JPH0765031A - 重複分散データベースを持つ情報処理システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】オリジナルとレプリカの区別のない重複データ
を対象とした更新が、複数のクライアント計算機からの
要求に応じて、専用のサーバ計算機にて同時並行的に且
つ矛盾なく実行できるようにする。 【構成】クライアント計算機４-1〜４-4からサーバ計算
機５に対して検索キー値を条件句に含むＳＱＬが送られ
ると、このサーバ計算機５は、同ＳＱＬ中のキー値と分
散管理テーブル５２をもとにアクセスすべき重複データ
の存在するサーバ計算機３-i（ｉは１〜３のうちの１つ
或いは複数）を特定すると共に、対応するＳＱＬ待ち行
列エントリを生成して当該キー値に対応するアクセス要
求管理テーブル５３上の待ち行列につなぎ、その待ち行
列エントリが実行可能となった場合には、対応するＳＱ
Ｌを上記特定した各サーバ計算機３-i毎のＳＱＬに分解
して、この各サーバ計算機３-iで同時並行的に実行させ
る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は、データが検索キーの
値の範囲により重複して複数のサーバ計算機に分散して
格納された重複分散データベースを持つ情報処理システ
ムに係り、特に同一のデータを複数のサーバ計算機に重
複して配置する場合に、その複数の重複データの更新の
整合性を矛盾なく行うのに好適な重複分散データベース
更新方式に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、データが検索キーの値の範囲によ
り部分的に或いは完全に重複してネットワーク上の複数
のサーバ計算機に分散して格納された重複分散データベ
ースを持つ環境（以下、分散データ環境と称する）にお
いて、重複データの更新は、重複分散データベースをア
クセスするクライアント計算機が、同計算機上のアプリ
ケーションプログラムに従って逐一実行するのが一般的
であった。

【０００３】重複データには、一般にオリジナルとレプ
リカ（複製）の２種類が存在する。ここで、オリジナル
に対する更新は、ユーザにとっては、即座に全てのレプ
リカに反映されることが好ましい。

【０００４】ところが従来は、クライアント計算機上で
動作するアプリケーションプログラムには、同計算機か
ら即時更新を簡易的に或いは自動的に実行する方式が提
供されておらず、一定期間を経てから反映するといった
方式が提供されるだけであった。

【０００５】この一定期間経過後に自動的に更新が反映
される方式では、オリジナルとレプリカという２種類を
識別し、オリジナルが更新されたなら、それが全てのレ
プリカに一定時間後に反映される第１の手続きと、これ
とは逆にレプリカの１つが更新されたならば、それがオ
リジナルに自動的に反映される第２の手続きとが、それ
ぞれ個別に適用されていた。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】上記したように重複分
散データベースを持つ従来の情報処理システムでは、重
複データの更新が即時に反映されなかった。また、従来
の情報処理システムでは、この時間遅れのために、その
間に障害が発生すると、一方の重複データは更新できて
も他方は更新できずに、結果的に重複データ間で矛盾を
生じるという問題もあった。更に、オリジナルとレプリ
カとを識別し、その識別結果に応じて重複データの更新
を他の関連するデータに反映させる方式のため、クライ
アント計算機は、オリジナルに対する更新の場合とレプ
リカに対する更新の場合では異なる手続きを実行しなけ
ればならず、その手続き実行のためのアプリケーション
プログラムの開発効率やシステム運用効率の観点から複
雑性を増加させるという問題もあった。

【０００７】この発明は上記事情を考慮してなされたも
のでその目的は、オリジナルとレプリカの区別のない重
複データを対象とした更新が、複数のクライアント計算
機からの要求に応じて、専用のサーバ計算機にて同時並
行的に且つ矛盾なく実行でき、クライアント計算機上で
動作するアプリケーションプログラムの簡略化が図れる
重複分散データベースを持つ情報処理システムを提供す
ることにある。

【０００８】

【課題を解決するための手段】この発明は、データが検
索キーの値の範囲により部分的に或いは完全に重複して
分散されて格納される重複分散データベースと、この重
複分散データベースをアクセスするために、条件句に検
索キー値を含む問い合わせを行う複数のクライアント計
算機と、重複分散データベースを構成する局所データベ
ースを持つ複数の第１のサーバ計算機と、上記各クライ
アント計算機からの上記問い合わせを受けて、重複分散
データベースへのアクセスを集中制御する第２のサーバ
計算機（分散データベース制御サーバ計算機）とを備え
た重複分散データベースを持つ情報処理システムを提供
するもので、上記第２のサーバ計算機に、アクセスすべ
き重複データの存在する第１のサーバ計算機をキー値の
範囲をもとに特定するのに必要な情報を管理するための
分散管理テーブルと、上記複数のクライアント計算機か
らの各問い合わせを同問い合わせ中の検索キー値毎に直
列化して待ち行列により管理するためのアクセス要求管
理テーブルとを設け、この第２のサーバ計算機は、クラ
イアント計算機からの上記問い合わせを受信した際に
は、同問い合わせ中の検索キー値及び上記分散管理テー
ブルをもとに、アクセスすべき重複データの存在する全
ての第１のサーバ計算機を特定し、同問い合わせを、同
問い合わせ中の検索キー値に対応するアクセス要求管理
テーブル上の上記待ち行列につなぐと共に、同問い合わ
せの実行が可能となった場合には、同問い合わせを、上
記特定した各第１のサーバ計算機個々の問い合わせに分
解して、この各第１のサーバ計算機で同時並行的に実行
させるようにしたことを特徴とするものである。

【０００９】

【作用】上記の構成において、第２のサーバ計算機（分
散データベース制御サーバ計算機）が有する分散管理テ
ーブルは、アクセスすべき重複データの存在する第１の
サーバ計算機をキー値の範囲をもとに特定するのに必要
な情報を管理するのに用いられており、同テーブルの各
エントリは、例えば、複数の第１のサーバ計算機が持つ
各局所データベースをまとめて１つの論理的な分散デー
タベースとして扱うための大域データベースを示す大域
データベース名、複数の第１のサーバ計算機が持つ各局
所データベースに格納される局所表をまとめて１つの論
理的な表として扱うための大域表を示す大域表名、この
大域表の検索キーであるキー列を示すキー列名、上記キ
ー列の上／下限値、この上／下限値で示される範囲のキ
ー値を持つレコード群が格納されている第１のサーバ計
算機を示すサーバ名、この第１のサーバ計算機内の局所
データベースを示す局所データベース名、及びこの局所
データベース内の局所表を示す局所表名の各属性から構
成される。

【００１０】さて、クライアント計算機は、重複分散デ
ータベースをアクセスする必要がある場合には、大域デ
ータベース名、大域表名、キー列名及びキー値を含む条
件句を持つ、問い合わせ（データベース問い合わせ）用
のデータベース言語であるＳＱＬを発行し、第２のサー
バ計算機に送信する。

【００１１】第２のサーバ計算機は、クライアント計算
機からのＳＱＬを受信すると、同ＳＱＬ中の条件句から
大域データベース名、大域表名、キー列名及びキー値を
取り出して、これに適合する分散管理テーブル内の各エ
ントリをサーチし、このキー値を持つレコードが存在す
る局所表を含む局所データベースを持つ第１のサーバ計
算機を特定すると共に、同ＳＱＬに対応するＳＱＬ待ち
行列エントリを生成して、同ＳＱＬ中のキー値に対応し
た、アクセス要求管理テーブル上の待ち行列につなぐ。
このキー値に対応した待ち行列が存在しない場合には、
当該ＳＱＬ待ち行列エントリが先頭エントリとなる。こ
のようにして、各クライアント計算機からの各ＳＱＬに
対応したＳＱＬ待ち行列エントリが、各ＳＱＬ中のキー
値毎に直列化される。

【００１２】第２のサーバ計算機は、アクセス要求管理
テーブル上のＳＱＬ待ち行列エントリの実行が可能にな
ると、対応するＳＱＬを、そのアクセス対象となる重複
データが格納されている、上記特定した各第１のサーバ
計算機に対するＳＱＬにそれぞれ分解し、その分解した
ＳＱＬを、それぞれ対応する第１のサーバ計算機に送信
する。

【００１３】第２のサーバ計算機から分解されたＳＱＬ
が送信された各第１のサーバ計算機は、そのＳＱＬを受
信すると、そのＳＱＬに従うデータベースアクセスを同
時並行的に実行する。

【００１４】このようにして、オリジナルとレプリカの
区別のない重複データを対象とした各クライアント計算
機からの問い合わせ要求、例えば更新要求を、同時並行
的に且つ矛盾なく実行することが可能となる。

【００１５】

【実施例】以下、この発明の一実施例を図面を参照して
説明する。図１は、この発明の一実施例に係る重複分散
データベースを持つ情報処理システムの全体構成を示す
ブロック図である。

【００１６】同図において、１，２はネットワークであ
る。ネットワーク１には、例えば３台のサーバ計算機３
-1〜３-3が接続され、ネットワーク２には、データがサ
ーバ計算機３-1〜３-3に分散して格納されている後述す
る重複分散データベース３０をアクセスする、例えば４
台のクライアント計算機４-1〜４-4が接続されている。
サーバ計算機３-1〜３-3（を識別するため）のサーバ名
（サーバ計算機名）は“Ｓ１”〜“Ｓ３”であり、クラ
イアント計算機４-1〜４-4（を識別するため）のクライ
アント名（クライアント計算機名）は“Ｃ１”〜“Ｃ
４”である。

【００１７】サーバ計算機３-1〜３-3は、局所データベ
ース（以下、局所ＤＢと称する）３１-1〜３１-3と、こ
の局所ＤＢ３１-1〜３１-3を管理する局所データベース
管理システム（以下、局所ＤＢＭＳと称する）３２-1〜
３２-3とを有している。局所ＤＢ３１-1〜３１-3は、ま
とめて１つの論理的な分散データベース（以下、重複分
散データベースと称する）３０を構成する。

【００１８】局所ＤＢ３１-1〜３１-3は局所表（局所テ
ーブル）としての例えば社員表（社員テーブル）３１０
-1〜３１０-3を含んでいる。局所ＤＢ３１-1〜３１-3
（を識別するため）の局所ＤＢ名は“ＬＤＢ＃１”〜
“ＬＤＢ＃３”であり、社員表３１０-1〜３１０-3（を
識別するため）の局所表名は“社員表＃１”〜“社員表
＃３”である。

【００１９】図２は、サーバ計算機３-1〜３-3の局所Ｄ
Ｂ３１-1〜３１-3に分散されている論理社員表２０を示
す。図２に示した論理社員表２０は、社員番号２１、氏
名２２、所属２３及び給与２４の４つの列（欄）からな
る。また論理社員表２０には、複数の社員レコードが存
在しており、３つのサーバ計算機３-1〜３-3の局所ＤＢ
３１-1〜３１-3に分散され且つ重複して格納されてい
る。

【００２０】図２の例では、サーバ計算機３-1の局所Ｄ
Ｂ３１-1内の社員表３１０-1は論理社員表２０の完全重
複である。またサーバ計算機３-2の局所ＤＢ３１-2内の
社員表３１０-2と、サーバ計算機３-3の局所ＤＢ３１-3
内の社員表３１０-3は、論理社員表２０の部分重複であ
る。具体的には、社員番号“０６００”のレコード２５
は、サーバ計算機３-1の社員表３１０-1とサーバ計算機
３-2の社員表３１０-2に重複して格納されている。一
方、社員番号“３９００”のレコード２６は、サーバ計
算機３-1の社員表３１０-1とサーバ計算機３-3の社員表
３１０-3に重複して格納されている。

【００２１】再び図１を参照すると、ネットワーク１，
２間には、分散データベース制御サーバ計算機５が接続
されている。このサーバ計算機５は、クライアント計算
機４-1〜４-4からのデータベースアクセス要求を受け
て、重複分散データベース３０へのアクセスの集中制御
を司る。この制御は、分散データベース制御サーバプロ
グラム５１に従って行われる。

【００２２】サーバ計算機５は、分散管理テーブル５２
と、アクセス要求管理テーブル５３とを有している。分
散管理テーブル５２は、図３に示すように、大域ＤＢ名
５２１、大域表名５２２、キー列名５２３、キー値下限
５２４、キー値上限５２５、サーバ名５２６、局所ＤＢ
名５２７及び局所表名５２８の８つの属性から構成され
る。

【００２３】大域ＤＢ名５２１は、サーバ計算機３-1内
の局所ＤＢＭＳ３２-1が管理する局所ＤＢ３１-1、サー
バ計算機３-2内の局所ＤＢＭＳ３２-2が管理する局所Ｄ
Ｂ３１-2、及びサーバ計算機３-3内の局所ＤＢＭＳ３２
-3が管理する局所ＤＢ３１-3から構成される複数の局所
ＤＢをまとめて大域データベース（大域ＤＢ）としての
１つの論理的な分散データベース（以下、大域ＤＢと称
する）として扱うために付与された名称を示す。

【００２４】大域表名５２２は、大域ＤＢ内の社員を示
す表（大域表）に付与された名称を示す。キー列名５２
３は、大域表の検索キーであるキー列に付与された名称
を示す。

【００２５】キー値下限５２４はキー列の値の下限を示
し、キー値上限５２５はキー列の値の上限を示す。サー
バ名５２６は、キー値下限５２４とキー値上限５２５の
示す範囲のキー値を持つレコード群が格納されている
（局所ＤＢを持つ）サーバ計算機３-i（ｉ＝１〜３）の
サーバ名を示す。

【００２６】局所ＤＢ名５２７は、そのサーバ計算機３
-i内の局所ＤＢ３１-iに付与された名称を示す。局所表
名５２８は、その局所ＤＢ３１-i内の表に付与された名
称を示す。

【００２７】本実施例では、３つのサーバ計算機３-1〜
３-3が存在するため、図３に示した分散管理テーブル５
２には、３つの分散管理エントリ５２０-1〜５２０-3が
登録されている。

【００２８】さて、最初の分散管理エントリ５２０-1
は、大域ＤＢ名“ＧＤＢ＃１”、大域表名“社員表”、
キー列名“社員番号”、キー値下限“０００１”、キー
値上限“４０００”、サーバ名“Ｓ１”、局所ＤＢ名
“ＬＤＢ＃１”、局所表名“社員表＃１”を保持するこ
とにより、重複分散データベース３０の名称が“ＧＤＢ
１”であり、その中に格納されている論理的な表の名称
が“社員表であり、その社員表のキー列の名称が“社員
番号”であり、この社員表のキー値の下限が“０００
１”、上限が“４０００”という範囲の社員表のレコー
ドの全てが、名称“Ｓ１”のサーバ計算機３-1内の局所
ＤＢ名“ＬＤＢ＃１”の局所ＤＢ３１-1内の、局所表名
“社員表＃１”の社員表３１０-1に格納されているとい
うことを示す。

【００２９】他の２つの分散管理エントリ５２０-2，５
２０-3も同様であり、キー値の範囲が“０００１”から
“２０００”の社員表のレコードは、名称“Ｓ１”のサ
ーバ計算機３-2内の局所ＤＢ名“ＬＤＢ＃２”の局所Ｄ
Ｂ３１-2内の、局所表名“社員表＃２”の社員表３１０
-2に格納されていることを示し、キー値の範囲が“２０
０１”から“４０００”の社員表のレコードは、名称
“Ｓ３”のサーバ計算機３-3内の局所ＤＢ名“ＬＤＢ＃
３”の局所ＤＢ３１-3内の、局所表名“社員表＃３”の
社員表３１０-3に格納されていることを示している。

【００３０】分散管理テーブル５２は、分散データベー
ス制御サーバ計算機５が、クライアント計算機４-1〜４
-4からのデータベースアクセス要求をデータベース言語
であるＳＱＬ（Structured Query Language ）の形式で
受け付けた場合に、当該ＳＱＬの条件句中に含まれる検
索キーの値により、当該ＳＱＬをいずれのサーバ計算機
３-iに送ればよいかを決定し、当該ＳＱＬをそのサーバ
計算機３-iの環境（局所ＤＢ名、局所表名）に合わせて
分解するために使用される。この詳細については後述す
る。

【００３１】図４は、クライアント計算機４-1から、重
複分散データベース３０をアクセスするために、分散デ
ータベース制御サーバ計算機５に対して発行される、表
の更新を指定する更新ＳＱＬ４１の一例と、その更新Ｓ
ＱＬ４１を分散管理テーブル５２に従って分解すること
により求められる、サーバ計算機３-1に対する更新ＳＱ
Ｌ４１-1とサーバ計算機３-2に対する更新ＳＱＬ４１-2
とを対比して示す。ここで、ＳＱＬの構文は、基本的に
は、処理のタイプ、処理の対象、及び処理の条件を示す
３つの句から構成される。

【００３２】図４の例では、更新ＳＱＬ４１は、大域Ｄ
Ｂ名“ＧＤＢ＃１”の大域表名“社員表”の社員番号が
“０６００”のレコードの所属を（“総務”から）“生
産”に更新（ＵＰＤＡＴＥ）することを指示する。

【００３３】また更新ＳＱＬ４１-1は、局所ＤＢ名“Ｌ
ＤＢ＃１”の局所表名“社員表＃１”の社員番号が“０
６００”のレコードの所属を（“総務”から）“生産”
に更新することを指示する。同様に更新ＳＱＬ４１-2
は、局所ＤＢ名“ＬＤＢ＃２”の局所表名“社員表＃
２”の社員番号が“０６００”のレコードの所属を
（“総務”から）“生産”に更新することを指示する。

【００３４】図５は、クライアント計算機４-2から、重
複分散データベース３０をアクセスするために、分散デ
ータベース制御サーバ計算機５に対して発行される、表
の更新を指定する更新ＳＱＬ４２の一例と、その更新Ｓ
ＱＬ４２を分散管理テーブル５２に従って分解すること
により求められる、サーバ計算機３-1に対する更新ＳＱ
Ｌ４２-1とサーバ計算機３-2に対する更新ＳＱＬ４２-2
とを対比して示す。

【００３５】図５の例では、更新ＳＱＬ４２は、大域Ｄ
Ｂ名“ＧＤＢ＃１”の大域表名“社員表”の社員番号が
“０６００”のレコードの給与を（“２４”から）“３
０”に更新することを指示する。

【００３６】また更新ＳＱＬ４２-1は、局所ＤＢ名“Ｌ
ＤＢ＃１”の局所表名“社員表＃１”の社員番号が“０
６００”のレコードの給与を（“２４”から）“３０”
に更新することを指示する。同様に更新ＳＱＬ４２-2
は、局所ＤＢ名“ＬＤＢ＃２”の局所表名“社員表＃
２”の社員番号が“０６００”のレコードの給与を
（“２４”から）“３０”に更新することを指示する。

【００３７】図６は、クライアント計算機４-3から、重
複分散データベース３０をアクセスするために、分散デ
ータベース制御サーバ計算機５に対して発行される、表
の検索を指定する検索ＳＱＬ４３の一例と、その更新Ｓ
ＱＬ４３を分散管理テーブル５２に従って分解すること
により求められる、サーバ計算機３-1に対する検索ＳＱ
Ｌ４３-1とを対比して示す。

【００３８】図６の例では、検索ＳＱＬ４３は、大域Ｄ
Ｂ名“ＧＤＢ＃１”の大域表名“社員表”の社員番号が
“３９００”のレコードを検索（ＳＥＬＥＣＴ）するこ
とを指示する。

【００３９】また検索ＳＱＬ４３-1は、局所ＤＢ名“Ｌ
ＤＢ＃１”の局所表名“社員表＃１”の社員番号が“３
９００”のレコードを検索することを指示する。図７
は、クライアント計算機４-3から、重複分散データベー
ス３０をアクセスするために、分散データベース制御サ
ーバ計算機５に対して発行される、表の更新を指定する
更新ＳＱＬ４４の一例と、その更新ＳＱＬ４４を分散管
理テーブル５２に従って分解することにより求められ
る、サーバ計算機３-1に対する更新ＳＱＬ４４-1とサー
バ計算機３-3に対する更新ＳＱＬ４４-3とを対比して示
す。

【００４０】図７の例では、更新ＳＱＬ４４は、大域Ｄ
Ｂ名“ＧＤＢ＃１”の大域表名“社員表”の社員番号が
“３９００”のレコードの給与を（“３０”から）“４
０”に更新することを指示する。

【００４１】また更新ＳＱＬ４４-1は、局所ＤＢ名“Ｌ
ＤＢ＃１”の局所表名“社員表＃１”の社員番号が“３
９００”のレコードの給与を（“３０”から）“４０”
に更新することを指示する。同様に更新ＳＱＬ４４-3
は、局所ＤＢ名“ＬＤＢ＃３”の局所表名“社員表＃
３”の社員番号が“３９００”のレコードの給与を
（“３０”から）“４０”に更新することを指示する。

【００４２】分散データベース制御サーバ計算機５内の
アクセス要求管理テーブル５３は、各クライアント計算
機４-iからの重複分散データベース３０に対するアクセ
ス要求を待ち行列として直列化し、重複データの更新を
矛盾なく行うために用いられるもので、その情報は、Ｓ
ＱＬの条件句中のキー値毎に生成される。

【００４３】アクセス要求管理テーブル５３は、図８に
示すように、キー値５３１及びＳＱＬ待ち行列開始ポイ
ンタ５３２の２つの属性と、ＳＱＬ待ち行列エントリ群
５３３を有する。

【００４４】図８の例では、ＳＱＬ待ち行列エントリ群
５３３は、キー値５３１が“０６００”のエントリ５３
０-1のＳＱＬ待ち行列開始ポインタ５３２につながれる
先頭のＳＱＬ待ち行列エントリ５３４-1と、当該エント
リ５３４-1につながれるＳＱＬ待ち行列エントリ５３４
-2と、キー値５３１が“３９００”のエントリ５３０-2
のＳＱＬ待ち行列開始ポインタ５３２につながれる先頭
のＳＱＬ待ち行列エントリ５３５-1と、当該エントリ５
３５-1につながれるＳＱＬ待ち行列エントリ５３５-2と
からなる。

【００４５】ＳＱＬ待ち行列エントリ５３４-1は図４に
示した（クライアント計算機４-1からの）更新ＳＱＬ４
１に応じて生成され、ＳＱＬ待ち行列エントリ５３４-2
は図５に示した（クライアント計算機４-2からの）更新
ＳＱＬ４２に応じて生成されたものである。また、ＳＱ
Ｌ待ち行列エントリ５３５-1は図６に示した（クライア
ント計算機４-2からの）検索ＳＱＬ４３に応じて生成さ
れ、ＳＱＬ待ち行列エントリ５３５-2は図７に示した
（クライアント計算機４-4からの）更新ＳＱＬ４４に応
じて生成されたものである。

【００４６】各ＳＱＬ待ち行列エントリ５３４-1，５３
４-2，５３５-1，５３５-2は、次のＳＱＬ待ち行列エン
トリを指す次ポインタ（ｎｅｘｔ）と、該当するＳＱＬ
の発行元のクライアント計算機４-iの名称（クライアン
ト名）と、ＳＱＬのタイプ（処理タイプ）と、ＳＱＬ状
態（実行中または待ち状態のいずれであるか）の各情報
フィールドを持つ。

【００４７】次に、図１に示すシステムの動作を、図２
乃至図８を適宜参照しながら、最初にクライアント計算
機４-1が更新ＳＱＬ４１を発行し、次にクライアント計
算機４-2が更新ＳＱＬ４２を発行し、更にその次にクラ
イアント計算機４-3が検索ＳＱＬ４３を発行し、最後に
クライアント計算機４-4が更新ＳＱＬ４４を発行した場
合を例に説明する。

【００４８】まず、クライアント計算機４-1が発行した
更新ＳＱＬ４１はネットワーク２を介して分散データベ
ース制御サーバ計算機５に送信される。分散データベー
ス制御サーバ計算機５は、クライアント計算機４-1から
の更新ＳＱＬ４１（図４参照）を受信すると、その更新
ＳＱＬ４１中に含まれる条件句であるＷＨＥＲＥ句を解
析して、大域ＤＢ名“ＧＤＢ＃１”、大域表名“社員
表”、キー列名“社員番号”、キー値“０６００”を取
り出し、これに適合する分散管理テーブル５２の分散管
理エントリ５２０-iをサーチする。ここでは、キー値が
“０６００”であることから、キー値下限５２４とキー
値上限５２５によってキー値の範囲が“０００１”から
“４０００”であることが示されている分散管理エント
リ５２０-1と、同じくキー値の範囲が“０００１”から
“２０００”であることが示されている分散管理エント
リ５２０-2がサーチされる。

【００４９】これにより分散データベース制御サーバ計
算機５は、更新ＳＱＬ４１から取り出したキー値“０６
００”を持つレコードが存在する局所表を含む局所ＤＢ
（更新すべき局所ＤＢ）を保持するサーバ計算機が、サ
ーバ名“Ｓ１”のサーバ計算機３-1と、サーバ名“Ｓ
２”のサーバ計算機３-2の２つであることを特定する。

【００５０】次に分散データベース制御サーバ計算機５
は、図８に示すように、アクセス要求管理テーブル５３
に、クライアント計算機４-1からの更新ＳＱＬ４１から
取り出したキー値“０６００”をキー値５３１として持
つエントリ５３０-1を登録すると共に、（更新ＳＱＬ４
１の発行元のクライアント計算機４-1の）クライアント
名“Ｃ１”、ＳＱＬタイプ“更新”、ＳＱＬ状態“実
行”が登録されたＳＱＬ待ち行列エントリ５３４-1を生
成して、これをエントリ５３０-1中のＳＱＬ待ち行列開
始ポインタ５３２に接続する。

【００５１】続いて分散データベース制御サーバ計算機
５は、上記の分散管理テーブル５２内の２つの分散管理
エントリ５２０-1，５２０-2をサーチしてサーバ計算機
３-1，３-2を特定した結果をもとに、クライアント計算
機４-1からの更新ＳＱＬ４１を、２つの更新ＳＱＬ、即
ちこれら２つのサーバ計算機３-1，３-2に対する更新Ｓ
ＱＬ４１-1，４１-2（図４参照）に分解する。そして分
散データベース制御サーバ計算機５は、２つに分解した
更新ＳＱＬ４１-1，４１-2を、ネットワーク１を介して
それぞれサーバ計算機３-1，３-2に送信する。

【００５２】するとサーバ計算機３-1，３-2内の局所Ｄ
ＢＭＳ３２-1，３２-2は、更新ＳＱＬ４１-1，４１-2の
指定するデータベースアクセス処理、即ち局所ＤＢ名が
“ＬＤＢ＃１”，“ＬＤＢ＃２”の局所ＤＢ３１-1，３
１-2中の局所表名が“社員表＃１”，“社員表＃２”の
社員表３１０-1，３１０-2を対象として、社員番号が
“０６００”のレコードの所属を“総務”から“生産”
に更新する処理を開始する。

【００５３】このような状態において、クライアント計
算機４-2が発行した更新ＳＱＬ４２が分散データベース
制御サーバ計算機５に送信されて、同サーバ計算機５で
受信されたものとする。

【００５４】分散データベース制御サーバ計算機５は、
クライアント計算機４-2からの更新ＳＱＬ４２（図５参
照）を受信すると、上記した更新ＳＱＬ４１の受信時と
同様にして、分散管理テーブル５２内の２つの分散管理
エントリ５２０-1，５２-2をサーチして、更新すべきサ
ーバ計算機がサーバ名“Ｓ１”のサーバ計算機３-1と、
サーバ名“Ｓ２”のサーバ計算機３-2の２つであること
を特定する。

【００５５】このとき、アクセス要求管理テーブル５３
内のキー値５３１が“０６００”のエントリ５３０-1に
接続されているＳＱＬ待ち行列エントリ５３４-1は、先
のクライアント計算機４-1からの更新ＳＱＬ４１の実行
についての説明から明らかなように、ＳＱＬタイプ“更
新”、ＳＱＬ状態“実行”を示している（図８参照）。
また、キー値５３１として登録されている値“０６０
０”は、新たに受信したクライアント計算機４-2からの
更新ＳＱＬ４２中のキー値に一致する。

【００５６】分散データベース制御サーバ計算機５は、
クライアント計算機４-2からの更新ＳＱＬ４２を受信し
て、上記した如く、更新すべきサーバ計算機がサーバ名
“Ｓ１”のサーバ計算機３-1と、サーバ名“Ｓ２”のサ
ーバ計算機３-2の２つであると特定すると、（更新ＳＱ
Ｌ４２の発行元のクライアント計算機４-2の）クライア
ント名“Ｃ２”、ＳＱＬタイプ“更新”、ＳＱＬ状態
“待ち”が登録されたＳＱＬ待ち行列エントリ５３４-2
を生成する。

【００５７】ここで、ＳＱＬ待ち行列エントリ５３４-2
のＳＱＬ状態が、先のＳＱＬ待ち行列エントリ５３４-1
と異なり、“実行”ではなくて“待ち”となっているの
は、エントリ５３４-1に対応する先行ＳＱＬ４１中のキ
ー値が今回受信した後続ＳＱＬ４２中のキー値に一致
し、且つ先行ＳＱＬ４１が更新ＳＱＬであることから、
もし後続ＳＱＬ４２を先行ＳＱＬと並行して実行した場
合、正しい結果が得られなくなるためである。同様の理
由により、先行ＳＱＬが検索ＳＱＬであっても、後続Ｓ
ＱＬが更新ＳＱＬの場合（で先行ＳＱＬと後続ＳＱＬの
キー値が一致している場合）には、後続ＳＱＬに対応す
るＳＱＬ待ち行列エントリのＳＱＬ状態は“待ち”とさ
れる。一方、先行ＳＱＬと後続ＳＱＬがいずれも検索Ｓ
ＱＬの場合には、後続ＳＱＬに対応するＳＱＬ待ち行列
エントリのＳＱＬ状態は“実行”とされる。

【００５８】さて分散データベース制御サーバ計算機５
は、ＳＱＬ状態が“待ち”のＳＱＬ待ち行列エントリ５
３４-2を生成すると、既に存在している（クライアント
名が“Ｃ１”のクライアント計算機４-1からの同一キー
値“０６００”のレコードに対する更新ＳＱＬ４１に対
応する）ＳＱＬ待ち行列エントリ５３４-1の次ポインタ
（ｎｅｘｔ）に、この生成したエントリ５３４-2を接続
する。

【００５９】そして分散データベース制御サーバ計算機
５は、既に実行されている、更新ＳＱＬ４１を分解して
得られた更新ＳＱＬ４１-1，４１-2に対する、サーバ計
算機３-1，３-2（内の局所ＤＢＭＳ３２-1，３２-2）に
よる実行終了を待つ。

【００６０】一方、サーバ計算機３-1，３-2は、局所Ｄ
ＢＭＳ３２-1，３２-2が分散データベース制御サーバ計
算機５から与えられた更新ＳＱＬ４１-1，４１-2を実行
し終えると、その旨の応答（終了応答）をネットワーク
１を介して分散データベース制御サーバ計算機５に返
す。

【００６１】分散データベース制御サーバ計算機５は、
更新ＳＱＬ４１-1，４１-2の実行終了を示す終了応答が
サーバ計算機３-1，３-2の両方から返されると、更新Ｓ
ＱＬ４１の実行終了を判断して、対応するＳＱＬ待ち行
列エントリ５３４-1をアクセス要求管理テーブル５３か
ら消去する。

【００６２】次に分散データベース制御サーバ計算機５
は、消去したＳＱＬ待ち行列エントリ５３４-1に接続さ
れていた、後続の更新ＳＱＬ４２に対応するＳＱＬ待ち
行列エントリ５３４-2を、アクセス要求管理テーブル５
３のキー値“０６００”に対する最初のＳＱＬ待ち行列
エントリとして接続し直す。

【００６３】次に分散データベース制御サーバ計算機５
は、クライアント計算機４-2からの更新ＳＱＬ４２を、
先に特定したサーバ計算機３-1，３-2に対する更新ＳＱ
Ｌ４２-1，４２-2（図５参照）に分解する。そして分散
データベース制御サーバ計算機５は、２つに分解した更
新ＳＱＬ４２-1，４２-2を、ネットワーク１を介してそ
れぞれサーバ計算機３-1，３-2に送信すると共に、上記
接続し直したＳＱＬ待ち行列エントリ５３４-2のＳＱＬ
状態を、“待ち”から“実行”に変更する。

【００６４】サーバ計算機３-1，３-2では、分散データ
ベース制御サーバ計算機５から更新ＳＱＬ４２-1，４２
-2が送られると、この更新ＳＱＬ４２-1，４２-2の指定
するデータベースアクセス処理、即ち局所ＤＢ名が“Ｌ
ＤＢ＃１”，“ＬＤＢ＃２”の局所ＤＢ３１-1，３１-2
中の局所表名が“社員表＃１”，“社員表＃２”の社員
表３１０-1，３１０-2を対象として、社員番号が“０６
００”のレコードの給与を“２４”から“３０”に更新
する処理が行われる。

【００６５】このような状態において、分散データベー
ス制御サーバ計算機５が、クライアント計算機４-3で発
行された検索ＳＱＬ４３（図６参照）、即ち別のキー値
“３９００”のレコードを対象とするアクセス要求であ
る検索ＳＱＬ４３を受信したものとする。この場合、分
散データベース制御サーバ計算機５は、その検索ＳＱＬ
４３中に含まれる条件句であるＷＨＥＲＥ句を解析し
て、大域ＤＢ名“ＧＤＢ＃１”、大域表名“社員表”、
キー列名“社員番号”、キー値“３９００”を取り出
し、これに適合する分散管理テーブル５２の例えば最初
の分散管理エントリ５２０-iをサーチする。ここでは、
キー値が“３９００”であることから、キー値下限５２
４とキー値上限５２５によってキー値の範囲が“０００
１”から“４０００”であることが示されている先頭の
分散管理エントリ５２０-1が最初にサーチされる。

【００６６】これにより分散データベース制御サーバ計
算機５は、検索ＳＱＬ４３から取り出したキー値“３９
００”を持つレコードが存在する局所表を含む局所ＤＢ
（検索すべき局所ＤＢ）を保持するサーバ計算機の１つ
が、サーバ名“Ｓ１”のサーバ計算機３-1であることを
特定する。

【００６７】次に分散データベース制御サーバ計算機５
は、図８に示すように、アクセス要求管理テーブル５３
に、クライアント計算機４-3からの検索ＳＱＬ４３から
取り出したキー値“３９００”をキー値５３１として持
つエントリ５３０-2を登録すると共に、（検索ＳＱＬ４
３の発行元のクライアント計算機４-3の）クライアント
名“Ｃ３”、ＳＱＬタイプ“検索”、ＳＱＬ状態“実
行”が登録されたＳＱＬ待ち行列エントリ５３５-1を生
成して、これをエントリ５３０-2中のＳＱＬ待ち行列開
始ポインタ５３２に接続する。

【００６８】続いて分散データベース制御サーバ計算機
５は、検索対象としてサーバ計算機３-1を特定した結果
をもとに、クライアント計算機４-3からの検索ＳＱＬ４
３を、この特定したサーバ計算機３-1に対する検索ＳＱ
Ｌ４３-1（図６参照）に分解（展開）し、その検索ＳＱ
Ｌ４３-1をサーバ計算機３-1に送信する。

【００６９】するとサーバ計算機３-1では、この検索Ｓ
ＱＬ４３-1の指定するデータベースアクセス処理、即ち
局所ＤＢ名が“ＬＤＢ＃１”の局所ＤＢ３１-1中の局所
表名が“社員表＃１”の社員表３１０-1を対象として、
社員番号が“３９００”のレコードを検索する処理が行
われる。このとき、更新ＳＱＬ４２-1の実行が終了して
いなければ、検索ＳＱＬ４３-1はこれと並行して実行さ
れる。

【００７０】ここで、サーバ計算機３-1，３-2におい
て、更新ＳＱＬ４２-1，４２-2の実行が終了したものと
する。この場合、サーバ計算機３-1，３-2から分散デー
タベース制御サーバ計算機５に対して、更新ＳＱＬ４２
-1，４２-2の終了応答が返される。

【００７１】分散データベース制御サーバ計算機５は、
サーバ計算機３-1，３-2から更新ＳＱＬ４２-1，４２-2
の終了応答がいずれも返されると、対応するＳＱＬ待ち
行列エントリ５３４-2をアクセス要求管理テーブル５３
から消去する。この段階で、キー値“０６００”のエン
トリ５３０-1は不要となったため、分散データベース制
御サーバ計算機５は、当該エントリ５３０-1をアクセス
要求管理テーブル５３から消去する。

【００７２】次に分散データベース制御サーバ計算機５
が、クライアント計算機４-4で発行された更新ＳＱＬ４
４（図７参照）、即ち実行中の検索ＳＱＬ４３と同一の
キー値“３９００”のレコードを対象とする更新ＳＱＬ
４４を受信したものとする。

【００７３】この場合、分散データベース制御サーバ計
算機５は、分散管理テーブル５２をもとに、上記した検
索ＳＱＬ４３の受信時と同様にして、更新すべきサーバ
計算機がサーバ名“Ｓ１”のサーバ計算機３-1と、サー
バ名“Ｓ３”のサーバ計算機３-3の２つであることを特
定する。

【００７４】次に分散データベース制御サーバ計算機５
は、実行中の検索ＳＱＬ４３と同一のキー値“３９０
０”のレコードを対象とする更新ＳＱＬ４４であること
から、図８に示すように、（更新ＳＱＬ４４の発行元の
クライアント計算機４-4の）クライアント名“Ｃ４”、
ＳＱＬタイプ“更新”、ＳＱＬ状態“待ち”が登録され
たＳＱＬ待ち行列エントリ５３５-2を生成して、これを
実行中の検索ＳＱＬ４３に対応するＳＱＬ待ち行列エン
トリ５３５-1の次ポインタ（ｎｅｘｔ）に接続すし、検
索ＳＱＬ４３（を分解した検索ＳＱＬ４３-1）の実行終
了を待つ。

【００７５】ここで、サーバ計算機３-1において、検索
ＳＱＬ４３-1の実行が終了し、その終了応答が分散デー
タベース制御サーバ計算機５に返されたものとする。こ
の場合、分散データベース制御サーバ計算機５は、検索
ＳＱＬ４３の実行終了を判断して、対応するＳＱＬ待ち
行列エントリ５３５-1をアクセス要求管理テーブル５３
から消去する。

【００７６】次に分散データベース制御サーバ計算機５
は、消去したＳＱＬ待ち行列エントリ５３５-1に接続さ
れていた、後続の更新ＳＱＬ４４に対応するＳＱＬ待ち
行列エントリ５３５-2を、アクセス要求管理テーブル５
３のキー値“３９００”に対する最初のＳＱＬ待ち行列
エントリとして接続し直す。

【００７７】次に分散データベース制御サーバ計算機５
は、クライアント計算機４-4からの更新ＳＱＬ４４を、
先に特定したサーバ計算機３-1，３-3に対する更新ＳＱ
Ｌ４４-1，４２-3（図７参照）に分解する。そして分散
データベース制御サーバ計算機５は、２つに分解した更
新ＳＱＬ４４-1，４４-3を、ネットワーク１を介してそ
れぞれサーバ計算機３-1，３-3に送信すると共に、上記
接続し直したＳＱＬ待ち行列エントリ５３５-2のＳＱＬ
状態を、“待ち”から“実行”に変更する。

【００７８】サーバ計算機３-1，３-3では、分散データ
ベース制御サーバ計算機５から更新ＳＱＬ４４-1，４４
-3が送られると、この更新ＳＱＬ４４-1，４２-3の指定
するデータベースアクセス処理、即ち局所ＤＢ名が“Ｌ
ＤＢ＃１”，“ＬＤＢ＃３”の局所ＤＢ３１-1，３１-3
中の局所表名が“社員表＃１”，“社員表＃３”の社員
表３１０-1，３１０-3を対象として、社員番号が“３９
００”のレコードの給与を“３０”から“４０”に更新
する処理が行われる。そして、サーバ計算機３-1，３-2
において、更新ＳＱＬ４４-1，４２-3の実行が終了する
と、サーバ計算機３-1，３-2から分散データベース制御
サーバ計算機５に対して、更新ＳＱＬ４４-1，４４-3の
終了応答が返される。

【００７９】分散データベース制御サーバ計算機５は、
サーバ計算機３-1，３-3から更新ＳＱＬ４４-1，４４-3
の終了応答がいずれも返されると、対応するＳＱＬ待ち
行列エントリ５３５-2をアクセス要求管理テーブル５３
から消去する。この段階で、キー値“３９００”のエン
トリ５３０-2は不要となったため、分散データベース制
御サーバ計算機５は、当該エントリ５３０-2をアクセス
要求管理テーブル５３から消去する。

【００８０】以上の分散データベース制御サーバ計算機
５の分散データベース制御サーバプログラム５１に従う
処理により、一連の重複分散データベースのアクセスを
矛盾なく制御することができる。

【００８１】

【発明の効果】以上説明したようにこの発明によれば、
データが検索キーの値の範囲により部分的に或いは完全
に重複して複数の第１のサーバ計算機に分散して格納さ
れる重複分散データベースを持つ情報処理システムにお
いて、各クライアント計算機から重複分散データベース
をアクセスするために、第２のサーバ計算機（分散デー
タベース制御サーバ計算機）に対して、検索キー値を条
件句に含む問い合わせを行う一方、各クライアント計算
機からの問い合わせを受けた第２のサーバ計算機が、同
問い合わせを、同問い合わせ中の検索キー値毎に待ち行
列として管理手段（アクセス要求管理テーブル）に登録
して管理し、実行が可能となった問い合わせについて
は、同問い合わせ中の検索キー値に一致するキー値を持
つ重複データが格納されている複数の第１のサーバ計算
機への問い合わせに分解して、その分解された各問い合
わせを該当する第１のサーバ計算機に送信する構成とし
たので、複数の第１のサーバ計算機上に重複して分散さ
れているオリジナルとレプリカの区別のないデータ（重
複データ）を対象とする各クライアント計算機からの問
い合わせ要求を、対応する各第１のサーバ計算機上で同
時並行的に且つ矛盾なく実行することができる。

【００８２】また、クライアント計算機は、オリジナル
とレプリカの区別を必要とせず、従来のような、オリジ
ナルに対する更新の場合とレプリカの更新の場合とに分
けて異なる手続きを実行する必要もないことから、重複
データを対象とするアクセスを必要とする、クライアン
ト計算機上で走行するアプリケーションプログラムの構
成が簡略化され、同プログラムの開発効率およびシステ
ム運用効率が向上する。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明の一実施例に係る重複分散データベー
スを持つ情報処理システムの全体構成を示すブロック
図。

【図２】図１中の複数のサーバ計算機３-1〜３-3の局所
ＤＢ３１-1〜３１-3に重複して分散されている論理社員
表を示す図。

【図３】重複分散データベースを管理するための図１中
の分散管理テーブル５２の一例を示す図。

【図４】重複分散データベース更新のためにクライアン
ト計算機４-1が発行した更新ＳＱＬ４１の一例と、その
更新ＳＱＬ４１を分解することにより求められる、サー
バ計算機３-1，３-2に対する更新ＳＱＬ４１-1，４１-2
とを対比して示す図。

【図５】重複分散データベース更新のためにクライアン
ト計算機４-2が発行した更新ＳＱＬ４２の一例と、その
更新ＳＱＬ４２を分解することにより求められる、サー
バ計算機３-1，３-2に対する更新ＳＱＬ４２-1，４２-2
とを対比して示す図。

【図６】重複分散データベース検索のためにクライアン
ト計算機４-3が発行した検索ＳＱＬ４３の一例と、その
検索ＳＱＬ４３を分解（展開）することにより求められ
る、サーバ計算機３-1に対する検索ＳＱＬ４３-1とを対
比して示す図。

【図７】重複分散データベース更新のためにクライアン
ト計算機４-4が発行した更新ＳＱＬ４４の一例と、その
更新ＳＱＬ４４を分解することにより求められる、サー
バ計算機３-1，３-3に対する更新ＳＱＬ４４-1，４４-3
とを対比して示す図。

【図８】重複分散データベースのアクセスを矛盾なく行
うための図１中のアクセス要求管理テーブル５３の一例
を示す図。

【符号の説明】

１，２…ネットワーク、３-1〜３-3…サーバ計算機（第
１のサーバ計算機）、４-1〜４-4…クライアント計算機
（問い合わせ手段）、５…分散データベース制御サーバ
計算機（第２のサーバ計算機、分解・送信手段）、２０
…論理社員表、３０…重複分散データベース、３１-1〜
３１-3…局所ＤＢ（局所データベース）、３２-1〜３２
-3…局所ＤＢＭＳ（局所データベース管理システム）、
４１，４１-1，４１-2，４２，４２-1，４２-2，４４，
４４-1，４４-2…更新ＳＱＬ、４３，４３-1…検索ＳＱ
Ｌ、５１…分散データベース制御サーバプログラム、５
２…分散管理テーブル、５３…アクセス要求管理テーブ
ル（管理手段）、３１０-1〜３１０-3…社員表、５３４
-1，５３４-2，５３５-1，５３５-2…ＳＱＬ待ち行列エ
ントリ。

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】データが検索キーの値の範囲により部分的
   に或いは完全に重複して複数のサーバ計算機に分散して
   格納される重複分散データベースを持つ情報処理システ
   ムにおいて、 前記重複分散データベースをアクセスするために、検索
   キー値を条件句に含む問い合わせを行う複数の問い合わ
   せ手段と、 この複数の問い合わせ手段による前記各問い合わせを、
   同問い合わせ中の前記検索キー値毎に待ち行列により管
   理するための管理手段と、 この管理手段により管理されている待ち行列内の待ち状
   態にある前記問い合わせを、同問い合わせ中の前記検索
   キー値に一致するキー値を持つ重複データが格納されて
   いる複数の前記サーバ計算機への問い合わせに分解し
   て、その分解された各問い合わせを該当する前記サーバ
   計算機に送信する分解・送信手段とを具備し、複数のサ
   ーバ計算機上に重複して分散されているデータを対象と
   する問い合わせを、対応する各サーバ計算機で同時並行
   的に実行させるようにしたことを特徴とする重複分散デ
   ータベースを持つ情報処理システム。
2. 【請求項２】データが検索キーの値の範囲により部分的
   に或いは完全に重複して分散されて格納される重複分散
   データベースと、 この重複分散データベースをアクセスするために、検索
   キー値を条件句に含む問い合わせを行う複数のクライア
   ント計算機と、 前記重複分散データベースを構成する局所データベース
   を持つ複数の第１のサーバ計算機と、 前記各クライアント計算機からの前記問い合わせを受け
   て、前記重複分散データベースへのアクセスを集中制御
   する第２のサーバ計算機とを具備し、 前記第２のサーバ計算機は、アクセスすべき重複データ
   の存在する前記第１のサーバ計算機をキー値の範囲をも
   とに特定するのに必要な情報を管理するための分散管理
   テーブルと、前記複数のクライアント計算機からの各問
   い合わせを同問い合わせ中の前記検索キー値毎に直列化
   して待ち行列により管理するためのアクセス要求管理テ
   ーブルとを有し、前記クライアント計算機からの前記問
   い合わせを受信した際には、同問い合わせ中の前記検索
   キー値及び前記分散管理テーブルをもとに、アクセスす
   べき重複データの存在する全ての前記第１のサーバ計算
   機を特定し、同問い合わせを、同問い合わせ中の前記検
   索キー値に対応する前記アクセス要求管理テーブル上の
   前記待ち行列につなぐと共に、同問い合わせの実行が可
   能となった場合には、同問い合わせを、前記特定した前
   記各第１のサーバ計算機個々の問い合わせに分解して、
   この各第１のサーバ計算機で同時並行的に実行させるよ
   うに構成されていることを特徴とする重複分散データベ
   ースを持つ情報処理システム。
3. 【請求項３】前記分散管理テーブルの各エントリが、前
   記複数の第１のサーバ計算機が持つ前記各局所データベ
   ースをまとめて１つの論理的な分散データベースとして
   扱うための大域データベースを示す大域データベース
   名、前記複数の第１のサーバ計算機が持つ前記各局所デ
   ータベースに格納される局所表をまとめて１つの論理的
   な表として扱うための大域表を示す大域表名、この大域
   表の検索キーであるキー列を示すキー列名、前記キー列
   の上／下限値、この上／下限値で示される範囲のキー値
   を持つレコード群が格納されている前記第１のサーバ計
   算機を示すサーバ名、この第１のサーバ計算機内の前記
   局所データベースを示す局所データベース名、及びこの
   局所データベース内の前記局所表を示す局所表名の各属
   性から構成される一方、 前記問い合わせが、条件句として、大域データベース
   名、大域表名、キー列名及びキー値を含み、 前記第２のサーバ計算機は、前記クライアント計算機か
   らの前記問い合わせを受けた場合、同問い合わせ中の前
   記条件句から前記大域データベース名、大域表名、キー
   列名及びキー値を取り出して、これに適合する前記分散
   管理テーブル内の各エントリをサーチし、このキー値を
   持つレコードが存在する局所表を含む局所データベース
   を持つ前記第１のサーバ計算機を特定することを特徴と
   する請求項２記載の重複分散データベースを持つ情報処
   理システム。