JPH0683692A - データベースアクセス方法およびシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 効率的にデータベースにアクセスする。 【構成】 ＤＡＳＤ指向外部記憶装置サブシステムに全
て記憶することができるデータベースか、あるいは、一
部はＤＡＳＤに記憶され、一部は高速電子ストアに記憶
されたデータベースの現データにアクセスする時間を最
小限にし、その上、複数ユーザシステムに関してデータ
のコヒーレンシを保持する、コンピュータインプリメン
トした方法である。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、分散システムにおいて
コンピュータ記憶を管理する方法に関する。本発明は、
特に、全体がＤＡＳＤ指向外部記憶サブシステムに記憶
されるか、あるいは、一部が外部記憶サブシステムに記
憶されるとともに一部が共用高速電子ストアに記憶され
ているデータベースの現データにアクセスする時間を最
小限にし、その上、複数ユーザシステムに関してデータ
コヒーレンシを保持する方法に関する。

【０００２】

【従来例】複数のコンピュータシステムが独立にオペレ
ーティングし、かつ、データを共用するデータベースシ
ステムでは、大域ロッキングが採用され、異なるシステ
ムに関してコヒーレンシが保持されている。ＣＯＭＰＵ
ＴＥＲ ＡＲＣＨＩＴＥＣＴＵＲＥ ＡＮＤ ＤＥＳＩ
ＧＮ，Ａ．Ｊ．Ｇｏｒｅ，Ａｄｄｉｓｏｎ Ｗｅｓｌｅ
ｙ，１９８９には、次のような問題点の１つとしてデー
タコヒーレンシ問題が説明されている。すなわち、多数
のプロセッサ間でデータを共用した場合、そのデータの
複数の矛盾するコピーが存在する。その理由は、データ
を局所的に修正する機会が複数回あるので、そのデータ
へのパスが複数個あるからである。

【０００３】そのコヒーレンシ問題は、複数レベルの記
憶装置を含む複数コンピュータのデータ共用システムの
コンテキストで取り上げられている。このようなシステ
ムでは２次レベルの記憶装置は１つ以上のＤＡＳＤ（ｄ
ｉｒｅｃｔ ａｃｃｅｓｓｓｔｏｒａｇｅ ｄｅｖｉｃ
ｅ）よりなる。ＤＡＳＤは独立にオペレーティングする
コンピュータシステムにより共用されている。各コンピ
ュータシステムはデータベース管理システム（ｄａｔａ
ｂａｓｅ ｍａｎａｇｅｎｅｎｔ ｓｙｓｔｅｍ； Ｄ
ＢＭＳ）を含む。ＤＢＭＳはＤＡＳＤ指向外部記憶サブ
システムに記憶されているデータベースにアクセスす
る。このようなサブシステムは「共用ディスク（Ｓ
Ｄ）」システムと言うことができる。

【０００４】取り入れた最初の２つのアプリケーション
は、システム間キャッシングが高速で、頻繁にアクセス
される共用電子ストア（ｓｈａｒｅｄ ｅｌｅｃｔｒｏ
ｎｉｃ ｓｔｏｒｅ； ＳＥＳ）の形式で提供されるア
ーキテクチャを提案している。種々の理由で、データは
ＤＡＳＤおよび局所処理から獲得された後、データベー
スシステムによりＳＥＳに入力される。ＳＥＳはストア
インキャシュとして用いられる。ストアインキャシュで
は、データのバージョンをＤＡＳＤサブシステムに記憶
されているバージョンよりも新しくすることができる。

【０００５】このコンテキストでは、各ＤＢＭＳは、そ
のＤＢＭＳの内部記憶装置内に、バッファを所有し保持
している。局所的に実行される１つ以上のアプリケーシ
ョンによるアクセスのために、そのバッフアからデータ
が取り出される。各ＤＢＭＳは、さらに、バッファ空間
を割り当て、しかも、バッファ空間の参照を制御するバ
ッファマネージャ（ＢＭ）を含む。そのバッファマネー
ジャはテーブル、リストを含むとともに、そのバッファ
についての情報を含む他の構造にアクセスすることがで
きる。

【０００６】データベースが異なる細分性（ｇｌａｎｕ
ｌａｒｉｔｙ）の階層構造のデータ構造を含むものと仮
定した場合、これらのデータ構造をＤＢＭＳのバッファ
に局所的にキャッシングすることができることは好まし
いことである。バッファマネージャはこれらのデータ構
造の移動を、そのバッファと外部記憶との間で、ＳＥＳ
および／またはＤＡＳＤを介して調整する。

【０００７】ＤＢＭＳはデータを獲得し、ＤＢＭＳのプ
ロセッサ上で実行されるアプリケーションにより生成さ
れるトランザクションアクティビティに応答して、その
データをローカルバッファに置く。このようなアプリケ
ーションはｒｅａｄおよびｗｒｉｔｅオペレーションを
生成し、それらのオペレーションはローカルバッファを
利用してそのデータにアクセスする。

【０００８】大域ロッキングを採用して、アプリケーシ
ョンによるデータベース内容へのアクセスを逐次化す
る。本発明では、各ＤＢＭＳはローカルロックマネージ
ャ（ＬＬＭ）を含み、ＬＬＭにより、他の資源の間で局
所的に記憶されたデータ構造へのアクセスを制御する。
一般的なデータ構造の間でコヒーレンシをとる必要があ
り、しかも、複数ローカルバッファが存在する多重ＤＢ
ＭＳ環境において同一データ構造のバージョン間でコヒ
ーレンシをとる必要があるため、ロッキングが付与され
る。

【０００９】ＩＢＭ Ｓｙｓｔｅｍ／３７０で用いられ
るＭＶＳのようなオペレーティングシステムは、そのシ
ステムの種々の資源に対してロックの階層構造を含む。
ロックは名前、範囲、および排他性を有する。システム
間ロッキングをサポートするため、大域ロックマネージ
ャはＬＬＭと協調してロックの認可を管理する。共用デ
ィスクシステムでの大域ロッキングは、”ＲＥＣＯＶＥ
ＲＹ ＡＮＤ ＣＯＨＥＲＥＮＣＹ−ＣＯＮＴＲＯＬ
ＰＲＯＴＯＣＯＬＳ ＦＯＲ ＦＡＳＴ ＩＮＴＥＲＳ
ＹＳＴＥＭ ＴＲＡＮＳＦＥＲ ＡＮＤ ＦＩＮＥ−Ｇ
ＲＡＮＵＬＡＲＩＴＹ ＬＯＣＫＩＮＧ ＩＮ Ａ Ｓ
ＨＡＲＥＤ ＤＩＳＫＳ ＴＲＡＮＳＡＣＴＩＯＮ Ｅ
ＮＶＩＲＯＮＭＥＮＴ”という表題のＩＢＭ Ｒｅｓｅ
ａｒｃｈＲｅｐｏｒｔ ＲＪ８０１７に詳細に説明され
ている。これは、Ｃ．Ｍｏｈａｎ他により著され、１９
９１年３月１５日に発行されたものである。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】大域ロッキングの保守
および管理は、上述した環境においてデータのシステム
間コヒーレンシをサポートするのに必要であるが、トラ
ンザクション経路長および応答時間が益々長くなるとい
う点で実質的にコストがかかる。複数システム間でのデ
ータコヒーレンシを保持し、その上、トランザクション
経路長と応答時間を軽減するため、充分な挑戦が複数シ
ステム環境で行われている。

【００１１】そのため、本発明の主な目的は、ＤＡＳＤ
ベースの外部記憶に共用アクセスを行うとともに、高速
電子ストアに共用アクセスを行うことにより、多重ＤＢ
ＭＳ環境でデータのコヒーレンシを保持し、その上、大
域ロッキングのオーバヘッドを軽減することにある。

【００１２】

【課題を解決するための手段】本発明の目的は本発明者
の次のような重要な観察により達成された。すなわち、
データベースに「システム間インタレスト」（他のシス
テムのｒｅａｄ意図または更新意図）を有するＤＢＭＳ
バッファマネージャの一部に関するローカル知識を利用
して次のようにすることができる。すなわち、インタレ
ストのレベルに最も良く適応するバッファ管理方策を選
択することにより、ローカルバッファと外部記憶との間
のデータの移動を効率的に管理することができる。それ
と関連することであるが、ＤＢＭＳはまた親資源（すな
わ、データベース）に関するインタレストのレベルを利
用して、子資源（すなわち、レコードまたはページ）に
対して、大域ロックマネージャのロック呼び出しを回避
できる。そのため、バッファマネージャの一部にあるデ
ータベースに対するシステム間インタレストのレベルを
知ることにより、多重システム環境のデータベースのベ
ースコヒーレンシのオーバヘッドを充分に削減すること
ができる。例えば、データベースに対するシステム間イ
ンタレストがないとき、ＤＢＭＳが「コミット時非強
制」方策に従った場合、ＤＢＭＳはデータベース更新
を、トランザクションコミット処理とは非同期に、ＤＡ
ＳＤに書き込む。このことにより、トランザクション応
答時間が改善されるとともに、ロック保持時間が短縮さ
れ並行性がより良くされる。一方、バッファマネージャ
がデータベースに対するシステム間インタレストを検出
した場合、本発明によれば、「コミット時強制」方策に
従いコヒーレンシを保持する。それに関連して、トラン
ザクションにより更新されたページに対するロックを解
放する前に、「コミット時強制」はＤＢＭＳが次のこ
と、すなわち、トランザクションにより更新されたペー
ジが記憶装置に書き込まれ、しかも、更新トランザクシ
ョンがコミット時にロックを解放する前に、変更された
ページを他のシステムに通知することを保証することを
必須とする。本発明では、ＤＡＳＤ Ｉ／Ｏアクティビ
ティおよびトランザクションコミット処理のオーバヘッ
ドを補償するため、更新されたページはＳＥＳに書き込
まれる。ＳＥＳの高速ｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ機能はトラ
ンザクションコミット処理を短縮し、トランザクション
に対するシステム応答時間を短縮する。

【００１３】本発明は、システム間インタレストのデー
タベースに関する知識を次のようにすることにより、す
なわち、ＤＢＭＳがそのデータベースを用いる単なるシ
ステムである場合か、あるいはそのデータベースを用い
て全てのシステムがデータベースのみを読み取る場合に
は非強制方策に従い、他方、１つのデータベースがその
データベースを更新し、しかも、他のデータベースがそ
のデータベースを読み取るか、あるいは、複数システム
がそのデータベースを更新する場合には強制方策に、選
択的に、ＤＢＭＳが従うことにより利用する。

【００１４】さらに、本発明はデータベースに対するシ
ステム間インタレストのレベルを任意の時点で変更する
ことを許可する。本発明により、全ての関係するＤＢＭ
Ｓはこのような変更に動的に適合することができる。こ
のような監視に基づく方法は多重システム複合体を含
み、この多重システム複合体は、複数のデータベース管
理システム（ＤＢＭＳ）と、直接アクセス記憶装置と、
共用ストアとを含む。直接アクセス記憶装置はＤＢＭＳ
に接続されており、１つ以上のデータベースを記憶す
る。共用ストアはＤＢＭＳに接続されており、複数のＤ
ＢＭＳにより高速アクセスを行うためデータを一時的に
記憶する。このようなシステムでは、ＤＢＭＳは１つ以
上のデータベースからのデータをトランザクションに供
給し、データベース処理を行う。

【００１５】本発明に係る方法は、複数のＤＢＭＳに対
してデータベースのコヒーレンシを、次のステップによ
り保持する。すなわち、他の任意のトランザクション
が、指定されたデータベースからのデータ更新を他の任
意のＤＢＭＳに要求しない場合、第１トランザクション
が、指定されたデータベースからのデータを第１ＤＢＭ
Ｓに対して要求することに応答して、前記第１ＤＢＭＳ
にて、前記直接アクセス記憶装置からデータを獲得し、
前記第１ＤＢＭＳのデータに対してトランザクションオ
ペレーションが実行され、コミットされるステップと、
指定されたデータベースのデータを更新する、第２ＤＢ
ＭＳに対する要求と並行する第２トランザクション要求
であって、前記指定されたデータベースからのデータに
対し、前記第１ＤＢＭＳに行う第２トランザクション要
求に応答して、データが共用ストアにある場合は、前記
共用ストアからの前記第１ＤＢＭＳによりそのデータが
獲得され、前記データが共用ストアにない場合は、前記
直接アクセス記憶装置からの前記データが獲得され、前
記データに対する更新トランザクションオペレーション
が第２ＤＢＭＳで実行されコミットされ、前記トランザ
クションオペレーションのコミットに同期して、前記デ
ータが前記共用ストアにおかれるステップとにより保持
する。

【００１６】１つのシステムのデータと共用ストアでの
配置を更新することにより、他のシステムの同一のデー
タの他のバージョンを無効にすることができるので、そ
の更新を、更新システムによるか、あるいは関係のある
情報を全域ロックマネージャに登録するかのいずれかに
より、直接、他のシステムに通知する。この全域ロック
マネージャにより、別のシステムは他のシステムがその
データの無効コピーを有することを検出することができ
る。

【００１７】

【実施例】以下、図面を参照して本発明の実施例を詳細
に説明する。

【００１８】図１を説明する。図１は本発明がオペレー
トする多重システム環境を理解するための図である。図
１において、２つのＣＰＵのプロセッサ１およびプロセ
ッサ２を図示してある。プロセッサ１および２はそれぞ
れ例えばＩＢＭ Ｓｙｓｔｅｍ／３６０または３７０ア
ーキテクチャＣＰＵであって、ＩＢＭ ＭＶＳオペレー
ティングシステムを有するＣＰＵを備えることができ
る。ＩＢＭ Ｓｙｓｔｅｍ／３６０アーキテクチャＣＰ
Ｕは、１９６８年９月３日にＡｍｄａｈｌ他に付与され
た米国特許３，４００，３７１号に充分に記載されてい
る。外部記憶へのアクセスを共用するＣＰＵを含む構成
は、米国特許３，４００，３７１号に開示されるととも
に、１９８０年６月１０日にＬｕｉｚ他に付与された米
国特許４，２０７，６０９号に開示されている。

【００１９】ＣＰＵはそれぞれデータベース管理システ
ム（ＤＢＭＳ）１０，２０を実行する。ＤＢＭＳはロー
カルロックマネージャ（ＬＬＭ）１１，２１と、バッフ
ァマネージャ（ＢＭ）１２，２２を含む。ＢＭはそれぞ
れデータを記憶するローカルバッファ１３，２３を保持
する。ＤＢＭＳは、それぞれ、１つ以上のアプリケーシ
ョン１４，２４を、アプリケーション生成トランザクシ
ョンの要件に応えて、データを読み取り更新するものと
してサーブする。

【００２０】本発明の目的を達成するために、データは
ＤＡＳＤベースの外部記憶３０（以下、“ＤＡＳＤ”と
いう）上で、１つ以上のデータベースの形式で利用可能
であることを断定する。そのデータベースはページとレ
コードの階層構造を含み、各ページは１つ以上のレコー
ドを含む。

【００２１】図１は編成された記憶装置と各プロセッサ
との関係を示す。図１に示すように、各ＣＰＵは、ロー
カルバッファ形式の内部記憶と、ＤＡＳＤ３０および高
速ストアインキャッシュ３２形式の外部記憶とにともに
アクセスする。この高速ストアインキャッシュ３２は、
以下、“共用電子ストア（ｓｈａｒｅｄ ｅｌｅｃｔｒ
ｏｎｉｃ ｓｔｏｒｅ）”、または“ＳＥＳ”という。
ＤＡＳＤ３０はデータベースの究極のリポジトリであ
り、データページがＤＡＳＤ３０からバッファ１３，２
３にデータパス１７，２７を介して選択的に移動され
る。データパス１７，２７はＣＰＵオペレーティングシ
ステムとＤＡＳＤ３０の間の通常のＩ／Ｏ結合である。
ＳＥＳ３２にはページがストアインキャッシングされ、
そのページはトランザクション処理のためにローカルバ
ッファ１３，２３に転送される。ＳＥＳ３２と、プロセ
ッサ１および２とを結合した光ファイバリンク１８およ
び２８のような高速リンクを介して、ＳＥＳ３２に書き
込まれ、ＳＥＳ３２から読み取られる。ＳＥＳ３２は制
御ロジックを含み、その制御ロジックは、ＢＭ１２，２
２のロジックによりリンク１９，２９上にＲｅａｄおよ
びＷｒｉｔｅのようなコマンドを発行することにより呼
び出される。

【００２２】また、ＤＢＭＳ１０，２０は障害を回復す
るために個々にログ３６，３７を保持している。ログベ
ースのデータベース回復はデータベースシステムでは周
知の機構である。本発明に係る方法に対するデータベー
スシステムの適応を後程説明する。

【００２３】典型的には、ＤＢＭＳを呼び出すアプリケ
ーションはページをアドレスにより参照する。ＤＢＭＳ
はページを含むデータベースを命名し、そのページを指
定する。そのページがバッファ１３にて利用できない場
合は、そのページはＤＡＳＤ３０またはＳＥＳ３２のい
ずれかから獲得しなければならない。

【００２４】図１に示すシステムの複数のプロセッサに
関するデータのコヒーレンシは、全域ロック管理により
確認される。その全域ロック管理は全域ロックマネージ
ャ（ＧＬＭ）３３で具現化され、ＧＬＭ３３はＬＬＭ１
１，２１に接続されている。ＤＢＭＳ１０，２０はトラ
ンザクション間のレコードレベルの並行性をサポートす
るものと仮定する。この並行性により、システム内およ
びシステム間の並行性が１ページ内の１つのレコード上
で認められる。しかし、システム間のコヒーレンシの単
位はページである。コヒーレンシの単位をページにした
のは、ローカルバッファマネージャがページをＩ／Ｏの
単位として取り扱っているからである。次の説明で、Ｇ
ＬＭは、ＧＬＭのＣＰＵで実行するか、あるいは補助処
理モードでＤＢＭＳのうちの１つのＤＢＭＳのＣＰＵで
実行することができる自治権のあるコンポーネントであ
るものと仮定する。さらに、ＬＬＭとＧＬＭは周知のメ
ッセージ配達またはメール投函技法により通信するもの
と仮定する。

【００２５】システム間インタレスト データベースに関するシステム間インタレストのレベル
の知識に基づきコヒーレンシのオーバヘッドを回避する
か、あるいは軽減する。このことを記述するため、デー
タベースに関するシステム間インタレストのレベルは、
昇順で、つぎの（ａ）〜（ｃ）のようにすることができ
る。すなわち、 （ａ）レベルＡインタレスト。このレベルＡインタレス
トでは、１つのレベルがそのデータベースを用いるか、
あるいはそのデータベースを用いて全システムがそのデ
ータベースを読み取る。

【００２６】（ｂ）レベルＢインタレスト。レベルＢイ
ンタレストでは、１つのシステムがそのデータベースを
更新し、他のシステムがそのデータベースを読み取る。

【００２７】（ｃ）レベルＣインタレスト。レベルＣイ
ンタレストでは、複数システムがそのデータベースを更
新する。

【００２８】このことを知ってＢＭを生成すると、図１
に示す環境において、そのデータベースのページコヒー
レンシのオーバヘッドが回避されるか、あるいは軽減さ
れる。

【００２９】例えば、コミット時非強制（ｎｏ−ｆｏｒ
ｃｅ−ａｔ−ｃｏｍｍｉｔ）方策に従うとともに、共用
ディスク環境でコヒーレンシを保持するため、バッファ
プールに局所的にキャッシュされている全てのページを
ロッキングするＳｈａｒｅモードのページキャッシュロ
ックと、Ｕｐｄａｔｅモードのページキャッシュロック
とを含む全域ロックを、ＤＢＭＳは獲得し、ページを更
新するであろう。これらの全域ロックはトランザクショ
ンロックに付加されており、メッセージオーバヘッドを
有する。

【００３０】多重システム環境においてコミット時強制
（ｆｏｒｃｅ−ａｔ−ｃｏｍｍｉｔ）方策に従いながら
コヒーレンシを保持するために、ＤＢＭＳはページがデ
ィスクに書き込まれたことを確認しなければならず、し
かも、変更されたページがページロックを解放する前に
他のシステムに通知されることを確認しなければならな
い。発明者は、高速ｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ機能を有する
共用電子ストアを用いることにより、トランザクション
コミット処理におけるディスクＩ／Ｏプロシージャのオ
ーバヘッドを充分に減少させることができる。そのた
め、更新されたページを強制的に急速にこのストアにい
れることができる。しかし、共用電子ストアに関わら
ず、非強制（ｎｏ−ｆｏｒｃｅ）方策の方が強制（ｆｏ
ｒｃｅ）方策より速く、よりコストがかからず、しか
も、効率が良くなるようにしている。データベースに対
するシステム間インタレストの知識を有することによ
り、ＤＢＭＳは、データベースに対するレベルＡインタ
レストがあるときは非強制方策に従い、データベースに
対するレベルＢまたはレベルＣインタレストがあるとき
は強制方策に選択的に従うことができる。

【００３１】ＤＢＭＳにシステム間インタレストを通知
することにより、別の最適化が生じる。以前は、共用デ
ィスクを有する多重システムにおいて、１ページ内にサ
ブページ分の並行性を供給することにより、ＤＢＭＳは
ページキャッシュロックを獲得し、異なるシステムから
のページに対して並行更新を逐次化する必要があった。
しかし、レベルＢインタレストにおいて、１つのシステ
ムのみがデータベースを更新し、しかも、他のシステム
がデータベースを読み取るとき、更新しているシステム
は、そのページに対するページキャッシュロックを獲得
する必要はない。というのは、その更新しているシステ
ムは他のシステムがデータベースを更新していないこと
を知っているからである。

【００３２】要するに、図１に示す多重システム環境に
対するシステム間インタレストのレベルをＤＢＭＳに通
知することにより、幾つかの重要でかつ予測できない最
適化を提供する。レベルＡでオペレーティングすると
き、ＤＢＭＳはコミット時非強制方策に従うことができ
る。重要なことであるが、このことは、１つのＤＢＭＳ
のみがデータベースにアクセスし、そのデータベースを
更新するとき、そのＤＢＭＳはコミット時非強制方策に
従い、バッチ処理するためＩ／ＯオペレーションをＤＡ
ＳＤによりグループ化するが、トランザクション更新と
いうコミットにより、同期をとって各更新をＤＡＳＤに
書き込む必要がないことを意味する。ＤＢＭＳがレベル
Ｓインタレストでオペレートすると、全域ページキャッ
シュロッキングは必要でない。レベルＢインタレストで
オペレートすると、１つのシステムのみが更新し、その
ため、その１つのシステムはページキャッシュロッキン
グをそのページから獲得して、そのページの並行更新を
逐次化する必要はない。

【００３３】そのため、本発明は、共用ディスクと共用
電子ストアを有するシステムのＤＢＭＳにシステム間イ
ンタレスト情報を供給することと、次のような能力を有
するシステム投資とに基づくものである。その能力と
は、システム間インタレスト情報の変更に応答して非強
制または強制方策を選択的にインプリメントし、その
上、同一の情報に応答してページキャッシュロッキング
方策をインプリメントする能力である。これは重要なこ
とである。というのは、従来のシステムはデータベース
をシステム間で用いることに対して静的な方策を宣言す
るからである。例えば、従来例では、宣言されたモード
でｒｅａｄ ｏｎｌｙまたはｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅを使
用する前に、ｒｅａｄ ｏｎｌｙまたはｒｅａｄ／ｗｒ
ｉｔｅを複数システムにより使用するため、データベー
スが宣言される。

【００３４】このような方策を変更するにはＤＢＭＳと
関係のない手段による明白なアクションが必要である。
本発明では、外部アクションを必要とせず、しかも上述
したコヒーレンシの減少により最適化される動的な方法
で、ＤＢＭＳはシステム間インタレストの変更を監視し
応動する。

【００３５】好ましい実施例では、データベースのペー
ジをキャッシングする適正な階層ロッキングスキーマを
用いて、ＤＢＭＳに現状態が通知されるとともに、ＤＬ
Ｍによるシステム間インタレストの変更が通知される。
好ましい実施例では、その階層はデータベースに対する
データベースＰ（物理）ロックを含み、そのデータベー
スＰロックから、データベースページに対するページＰ
ロックが伝わる。本発明では、ＢＭはこの階層ロッキン
グスキーマを活用して、データベースに対するシステム
間インタレストの変更に適合する。本発明では、データ
ベースに対するＢＭロッキングは、オブジェクトに対す
るトランザクションロッキングと異なる。ＢＭロッキン
グの目的は、キャッシュコヒーレンシを多重システム環
境で保持することにあり、その目的は単一システム環境
では意味がない。Ｐロックはシステムレベルのロックで
あり、トランザクションレベルのロックではない。さら
に、本発明では、競合や、データベースＰロックを参照
する他のアクティビティの場合、ＢＭプロシージャ
（「Ｐロック終了」）を呼び出さなければならないこと
をＬＬＭが知らされる点で、ＢＭロックは交渉可能であ
る。データベースＰロックが交渉可能であることによ
り、ＢＭはシステム間インタレストの変更に動的に応動
する。全域ロックマネージャによるシステム間Ｐロック
管理を次に説明する。

【００３６】本発明 図２は所定のＤＢＭＳに対する本発明の本質的なステッ
プを示す。ステップ４０にて、ＤＢＭＳでオープンされ
ていないデータベースに対してアクセスをしようとす
る。そのデータベースがこのＤＢＭＳでオープンされて
いる間、要求されたデータベースに対するＢＭロッキン
グが、ステップ４２にて、検査され、別のシステムが現
在そのデータベースを用いているか否かを判定する。否
定判定された場合は、そのデータベースが獲得されてオ
ープンされ、データベースＰロックが獲得され、ＧＬＭ
３３で表が作成され、ステップ４３に移行する。ステッ
プ４３にて、データベースに対するインタレストが他に
ない場合、用いているＤＢＭＳは、非強制方策に従って
そのバッファを管理することができ、しかも、このデー
タベースのページに対する更新に対してページＰロック
を獲得せずにすますことができる。現在保持されている
モードと互換性がないモードか、あるいは、結果のモー
ドを変更させるモードのデータベースＰロックを、別の
システムが要求するときは何時でも、データベースＰロ
ックは交渉可能であるので、ＧＬＭ３３はＤＢＭＳに通
知することになる。その他のＤＢＭＳの要求はステップ
４５にて判定される。システム間ｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ
（レベルＢ）インタレスト、またはシステム間ｗｒｉｔ
ｅ−ｗｒｉｔｅ（レベルＣ）インタレストになるような
要求である場合、ステップ４７に移行する。しかも、こ
のデータベースにアクセスしている全てのＤＢＭＳのバ
ッファは、次のような強制方策により管理されることに
なる。強制方策とは、コミットされた更新を有するペー
ジが、更新しているシステムにより共用ストアに書き込
まれ、しかも、このデータベースからのページに対する
要求がまず共用ストアをルックしついでＤＡＳＤをルッ
クすることにより満足される方策である。この強制方策
に必要なステップはページに対する更新を他のシステム
に通知することである。このような通知はシステム間メ
ッセージ転送により指示することができる。その転送で
は、更新しているシステムは他のシステムにその更新を
通知し、他のシステムはそのメッセージを確認する。本
出願人から入手可能なＩＭＳ製品のデータ共用モード
は、この技法を「バッファ無効メッセージ」に利用して
いる。あるいはまた、ページ更新が１つのシステムによ
り認められる情報を、この目的のためにＧＬＭに保持さ
れている情報を用いて、他の全てのシステムに供給する
ことができる。この点に関して、例えば、第３の米国特
許を参照されたい。この米国特許には、バッファリング
されたページの最新の更新を示すバージョン番号と、ペ
ージのバッファリングされたバージョンが更新されるご
とにインクリメントされるページに対する全域ロックマ
ネージャバージョン番号とを比較することが開示されて
いる。ここに記載して実施例の一部とする。ステップ４
７にて、２つ以上のシステムがこのデータベースを更新
するデータベースＰロックを保持した場合、全ての更新
者（ｕｐｄａｔｅｒ）に対するＢＭはページロックを獲
得しなければならない。他方、複数のシステムが読み取
っている間に、１つのシステムのみが更新している場
合、その更新しているシステムはページロックを獲得す
る必要はない。ＤＢＭＳがステップ４７にあるときで、
かつ、データベースＰロックがデータベースＰロック
（レベルＣインタレスト、ステップ５０における判定）
を有する他の全てのシステムにより解放された場合はい
つでも、ＤＢＭＳはステップ４３の方策最適化に戻るこ
とができる。そうでない場合は、ステップ４７の方策が
維持される。

【００３７】ステップＳ４２にて、データベースがオー
プンされたとき、直ちに、データベースが用いられてい
ることを、ＧＬＭ３３がＤＢＭＳに通知する場合は、ス
テップ５３に移行する。ステップ５３にて、そのデータ
ベースを要求しているＤＢＭＳは、まず、システムがそ
のデータベースを更新しているか否かを判定する。肯定
判定された場合は、ステップ４７に移行し、ＤＢＭＳは
ステップ４７の方策を採用する。そのデータベースが用
いられているが、更新されていない場合は、ＤＢＭＳは
ステップ４３の最適化を採用する。他方、ＤＢＭＳが更
新するためデータベースをオープンしていない場合はス
テップ５５に移行し、ＢＭＳはステップ４７の方策を採
用しない。また、ＤＢＭＳがデータベースに関する更新
インタレストを放棄するが、まだＲｅａｄインタレスト
がある時は、図２に示す論理を適用する。

【００３８】本発明によれば、データベースがオープン
されたとき、ＢＭがデータベースＰロックを獲得する。
このロックは、少なくともデータベースの任意のページ
をＢＭのシステムにキャッシュすることができる限り保
持される。そのロック名は、トランザクションにより獲
得されたデータベースと異なるような名前である。同様
に、ＢＭにより獲得されたページＰロックは、トランザ
クションにより獲得されたページロックと異なる名前が
命名される。ＢＭに対するＰロック認可に関連して、Ｇ
ＬＭ３３は、また、他のシステムのロックの結果状態
（ＲＳＯＳ）を示すデータオブジェクトをフィードバッ
クする。重要なことであるが、他のシステムのロックの
結果状態は、任意のシステムにより保持されているロッ
クであって、要求されたデータベースに対するロックの
うちで最高位のモードであり、要求しているシステムの
モードを排除する。ＢＭはＲＳＯＳを用いるとともに、
データベースＰロックの要求されたロックモードを用
い、ＢＭがＤＢＭＳ記憶装置に保持している「キャッシ
ュされた状態」データオブジェクトに対する値を取り出
す。キャッシュされた状態オブジェクトの値を用いて上
述した最適化を行うことができるか否かを判定する。

【００３９】図３〜図５を説明する。図３〜図５はそれ
ぞれ本実施例に係るＧＬＭ３３，ＬＬＭ１１，ＢＭ１３
で保持されるデータ構造を示す。図４および図５は他の
システムでの同様のデータ構造の典型例を示す。図３は
ＧＬＭで保持されているバッファロッキング表を示す。
バッファロッキング表のエントリは、そのロックが適用
される資源を識別するフィールド６１を含む。その資源
はデータベースであっても良いし、ページであっても良
く、資源オブジェクトの名前に暗に含まれている。フィ
ールド６３は、ロックを保持するＤＢＭＳの待行列のア
ンカーであり、かつ、各システムが保持するロックモー
ドである。フィールド６５（Ｎ）はそのロックが交渉可
能か否かを示す。本発明はＢＭロックが交渉可能である
という点に基づいているが、本発明者は、ＢＭロックを
交渉不可能にする必要がよくあるという点を、優先順位
に関する設計考慮事項に入れようと意図している。フィ
ールド６６はそのロックが交渉されることになる条件
（Ｃ１およびＣ２）を示す。フィールド６７はそのロッ
クが保持されている最高位モードに対応して、そのロッ
クの結果状態を与える。最後に、フィールド６８はその
ロックを要求しているシステムの待ち行列のアンカーで
あり、それらのシステムが要求したロックモードであ
る。

【００４０】図４はＤＢＭＳ１０のＬＬＭ１１で保持さ
れているロッキング表を示す。ＬＬＭロック表の各エン
トリはフィールド６０，６２ａ，６９，６２ｂ，および
６４を含む。フィールド６０はロックが適用される資源
を命名するためのものである。フィールド６２ａはその
ロックを保持するトランザクションの待ち行列と、その
ロックを保持するトランザクションのモードをアンカー
するためのものである。フィールド６９はＢＭ３３のＰ
ロック終了ルーチンを示す。フィールド６２ｂはそのロ
ックを要求するトランザクションの待ち行列をアンカー
するためのものである。フィールド６４は命名された資
源上のロックの結果保持状態を示す。

【００４１】ＬＬＭおよびＧＬＭロック表が次の発明で
用いられる。ＬＬＭ／ＧＬＭメッセージ交換には、ＧＬ
Ｍ３３からのメッセージであって、次のことをＬＬＭ１
１に通知するメッセージに対する準備を含む。すなわ
ち、命名された資源であって、ＤＢＭＳ１０により保持
されたロックと衝突するか、あるいは、そのロックの結
果状態を変更する資源のロックに対する要求を、ＧＬＭ
が別のＤＢＭＳから受信したことを、ＬＬＭ１１に通知
する。したがって、ＤＢＭＳからロック要求を受信する
と、直ちに、ＧＬＭ３３はそのロック表をスキャンし、
その要求により、そのロックの結果状態が変化したか、
あるいは、そのロックが保持され、しかも、メッセージ
をこの趣旨でＬＬＭ１１に送信したかを判定する。その
メッセージがロック衝突か、あるいはそのロックの結果
状態の変化を示す場合、ＬＬＭ１１はアクションするた
めＢＭ１３のロック終了を呼び出す。

【００４２】図５を説明する。バッファマネージャ７０
はそれぞれＰロック終了プロシージャ７１を含む。Ｐロ
ック終了プロシージャ７１は、次に説明するが、ＢＭが
保持されたロックのアップグレードまたはダウングレー
ドを交渉することができるロジックを含む。このプロシ
ージャに対する呼び出しアドレスは、図４に示すＬＬＭ
のロック表のロック終了フィールドに保持されている。
そのＤＢＭＳに割り振られたローカルメモリでは、バッ
ファマネージャ７０は、ＤＢＭＳによりオープンされた
全てのデータベースに対するデータベース制御ブロック
７３にアクセスすることができる。各データベース制御
ブロック７３はダーティページリスト７４を伴ってい
る。また、バッファマネージャ７０はｗｒｉｔｅページ
リスト７５を保持している。ｗｒｉｔｅページリスト７
５はオペレーティングシステムＩ／ＯサービスによりＤ
ＡＳＤ３０に書き込まれたページのリストである。デー
タベース制御ブロック７３は制御情報、フラグ、および
データ構造を含み、それらは、データベースのローカル
保守および管理をインプリメントするのに必要なデータ
構造であり、しかも、他のＤＢＭＳで同一のデータベー
スのローカル制御によりその保守および管理を調整する
のに必要なものである。図５に示すように、データベー
ス制御ブロックはデータベースを識別するフィールド７
３ａと、データベース上で保持されたロックのモードを
識別するフィールド７３ｃを含む。フィールド７３ｄは
そのデータベースに関連する「キャッシュされた状態」
値を示す。フィールド７３ｅはストア従属性（ＳＤ）フ
ラグを含む。ストア従属性（ＳＤ）フラグは、セットさ
れた場合はそのデータベースが「ストア従属」であり、
リセットされた場合はそのストアが「非ストア従属」で
ある。最後に、フィールド７３ｆのポインタは、ローカ
ルメモリのこのダーティデータベースに対するダーティ
ページリスト７４を突き止める。ダーティページリスト
７４は通常のリスティングであるか、あるいは、ローカ
ルバッファに保持されているページであって、更新され
たページのシーケンスである。そのページは外部記憶に
戻さなければならない。そのリスト自体は、そのリスト
の各ページであるように、ラッチ（Ｌ）によりラッチさ
れる。ｗｒｉｔｅページリスト７５はＢＭ７０により保
持され、次のようなページを累積する。すなわち、外部
記憶に書き込むためのオペラティブシステムの外部記憶
管理コンポーネントに渡たそうとするページを累積す
る。本発明の方法の記述を容易にするため、ロックモー
ドＸ，ＳＩＸ，Ｓ，ＩＸ，およびＩＳを採用する。これ
らのロックモードはデータベースに関するＤＢＭＳのイ
ンタレストがこの順で低くなる。これらのモードは“Ｇ
ｒａｎｕｌａｒｉｔｙ ｏｆ Ｌｏｃｋｓ ａｎｄ Ｄ
ｅｇｒｅｅｓ ｏｆ Ｃｏｎｓｉｓｔｅｎｃｙ ｉｎ
ａ Ｓｈａｒｅｄ Ｄａｔａｂａｓｅ”ＩＢＭ Ｒｅｓ
ｅａｒｃｈＲｅｐｏｒｔ ＲＪ １６５４，Ｊ．Ｇｒａ
ｙ，ｅｔ ａｌで提案されているロックモードに対応す
るが、その意味は異なる。この点、ＩＸおよびＩＳのよ
うなモードは、本発明では、その意図を表わすためでは
なく、そのロックモード間の互換関係を利用するため用
いられている。これは、これらのロックモードに対して
どのモードが開発されたかを理解する基礎にでき、これ
を用いると、新しい互換関係を確立し規定することをせ
ずに済む。ロッキングの異なるモードの間での互換関係
を表１に示す。“ｎｏ”は対応するモードに互換性がな
いことを示す。

【００４３】

【表１】

【００４４】ロックモードＸは、単一のシステムがデー
タベースにアクセスし、アクティビティを更新するレベ
ルＡインタレストを示す。レベルＢでは、そのデータベ
ースを更新している単一のシステムがＳＩＸモードのデ
ータベースＰロックを保持する。また、読み取っている
システムはＩＳモードのデータベースＰロックを保持す
る。ＩＸモードのデータベースＰロックは、並行してデ
ータベースを更新しているシステムにより保持されてい
る。これらのシステムは、これらのシステムが更新して
いるページに対してＸモードロックを獲得するのは当然
である。Ｓモードのロックは、Ｓモードのロックを保持
しているシステムがデータベースを読み取っており、し
かも、他のシステムもそのデータベースを読み取ること
ができることを示す。

【００４５】ＢＭはロックモードをシステムインタレス
トの異なるレベルにマッピングする。このことは、ＢＭ
がキャッシュされた状態値を計算することで暗に示す。
この点では、キャッシュされた状態はＸ，ＳＩＸ，Ｓ，
ＩＸ，およびＩＳの値を有することができる。Ｘのキャ
ッシュされた状態は、１つのＤＢＭＳのみがデータベー
スに対するｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅインタレストを有し、
そのインタレストがレベルＡインタレストに対応するこ
とを暗に示す。ｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅインタレストを有
するシステムに対して、ＲＳＯＳはヌルであり、他のシ
ステムはデータベースに対してインタレストを持たない
ことを暗に示す。ＳＩＸのキャッシュされた状態は、１
つのシステムのみがｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅインタレスト
を有し、他のシステムは全てｒｅａｄインタレストのみ
を有することを暗に示す。これらの条件はレベルＢイン
タレストに対応する。表１に示すロック互換性マトリッ
クスを用いると、ｒｅａｄインタレストを有するシステ
ムはＩＳのキャッシュ状態を有することになるであろ
う。ｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅインタレストを有するシステ
ムに対しては、ＲＳＯＳはＩＳである。ｒｅａｄｅｒシ
ステムに対して、ＲＯＳＯはＳＩＸである。Ｓのキャッ
シュされた状態は、全てのシステムがデータベースに対
してｒｅａｄインタレストのみを有することを暗に示
す。これはレベルＡインタレストであることを暗に示
す。これらのシステムに対するＲＳＯＳはヌル、すなわ
ちＳである。ＩＸのキャッシュされた状態は、少なくと
も２つのシステムがｗｒｉｔｅインタレストを有し、他
のシステムがデータベースに対してｒｅａｄインタレス
トを有することができることを暗に示す。これはレベル
Ｃインタレストに対応する。ｗｒｉｔｅインタレストを
有するシステムはＩＸモードのデータベースＰロックを
保持し、ｒｅａｄインタレストを有するシステムがある
場合は、そのシステムはＩＳモードのロックを保持す
る。このインタレストレベルの全てのシステムに対する
ＲＳＯＳはＩＸである。

【００４６】表２は全ての可能な要求されたロックモー
ドおよびＲＳＯＳモードのキャッシュされた状態を示
す。

【００４７】

【表２】

【００４８】従って、表２に示す最初の２つのカラム
は、第３のカラム、すなわち、キャッシュされた状態の
値の計算法を示す。例えば、表２のライン３を次のよう
に仮定する。すなわち、ＤＢＭＳがＩＳモードまたはＳ
モードのデータベースＰロックを要求し、しかも、ＲＳ
ＯＳがＩＳの値、すなわち、他のＤＢＭＳがｒｅａｄの
ためにそのデータベースにアクセスしていることを示す
ＩＳの値を有するという指示を、ＤＢＭＳが受信したと
仮定する。この場合、要求しているＤＢＭＳはそのキャ
ッシュされた状態をＳと計算する。表２の第４カラム
は、要求モードおよびＲＳＯＳに基づき、ＢＭが獲得す
ることになる実際のロックモードを示す。従って、例え
ば、ＲＳＯＳがヌルのとき、ＢＭがＩＸモード，ＳＩＸ
モード，またはＸモードのデータベースＰロックを要求
する場合、ＢＭはＸモードのロックを獲得することにな
る。ＩＸモード，ＳＩＸモード，またはＸモードで保持
されているロックは、ＤＢＭＳ障害の間、ＧＬＭ３３に
より保存される。これは必要なことである。このように
すると、そのバッファと無関係な他のバージョンと矛盾
するそのバッファのオブジェクトに、そのシステムの障
害時、他のシステムによりアクセスすることができない
からである。表２の第５カラムは、キャッシュされた状
態に基づいてＢＭがページＰロックを獲得しなければな
らないか否かを示す。ページＰロックはキャッシュされ
た状態がＩＸであるときに必要である。ＩＸは、２つ以
上のシステムが更新のため同一のデータベースにアクセ
スする（更新は、全てのシステムに認められている）
が、それらのシステムはそのデータベースの異なるペー
ジにのみ並行してアクセスすることができることを示
す。従って、表２の最初の４行では、カラム４の実際の
ロックおよび構成を有するＤＢＭＳは、ＳＥＳからその
ページを読み取らない。一方、最後の４行では、ＤＢＭ
ＳはまずＳＥＳからページを獲得しようとし、ついで、
ページ獲得が成功しない場合は、ＤＡＳＤからページを
獲得しようとする。表２の第５行では、キャッシュされ
た状態がＳＩＸであるとき、更新しているシステムはま
ずページを獲得するためストアを参照する。このシステ
ムが唯一の更新者（ｕｐｄａｔｅｒ）になる前に、更新
されたページを他のシステムによりＳＥＳに書き込むこ
とができるか、あるいは、このシステムは局所でキャッ
シュされないページを書き込む。更新されたページに対
するバッファ管理方策であって、キャッシュされた状態
に基づき従うバッファ管理方策は、カラム７に与えられ
る。最後のカラムには、その関連するＢＭのロック終了
プロシージャを稼働し、そのロックを交渉する条件を挙
げる。最後のカラムでは、ＩＳＬＣはシステム間ロック
競合を参照し、他方、ＲＳＯＳ−ＣＨはＲＳＯＳの変更
を参照する。これらは条件Ｃ₁ および条件Ｃ₂ であり、
ＧＬＭのＢＭＭロック表（図３）に挙げられている。

【００４９】表３はキャッシュ状態がダウングレードさ
れたときのＢＭロック終了プロシージャでの処理ステッ
プを示す。

【００５０】

【表３】

【００５１】この表３は、現キャッシュされた状態と新
しいＲＳＯＳとに基づき計算された、新しいキャッシュ
された状態を示す。この表３は表２と関連させて読むべ
きであり、併せて、ＤＢＭＳにより保持された実際のロ
ックを、キャッシュされた状態の変化により変化させる
ことができることを理解すべきである。さらに、キャッ
シュ状態のダウングレードにより、モード階層におい
て、１つのロックモードから次の低位のロックモードに
移行することを、表３を参照して理解すべきである。

【００５２】本発明は、現ＲＳＯＳと比較してより制限
されない新しいＲＳＯＳがＧＬＭにより供給されたと
き、キャッシュされた状態がＢＭのロック終了処理によ
りアップグレードされることを意図している。これは、
データベースに対するＢＭデータベースＰロックを保持
する任意のＤＢＭＳに対する全域ロック処理で、通常起
こることである。そのデータベースでは、別のＤＢＭＳ
がそのデータベースＰロックをダウングレードするか、
あるいは放棄する。従って、任意のＤＢＭＳがそのデー
タベースＰロックを放棄するか、あるいはダウングレー
ドするとき、ＧＬＭは各ＤＢＭＳに対して新しいＲＳＯ
Ｓを計算する。命名されたデータベースに対するデータ
ベースＰロックを保持するＤＢＭＳに対して通信された
最後のＲＳＯＳにより新しいＲＳＯＳが制限されていな
い場合、そのＤＢＭＳは新しいＲＳＯＳを含むメッセー
ジで通知される。

【００５３】ＤＢＭＳによるキャッシュ状態のアップグ
レードを理解するため、表２を参照するとともに、次の
ことを参照されたい。すなわち、 １．第２カラムを「現キャッシュされた状態」と解釈
し、第３カラムを「新しいキャッシュされた状態」と解
釈する。

【００５４】２．新しいＲＳＯＳと現キャッシュされた
状態を用い、新しいキャッシュされた状態を見付ける。

【００５５】３．その新しい状態と現キャッシュされた
状態を比較し、ページＰロック、ＳＥＳアクション、お
よびバッファ管理方策を処理する。例えば、その新しい
キャッシュされた状態がＳＩＸである場合、このような
ロックはＸモードで最早獲得されないので、ページＰロ
ックは保持される。

【００５６】そのキャッシュされた状態が状態Ｘにアッ
プグレードされたとき、データベースに対する多重シス
テム共用が終了するので、ＳＥＳは不連続に使用される
ことに注意すべきである。ＳＥＳのこのデータベースの
変更されたページをディスクに書き込まなければなら
ず、しかも、このデータベースの全てのページをＳＥＳ
から除去する必要がある。

【００５７】ロック獲得の例 図７を説明する。図７はＤＢＭＳでのデータベースのオ
ープン法と、データベースに対するデータベースＰロッ
クのＤＢＭＳによる獲得法および変更法を理解するため
のものである。まず、図７のＤＢＭＳ１にて、トランザ
クションがデータベース（ＤＢ１）に対するＬロックを
獲得したことを示すトランザクション（Ｔ_X ）から、要
求が受信される。そのトランザクションはそのＢＭを要
求し、ＤＢ１のページをローカルバッファに固定する。
それに応答して、ＤＢＭＳ１のＢＭはＤＢ１をオープン
し、固定ページ要求を満足する可能な限り最低位のモー
ドで、データベースＰロックを要求する。図７に示すよ
うに、固定ページプロシージャはＩＳモードのみを要求
する。ＧＬＭに対する要求メッセージはデータベースの
識別と、要求されたロックと、要求されたロックモード
と、ＢＭに対するＰロック終了プロシージャ呼び出しと
を含む。他のＤＢＭＳは、現在、ＤＢ１にアクセスして
いないと仮定すると、ＧＬＭはＲＳＯＳがヌルであると
計算し、要求されたロックの認可を要求されているモー
ドに戻し、ＲＳＯＳがヌルであることをＢＭに通知す
る。今、ＢＭはキャッシュされた状態値がＳモード、す
なわち、ＤＢ１に対して更新システム間インタレストが
ないモードに等しいと計算する。このＤＢ１に対する制
御ブロックのＳＤフィールドがリセットされ、次のこと
を示す。すなわち、ページがＤＡＳＤから獲得されよう
としており、要求されたページがローカルバッファにＤ
ＡＳＤからのｒｅａｄオペレーションにより固定された
ことを示す。

【００５８】今、トランザクションは、更新しようとす
るページのレコードに対する更新ロックを獲得したと仮
定する。それに関して、トランザクションは、更新の意
図と、そのページのＩＤをＢＭに通知するＢＭ“ｓｅｔ
ｗｒｉｔｅ”プロシージャを開始する。その更新プロ
シージャの実行を許可するため、ＢＭはＢＭが保持する
データベースＰロックのモードをアップグレードしなけ
ればならない。図７を説明する。ＢＭは、ＩＸモードの
データベースＰロックに対する変更呼び出しをロックマ
ネージャに要求し、そのロック名と、要求されたモード
を送信する。再び、他のシステムはこのデータベースに
対してインタレストを有しないものと仮定する。ＧＬＭ
はＲＳＯＳがヌルであると計算し、そのロックテーブル
に適正にエントリし、命名されたＰロック（ＩＸモー
ド）の認可をＲＳＯＳのヌル値とともに戻す。ＩＸモー
ドの認可と、ＲＳＯＳのヌル値とに応答して、ＢＭはキ
ャッシュされた状態モードがＸであると計算する。表２
に示すアップグレード力学を維持すると、ＢＭはデータ
ベースＰロックをＸモードにアップグレードする要求を
直ちに行う。Ｘモードに対するデータベースＰのアップ
グレードはデータベースに対するシステム間インタレス
トがない場合に認可される。ＢＭおよびＧＬでは、Ｂに
より保持されているデータベースＰロックはＸモードで
あり、他方、ＢＭでは、キャッシュされた状態はＸであ
り、ＳＤフィールドがリセットされ、しかも、ＢＭは、
Ｘのキャッシュされた状態に応答して、非強制方策に従
うことになる。このシーケンスに従うと、ＢＭ１は要求
トランザクションに戻り、ｗｒｉｔｅプロシージャの続
行を許可する。更新が完了すると、更新されたページは
このデータベースに対するダーティページリストに置か
れる。他の幾つかの判定基準のアクティビティが欠ける
か、満足されない場合、ＤＢ１のクローズが開始される
と仮定すると、ＢＭは、データベースのキャッシュされ
た状態により暗に示されるような非強制方策を用いて、
このデータベースに対するダーティページを全てそのバ
ッファからキャストする。一度、ダーティページがＤＡ
ＳＤに書き込まれ、しかも、ＤＢ１にさらにアクティビ
ティがない場合、ＤＢ１のページはローカルキャッシュ
から除去され、データベースＰロックは、ＢＭとＬＬＭ
／ＧＬＭの間でロック解放要求を発行することにより放
棄される。

【００５９】ロックモードの変更例 表４は、ＤＢＭＳ１のデータベースＰロックをＸモード
からＳＩＸまたはＩＸモードにダウングレードするため
に用いられる方法の擬似コードインプリメンテーション
を示す。この処理はＤＢＭＳ１のＢＭのロック終了にあ
る。ＧＬＭに向けられたその後のロック要求が、ロック
終了が完了するまで延期されるので、その点で、ＬＬＭ
／ＧＬＭロック終了はデータベースＰロックに対するそ
の後のロック要求を逐次化することがアサートされる。
システム間ロック競合が起こるので、そのロック終了は
ＤＢＭＳ１のＬＬＭへのメッセージによりトリガされ
る。そのメッセージは資源名と、ＲＳＯＳの新しい値を
含む。このような競合は、例えば、ＩＳまたはＩＸモー
ドのデータベースＰロックに、ＤＢＭＳ２がデータベー
スｒｅａｄまたはデータベース更新オペレーションを行
うことを要求したときに生じる。一度、データベースＰ
ロックがＳＩＸ／ＩＸにダウングレードされると、その
データベースはストア従属になる。ここで、ページがＳ
ＥＳにある場合（そのページが局所的にキャッシュされ
ていないか、あるいはそのバッファが無効にされた場
合）は、更新ＤＢＭＳは強制バッファ方策に従い、ＤＢ
ＭＳの最初の検査を読み取り、ページがストアにない場
合はＤＡＳＤからページを獲得する。

【００６０】表４のパート１はＤＢＭＳ１での論理を擬
似コードで示す。その論理は、（データベースを読み取
る）ＩＳモードか、あるいは（そのデータベースを更新
する）ＩＸモードのデータベースＰロックを獲得し、他
方、ＤＢＭＳ１はＸモードのデータベースＰロックを保
持する。パート１では、「ＤＢ１に対するストア従属変
換ロック」と呼ばれるロック（データベースＰロックと
は異なるロック）は、その意図が読み取りのみである場
合、ＳモードでＤＢＭＳ２により獲得され、その意図が
データベースの更新である場合、Ｘモードで獲得され
る。ストア従属変換ロックの目的は、そのプロセスをＤ
ＢＭＳ２で逐次化することにある。そのプロセスはＤＢ
ＭＳ２のＰロック終了によりＰロックを獲得する。ＤＢ
ＭＳ２のＰロック終了は、キャッシュされた状態をＤＢ
ＭＳ２がデータベース制御ブロックでマークする前に、
ＤＢＭＳ３のデータベースロック要求により呼び出され
るかもしれない。

【００６１】表４のパート２を説明する。ＤＢＭＳ２が
ＩＳモードのロックを要求している場合は、ＤＢＭＳ１
はそのデータベースＰロックをＸモードからＳＩＸモー
ドにダウングレードする。ＤＢＭＳ２がＩＸモードのロ
ックを要求している場合、ＤＢＭＳ１はそのロックをＩ
Ｘモードにダウングレードする。そのデータベースＰロ
ックのダウングレードに暗に含まれていることは、デー
タベースを非ストア従属からストア従属に変換すること
である。ダウングレードに備えるため、ＤＢＭＳ１は影
響されたデータベースに対するダーティページリスト上
のページをＤＡＳＤに書き込む。この書き込みを行うた
め、ＤＢＭＳ１はステップ１５１でそのリストをラッチ
し、そして、ステップ１５２−１５７を備えるループを
実行し、各ページをそのリストにラッチし、しかも、各
ページをローカルｗｒｉｔｅページリストに移動する。
それらのページが全てｗｒｉｔｅページレストに転送さ
れると、ステップ１５８そのページをｗｒｉｔｅするＤ
ＡＳＤ ｗｒｉｔｅＩ／Ｏプロセスを開始する。全ての
ページがＤＡＳＤに書き込まれると、「データベース変
換」ログレコードは、データベースＰロックがダウング
レードされる前に、強制的にＤＢＭＳ１のログに入れら
れる。ステップ１６０では、データベースＰロックは必
要なグレードにダウングレードされる。その後、ロック
終了プロシージャはダーティページリストのラッチを解
放し、書かれたページを全てクリーンであるとマーク
し、ページ更新の必要がある全てのトランザクションを
レジュームする。

【００６２】図８は、表４の例において、データベース
ＰロックをＸモードからダウングレードする方法を示
す。図８を説明する。最初に上左部から開始する。ＤＢ
ＭＳ１のＢＭ１はＤＢ１のデータベースＰロック（Ｘモ
ード）を保持する。ＤＢ１のキャッシュされた状態はＸ
であり、非ストア従属である。ＤＢＭＳ２のトランザク
ションＴｘはＤＢ１に対するＬロックを獲得し、しか
も、ＢＭ２にデータベースのページ固定を要求する。Ｂ
Ｍ２に対する要求はＧＬＭに対して行われ、ＩＳモード
のＤＢ１−Ｐロックを要求する。ＧＬＭはそのロックテ
ーブルを検査し、その要求に応じてシステムロック競合
が生じ、その競合によりＬＬＭがＢＭ１のＰロック終了
を呼び出すかを判定する。それに応答して、ＢＭ１のＰ
ロック終了は表４のパート２の擬似コードを実行する。
そして、そのＰロック終了はＰロックのダウングレード
を要求する。その要求が認可され、キャッシュ状態およ
びＰロックモードがＳＩＸにセットされ、しかも、ＤＢ
１に対する制御ブロックのＳＤフラグがセットされる。
Ｐロック終了はＬＬＭ／ＧＬＭに戻る。ＧＬＭはＳＩＸ
のＲＳＯＳを戻すＤＢＭＳ２ロック要求を認可する。
今、ＤＢＭＳ２はＩＳモードのＰロックを所持し、その
キャッシュされた状態をＩＳにセットし、ＤＢ１制御ブ
ロックのＳＤフラグをセットする。

【００６３】表５はロックがＳモードまたはＸモードで
保持されるとき、ＤＢＭＳ１のデータベースＰロックを
解放するために用いられる方法を擬似コードで示す。表
５では、そのプロセスは、ＸモードのデータベースＰロ
ックに対するＤＢＭＳ２の要求によりトリガされ、デー
タベースの更新を行う。本発明者は次のことを意図して
いる。すなわち、データベースアプリケーションが排他
的にそのデータベースの制御を行うとき、例えば、対応
するデータベースＬロックが既にＸモードで要求アプリ
ケーションにより保持されているときのようなとき、Ｄ
ＢＭＳ１がＸモードのデータベースＰロックのみを要求
することを意図している。表５では、ロックが競合状態
にあるためデータベースＰロックを解放することをＤＢ
ＭＳ１に通知する。一度、データベースＰロックがＸモ
ードでＤＢＭＳ２に認可されると、データベースは非ス
トア従属モードのままである。

【００６４】表５のパート１を説明する。ＤＢＭＳ２は
Ｘモードでデータベースに対するストア従属変換ロック
を獲得し、ＸモードのデータベースＰロックを獲得し、
「データベースオープン」ログレコードを強制的にログ
データセットに書き込む。このログデータセットは、そ
のデータベースが非ストア従属であり、しかも、そのロ
ーカルバッファの制御ブロックの非ストア従属を、Ｐロ
ックおよびキャッシュ状態モードとともにマークする。
つぎに、このデータベースに対するストア従属変換ロッ
クが解放され、他のＤＢＭＳにＰロック要求を許可す
る。

【００６５】表５のパート２はＤＢＭＳ１によるデータ
ベースＰロックの解放法を説明する。パート２では、Ｄ
ＢＭＳ１がＸモードのデータベースＰロックを保持して
いる場合、ＤＢＭＳ１はこのデータベースに対するダー
ティページを全てＤＡＳＤに対するローカルバッファに
書き込み、他にバッファリングされているデータベース
のページを除去する。Ｓモードのロックが保持されてい
る場合は、その影響されたデータベースに対してキャッ
シングされたページはそのローカルバッファから除去さ
れる。そして、そのデータベースＰロックが解放され
る。そのロックが解放されると、ＤＢＭＳ１はそのロッ
クを獲得するまで、そのデータベースにアクセスするこ
とができない。表６はＤＢＭＳ１でそのデータベースＰ
ロックをＳからＩＳモードにダウングレードすることを
示す。表６のプロセスはＩＸモードのデータベースＰロ
ックに対するＤＢＭＳ２の要求によりトリガされ、デー
タベース更新オペレーションを行う。ＧＬＭ／ＬＬＭは
ロック競合をＤＢＭＳ１のＰロック終了プロシージャに
通知する。表３に示す第６ラインが必要とするように、
ＲＳＯＳがＩＸであるとき、データベースＰロックをＳ
からＩＳにダウングレードすることは、そのデータベー
スがストア従属であることを意味する。また、表６は、
ＤＢＭＳ１がＩＳモードのデータベースＰロックを保持
し、そのキャッシュ状態がＳにセットされている場合に
用いられる。この条件では、ＤＢＭＳ１のＰロック終了
に、ＲＳＯＳ状態の変化が通知される。

【００６６】表６のパート１を説明する。ＤＢＭＳ２は
Ｘモードのストア従属変換ロックをＧＬＭから獲得す
る。そして、ＤＢＭＳ２はＩＸモードのデータベースＰ
ロックを要求する。認可された場合（ライン３０２）、
ＢＭはＲＳＯＳを検査し、そのロックをＳＩＸにアップ
グレードし、ＤＢＭＳ２は「データベースオープン」ロ
グレコードをそのログデータセットに書き込む。「デー
タベースオープン」ログレコードは、データベースがス
トア従属であり、キャッシュ状態を制御ブロックに入力
する間、そのデータベースに対する制御ブロックにその
ストア従属フラグをセットする。そして、そのストア従
属変換ロックが解放され、処理がＤＢＭＳ２で続行され
る。

【００６７】表６のパート２を説明する。ＤＢＭＳ１は
ロック競合の通知か、あるいはＲＳＯＳの変化の通知を
受信すると、ストア従属フラグをデータベース制御ブロ
ックにセットし、データベースＰロック状態をＩＳに変
化させ、（必要である場合）そのＰロックをＳからＩＳ
にダウングレードする。

【００６８】「ストア従属性」の追跡 ＳＥＳが用いられたときは、ロックの保持されているモ
ードにより、データベースが「ストア従属」であるか否
かが正確に示されように、そのデータベースＰロックを
管理することにより、ＢＭはある成果を得ることができ
る。本発明者は、「ストア従属」に従って、ＤＢＭＳが
ｒｅａｄまたはｗｒｉｔｅのためにＳＥＳを用いている
か否かのセンスを送ることを意図する。ストア従属性を
データベースＰロックにより追跡する主な理由は、ＳＥ
Ｓのハード障害に起因して、そのデータベースのデータ
が利用できなくなる時間を軽減することにある。ハード
障害が生じると、ＤＢＭＳはこのデータベースに対する
データベースＰロックが保持されるモードに関し、ＬＬ
Ｍ／ＧＬＭに照会し、この照会により、データベースが
ストア従属か否かを直ちに判定することができる。ロッ
クがＩＸまたはＳＩＸ状態で任意のＢＭにより保持され
ている場合、ＢＭはコミット時強制方策に従い、更新さ
れたページをＳＥＳに書き込む。この点で、そのデータ
ベースはストア従属であり、そのデータベースが障害時
回復を必要としているとしてマークしなければならな
い。そうでない場合は、そのデータベースは非ストア従
属であり、ＳＥＳの障害により影響されない。この判定
プロセスは「損害評価」と呼ばれている。データ利用可
能性の点から見ると、損害評価を直ちに実行して、他の
ＳＥＳを利用できる場合は、他のＳＥＳを用いるべきで
あり、データベースの障害時回復を開始する。

【００６９】保持されているデータベースＰロックが、
データベースがストア従属か否かを正確に反映している
ことを確認するため、ＤＢＭＳは、そのキャッシュ状態
をＸからダウングレードする際と、データベースを「非
ストア従属」に変換する際と、ロックの紛失に直面した
ときにストア従属性を判定する際に、事前に幾つか注意
しなればならない。

【００７０】ＸモードのデータベースＰロックを保持し
ているＤＢＭＳが非強制管理方策を採用し、ＤＡＳＤか
らページを読み取り、ＤＡＳＤにページを書き込む。Ｄ
ＢＭＳがそのキャッシュ状態をＸからダウングレードす
ると、ＳＥＳをそのデータベースに対して用いることが
できるまで、２つのアクションを行わなければならな
い。まず、ダウングレードＤＢＭＳは「データベース変
換」ログレコードをそのログに書き込まなければならな
い。次に、ＳＥＳの使用に対して変換する間、ＤＢＭＳ
は、そのデータベースのダーティページをＤＡＳＤに書
き込むことにより、そのダーティページをそのローカル
バッファから除去しなければならない。

【００７１】データベースが２つ以上のＤＢＭＳにより
更新されると、最後の更新ＤＢＭＳは、そのデータベー
スを「ストア従属」から「非ストア従属」に変換するこ
とを担当しなければならない。ＤＢＭＳは、そのキャッ
シュされた状態を監視することにより、最後の更新して
いるシステムであるか否かを判定する。この点で、その
キャッシュされた状態がＳＩＸまたはＸである場合、Ｄ
ＢＭＳは最後の更新しているシステムであると決定す
る。

【００７２】最後に、ＳＥＳ障害が発生し、データベー
スＰロックが紛失された場合、ＤＢＭＳは既に説明した
ログレコードを用いて、そのデータベースが「ストア従
属」か否かを判定しなければならない。このため、次の
ログレコードが利用可能である。

【００７３】（ａ）「データベースオープン」ログレコ
ード： データベースが「ストア従属」か否かを通知す
る標識を用いて第１の更新時に書き込まれる。

【００７４】（ｂ）「データベースチェックポイント」
ログレコード： 障害時回復可能であり、かつ、オープ
ンされてから任意の更新があったデータベースに対して
ＤＢＭＳチェックポイント処理を行う間に書き込まれ
る。そのレコードはデータベースが「ストア従属」か否
かを表す標識を含む。

【００７５】（ｃ）「データベース変換」ログレコー
ド： 「非ストア従属」から「ストア従属」にデータベ
ースを変換するか、あるいはその逆に変換する際にＢＭ
プロシージャにより書き込まれる。

【００７６】（ｄ）「データベースクローズ」ログレコ
ード： データベースのクローズ時に書き込まれる。

【００７７】ロックが紛失されたときのリスタート回復
処理の間、その情報をタイムシーケンスでそのシステム
のログレコードから取り出すことにより、そのデータベ
ースがストア従属か否かを判定することが可能である。
データベースがストア従属である場合は、データベース
ＰロックはＩＸモードでそのシステムにより獲得される
であろう。他方、データベースが非ストア従属である場
合、データベースＰロックはＸモードで獲得されるであ
ろう。

【００７８】ロギングプロシージャはこの記述では通常
のものであると仮定する。典型的なログの部分を、ログ
レコードを示す図６に示す。ログレコードはタイム順シ
ーケンスであると仮定する。ここで、各レコードのシー
ケンス部分はログシーケンス番号（”ＬＳＮ”）により
表される。

【００７９】ストア従属変換および障害時回復処理の例 表７はストア従属データベースを非ストア従属ステータ
スに変換する例である。このプロセスは、そのデータベ
ースのクローズが実行可能であるか、あるいは、データ
ベースＰロックキャッシュされた状態をＸにアップグレ
ード実行可能であるとき、最後の更新ＤＢＭＳによりト
リガされる。表７では、ＤＢＭＳは、Ｓモードのデータ
ベーストランザクションロックを獲得することにより、
複合システム全体のデータベースを更新するトランザク
ションを全て静止させる。次に、このデータベースに対
する変更された全てのページをＳＥＳから読み取り、Ｄ
ＡＳＤに書き込む。そして、ページはＳＥＳから除去さ
れ、可能な場合は、ローカルバッファから除去される。
しかも、このデータベースは最早ストア従属でないこと
を示す「データベース変換」ログレコードが書き込まれ
る。最後に、そのデータベースＰロックモードがＸに変
更される。そのＸは、そのデータベースが非ストア従属
であるか、あるいは、データベースＰロックが解放され
ることを示す。そのデータベーストランザクションロッ
ク（Ｌロック）が解放される。

【００８０】ＳＥＳに障害があると仮定する。今、その
障害時回復が必要なデータベースを判定しなければなら
ない。表８は、ＳＥＳ障害により影響されたデータベー
スに、「論理回復保留中」を表すフラグを付加する擬似
コードを示す。このフラグは回復プロセスを通知し、デ
ータベース上で回復処理を行い、回復が完了するまで、
トランザクションがそれらのデータベースにアクセスで
きないようにする。表８はそのデータベースＰロックが
紛失されないと仮定するとともに、ＧＬＭはどのデータ
ベースがＩＸおよびＳＩＸロックに左右されるかを通知
することができると仮定する。勿論、これらのデータベ
ースはストア従属であり、回復に対する候補である。

【００８１】ＳＥＳに障害が発生すると同時に、ロック
が紛失されたとき、各ＤＢＭＳはログレコードを用い
て、データベースがストア従属か否かを判定しなければ
ならない。この情報をログレコードからタイムシーケン
スでそのシステムで取り出すことにより、データベース
がストア従属か否か、従って、回復に対する候補か否か
を判定することができる。

【００８２】

【表４】 （パート１） １０１ ＩＦ データベースＰロックがＩＳモードで要求される ＴＨＥＮ ／＝ＤＢＭＳはデータベースに対してｒｅａｄ ＝／ ／＝ｏｎｌｙアクセスを行う必要がある。 ＝／ １０２ データベース「ストア従属」変換ロックをＳモードで獲得する ／＝このロックを用いてデータベースに対する「＝／ ／＝ストア従属」および「非ストア従属」変換を＝／ ／＝逐次化する。 ＝／ １０３ ＥＬＳＥ ／＝ＤＢＭＳ２はデータベースを更新する必要が＝／ ／＝ある。 ＝／ １０４ データベース「ストア従属」変換ロックをＸモードで獲得する １０５ ＩＳ／ＩＸモードのデータベースＰロックを獲得する ／＝ＬＬＭ／ＧＬＭは（ロック競合のため）ＤＢ＝／ ／＝ＭＳ１ロック終了をトリガしてデータベース＝／ ／＝ＰロックをＳＩＸ／ＩＸにダウングレードす＝／ ／＝る。ＤＢＭＳ１がデータベースＰロックをＳ＝／ ／＝ＩＸ（ＩＳロック要求）またはＩＸ（ＩＸロ＝／ ／＝ック要求）にダウングレードするまで、ＤＢ＝／ ／＝ＭＳ２は制御をｇｅｔしないことになる。 ＝／ １０６ ＩＦ データベースＰロックがＩＸモードで要求される ＴＨＥＮ １０７ 「データベースオープン」ログレコードをｗｒｉｔｅし、ログデータセ ットに強制的にいれ、データベースが「ストア従属」であることを示す ／＝ＤＢＭＳはこのログレコードを用い、データ＝／ ／＝ベースＰロックが紛失されたとき、データベ＝／ ／＝ースが「ストア従属」か否かを判定する。 ＝／ １０８ ＥＬＳＥ ／＝ＩＳロック要求、何もしない。 ＝／ １０９ データベースを「ストア従属」とマークし、Ｐロックのキャッシュされ た状態（ＩＳ／ＩＸ）をデータベースインメモリ構造に記録する １１０ データベース「ストア従属」変換ロックを解放する （パート２） １５１ データベースダーティページリストをＸモードで獲得する ／＝ラッチを用いて、ダーティページリストへの＝／ ／＝／からの付加する／削除するページを逐次化＝／ ／＝する。 ＝／ １５２ ＤＯ ＬＯＯＰ データベースダーティページリストの各ＤＩＲＴＹペ ージに対して ／＝ディスクまたはＳＥＳに外部化されなかった＝／ ／＝ダーティページのリストを、各データベース＝／ ／＝に対して、ＤＢＭＳは保持する。 ＝／ １５３ ページラッチをＳモードで獲得し、このダーティページに対する更新を 逐次化する ／＝ダーティページリストはそのリストに既に存＝／ ／＝在するページ対する更新には用いられない。＝／ ／＝ページラッチはバッファプールにキャッシン＝／ ／＝グされたページに対する並行ｒｅａｄ／更新＝／ ／＝の逐次化に用いる。 ＝／ １５４ ｗｒｉｔｅＩ／Ｏのページをプログレスモードでマークする ／＝一度、ページがこの状態になると、ディスク＝／ ／＝ｗｒｉｔｅＩ／Ｏが完了するまで、このペー＝／ ／＝ジに対するその後の更新を全て保留する。 ＝／ １５５ ページラッチを解放する ／＝一度、ページがｗｒｉｔｅＩ／Ｏ状態でマー＝／ ／＝クされると、最早、ページラッチはこのペー＝／ ／＝ジに対するその後の更新を防止するのに必要＝／ ／＝ではない。 ＝／ １５６ ダーティページリストからのこのページを待機解除し、このページをロ ーカルｗｒｉｔｅページリストに付加する ／＝ディスクＩ／Ｏ効率を向上させるため ＝／ ／＝ページｗｒｉｔｅをバッチさせる ＝／ １５７ ＥＮＤ １５８ ディスクｗｒｉｔｅＩ／Ｏを開始し、全てのページをローカルｗｒｉｔ ｅページリストにｗｒｉｔｅし、全てのＩ／Ｏが完了するまで待機する １５９ 「データベース変換」ログレコードをｗｒｉｔｅし、強制的にログデー タセットに入れ、データベースが「ストア従属」であることを示す ／＝ＤＢＭＳはこのログレコードを用いて、デー＝／ ／＝タベースＰロックが紛失されたとき、データ＝／ ／＝ベースが「ストア従属」であるか否かを判定＝／ ／＝する。 ＝／ １６０ 新しいＰロックのキャッシュされた状態と、データベースインメモリ構 造の「ストア従属」属性を反映する ／＝一度、データベースが新しいＰロックのキャ＝／ ／＝ッシュされた状態を用いて「ストア従属」と＝／ ／＝マークされると、どのデータベースもその後＝／ ／＝の更新には「コミット時強制」方策に従う必＝／ ／＝要はなく、同様に、ページＰロックを用いて＝／ ／＝ページコヒーレンシを管理するか否かを判定＝／ ／＝する必要がない。 ＝／ １６０ａ データベースＰロックをＳＩＸ／ＩＸモードにダウングレードする １６１ データベースダーティページリストラッチを解放する ／＝更新はこのデータベースに対して許可される＝／ ／＝が、ｗｒｉｔｅＩ／Ｏプログレス状態でまだ＝／ ／＝マークされているページには許可されない。＝／ １６２ ＤＯ ＬＯＯＰ ローカルｗｒｉｔｅページリストの各ページに対して １６３ プログレス状態のページｗｒｉｔｅＩ／Ｏをリセットし、そのページを ＣＬＥＡＮページとマークする １６４ このページを更新するのに必要なトランザクションを全てレジュームす る ／＝一度、更新トランザクションがレジュームさ＝／ ／＝れると、そのページを検査する必要がなく、＝／ ／＝しかも、ＤＩＲＴＹでない場合はそのダーテ＝／ ／＝ィページリストにページを付加する必要がな＝／ ／＝い。 ＝／ １６５ ＥＮＤ．

【００８３】

【表５】 （パート１） ２０１ Ｘモードのデータベース「ストア従属」変換ロックを獲得する ／＝このロックを用いてデータベースに対する「＝／ ／＝ストア従属」と「非ストア従属」変換を逐次＝／ ／＝化する。 ＝／ ２０２ ＸモードのデータベースＰロックを獲得する。

【００８４】 ／＝ＬＬＭ／ＧＬＭは（ロック競合に起因して）＝／ ／＝ＤＢＭＳ１ロック終了をトリガし、データベ＝／ ／＝ースＰロックを解放する。ＤＢＭＳ２はＤＢ＝／ ／＝ＭＳ１がデータベースＰロックを解放するま＝／ ／＝で待機することになる。 ＝／ ２０３ 「データベースオープン」ログレコードをｗｒｉｔｅし、ログデータセ ットに強制的にいれ、データベースが「非ストア従属」であることを示 す ／＝ＤＢＭＳはこのログレコードを用いて、デー＝／ ／＝タベースＰロックが紛失されたとき、データ＝／ ／＝ベースが「ストア従属」であったか否かを判＝／ ／＝定する。 ＝／ ２０４ データベースを「非ストア従属」としてマークし、そのＰロックのキャ ッシュされた状態（ｘ）をデータベースインメモリ構造に記録する ／＝ＳＥＳはこのデータベースにより用いられな＝／ ／＝い、このデータベースの更新に対してこのデ＝／ ／＝ータベースに「コミット時非強制」方策を適＝／ ／＝用する。 ＝／ ２０５ データベース「ストア従属」変換ロックを解放する （パート２） ２５１ ＩＦ データベースＰロックがＸモードで保持される ＴＨＥＮ ／＝データベースはＤＢＭＳ１により更新され、＝／ ／＝潜在的には、変更されたページは、ＤＢＭＳ＝／ ／＝１ローカルバッファにまだキャッシングされ＝／ ／＝ている。 ＝／ ２５２ ＤＯ ２５３ ＤＯ ＬＯＯＰ データベースダーティページリストの各ＤＩＲＴＹペ ージに対して ／＝各データベースに対して、ディスクまたはＳ＝／ ／＝ＥＳに外部化されなかったダーティページの＝／ ／＝リストをＤＢＭＳは保持する。 ＝／ ２５４ そのダーティページリストからのこのページを待機解除し、そのページ をローカルｗｒｉｔｅページリストに付加する ／＝ディスクＩ／Ｏ効率を向上させるため、ペー＝／ ／＝ジｗｒｉｔｅがバッチ処理される。 ＝／ ２５５ ＥＮＤ ２５６ ディスクｗｒｉｔｅＩ／Ｏを開始し、全てのページをローカルｗｒｉｔ ｅページリストにｗｒｉｔｅし、全てのＩ／Ｏが完了するまで待機する ２５７ ＥＮＤ ２５８ ＥＬＳＥ ／＝ＰロックがＳモードで保持され、データベー＝／ ／＝スはＤＢＭＳ１により更新されなかった。 ＝／ ２５９ バッファプールをスキャンし、このデータベースに属するキャッシュさ れた全てのページを除去する ／＝一度、ＤＢＭＳ２がそのデータベースの更新＝／ ／＝を開始すると、ＤＢＭＳ１のキャッシュされ＝／ ／＝たページは低位のレベルになることになる。＝／ ２６０ データベースＰロックを解放する ／＝一度、Ｐロックが解放されると、データベー＝／ ／＝スＰロックが再獲得されるまで、そのデータ＝／ ／＝ベースにアクセスすることができない。 ＝／

【００８５】

【表６】 （パート１） ３０１ データベース「ストア従属」変換ロックをＸモードで獲得する ／＝このロックを用いてデータベースに対して「＝／ ／＝ストア従属」および「非ストア従属」を逐次＝／ ／＝化する。 ＝／ ３０２ ＩＸモードのデータベースＰロックを獲得する ／＝ＬＬＭ／ＧＬＭは（ロック競合に起因して）＝／ ／＝ＤＢＭＳ１ロック終了をトリガし、データベ＝／ ／＝ースＰロックをダウングレードする。ＤＢＭ＝／ ／＝Ｓ１がデータベースＰロックをＩＳモードに＝／ ／＝ダウングレードするまで、ＤＢＭＳ２は待機＝／ ／＝することになる。 ＝／ ３０２ａ ＩＦ ＲＳＯＳ＝ＮＵＬＬ データベースＰロックをＸに変更する ３０２ｂ ＩＦ ＲＳＯＳ＝ＩＳ データベースＰロックをＳＩＸに変更する ３０３ 「データベースオープン」ログレコードをｗｒｉｔｅし、強制的にログ データセットにいれ、データベースが「ストア従属」であることを示す ／＝ＤＢＭＳはこのログレコードを用いて、デー＝／ ／＝タベースＰロックが紛失されたとき、データ＝／ ／＝ベースが「ストア従属」であるか否かを判定＝／ ／＝する。 ＝／ ３０４ データベースを「ストア従属」とマークし、そのＰロックのキャッシュ された状態（ＳＩＸ）をデータベースインメモリ構造に記録する。

【００８６】 ３０５ デーベース「ストア従属」変換ロックを解放する。

【００８７】 （パート２） ３５１ データベースインメモリ構造をマークし、そのデータベースが今「スト ア従属」であり、しかも、そのデータベースＰロック状態がＩＳである ことを示す ／＝Ｐロック状態をＩＳで保持し、データベース＝／ ／＝をｒｅａｄ ｏｎｌｙアクセスモードのまま＝／ ／＝にしておくことになる。 ＝／ ３５２ データベースＰロックをＳからＩＳにダウングレードする

【００８８】

【表７】 ４０１ ＳモードのデータベースＬロック（すなわち、トランザクションロック ）を獲得し静止させ、トランザクションがこのデータベースを更新する のを防止する。

【００８９】 ４０２ ＤＯ ＬＯＯＰ ＳＥＳのこのデータベースに対して変更された全ての ページに対して ４０３ ＳＥＳに通知して、このデータベースに対する変更されたページの第１ ／第２セットのページ名を検索する ／＝ＳＥＳはＳＥＳの変更された全てのページの＝／ ／＝名前を検索する特殊プロトコルをデータベー＝／ ／＝スに供給する。フィードバック名前領域サイ＝／ ／＝ズが制限されているので、ＤＢＭＳはＳＥＳ＝／ ／＝を複数回呼び出し、変更されたページを全て＝／ ／＝検索しなければならないかもしれいない。 ＝／ ４０４ ＩＦ 変更されたページがない ＴＨＥＮ ／＝ＳＥＳにはこのデータベースに対して変更さ＝／ ／＝れたページがないか（第１呼び出し）、変更＝／ ／＝されたページが全て既にこのプロセスにより＝／ ／＝キャストアウトされる（第２の呼び出し）か＝／ ／＝のいずれかである。 ＝／ ４０５ ＧＯ ＴＯ Ｔ２Ｌ１ ／＝変更されたページが全て既にディスクにキャ＝／ ／＝ストアウトされていた。 ＝／ ４０６ ＤＯ ＬＯＯＰ ＳＥＳから検索された変更された全てのページ ４０７ ＳＥＳに通知して、ページＰに対してＲｅａｄ−Ｆｏｒ−Ｃａｓｔｏｕ ｔをパフォームする ／＝ＳＥＳのページＰをキャストアウト保留状態＝／ ／＝とマークし、データをＳＥＳからキャストア＝／ ／＝ウトバッファに転送する。 ＝／ ４０８ ページＰをキャストアウトバッファからディスクにｗｒｉｔｅする ４０９ ＳＥＳに通知し、Ｕｎｌｏｃｋ−ｃａｓｔｏｕｔ−Ｌｏｃｋをパフォー ムする ／＝ページＰに対するキャストアウト保留をリセ＝／ ／＝ットする。 ＝／ ４１０ ＥＮＤ ４１１ ＥＮＤ． ４１２ Ｔ２Ｌ１： ４２３ ＳＥＳに通知し、ＳＥＳからそのデータベースの全てのページを除去す る ／＝一度、データベースが「非ストア従属」に変＝／ ／＝換されると、このデータベースに対する任意＝／ ／＝のページをキャッシングすべきではない。 ＝／ ４１４ 「データベース変換」ログレコードをｗｒｉｔｅし、そのデータベース が今「非ストア従属」であることを示す ／＝ＤＢＭＳはこのログレコードを用いて、デー＝／ ／＝タベースＰロックが紛失されたとき、データ＝／ ／＝ベースが「ストア従属」であるか否かを判定＝／ ／＝する。 ＝／ ４１５ ＩＦ データベースクローズ実行可能 ＴＨＥＮ ／＝このプロセスはデータベースクローズ要求の＝／ ／＝ためにトリガされる。 ＝／ ４１６ ローカルバッファプールからページを除去することによりデータベース をクローズし、データベースＰロックを解除する ４１７ ＥＬＳＥ ／＝最後に更新しているシステムによりトリガさ＝／ ／＝れ、データベースＰロックのキャッシュされ＝／ ／＝た状態をＸにアップグレードする。 ＝／ ４１８ データベースＰロックモードをＸに変更し、インメモリ構造のデータベ ースをセットし、「非ストア従属」であり、しかも、そのキャッシュさ れた状態が”Ｘ”であることを示す ４１９ データベースＬロックを解放する

【００９０】

【表８】 ５０１ 障害時にＳＥＳを用いている全ての「ストア従属」データベースに対し てＬＬＭ／ＧＬＭを照会する ／＝ＤＢＭＳはそのデータベースＰロックが全て＝／ ／＝の「ストア従属」データベースに対してＳＩ＝／ ／＝Ｘ／ＩＸモードで保持されることを確認する＝／ ／＝。また、データベースＰロック名は識別子を＝／ ／＝有し、その識別子により、ＤＢＭＳは所定の＝／ ／＝ＳＥＳに関連するデータベースＰロックを照＝／ ／＝会することができる。 ＝／ ５０２ 「ストア従属」であるデータベースに対して「回復保留」をセットする ／＝一度、データベースが回復保留とマークされ＝／ ／＝ると、回復されるまで利用が不可能である。＝／ ／＝論理データ回復オペレーションであり、デー＝／ ／＝タベースの現ディスクコピーに対してＤＢＭ＝／ ／＝Ｓログのみを適用する必要があることになる＝／ ／＝ことに注意すべきである。 ＝／ 以上、本発明を特に実施例を参照して説明したが、本発
明の精神および範囲を逸脱することなく、形式および詳
細を変更することができることは、当業者にとって当然
のことである。

【００９１】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
上記のように構成したので、ＤＢＳＤベースの外部記憶
に共用アクセスし、かつ、高速電子キャッシュに共用ア
クセスする多重ＤＢＭＳ環境において、データのコヒー
レンシを維持することができ、その上、全域ロッキング
のオーバヘッドを軽減することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明がオペレートする多重システム環境を示
すブロック図である。

【図２】本発明に係る方法における本質的なステップを
示す流れ図である。

【図３】図１に示すシステムに保持されたロック表を示
す図である。

【図４】図１に示すシステムに保持されたロック表を示
す図である。

【図５】本発明実施例のバッファマネージャにより管理
されるデータ構造を示すブロック図である。

【図６】本発明に係るデータベースの第１の更新を示す
エントリを有するＤＢＭＳログを示す図である。

【図７】本発明に係る１つのＤＢＭＳにおいて、システ
ム間インタレストを確立し、保持し、変更することが要
求される処理ステップを示す流れ図である。

【図８】別のＤＢＭＳによりデータベースへのアクセス
要求に起因してシステム間インタレストが変更されるこ
とに応答して、１つのＤＢＭＳがそのデータベースロッ
クのモードを変更するときに実行されるＤＢＭＳ処理ス
テップを示す流れ図である。

【符号の説明】

１，２ プロセッサ １０，２０ データベース管理システム １１，２１ ローカルロックマネージャ １２，２２ バッファマネージャ １３，２３ ローカルバッファ １４，２４ アプリケーション ３０ 外部記憶 ３２ 高速ストアインキャッシュ ３３ 大域ロックマネージャ ３６，３７ ログ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ティナ ルイーズ マサタニ アメリカ合衆国 95123 カリフォルニア 州 サン ノゼ ギフリーダ アヴェニュ ー 533ビー (72)発明者 チャンドラセカラン モハン アメリカ合衆国 95120 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 インダーパル エス． ナラン アメリカ合衆国 95070 カリフォルニア 州 サラトガ セラ オークス コート 13778 (72)発明者 ジェイムズ ズ−チア テン アメリカ合衆国 95120 カリフォルニア 州 サン ノゼ マッコール ドライブ 6964

Claims (12)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のデータベース管理システム（ＤＢ
   ＭＳ）と、 該ＤＢＭＳに接続された直接アクセス記憶装置であっ
   て、１つ以上のデータベースを記憶する直接アクセス記
   憶装置と、 前記ＤＢＭＳに接続された共用ストアであって、前記複
   数のＤＢＭＳにより高速アクセスするためデータを一時
   的に記憶するための共用ストアとを含むデータベースシ
   ステムにおいて、 前記ＤＢＭＳは１つ以上のデータベースからのデータを
   トランザクションに供給しデータベース処理を行い、 前記複数のＤＢＭＳに関してデータベースのコヒーレン
   シを保持する方法であって、 （１）指定されたデータベースからのデータの更新を任
   意の他のＤＢＭＳに要求するトランザクション要求がな
   い場合、指定されたデータベースからのデータを第１Ｄ
   ＢＭＳに要求する第１トランザクション要求に応答し
   て、 （１ａ）前記第１ＤＢＭＳにて、前記直接アクセス記憶
   装置からデータを獲得するステップと、 （１ｂ）前記第１ＤＢＭＳにて前記データに対してトラ
   ンザクションオペレーションを実行するステップと、 （２）前記指定されたデータベースのデータ更新を第２
   ＤＢＭＳに要求する第３トランザクション要求に実質的
   に並行して、前記指定されたデータベースからのデータ
   を第１ＤＢＭＳに要求する第２トランザクション要求が
   行われると、この第２トランザクション要求に応答し
   て、 （２ａ）前記第１ＤＢＭＳにて、前記データが共用スト
   アにある場合は、該共用ストアからデータを獲得し、な
   い場合は、前記直接アクセス記憶装置からデータを獲得
   するステップと、 （２ｂ）前記第２ＤＢＭＳにてデータに対する前記第３
   トランザクション要求を実行しかつコミットするステッ
   プと、 （２ｃ）前記トランザクションオペレーションに同期し
   て、前記データを前記共用ストアに書き込むステップと
   を備えたことを特徴とする方法。
2. 【請求項２】 前記ステップ（２）において、前記第２
   トランザクション要求は前記指定されたデータベースの
   データを更新する要求であり、前記ステップ（２ａ）−
   （２ｃ）は、（２ａｉ）まず、前記第１ＤＢＭＳに対し
   て、前記指定されたデータベースのデータオブジェクト
   を排他的にロッキングするステップと、（２ａｉｉ）つ
   いで、前記データオブジェクトが前記共用ストアにある
   場合、前記共用ストアから前記データオブジェクトを獲
   得し、前記データオブジェクトが前記共用ストアにない
   場合、前記直接アクセス記憶装置からデータオブジェク
   トを獲得するステップと、（２ｂ）さらに、前記第１Ｄ
   ＢＭＳの前記データに対して前記第２トランザクション
   要求を実行しコミットするステップと、（２ｃｉ）ま
   ず、前記第１ＤＢＭＳの前記トランザクション更新オペ
   レーションのコミットに同期して、前記データオブジェ
   クトを前記共用記憶装置に書き込むステップと、（２ｃ
   ｉｉ）ついで、前記データオブジェクトをロック解除す
   るステップとを含むことを特徴とする請求項１に記載の
   方法。
3. 【請求項３】 前記ステップ（１）は、（１ｂｉ）前記
   第１ＤＢＭＳの前記データに対して更新オペレーション
   を実行するステップと、（１ｂｉｉ）前記第１ＤＢＭＳ
   の前記トランザクションオペレーションをコミットする
   ステップと、（１ｃ）前記トランザクションオペレーシ
   ョンのコミットに同期して、前記直接アクセス記憶装置
   に前記データを書き込むステップとを含むことを特徴と
   する請求項１に記載の方法。
4. 【請求項４】 前記ステップ（２）は、前記第２ＤＢＭ
   Ｓのデータの更新を他の全てのＤＢＭＳに通知するステ
   ップをさらに含むことを特徴とする請求項１に記載の方
   法。
5. 【請求項５】 複数のデータベース管理システム（ＤＢ
   ＭＳ）と、 該ＤＢＭＳに接続された直接アクセス記憶装置であっ
   て、１つ以上のデータベースを記憶する直接アクセス記
   憶装置と、 前記ＤＢＭＳに接続された共用ストアであって、前記複
   数のＤＢＭＳにより高速アクセスするためデータを一時
   的に記憶するための共用ストアとを含むデータベースシ
   ステムにおいて、 前記複数のＤＢＭＳに関してデータベースのコヒーレン
   シを保持する方法は、 指定されたデータベースからのデータを獲得する第１Ｄ
   ＢＭＳに排他的アクセスを認可する第１認可ステップ
   と、 前記第１ＤＢＭＳにて、前記排他的アクセスの間、前記
   直接アクセス記憶装置からデータを獲得する獲得ステッ
   プと、 前記第１ＤＢＭＳのデータに対してトランザクションオ
   ペレーションを実行する実行ステップと、 前記排他的アクセスの間、前記指定されたデータベース
   への第２ＤＢＭＳからのアクセス要求を生成する生成ス
   テップと、 前記第２ＤＢＭＳからの要求に応答して、前記指定され
   たデータベースの更新されたデータを、前記第１ＤＢＭ
   Ｓから前記直接アクセス記憶装置に書き込み、しかも、
   前記指定されたデータベースの更新されていないデータ
   を前記第１ＤＢＭＳから全て除去する除去ステップと、 前記第２ＤＢＭＳに前記指定されたデータベースへのア
   クセスを認可する第２認可ステップとを備えたことを特
   徴とする方法。
6. 【請求項６】 前記第２認可ステップは、前記第２デー
   タベースへの共用アクセスを認可し、前記指定されたデ
   ータベースを更新するステップを含み、さらに、 前記第１ＤＢＭＳへのアクセスを共用アクセスに変更す
   る変更ステップと、 前記第２ＤＢＭＳにて、前記指定されたデータベースの
   データを前記共用記憶装置に書き込む書き込みステップ
   と、 前記第１および第２ＤＢＭＳにて、前記指定されたデー
   タベースのデータを、前記共用記憶装置から獲得し、該
   共用記憶装置にデータがない場合は前記直接アクセス記
   憶装置から獲得する獲得ステップとを備えたことを特徴
   とする請求項５に記載の方法。
7. 【請求項７】 前記第２データベースからの要求を生成
   するステップの前に、 前記直接アクセス記憶装置からデータを獲得する前記獲
   得ステップは、前記指定されたデータベースのページを
   該ページをロッキングせずに獲得するステップを含み、 トランザクションを実行する前記ステップは前記ページ
   を更新するステップを含み、 前記方法は、更新されたページを前記第１ＤＢＭＳから
   前記直接アクセス記憶装置に戻すステップを含むことを
   特徴とする請求項５に記載の方法。
8. 【請求項８】 前記第２認可ステップは、共用アクセス
   を前記データベースに認可し、前記指定されたデータベ
   ースからページを読み取るステップを含み、さらに、 前記第１ＤＢＭＳのアクセスを共用アクセスに変更する
   ステップと、 前記第１ＤＢＭＳにて、前記指定されたデータベースの
   ページを前記ページをロッキングせずに獲得するステッ
   プと、 前記第１ＤＢＭＳにて前記ページを更新し、その更新さ
   れたページを前記共用ストアに書き込むステップと、 前記第２ＤＢＭＳにて、前記指定されたデータベースの
   ページを前記共用ストアから獲得し、該共用ストアにそ
   のページがない場合は前記直接アクセス記憶装置から獲
   得するステップとを含むことを特徴とする請求項５に記
   載の方法。
9. 【請求項９】 前記第２ＤＢＭＳにて、前記指定された
   データベースにアクセスを放棄するステップと、 前記第１ＤＢＭＳのアクセスを排他的アクセスに変更す
   るステップと、 前記第１ＤＢＭＳにて、前記排他的アクセスの間、前記
   直接アクセス記憶装置からデータを獲得するステップと
   を含むことを特徴とする請求項６に記載の方法。
10. 【請求項１０】 複数のデータベース管理システム（Ｄ
    ＢＭＳ）と、 該ＤＢＭＳに接続された直接アクセス記憶装置であっ
    て、１つ以上のデータベースを記憶する直接アクセス記
    憶装置と、 前記ＤＢＭＳに接続された共用ストアであって、前記複
    数のＤＢＭＳにより高速アクセスするためデータを一時
    的に記憶するための共用ストアと、 単調に増加する順序でトランザクションレコードが書き
    込まれる各ＤＢＭＳに対するログ機構と、 ロッキングプロシージャによりデータベースへのアクセ
    スを認可し、そのロッキングプロージャにて、指定され
    たデータベースに対するロックが要求ＤＢＭＳに認可さ
    れるロッキング機構とを含み、 前記ロックは、 単一のＤＢＭＳが前記指定されたデータベースのデータ
    資源を更新する第１モードと、 ２つ以上のＤＢＭＳにアクセスが認可され、前記指定さ
    れたデータベースのデータ資源を更新する第２モードと
    を指示するように調整され、 前記共用ストアの障害に応答して前記指定されたデータ
    ベースを回復する方法は、 （ａ）前記第１モードで前記ロックを保持する第１ＤＢ
    ＭＳにて、前記指定されたデータベースの更新を前記直
    接アクセス記憶装置に書き込むステップと、 （ｂ）前記第１ＤＢＭＳに第２ＤＢＭＳによる要求を通
    知し、前記指定されたデータベースを更新するステップ
    と、 （ｃ）前記第１ＤＢＭＳにて、前記通知に応答して、 前記指定されたデータベースが、該指定されたデータベ
    ースに対する更新が前記直接アクセス記憶装置に書き込
    まれる非ストア従属状態から、前記指定されたデータベ
    ースに対する更新が前記共用ストアに書き込まれるスト
    ア従属状態に変換することを表すデータベース変換ログ
    レコードを書き込み、 前記直接アクセス記憶装置にまだ書き込まれない前記指
    定されたデータベースの更新を全て前記直接アクセス記
    憶装置に書き込み、 前記ロックを前記第２モードにダウングレードするステ
    ップと、 （ｄ）前記第２ＤＢＭＳにて、前記第２モードの前記ロ
    ックを獲得し、しかも、前記指定されたデータベースを
    更新するステップと、 （ｅ）前記第１および第２ＤＢＭＳにて、前記指定され
    たデータベースの更新を全て前記共用ストアに書き込む
    ステップと、 （ｆ）前記共用ストアに障害があるとき、前記ロックの
    モードを検査し、しかも、 前記ロックの第２モードに応答して、前記指定されたデ
    ータベースがストア従属であるとマークし、 前記ＤＢＭＳのログのトランザクションレコードを用い
    て、前記指定されたデータベースを回復し、 回復が完了するまで、前記指定されたデータベースへの
    アクセスを前記ストア従属マーキングに応答して停止す
    るステップとを含む方法。
11. 【請求項１１】 前記共用ストアと前記ロッキング機構
    に障害があるとき、前記ステップ（ｆ）に替えて、 全てのＤＢＭＳのログにストア従属エントリがあるか否
    かを検査するステップと、 前記指定されたデータベースに対するストア従属エント
    リに応答して、前記指定されたデータベースがストア従
    属であるとマーキングするステップと、 前記ＤＢＭＳのログのトランザクションレコードを用い
    て前記指定されたデータベースを回復するステップと、 回復が完了するまで、前記ストア従属マーキングに応答
    して、回復処理の間、前記指定されたデータベースへの
    アクセスを停止するステップとを実行することを特徴と
    する請求項１０に記載の方法。
12. 【請求項１２】 前記共用ストアの障害の前に、 前記第２モードのロックを複数のＤＢＭＳに認可し、前
    記指定されたデータベースを更新し、ついで、他の単一
    のＤＢＭＳが前記第２モードのロックを保持するまで、
    前記ロックを複数のＤＢＭＳにて放棄するステップと、 前記他の単一のＤＢＭＳにて、前記共用ストアにある前
    記指定されたデータベースに対する更新を全て前記直接
    アクセス記憶装置に書き込み、それらの更新を前記共用
    ストアから除去し、前記指定されたデータベースがスト
    ア従属から非ストア従属に変更されたことを表すデータ
    ベース変換ログレコードを書き込み、前記他の単一ＤＢ
    ＭＳが前記指定されたデータベースを更新する前記第１
    モードに、前記ロックをアップグレードするステップと
    を含み、 前記ステップ（ｆ）は、 前記共用ストアに障害があったとき、前記ロックのモー
    ドを検査し、しかも、前記ロックの前記第１ロックに応
    答して、前記指定されたデータベースを非ストア従属と
    マークし、ストア従属である任意のデータベースを回復
    し、該回復処理の間に前記指定されたデータベースへの
    アクセスを許可し、 他方、前記共用ストアに障害がないとき、ＤＢＭＳのロ
    グにデータベース変換ログレコードがあるか否かを検査
    し、前記指定されたデータベースがストア従属から非ス
    トア従属状態に変化したことを表すデータベース変換ロ
    グレコードに応答して、前記指定されたデータベースを
    非ストア従属とマークし、ストア従属データベースを全
    て回復し、前記指定されたデータベースへのアクセスを
    回復する間に許可するステップを含むことを特徴とする
    請求項１０に記載の方法。