかの所与の子ノードからの
応答が「同意」である場合、ステップ７０８でその「同
意」メッセージのＯＫ＿ＬＯフラグが問い合わされる。
フラグが真であれば、その子ノードおよびその子ノード
の子ノード全部も各自のサブツリーが次の同期点動作ｘ
＋１から除外されることに同意したことになる。その場
合、ステップ７０９で、その子ノードのＰＲＯＰＯＳＥ
Ｄ＿ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数が真に設定され、
以前の「コミット準備」メッセージ（それがある場合）
に対する子ノードからの次の応答を待ちに戻る。ステッ
プ７０８で子ノードからの「同意」メッセージのＯＫ＿
ＬＯフラグが偽である場合、ステップ７１０で、その子
ノードのＰＲＯＰＯＳＥＤ＿ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥ
Ｒ変数が偽に設定される。この状態は、その動作がコミ
ットする場合にのみ有効となる。この状態が偽である場
合、現ノードはその子ノードを次の同期点動作に含める
ことになる。当然、その子ノードは、自己が除外できる
と決定し得る自己自身の単数または複数の子ノードを有
していてよい。
部が処理され終わっていると判定された場合、ステップ
６１６で実行される動詞がバックアウトであるかどうか
が再び確認される。バックアウトでなければ、プログラ
ムはステップ６１４で送信される「コミット準備」メッ
セージを待って、応答を収集しなければならない。これ
は、子ノードの全部がコミットに同意しているかどうか
を判定し、また、子ノードからの各応答のトランザクシ
ョンｘ＋１についてのＯＫ＿ＬＯフラグの状態を収集す
るために要する。このプロセスを実行するループはステ
ップ７０２に始まる。すなわち、ステップ６１６で動詞
がバックアウトである場合、その現ノードはその現同期
点動作において実行の子ノードのいずれの除外状態も変
更しない。この場合、現同期点動作を完了するために直
接図１２に進むにすぎない。現動作がコミットであると
すれば、ステップ７０２で、「コミット準備」メッセー
ジを送信された各子ノードからの応答を受信するために
ループが設定される。ステップ７０４で、ある子ノード
からの応答が受信されたことが指示される。ステップ７
０６で、この応答が「コミット準備」メッセージに対す
る「同意」メッセージであるかどうかが判定される。現
ノードのいずれかの子ノードからの応答が「不同意」メ
ッセージであった場合、そのトランザクションは全ノー
ドでバックアウトされ、子ノード全部からの残りの応答
を待つ必要はまったくなく、ループは破られ、プログラ
ムの制御はバックアウトを完了するために図１２のアド
レスＣＳに移される。いずれかの所与の子ノードからの
応答が「同意」である場合、ステップ７０８でその「同
意」メッセージのＯＫ＿ＬＯフラグが問い合わされる。
フラグが真であれば、その子ノードおよびその子ノード
の子ノード全部も各自のサブツリーが次の同期点動作ｘ
＋１から除外されることに同意したことになる。その場
合、ステップ７０９で、その子ノードのＰＲＯＰＯＳＥ
Ｄ＿ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数が真に設定され、
以前の「コミット準備」メッセージ（それがある場合）
に対する子ノードからの次の応答を待ちに戻る。ステッ
プ７０８で子ノードからの「同意」メッセージのＯＫ＿
ＬＯフラグが偽である場合、ステップ７１０で、その子
ノードのＰＲＯＰＯＳＥＤ＿ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥ
Ｒ変数が偽に設定される。この状態は、その動作がコミ
ットする場合にのみ有効となる。この状態が偽である場
合、現ノードはその子ノードを次の同期点動作に含める
ことになる。当然、その子ノードは、自己が除外できる
と決定し得る自己自身の単数または複数の子ノードを有
していてよい。
【００２９】ループがステップ７０２で終了した時に全
部の子ノードが「コミット準備」に同意すれば、制御は
図８のアドレスＦＰ１に移る。ＦＰ１の目的は、２段プ
ロトコルの段１を終了させることである。これは、親ノ
ードが存在する場合に、親ノードから現ノードが受信し
た「コミット準備」について、そのノードの親ノードへ
の応答を生成することを意味する。ステップ８０２で、
そのノードが同期点ツリーの根ノードであるかが判定さ
れる。根ノードであれば、応答を返すべき親ノードはい
っさい存在しない。その場合、制御は、第２段を開始す
るために図１０のアドレスＰ２Ｉに移される。そのノー
ドがコミットツリーの根ノードではない場合、ステップ
８０４で、ＯＫ＿ＬＯフラグをＳＵＢＴＲＥＥ＿ＯＫ＿
ＬＯ変数の状態に設定して「同意」メッセージがコミッ
ト親ノードに送信される。ＳＵＢＴＲＥＥ＿ＯＫ＿ＬＯ
変数は、局所トランザクションプログラムが以前にそれ
が除外され得ることを指示した場合にはステップ５０２
で真に設定されており、また、その後、親ノードへの半
二重接続がそのノードを永久的に排除した場合（ステッ
プ５０２）または子ノードが「同意」メッセージで除外
に同意しなかった場合（ステップ７１０）には偽にリセ
ットされているはずである点に留意されたい。現ノード
の親ノードに対する応答のＯＫ＿ＬＯフラグの結果の状
態が真である場合、そのノードおよび子ノードによって
形成されたサブツリーは、親ノードからのサービス要求
といった何らかの事象がそのサブツリーを復元するま
で、その次以降の同期点動作でのプロトコル交換から排
除（除外）される。次に、ステップ８０６で、そのノー
ドの親ノードへの「同意」メッセージに含まれていたＳ
ＵＢＴＲＥＥ＿ＯＫ＿ＬＯ変数の状態が判定される。状
態が真であれば、ステップ８０８で、ＰＲＯＰＯＳＥＤ
＿ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥ変数が親ノードの識別に設
定される。この値は、動作がコミットする場合にのみ有
効となる。この値が真であれば、そのノードは次のトラ
ンザクションから親ノードによって除外されることがで
き、処理を再開する前には親ノードからの論理作業単位
識別子の更新を要求する。ＰＲＯＰＯＳＥＤ＿ＬＵＷＩ
Ｄ＿ＳＯＵＲＣＥの値は、その親ノードを論理作業単位
識別子の将来のソースとして識別する。
部の子ノードが「コミット準備」に同意すれば、制御は
図８のアドレスＦＰ１に移る。ＦＰ１の目的は、２段プ
ロトコルの段１を終了させることである。これは、親ノ
ードが存在する場合に、親ノードから現ノードが受信し
た「コミット準備」について、そのノードの親ノードへ
の応答を生成することを意味する。ステップ８０２で、
そのノードが同期点ツリーの根ノードであるかが判定さ
れる。根ノードであれば、応答を返すべき親ノードはい
っさい存在しない。その場合、制御は、第２段を開始す
るために図１０のアドレスＰ２Ｉに移される。そのノー
ドがコミットツリーの根ノードではない場合、ステップ
８０４で、ＯＫ＿ＬＯフラグをＳＵＢＴＲＥＥ＿ＯＫ＿
ＬＯ変数の状態に設定して「同意」メッセージがコミッ
ト親ノードに送信される。ＳＵＢＴＲＥＥ＿ＯＫ＿ＬＯ
変数は、局所トランザクションプログラムが以前にそれ
が除外され得ることを指示した場合にはステップ５０２
で真に設定されており、また、その後、親ノードへの半
二重接続がそのノードを永久的に排除した場合（ステッ
プ５０２）または子ノードが「同意」メッセージで除外
に同意しなかった場合（ステップ７１０）には偽にリセ
ットされているはずである点に留意されたい。現ノード
の親ノードに対する応答のＯＫ＿ＬＯフラグの結果の状
態が真である場合、そのノードおよび子ノードによって
形成されたサブツリーは、親ノードからのサービス要求
といった何らかの事象がそのサブツリーを復元するま
で、その次以降の同期点動作でのプロトコル交換から排
除（除外）される。次に、ステップ８０６で、そのノー
ドの親ノードへの「同意」メッセージに含まれていたＳ
ＵＢＴＲＥＥ＿ＯＫ＿ＬＯ変数の状態が判定される。状
態が真であれば、ステップ８０８で、ＰＲＯＰＯＳＥＤ
＿ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥ変数が親ノードの識別に設
定される。この値は、動作がコミットする場合にのみ有
効となる。この値が真であれば、そのノードは次のトラ
ンザクションから親ノードによって除外されることがで
き、処理を再開する前には親ノードからの論理作業単位
識別子の更新を要求する。ＰＲＯＰＯＳＥＤ＿ＬＵＷＩ
Ｄ＿ＳＯＵＲＣＥの値は、その親ノードを論理作業単位
識別子の将来のソースとして識別する。
【００３０】次に、プロトコルの実行は図９のアドレス
Ｐ２Ａでプロトコルの段（Ｐｈａｓｅ）２に進む。
Ｐ２Ａでプロトコルの段（Ｐｈａｓｅ）２に進む。
【００３１】ステップ９０２では、段２の一部としてコ
ミットまたはバックアウトであるはずの、親ノードから
の次のメッセージが待たれている。ステップ９０４でそ
のメッセージがバックアウトである場合、現トランザク
ションはバックアウトされることになり、制御は図１２
のＣＳに移りそれを実行する。ステップ９０４で応答が
コミットである場合、ステップ９０６で、その親ノード
のＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数が、その親ノードか
らのコミットメッセージのＯＫ＿ＬＯフラグの状態に設
定される。その値が真であり、その親ノードが次の同期
点動作ｘ＋１の現ノードの親ノードとなる場合、そのノ
ード（現ノード）およびそのサブツリーは同期点動作ｘ
＋１から除外され得る。これが生じるには、ステップ１
０１０，１０１４，１１０２および１１０４で説明する
ように、一定の基準を満たさなければならない。ステッ
プ９０６の後、プログラムの実行は、図１０のアドレス
Ｐ２Ｐで段２の残りのステップに進む。
ミットまたはバックアウトであるはずの、親ノードから
の次のメッセージが待たれている。ステップ９０４でそ
のメッセージがバックアウトである場合、現トランザク
ションはバックアウトされることになり、制御は図１２
のＣＳに移りそれを実行する。ステップ９０４で応答が
コミットである場合、ステップ９０６で、その親ノード
のＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数が、その親ノードか
らのコミットメッセージのＯＫ＿ＬＯフラグの状態に設
定される。その値が真であり、その親ノードが次の同期
点動作ｘ＋１の現ノードの親ノードとなる場合、そのノ
ード（現ノード）およびそのサブツリーは同期点動作ｘ
＋１から除外され得る。これが生じるには、ステップ１
０１０，１０１４，１１０２および１１０４で説明する
ように、一定の基準を満たさなければならない。ステッ
プ９０６の後、プログラムの実行は、図１０のアドレス
Ｐ２Ｐで段２の残りのステップに進む。
【００３２】プログラムの実行は、そのノードがコミッ
トツリーの根ノードではない場合（ステップ８０２）に
のみＦＰ１からＰ２Ｐ（図１０）へ進むことに留意され
たい。そのノードがコミットツリーの根ノードである場
合、ステップ８０２から図１０のＰ２Ｉに直接移行す
る。コミット根ノードは、「コミット準備」に対する全
部の応答を収集し、現トランザクションがコミットされ
るべきか、バックアウトされるべきなのかを決定しなけ
ればならない。Ｐ２Ｉに入って、ステップ１００２で、
根ノードにおいて、その子ノード全部が「コミット準
備」に対して「同意」を示したかどうかが判定される。
否定であれば、トランザクションはバックアウトされる
ことになる。図１２のＣＳに移ってバックアウトが実行
される。他方、全部の子ノード（「コミット準備」を受
信した全部のノードを意味する）が「同意」した場合、
ステップ１００４（そのノードがコミット根ノードでは
ない場合にＰ２Ｐからの入口でもある）で、その相手ノ
ードのそれぞれについてのＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ
変数を、対応するＰＲＯＰＯＳＥＤ＿ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡ
ＲＴＮＥＲ変数の状態に設定することにより更新する。
ステップ１００４ではまた、ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥ
変数の値がＰＲＯＰＯＳＥＤ＿ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣ
Ｅ変数の値に更新される。ステップ１００６で、そのノ
ードの全部の子ノードに対する「コミット」メッセージ
の伝送を制御するためにループが設定される。ここでの
課題は、それらの「コミット」メッセージに含まれるべ
きＯＫ＿ＬＯフラグの状態を判定することである。この
フラグの状態は、メッセージを受信した子ノードが以降
の同期点動作でその送信側ノードを除外できるかどうか
を表している。各子ノードへの現「コミット」メッセー
ジに含まれるＯＫ＿ＬＯフラグの状態は、その子ノード
に関するＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数の状態、およ
び、他の子ノードに与えられたＯＫ＿ＬＯフラグの状態
に応じて異なる。前者の考慮事項に関して、子ノードの
ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数が真に設定されている
場合、現ノードは以降その子ノードを除外することがで
きる。この場合、現ノードは、それが次の同期点で現ノ
ードを除外できることを子ノードに知らせることができ
ない。それは、両ノード間の永久的なロックアウトを生
じるかもしれない。後者の考慮事項に関して、現ノード
は、ネットワークの現在側のノード全部が、次の同期点
動作から除外される得ることを表明しない限り、次の同
期点で除外することはできない。例えば、図３によれ
ば、ノード３００−４が現同期点イニシエータであると
仮定した場合、ノード３００−６への「コミット」のＯ
Ｋ＿ＬＯフラグを設定するためは、ノード３００−４の
他の全部の従属ノード、すなわちノード３００−１、３
００−２、３００−３および３００−５が、以前の「同
意」メッセージでそれらを除外することを了承すると表
明していなければならない。上述の問題は以下のように
して解決される。ステップ１００８で第１または次の子
ノードが選択される。ステップ１０１０で、その子ノー
ドについてＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数が真に設定
されているかどうかが判定される。真であれば、ステッ
プ１０１２で、その子ノードへの「コミット」メッセー
ジがＯＫ＿ＬＯ変数が偽に設定されて送信される。これ
は、上述の第１の考慮事項に対する防御である。ステッ
プ１０１０でその子ノードのＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥ
Ｒ変数が偽に設定されている場合、ステップ１０１４
で、そのノードの他のいずれかの相手ノードのＯＫ＿Ｌ
Ｏ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数が偽であるかどうかが判定され
る。それが真である場合、ステップ１０１２でその子ノ
ードへの「コミット」のＯＫ＿ＬＯフラグが偽に設定さ
れ、ステップ１００６で子ループが継続される。真でな
ければ、図１１のプログラムアドレスＢＢでステップ１
１０２が実行される。図１１は、接続の端状態が半二重
であるかを検査するための上述のステップ５０６および
５０８によって説明したものと同じ検査を実行するステ
ップ１１０２〜１１０８を含む。これらの検査により、
局所ノードを除外する相手ノードが局所ノードに次のメ
ッセージを送信できることが保証される。
トツリーの根ノードではない場合（ステップ８０２）に
のみＦＰ１からＰ２Ｐ（図１０）へ進むことに留意され
たい。そのノードがコミットツリーの根ノードである場
合、ステップ８０２から図１０のＰ２Ｉに直接移行す
る。コミット根ノードは、「コミット準備」に対する全
部の応答を収集し、現トランザクションがコミットされ
るべきか、バックアウトされるべきなのかを決定しなけ
ればならない。Ｐ２Ｉに入って、ステップ１００２で、
根ノードにおいて、その子ノード全部が「コミット準
備」に対して「同意」を示したかどうかが判定される。
否定であれば、トランザクションはバックアウトされる
ことになる。図１２のＣＳに移ってバックアウトが実行
される。他方、全部の子ノード（「コミット準備」を受
信した全部のノードを意味する）が「同意」した場合、
ステップ１００４（そのノードがコミット根ノードでは
ない場合にＰ２Ｐからの入口でもある）で、その相手ノ
ードのそれぞれについてのＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ
変数を、対応するＰＲＯＰＯＳＥＤ＿ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡ
ＲＴＮＥＲ変数の状態に設定することにより更新する。
ステップ１００４ではまた、ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥ
変数の値がＰＲＯＰＯＳＥＤ＿ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣ
Ｅ変数の値に更新される。ステップ１００６で、そのノ
ードの全部の子ノードに対する「コミット」メッセージ
の伝送を制御するためにループが設定される。ここでの
課題は、それらの「コミット」メッセージに含まれるべ
きＯＫ＿ＬＯフラグの状態を判定することである。この
フラグの状態は、メッセージを受信した子ノードが以降
の同期点動作でその送信側ノードを除外できるかどうか
を表している。各子ノードへの現「コミット」メッセー
ジに含まれるＯＫ＿ＬＯフラグの状態は、その子ノード
に関するＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数の状態、およ
び、他の子ノードに与えられたＯＫ＿ＬＯフラグの状態
に応じて異なる。前者の考慮事項に関して、子ノードの
ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数が真に設定されている
場合、現ノードは以降その子ノードを除外することがで
きる。この場合、現ノードは、それが次の同期点で現ノ
ードを除外できることを子ノードに知らせることができ
ない。それは、両ノード間の永久的なロックアウトを生
じるかもしれない。後者の考慮事項に関して、現ノード
は、ネットワークの現在側のノード全部が、次の同期点
動作から除外される得ることを表明しない限り、次の同
期点で除外することはできない。例えば、図３によれ
ば、ノード３００−４が現同期点イニシエータであると
仮定した場合、ノード３００−６への「コミット」のＯ
Ｋ＿ＬＯフラグを設定するためは、ノード３００−４の
他の全部の従属ノード、すなわちノード３００−１、３
００−２、３００−３および３００−５が、以前の「同
意」メッセージでそれらを除外することを了承すると表
明していなければならない。上述の問題は以下のように
して解決される。ステップ１００８で第１または次の子
ノードが選択される。ステップ１０１０で、その子ノー
ドについてＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数が真に設定
されているかどうかが判定される。真であれば、ステッ
プ１０１２で、その子ノードへの「コミット」メッセー
ジがＯＫ＿ＬＯ変数が偽に設定されて送信される。これ
は、上述の第１の考慮事項に対する防御である。ステッ
プ１０１０でその子ノードのＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥ
Ｒ変数が偽に設定されている場合、ステップ１０１４
で、そのノードの他のいずれかの相手ノードのＯＫ＿Ｌ
Ｏ＿ＰＡＲＴＮＥＲ変数が偽であるかどうかが判定され
る。それが真である場合、ステップ１０１２でその子ノ
ードへの「コミット」のＯＫ＿ＬＯフラグが偽に設定さ
れ、ステップ１００６で子ループが継続される。真でな
ければ、図１１のプログラムアドレスＢＢでステップ１
１０２が実行される。図１１は、接続の端状態が半二重
であるかを検査するための上述のステップ５０６および
５０８によって説明したものと同じ検査を実行するステ
ップ１１０２〜１１０８を含む。これらの検査により、
局所ノードを除外する相手ノードが局所ノードに次のメ
ッセージを送信できることが保証される。
【００３３】上述の中で幾度か触れたように、図１２の
ＣＳは同期点動作を完了するための入口である。これら
の動作は従来通りであり、本発明の一部ではない。図で
は流れは完了に向かう。ステップ１２０２では単に、現
ノードの適切な相手ノードへの現「コミット」または
「バックアウト」メッセージの流れを終了させることが
表明される。その後、同期点動作は完了する。ステップ
１２０４で、ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥ変数の状態が問
い合わされる。その状態が「ヌル」であれば、そのノー
ドはいずれの相手ノードに対しても自己が除外できるこ
とを伝えていない。除外させたいずれかのノードからの
論理作業単位識別子の更新は、その論理作業単位識別子
が最新のものであるため、考えられない。この場合、ノ
ードは単に、自己の論理作業単位識別子を増分して次の
トランザクションのために新しい論理作業単位識別子を
作成し、図４のＮＥＸＴ＿ＶＥＲＢに戻って次のトラン
ザクションの最初の動詞を待つにすぎない。あるいはま
た、ステップ１２０８で、新しい作業を始める前にＬＵ
ＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥによって識別されたノードから新
しい論理作業単位識別子を受信するまで無期限に待機す
る。
ＣＳは同期点動作を完了するための入口である。これら
の動作は従来通りであり、本発明の一部ではない。図で
は流れは完了に向かう。ステップ１２０２では単に、現
ノードの適切な相手ノードへの現「コミット」または
「バックアウト」メッセージの流れを終了させることが
表明される。その後、同期点動作は完了する。ステップ
１２０４で、ＬＵＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥ変数の状態が問
い合わされる。その状態が「ヌル」であれば、そのノー
ドはいずれの相手ノードに対しても自己が除外できるこ
とを伝えていない。除外させたいずれかのノードからの
論理作業単位識別子の更新は、その論理作業単位識別子
が最新のものであるため、考えられない。この場合、ノ
ードは単に、自己の論理作業単位識別子を増分して次の
トランザクションのために新しい論理作業単位識別子を
作成し、図４のＮＥＸＴ＿ＶＥＲＢに戻って次のトラン
ザクションの最初の動詞を待つにすぎない。あるいはま
た、ステップ１２０８で、新しい作業を始める前にＬＵ
ＷＩＤ＿ＳＯＵＲＣＥによって識別されたノードから新
しい論理作業単位識別子を受信するまで無期限に待機す
る。
【図１】通信リンクによって直列に接続された３ノード
から成る単純な分散形ネットワークの略図。
から成る単純な分散形ネットワークの略図。
【図２】トランザクション、すなわち、単一の同期点動
作を前提とした論理作業単位の一意の識別である論理作
業単位識別子（ＬＵＷＩＤ）の形式の例示図。
作を前提とした論理作業単位の一意の識別である論理作
業単位識別子（ＬＵＷＩＤ）の形式の例示図。
【図３】各ノードが、同期点マネージャ（ＳＰＭ）、ト
ランザクションプログラム（ＴＰ）、データベース資
源、および、トランザクションプログラムが同一または
異なるノードの別のトランザクションプログラムと通信
できるようにするために使用される論理単位（ＬＵ）を
含む、より複雑な分散形ネットワークの説明図。
ランザクションプログラム（ＴＰ）、データベース資
源、および、トランザクションプログラムが同一または
異なるノードの別のトランザクションプログラムと通信
できるようにするために使用される論理単位（ＬＵ）を
含む、より複雑な分散形ネットワークの説明図。
【図４】ネットワークにおける同期点動作を完了し、適
切である場合に同期点動作でノードを除外するためのス
テップを例示する流れ図。
切である場合に同期点動作でノードを除外するためのス
テップを例示する流れ図。
【図５】ネットワークにおける同期点動作を完了し、適
切である場合に同期点動作でノードを除外するためのス
テップを例示する流れ図。
切である場合に同期点動作でノードを除外するためのス
テップを例示する流れ図。
【図６】ネットワークにおける同期点動作を完了し、適
切である場合に同期点動作でノードを除外するためのス
テップを例示する流れ図。
切である場合に同期点動作でノードを除外するためのス
テップを例示する流れ図。
【図７】ネットワークにおける同期点動作を完了し、適
切である場合に同期点動作でノードを除外するためのス
テップを例示する流れ図。
切である場合に同期点動作でノードを除外するためのス
テップを例示する流れ図。
【図８】ネットワークにおける同期点動作を完了し、適
切である場合に同期点動作でノードを除外するためのス
テップを例示する流れ図。
切である場合に同期点動作でノードを除外するためのス
テップを例示する流れ図。
【図９】ネットワークにおける同期点動作を完了し、適
切である場合に同期点動作でノードを除外するためのス
テップを例示する流れ図。
切である場合に同期点動作でノードを除外するためのス
テップを例示する流れ図。
【図１０】ネットワークにおける同期点動作を完了し、
適切である場合に同期点動作でノードを除外するための
ステップを例示する流れ図。
適切である場合に同期点動作でノードを除外するための
ステップを例示する流れ図。
【図１１】ネットワークにおける同期点動作を完了し、
適切である場合に同期点動作でノードを除外するための
ステップを例示する流れ図。
適切である場合に同期点動作でノードを除外するための
ステップを例示する流れ図。
【図１２】ネットワークにおける同期点動作を完了し、
適切である場合に同期点動作でノードを除外するための
ステップを例示する流れ図。
適切である場合に同期点動作でノードを除外するための
ステップを例示する流れ図。
１００，１０２，１０４ ノード １０６，１０８ 会話 ２００ 論理単位識別子 ２０２ トランザクション番号 ２０４ シーケンス番号 ３００ ノード ３０２ トランザクションプログラム ３０４ データベース ３０６ 論理単位 ３０７ 同期点マネージャ ３０８〜３１８ 通信リンク
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 アンドルー、ポール、シトロン アメリカ合衆国ノースカロライナ州、ロー リー、ホワイトストーン、ロード、10216 (72)発明者 チャンドラセカラン、モハン アメリカ合衆国カリフォルニア州、サン、 ノゼ、ポーツウッド、ドライブ、727 (72)発明者 ジョージ、モデストス、サマラス アメリカ合衆国ノースカロライナ州、ロー リー、シェルブルック、コート、920−６
Claims (9)
- 【請求項１】論理的にツリー状に構成された多数のノー
ドを有しており、かつ、ネットワークにおけるトランザ
クションのコミットまたはバックアウトを判定するため
の２段同期点プロトコルを使用する分散形トランザクシ
ョンネットワークにおいて、トランザクション処理を制
御するためのネットワーク内の同期点メッセージの数を
低減する方法であって、 トランザクションｘに関する同期点動作の開始に応答し
て、各ノードにおいて、各相手ノードがトランザクショ
ンｘ−１の同期点動作に関して自己がトランザクション
ｘ−１の同期点動作から除外され得ることを表明したか
どうかを判定するステップと、 表明した場合、相手ノードが現トランザクションｘにお
いてそのノードによって包含されていたかどうかを判定
するステップと、 相手ノードが現トランザクションｘに包含されていなか
った場合、相手ノードを現同期点動作から除外するステ
ップと、 を含むことを特徴とする方法。 - 【請求項２】請求項１記載の方法であって、２段同期点
プロトコルは、同期点イニシエータノードから、現同期
点動作において除外されないその各子ノードに「コミッ
ト準備」メッセージをを含み、それらの子ノードのそれ
ぞれから各自の同様に除外されない子ノードへの「コミ
ット準備」メッセージを生じ、ネットワーク全体にこれ
を行い、プロトコルはまた、「同意」または「不同意」
応答の全部に応答して同期点イニシエータからのコミッ
トまたはバックアウトメッセージを含むものであり、前
記方法はさらに、 送信側ノードが送信側ノードの観点から次の同期点動作
ｘ＋１から除外されてもよいことを受信側ノードに知ら
せるためにコミットメッセージの除外了承標識（ＯＫ＿
ＬＯ）を真に設定し、除外されたくない場合には除外了
承標識を偽に設定するステップを含むことを特徴とする
方法。 - 【請求項３】請求項２記載の方法であって、さらに、 受信側ノードが除外了承標識を真に設定された同意メッ
セージを送信した場合、コミットメッセージの除外了承
標識を偽に設定するステップを含むことを特徴とする方
法。 - 【請求項４】請求項３記載の方法であって、さらに、 送信側ノードの他のいずれの相手ノードも除外できない
場合、コミットメッセージの除外了承標識を偽に設定す
るステップを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項５】請求項４記載の方法であって、さらに、 同意メッセージを親ノードに送信する各ノードにおい
て、送信側ノードがトランザクションｘ＋１の同期点動
作から除外されてもよいことを親ノードに知らせるため
に同意メッセージの除外了承標識を真に設定するステッ
プと、 除外されたくない場合には同意メッセージの除外了承標
識を偽に設定するステップとを含むことを特徴とする方
法。 - 【請求項６】請求項５記載の方法であって、さらに、 ノードでの同意メッセージの受信に応答して、 そのメッセージの除外了承標識の状態を問い合わせ、 除外了承標識の状態が真である場合には、同意メッセー
ジを送信したノードについて、提案相手ノード除外了承
変数（ＰＲＯＰＯＳＥＤ＿ＯＫ＿ＬＯ＿ＰＡＲＴＮＥ
Ｒ）を真に設定し、 除外了承標識の状態が偽である場合には、同意メッセー
ジを送信するノードについて、提案相手ノード除外了承
変数を偽に設定し、かつ、サブツリー除外了承変数（Ｓ
ＵＢＴＲＥＥ＿ＯＫ＿ＬＯ）を偽に設定するステップを
含むことを特徴とする方法。 - 【請求項７】請求項６記載の方法であって、同意メッセ
ージの除外了承標識の設定ステップがさらに、 除外了承標識をサブツリー除外了承変数の状態に設定す
るステップを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項８】各データベーストランザクションについて
ツリー状に論理的に構成されており、かつ、各ノードは
トランザクションに関するいずれかの動作を実行できる
能力を有する多数のノードを含む分散形トランザクショ
ンネットワークにおいて、トランザクション処理を制御
するためのネットワークを流れるプロトコルメッセージ
の数を低減する方法であって、 トランザクションｘに関する作業を実行する各ノードに
おいて、 そのノードがトランザクションｘ＋１に関して自己自身
の開始権で作業を実行するかを判定するステップと、 そのノードがトランザクションｘ＋１に関して自己自身
の開始権で作業を実行しない場合に、自己がトランザク
ションｘ＋１の処理において除外されてもよいことをト
ランザクションｘにおいて自己の親ノードに知らせるス
テップと、 トランザクションｘ＋１において作業を実行する各ノー
ドにおいて、 子ノードがそのトランザクションにおいて除外されても
よいことを以前に表明したかを判定するステップと、表
明している場合に、 自己がその子ノードのトランザクションサービスの必要
を生じた場合にのみ、その子ノードに対してプロトコル
メッセージを送信するステップと、 を含むことを特徴とする方法。 - 【請求項９】ツリー状に論理的に構成されている多数の
ノードを有しており、かつ、ネットワークのトランザク
ションをコミットまたはバックアウトすることを判定す
るために２段同期点プロトコルを使用する分散形ネット
ワークで用いる、トランザクション処理を制御するため
のネットワーク内の同期点メッセージの数を低減するた
めの装置であって、 トランザクションｘの同期点動作の開始に応答して、相
手ノードがトランザクションｘ−１において同期点動作
から除外されていたかを判定するための手段と、 相手ノードがトランザクションｘ−１において同期点動
作から除外されていたという判定に応答して、そのノー
ドが現トランザクションｘにその相手ノードを含めるか
を判定するための手段と、 最終的な判定に応答して、その相手ノードが現ノードに
より現トランザクションに含まれない場合に現同期点動
作からその相手ノードを除外するための手段と、 を含むことを特徴とする装置。
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|---|---|---|---|
| US696667 | 1991-05-07 | ||
| US07/696,667 US5258982A (en) | 1991-05-07 | 1991-05-07 | Method of excluding inactive nodes from two-phase commit operations in a distributed transaction processing system |
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| JPH0675261B2 JPH0675261B2 (ja) | 1994-09-21 |
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| JP (1) | JPH0675261B2 (ja) |
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-
1992
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