JPH08115246A - セッションの一貫性を保証する方法 - Google Patents

セッションの一貫性を保証する方法

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JPH08115246A
JPH08115246A JP7244973A JP24497395A JPH08115246A JP H08115246 A JPH08115246 A JP H08115246A JP 7244973 A JP7244973 A JP 7244973A JP 24497395 A JP24497395 A JP 24497395A JP H08115246 A JPH08115246 A JP H08115246A
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Douglas B Terry
ダグラス・ビー・テリー
Alan J Demers
アラン・ジェイ・ディマース
Karin Petersen
カリン・ピーターセン
Michael J Spreitzer
マイケル・ジェイ・スプライツァー
Marvin M Theimer
マービン・エム・サイマー
Brent B Welch
ブレント・ビー・ウェルチ
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Xerox Corp
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    • G06F11/14—Error detection or correction of the data by redundancy in operation
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    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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    • G06F16/20—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor of structured data, e.g. relational data
    • G06F16/23—Updating
    • G06F16/2365—Ensuring data consistency and integrity
    • Y—GENERAL TAGGING OF NEW TECHNOLOGICAL DEVELOPMENTS; GENERAL TAGGING OF CROSS-SECTIONAL TECHNOLOGIES SPANNING OVER SEVERAL SECTIONS OF THE IPC; TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
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Abstract

(57)【要約】 【課題】 弱一貫性の複製データベースのクライアント
に対して、「セッション」ごとに、クライアントの選択
した一貫性保証を提供する。 【解決手段】 少なくとも一台のクライアントのデータ
ベースアクセスおよび更新要求から各々が構成されてい
るような複数のセッションを定義し、前記少なくとも一
台のクライアントによって、任意の保証の適切さが決定
された場合に、所定の保証の集合から、各セッションの
関連一貫性保証の関連部分集合を選択し、少なくとも一
台のクライアントがセッション中に異なるサーバにアク
セスするときにおいても、前記セッションの最中に前記
少なくとも一台のクライアントの選択保証を実施する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、分散形データベー
スのクライアントにデータの一貫性(consistency)を保
証するための方法に関するものであり、更に詳しくいう
と、セッションの間中、クライアントに一貫性を保証す
るための方法に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】多数のユーザの間のデータへの共有アク
セスを提供するシステムにおいて、一般的に何らかの形
でデータの「複製」が行われる。例えば、システムによ
っては、各々がシステムデータベースの完全な複製を有
する多数のデータ「サーバ」に分割されるものもある。
これらサーバは、多数の「クライアント」からの要求を
処理する。一般に、かかる要求は、システムのベースの
「読出し」と「書込み」という形で入ってくる。
【０００３】データの複製は、移動性のあるクライアン
トに対して柔軟性と可用性を与えるものである。移動性
のあるクライアントは、さっき接続していたものと違う
サーバに後で接続するためだけに、断続的にシステムを
切断する。全部のサーバでデータが完全に（そして完璧
に）複製されていれば、移動性のあるクライアントは、
少なくとも一つのサーバに接続できさえすれば、常にそ
こで全部のシステムデータにアクセスするであろう。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、特に多
数のクライアントとサーバを有するシステムでは、「完
璧な」複製は一般に非実際的すなわち極端に費用を要す
る。クライアントによってもたらされる（書込みによ
る）変更は、完璧な複製を保証するために、必ず全部の
システムサーバに速やかに伝播される必要がある。そう
でなければ、クライアントの中に、まだ更新されていな
い、すなわち複製の完璧性に反するサーバーのデータ項
目にアクセスするものが出る可能性がある。従って、こ
の条件を緩和するための別の計画が現れた。
【０００５】「強一貫性」の分散形データベースは、変
更事項がシステム中くまなく更新されること、または、
不一致が生じた場合にある種のサーバ起動コールバック
を行うこと、が要求される。強一貫性のシステムは高度
なデータ一貫性を提供するが、しばしば代償となる犠牲
は可用性である。例えば、このようなデータベースのク
ライアントは、更新されたばかりで全部のサーバ中にデ
ータの更新が行われるまでブロックされているデータに
アクセスする場合があるかも知れない。
【０００６】一方、「弱」一貫性のデータベースでは、
サーバは、全部のシステム更新内容を含んでいないかも
知れないデータにアクセスを許される。かかるシステム
は、一般に、サーバ間の更新内容の「遅延」伝播（すな
わち、更新内容が時間をかけてサーバ間に伝播する）を
特徴とする。従ってクライアントは、別の複製のデータ
を読んだときに不一致の価値を見出す。それにも関わら
ず、弱一貫性のシステムは、その高い可用性、優れたス
ケーラビリティ、およびデザインの単純さにより、人気
がある。これらの利益は、複製間の同期化がほとんど或
は全くない状態で、読出しと書込みが実施されるように
する能力により生じたものである。
【０００７】残念なことに、弱一貫性のシステムの読み
書き動作の配列に関する保証がないため、ユーザならび
にアプリケーション業務を混乱させる可能性がある。ユ
ーザは、あるデータ項目のいずれかの内容を読み、後か
ら、古いほうの内容を読むことがあるかも知れない。同
様に、あるユーザが、いずれか別のデータの読出しに基
づいてデータ項目を更新しても、別の人は、その基礎と
なったデータを見ずに、更新された項目だけを読む場合
がある。弱一貫性のシステムの重大問題は、たった一人
のユーザまたはアプリケーション業務がデータ変更を行
っているときにおいても、不一致の生じる可能性がある
ことである。例えば、分散形データベースシステム中の
移動性のあるクライアントは、あるサーバで書込みを行
ない、後から別のサーバで読出しを行うことがある。二
作業間のあいだに二つのサーバが互いに同期化されなけ
れば、クライアントは不一致な結果を見ることになる。
【０００８】データの利用可能性ならびにデータの一貫
性は、相互排他的な目標であることがあるので、システ
ムデザイナー達は、歩み寄りの道をとろうと努力してき
た。しかしながら、システムは一般に、各自が別々のセ
キュリティと利用可能性のニーズを有する莫大数のクラ
イアントをサポートしているため、このトレードオフに
対するシステム基模で課せられる解決は、クライアント
の将来展望という点では最適状態に及ばない。クライア
ントの中には、利用可能性を損なっても更なるデータ一
貫性を欲するものもいるが、しばしば不一致バージョン
を入手することを意味するとしても、複数のデータコピ
ーにアクセスすることを好むものもいる。
【０００９】従って、複製データベースのクライアント
が、適切な、個別決定された、自分自身のためのデータ
一貫性とデータ利用可能性のバランスを確立できるよう
にする機構を提供する必要がある。
【００１０】
【課題を解決するための手段】本発明は、弱一貫性の(w
eakly consistent)複製データベースのクライアントに
対して、「セッション」ごとに、クライアントの選択し
た一貫性保証を、提供するものである。「セッション」
とは、論理的に関連付けられる、データベースに対する
読出しと書込みの順序と広義に定義される。セッション
は、同時に存在する他のセッションとは実質的に独立に
開始および終了される。しかしながらクライアントは、
クローンセッションおよび／またはマージセッションが
許可される。
【００１１】
【発明の実施の形態】図１は、クライアント／サーバ環
境の図である。図２は、クライアントとサーバとセッシ
ョンマネージャの構成の一例である。図３は、クライア
ントの申し込みによって引き起こされた単純なセッショ
ンの一例を示す。図４と５は、各々、「自分の書込み読
出し」保証が不在の場合と存在する場合のクライアント
トランザクションの一例を示す。図６と７は、各々、
「単調読出し」保証が課せられない場合と課せられる場
合のクライアントトランザクションを示す。図８と９
は、各々、「読出し後書込み」保証が課せられない場合
と課せられる場合のクライアントトランザクションを示
す。図１０と１１は、各々、「単調書込み」保証が課せ
られない場合と課せられる場合のクライアントトランザ
クションを示す。図１２と１３は、セッションマネージ
ャによって実施される発見ならびに実施プロセスのフロ
ーチャートである。図１４は、セッションマネージャの
ブロック図である。図１５は、サーバば十分に最新情報
に接しているかを判定するバージョンベクトルの使用法
を示す。
【００１２】ここで図１を参照すると、普通の「クライ
アント／サーバ」モデル１０において、サーバ１２は種
々クライアント１４によって作成された、または、他の
サーバからコピーされたデータの陳列所（すなわちデー
タベース）である。文中、「データベース」という用語
は、特定のデータモデルまたは組織を意味するものでは
ない。データベースは、単にデータ項目の集合であり、
データ項目というのは、従来のファイルから関連データ
ベース中の集合までのいずれかである。
【００１３】サーバ１２は、他のサーバ１２および／ま
たは一人または複数のクライアント１４と通信中である
ように図示されている。これらの通信回線は、連続して
いる場合もあるし、時々とぎれる場合もある。クライア
ントとサーバ間の最も一般的なやりとりは、種々のサー
バ１２に保存されているデータに対する「読出し」また
は「書込み」要求の形で発生する。「読出し」または
「書込み」要求は、データベースに保存されている特定
データ項目に対して指定的なものである場合もあるし、
あるいは、データベース照会の形を取る場合もある。例
えば、「読出し」は、「特定ファイルの中身をリターン
せよ」というような単純な検索回収作業の場合もある
し、「１００，０００ドル以上になった全従業員の氏名
をリターンせよ」というような複雑な照会の場合もあ
る。書込み操作はデータベースを更新する。一方、「書
込み」は、データ項目の作成、変更、削除に関わる場合
もある。実際のところ、書込みは、サーバのデータベー
スの複数の項目を最小限更新するトランザクションを表
す場合さえある。
【００１４】時間依存成分を有するので、サーバのデー
タベースを見ることは、しばしば役に立つ。従って、
「ＤＢ（Ｓ，ｔ）」は、時間ｔ以前にサーバＳに受信さ
れた、順序付けられた「書込み」配列であると定義され
る。ｔが現在の時間である場合には、それは、ＤＢ
（Ｓ）として書き込まれ、サーバのデータベースの現在
の内容を表す。概念的にサーバＳは、空のデータベース
で初めて所定順序でＤＢ（Ｓ）の各書込みを適用するこ
とによって、自身のデータベースのコピーを作成する。
実際的には、サーバは、結果として得られたデータベー
スのエントリの順序が変更されないでいる限り、別の順
序で書込みを処理できる。従って、例えば、ＤＢ（Ｓ）
の書込みの順序は、必ずしもサーバＳが最初に書込みを
受信した順序とは一致しない。
【００１５】アップデートは時間をかけて（極めて小さ
くでもなく、瞬時にでもなく）徐々に普及するので、モ
デル１０のデータべースは「弱一貫性」である。弱一貫
性であるため、サーバが異なるとデータベースのコピー
が変化する。すなわち、二台のサーバＳ１とＳ２につい
て、ＤＢ（Ｓ１，ｔ）とＤＢ（Ｓ２，ｔ）は必ずしも等
しくない。しかしながら、アップデートが無い状態では
サーバは全く同じデータベースへ収束するので「究極的
一貫性」が存在する。言い換えると、各々の書込みＷに
ついて、どのサーバＳのＤＢ（Ｓ，ｔ）にもＷが存在す
る時間ｔが存在する。偶発的一貫性は、「全伝播」（す
なわち、更新された全データが最後に各サーバに受信さ
れる場合）と「一貫した順序付け」（すなわち、「順序
依存性」を有する書込みが、全部のサーバで同様に順序
付けられた場合）という二特性によって決まる。
【００１６】究極的一貫性を得るために、モデル１０
は、種々サーバをわたるデータの複製について二つの仮
定を立てる。まず、モデル１０は、複製が「遅延」伝播
によって行われると仮定する。遅延伝播は、各々の書込
みが時間をかけて他のサーバに伝播されるものである。
第二に、モデル１０は、全部のサーバは全部の「非可
変」書込み（すなわち、データベースへの適用の「順
序」により、異なる二つのデータベースになる書込み）
を同じ順序でデータベースに適用する、と仮定する。そ
のため、「書込み順序（Ｗ１，Ｗ２）」は、書込みＷ２
の前に書込みＷ１が順序付けられているか否かを示す論
理術語として定義される。このように、書込み順序（Ｗ
１，Ｗ２）が真であれば、Ｗ１は、Ｗ１とＷ２の両方を
受信したいずれかサーバのＤＢ（Ｓ）で、Ｗ２の前に順
序付けられるはずである。
【００１７】究極的一貫システムでは、サーバは、書込
みの順序に同意する（従って、論理書込み順序（Ｗ１，
Ｗ２）が満足されているか検査もする）ための種々技術
のいずれかを利用できる。かかる技術の一つでは、書込
みは、提示される書込み要求の順序に基づいてサーバが
与える「発信タイムスタンプ」によって順序付けられ
る。しかしながら、書込みが実施された実際の時間によ
って書込みを順序付けるという要求がないので、書込み
順序を決定するためにタイムスタンプを利用することは
サーバがクロックに同期していたことを意味するもので
はない。
【００１８】結論として、弱一貫性のシステムは矛盾の
ある書込みを生じさせる。すなわち、二台のクライアン
トが同じデータ項目に対して同時的な両立し得ない更新
を行うことがある。既存のシステムは、いろいろな方法
で矛盾のある書込みを解決する。システムの中には、書
込み順序によって、どの書込みが最初に命ぜられたかを
判断するものもあるし、検出された矛盾の解決を人間に
頼るものもある。
【００１９】図２で、矢印の付いた線は、クライアン
ト、サーバ、セッションマネージャとして識別される実
体の、説明に役立つ通信経路を表す。これらの実体は、
同じもしくは異なるホストに常駐する。その場合、最適
なのは別々の通信手段にすることである。例えば、ホス
トの同じアドレス空間に二つの実体が常駐する場合は、
単純な手続き呼び出しが適切な通信手段であるのに対
し、二つの実体が異なるホストに常駐する場合は遠隔手
順呼び出し（ＲＰＣ）が最適である。
【００２０】クライアント１４は、セッション操作の一
部として、セッションマネージャ２２とやりとりする。
同一セッションに複数のクライアントが属する場合もあ
るし、各々のクライアントが複数のセッションに参加す
る場合もある。いずれか任意のセッションは、一つのセ
ッションマネージャによって操作されるが、一つのセッ
ションマネージャが複数のセッションを操作する場合も
ある。セッションマネージャ２２は、クライアント１４
に代わってサーバとやりとりする。サーバは自分たち同
士でやりとりを行って、更新を伝播する。
【００２１】各セッションは、セッション識別子が付随
する。セッション識別子は、セッションマネージャによ
って異なるセッションを区別するために使用される。同
一セッション識別子を使用することにより、複数クライ
アントが一つのセッションに参加することができる。従
って、クライアントは、共有したいセッションのセッシ
ョン識別子を交換できなくてはならない。
【００２２】セッションマネージャ２２は、セッション
の初期設定、セッション毎のデータ保証集合の選択、セ
ッション毎のこれら保証の実施、を処理する。サーバ１
２からのデータベースサービスは、一般的にはクライア
ント１４から要求される。クライアントはセッションの
一部として要求を行う。セッションの一貫性保証を実施
するために、クライアントは、そのセッションに対して
応答可能なセッションマネージャ２２にＳの要求を行
う。セッションマネージャは適当なサーバとやりとりし
て、クライアントのデータベース要求を実施する。
【００２３】クライアントとセッションマネージャが、
セッションならびにそれらの保証を実施するので、サー
バは一般に、どのセッションが活動中であるかを知らな
い。サーバ１２は、要求を満足するデータを、そのデー
タベース３０から検索回収した後、それを要求元にリタ
ーンすることによって、読出し要求を処理する。書込み
要求は一般に、そのデータベースの内容を変更すること
によって処理される。
【００２４】この特定実施例を実施するには、各々のサ
ーバは、自分の現在の状態を記憶する必要がある。大ま
かに言うと、サーバの「状態」は、サーバが「知ってい
る」全書込みの集合のことである。この書込み情報の細
分性は、データの大きさによって異なる。しかしなが
ら、書込み情報の細分化が細かいほど、保証実施の諸経
費が大きくなる。
【００２５】この状態情報の目的は、サーバのデータベ
ースが十分に「最新な」ものであるか否かを判断し、一
貫性保証の実施を容易にすることである。到達可能ない
ずれのサーバのデータベースも十分に「最新な」もので
なかった場合には、セッションマネージャはクライアン
トに通知を行う。大まかな意味で、「セッション」と
は、一台または複数台のクライアントによって出された
一連の読出しおよび書込み要求である。このように、ク
ライアントは、セッションの開始とその持続時間の制御
に多大な自由裁量を与えられる。更に、下記の基本命令
により、更なる機能性も提供される。
【００２６】
【表１】
【表２】
【表３】
【００２７】表１〜３のセッションマネージャの一実施
例の概略に示されているように、セッションの基本命令
により、クライアントはセッションを開始、終了、格下
げ、コピー作成、併合することができる。セッションを
「開始」するには、クライアントはセッションマネージ
ャにＳｔａｒｔ Ｓｅｓｓｉｏｎを呼び出す。セッショ
ンマネージャは、それに応答して、「セッションＩＤ」
（”ＳＩＤ”）により固有に識別される「セッション状
態」を、割り当てる。セッション状態は、”Ｒｅａｄ
Ｓｅｔ”、”Ｗｒｉｔｅ Ｓｅｔ”、”Ｇｕａｒａｎｔ
ｅｅ Ｓｅｔ”といった状態変数を含む。
【００２８】”Ｇｕａｒａｎｔｅｅ Ｓｅｔ”は、クラ
イアントからセッションマネージャに渡されるパラメー
タである。従って、このパラメータは、セッションの最
中に実施されるべく指定された所定保証事項のリストで
ある。任意のセッションの”Ｒｅａｄ Ｓｅｔ”は、セ
ッション中に発生する読出しに「関連した」書込み集合
である。この書込み集合は、そのサーバで実施される読
出し結果によって指定の保証集合が満たされることを保
証することがサーバに知られなくてはならない書込み集
合となるように定義される。Ｒｅａｄ Ｓｅｔは、セッ
ション中に発生したあらゆる読出しの関連書込み集合の
和集合である。Ｒｅａｄ Ｓｅｔに含まれる書込みは、
クライアントの書込みから、または、別のサーバから生
じる。”Ｗｒｉｔｅ Ｓｅｔ”は、クライアントまたは
任意セッションのクライアント関係者から発生する。
【００２９】セッションを「終わらせる」には、クライ
アントはセッションマネージャでＥｎｄ Ｓｅｓｓｉｏ
ｎを呼び出して、終了させるセッションを固有に識別す
るＳＩＤを渡す。セッションを終わらせるとき、セッシ
ョンマネージャは、終了されたセッションの状態に対し
て予め割り当てられていたメモリを単に割り当て解除
し、ＳＩＤの参照を外す。
【００３０】図１４は、いくつかのコードルーチン１９
０（例えば、Ｓｔａｒｔ Ｓｅｓｓｉｏｎコード１９２
が供給される）とセッション状態２１０の記憶領域から
成るセッションマネージャのブロック図である。図３
は、アプリケーション業務２４による具体例としてのセ
ッションを図示したものであり、そのコード３２が示さ
れている。セッションマネージャ２２は、ライブラリと
してリンクされることによるアプリケーション業務２４
の一部である場合もあるし、アプリケーション業務とは
関係無く、ネームサービスにより捜し出され、ＲＰＳイ
ンフラストラクチャによりアクセスされる別個のプロセ
スの場合もある。
【００３１】アプリケーション業務２４は、セッション
中に実施したい所定保証事項のリストを渡す。次に、セ
ッションマネージャ２２は、セッションを識別するため
にセッションＩＤ（”Ｇ１”）をリターンする。”Ｇ
１”は、ＧＳ（すなわち、保証集合）２１４、ＲＳ（す
なわち、Ｒｅａｄ Ｓｅｔ）２１６、ＷＳ（すなわち、
Ｗｒｉｔｅ Ｓｅｔ）２１８というフィールドを含むセ
ッション状態２１０に対するポインタ２１２として実施
される。これらのフィールドは、動的にリンクされるリ
スト、従って、セッションの最中にフィールドを成長さ
せるリストとして実施される。セッションマネージャの
記憶領域は、一度に一つ以上の活動中セッション（例え
ば、セッションＧ２ ２２０）を含む。
【００３２】セッションの一部である、後続のあらゆる
読出しおよび書込みは、存在セッションＩＤ，Ｇ１を含
んでいる。読出しおよび書込みコマンドは、各々、セッ
ションマネージャ１９０にある読出しおよび書込み手順
に対する呼び出しとして実施される。読出しの場合、セ
ッションマネージャはセッションＩＤ Ｇ１を積極的に
取り去り、どのサーバが十分に最新であるか確認し、こ
のようなサーバの少なくとも一つに待ち行列を発行し、
その結果をアプリケーション業務に戻し、必要に応じて
セッション状態のＲＳを更新する。書込みの場合、セッ
ションマネージャ１９０はセッションＩＤ Ｇ１を取り
去り、そのサーバが適切であるか確認し、少なくとも一
つの適切なサーバにアップデートを発行し、必要に応じ
てセッション状態のＷＳを更新する。
【００３３】セッションを終了する場合、アプリケーシ
ョン業務２４はＥｎｄ Ｓｅｓｓｉｏｎコールを出す。
次いで、セッションマネージャは、セッションＧ１に使
用されていた記憶領域を回復し、当該特定セッションの
セッションＩＤの参照を外す。
【００３４】前述の実施例の場合、サーバの協同につい
て、三つの仮定が立てられている。 （１） 各クライアントが始めた書込みの場合、サーバ
はその書込みに固有に割り当てられた、そのシステムで
唯一の書込みＩＤ（ＷＩＤ）をリターンする。 （２） 各読出しの場合、サーバは、待つ行列の結果
と、当該「読出し」に「関係する」ＷＩＤの集合をリタ
ーンする。 （３） クライアントは、サーバの状態（すなわち、サ
ーバに「知られている」全部の書込みの集合）を獲得で
きる。
【００３５】クライアントの読出しに応じてＷＩＤがサ
ーバからセッションマネージャに戻されると、読出しに
関連するＷＩＤがＲｅａｄ Ｓｅｔに添えられる。同様
に、クライアントの書込みに応じて返されるＷＩＤは、
Ｗｒｉｔｅ Ｓｅｔに添えられる。
【００３６】各クライアントは、自分自身の一貫性 対
利用可能性のトレードオフを、システム基模のデザイ
ン選択として享受するのではなく、自由に決定できる。
クライアントにとってのの「優れた」戦略は、このよう
な保証を最少数選択してクライアントの目的に合わせる
ことであるが、これは、そうすることにより、任意のセ
ッションの最中に出される特定の読出し／書込み要求
が、いずれかの適切なサーバによって満足される機会が
最大限になるからである。
【００３７】一旦、セッションが始まると（そして、最
初に保証の部分集合が選択されると）、クライアントは
セッションマネージャに対してＤｏｗｎｇｒａｄｅ Ｇ
ｕａｒａｎｔｅｅを呼び出すことによって保証を格下げ
することもある。いずれか与えられた時間に実施される
全ての保証はセッション開始からの実施であるので、保
証の格下げは「統合された」セッションという概念を失
なわない。
【００３８】ユーザならびにアプリケーション業務は、
データベースを更新し、その後すぐに、まだ更新されて
いない別のサーバで読んだために、その更新が消えてし
まったように見えることを確認するだけのためにデータ
ベースから読出しを行なうと混乱をきたす危険があるの
で、「自分の書込み読出し（ＲＹＷ）」保証が望まし
い。この保証は、あるセッション内で行われたいずれか
書込みの効果を、そのセッション内の読出しで見られる
ことを保証するものである。具体的にいうと、次の通り
である。
【００３９】ＲＹＷ−保証： セッション中に、読出し
Ｒが書込みＷの次にある場合、Ｒは時間ｔにサーバＳに
て実施され、その後、ＷはＤＢ（Ｓ，ｔ）に収められ
る。
【００４０】アプリケーション業務は、同データ項目の
書込みに続く読出しが直前に書き込まれた情報をリター
ンするということを保証されない。これは、読出しはセ
ッション外で実施された（おそらく他のクライアントに
よる）別の書込みを見る場合もあるからである。
【００４１】図４と５は、ＲＹＷ保証の重要性と効果を
説明するものである。図４は、ＲＹＷを実施しないで、
望ましくない結果が生じる筋書を示す。
【００４２】ステップ４１： クライアント１４ａ（”
Ｃ１”）は、＄１００から＄１５０への新残高を反映す
べく自分の新預金口座をサーバ１２ａ（Ｓ１）にて更新
する。 ステップ４２： Ｓ１は、その変更をサーバ１２ｃ（Ｓ
ｎ）に「遅延」伝播する。 ステップ４３と４４： 続いて、Ｃ１はサーバ１２ｂ
（Ｓ２）にて自分の口座残高を「読出し」、「古い」預
金残高＄１００を受け取る。 ステップ４５： それからしばらくして、Ｓ１はＳ２へ
更新を遅延伝播する。
【００４３】図５は、図４と同じ筋書であるが、ＲＹＷ
保証が選択および実施されている点が異なる。図４で
は、クライアントＣ１が次のプログラムを実行すると仮
定する。 Ｇ＝Ｓｔａｒｔ Ｓｅｓｓｉｏｎ（ＲＹＷ）； Ｗｒｉｔｅ（Ｇ，Ｘ，１５０）； Ｖａｌｕｅ＝Ｒｅａｄ（Ｇ，Ｘ）； Ｅｎｄ Ｓｅｓｓｉｏｎ（Ｇ）；
【００４４】ステップ５１： Ｃ１はセッションＧを
「開始」し、新残高＄１５０をＳ１に書き込む。 ステップ５２： Ｓ１はその書込みに対してＷＩＤを割
り当てて、Ｃ１にリターンする。 ステップ５３： Ｃ１は、新ＷＩＤをそのＷｒｉｔｅ
Ｓｅｔに添る。 ステップ５４： Ｓ１は、現在のデータならびに元の更
新要求に関わるＷＩＤを、Ｓｎに遅延更新する。 ステップ５５： Ｃ１は、Ｓ１またはＳｎから、セッシ
ョンＧで読み出さなくてはならないことを「発見」す
る。 ステップ５６： Ｃ１はセッションＧにてＳｎから読出
しを行う。 ステップ５７： Ｓ２は新残高＄１５０をリターンす
る。 ステップ５８： Ｓ１は後でＳ２を更新する。
【００４５】ステップ５５の「発見」は、Ｃ１のセッシ
ョンマネージャによって実施されるプロセスであって、
実施保証に対するクライアントの要求を満足するデータ
を有する適当なサーバ集合を見つけることである。大ま
かにいうと、これは、クライアントの現要求に応じて、
任意のクライアントが「到達可能な」全部のサーバを捜
し出し、そのようなサーバ全部に対して、それらの書込
み情報（すなわち、サーバの書込み集合またはＤＢ
（Ｓ））の照会を行い、サーバの書込み集合とクライア
ントのＷｒｉｔｅ Ｓｅｔおよび／またはＲｅａｄ Ｓ
ｅｔを比較して、これらサーバのＷｒｉｔｅ Ｓｅｔが
クライアントのＷｒｉｔｅ Ｓｅｔおよび／またはＲｅ
ａｄ Ｓｅｔを含んでいるか検査することによって、達
成される。いずれのサーバのＷｒｉｔｅ Ｓｅｔもこの
検査を満足しない場合には、データは「保証」されな
い。それにも関わらず、クライアントはセッションを終
了し、保証に関わり無く、とにかくデータを検索回収す
ることを選択できる。
【００４６】自分の書込み読出し保証の実施は、二つの
基本ステップを必要とする。サーバにより書込みが受け
付けられた場合には必ず、セッションの書込み集合にそ
の割り当てＷＩＤが加えられる。サーバＳの時間ｔの各
読出しの前に、セッションマネージャは、その書込み集
合がＤＢ（Ｓ，ｔ）の部分集合であることを確認しなく
てはならない。この確認は、クライアントの書込み集合
をサーバに渡すことによってサーバで行うことも、サー
バのＷＩＤリストを検索回収することによってクライア
ントで行うことも出来る。セッションマネージャは、チ
ェックが成功したものを発見するまで、利用可能サーバ
を試し続けることが出来る。適切なサーバが見つからな
い場合、保証が提供されないことをクライアントに対し
て報告する。
【００４７】２．２．２ 「単調読出し」保証（ＭＲ） 単調読出し保証では、ユーザは、時間をかけてどんどん
最新化するデータベースを観察することができる。単調
読出し保証は、セッション内の以前の読出しで書込み効
果がも目撃された全部の書込みが入っているデータベー
スコピーに対してのみ、読出し操作が行われることを保
証するものである。
【００４８】二つの付加定義（「完全」と「関連書込
み」）が必要である。直感的にいうと、書込み集合がデ
ータベースの書込みの「十分」を含んでいれば、書込み
集合は読出しの結果を「完全」に判断するので、書込み
集合に対する読出し実行の結果は、全データベースに対
する読出し実行と同じものである。具体的にいうと、Ｗ
ＳがＤＢ（Ｓ，ｔ）の部分集合である場合、あるいは、
部分集合であるだけでも、書込み集合ＷＳは、読出しＲ
とＤＢ（Ｓ，ｔ）について完全であり、ならびに、ＷＳ
を含み且つＤＢ（Ｓ，ｔ）の部分集合でもあるいずれか
集合ＷＳ２について、ＷＳ２に適用される結果Ｒは、Ｄ
Ｂ（Ｓ，ｔ）に適用される結果Ｒと同じである。
【００４９】「関連書込み（Ｓ，ｔ、Ｒ）」とは、読出
しＲとＤＢ（Ｓ，ｔ）にとって完全な最小書込み集合を
リターンする機能のことである。ＤＢ（Ｓ，ｔ）は、い
ずれか読出しについて完全であるから、完全集合は確か
に存在する。最小完全集合が固有のものでない場合、結
合は、自由裁量であるが決定論的に破壊される。これら
の定義から、単調読出し保証は次のように正確に定義で
きる。
【００５０】ＭＲ−保証： セッションでＲ２の前に読
出しＲ１が発生し、Ｒ１は時間ｔ１にサーバＳ１にアク
セスし、Ｒ２は時間ｔ２にサーバＳ２にアクセスするな
らば、関連書込み（Ｓ１，ｔ１，Ｒ１）は、ＤＢ（Ｓ
２，ｔ２）のサーブ集合である。
【００５１】図６と７は、一例としてのクライアントの
要求でアプリケーションに応じて、ＭＲ保証を図で示し
たものである。図６は、ＭＲ保証がない場合の結果を示
す。 ステップ６１： Ｃ１はサーバＳ１にて、＄１００から
＄１５０への新残高を反映するように、自分の預金口座
を更新する。 ステップ６２： Ｓ１は、その変更をサーバＳｎに「遅
延」伝播する。 ステップ６３とステップ６４： 次いでＣ２は、Ｓｎに
てＣ１の口座残高の「読出し」を行って、「新しい」口
座残高＄１５０を受け取る。 ステップ６５とステップ６６： 再びＣ２は、Ｃ１の口
座残高を、今度はＳ２から読出し、「古い」残高＄１０
０を受け取る。 ステップ６７： それからしばらくして、Ｓ１はＳ２へ
更新を遅延伝播する。
【００５２】このように、Ｃ２は、後続読出しが少なく
とも先程の読出しと同じくらいに最新ものであることを
保証することなく、先程読出したデータを読み出すこと
を許可される。
【００５３】図７は、図６と同じ筋書であるが、ＭＲ保
証が実施されている点が異なる。図７では、クライアン
トＣ２が次のプログラムを実行すると仮定する。 Ｇ＝Ｓｔａｒｔ Ｓｅｓｓｉｏｎ（ＭＲ）； Ｗｒｉｔｅ（Ｇ，Ｘ）； Ｖａｌｕｅ＝Ｒｅａｄ（Ｇ，Ｘ）； Ｅｎｄ Ｓｅｓｓｉｏｎ（Ｇ）；
【００５４】ステップ７１と７２： Ｃ１はセッション
Ｇを「開始」し、＄１５０という新残高をＳ１に書き込
む。Ｓ１はその書込みに対する固有のＷＩＤをリターン
する。 ステップ７３： Ｓ１は、ＷＩＤと一緒に、更新をＳｎ
に遅延伝播する。 ステップ７４と７５： Ｃ２はＳｎから残高を読み出
す。Ｓｎは要求に応じて、その結果に関連するＷＩＤと
一緒に、残高をリターンする。 ステップ７６： Ｃ２は、そのセッション状態で格納さ
れているそのＲｅａｄ Ｓｅｔに、ＷＩＤを収める。 ステップ７７： その後、Ｃ２は残高の別のコピーを欲
し、Ｓ１とＳｎだけが「十分に」最新なものであること
を「発見」する。 ステップ７８と７９： Ｃ２は残高について、Ｓ１の読
出し要求を行う。Ｓ１は、ＷＩＤと一緒に残高をリター
ンする。 ステップ８０： Ｓ１は後で、ＷＩＤと一緒にＳ２を更
新する。
【００５５】ステップ７７で、Ｓ１とＳｎが「十分に」
最新な唯一のサーバであるというＣ２の発見は、ＲＹＷ
保証について前述されたのと同様な発見プロセスを伴う
ものである。唯一異なるのは、ＭＲ保証は、クライアン
トの（Ｗｒｉｔｅ Ｓｅｔではなく）Ｒｅａｄ Ｓｅｔ
に対してサーバのＷＩＤを比較することである。
【００５６】読出し後書込み保証は、全部のサーバに
て、伝統的な読出し／書込み依存が、書込み順に保存さ
れることを保証するものである。従って、データベース
のあらゆるコピーにおいて、セッション中になされた書
込みは、そのセッション中の以前の読出しで効果が目撃
された書込みの後に順序付けられる。
【００５７】ＷＦＲ−保証： セッション内で読出しＲ
１が書込みＷ２に先んじ、Ｒ１が時間ｔ１にサーバＳ１
で実施されるならば、いずれかサーバＳ２について、Ｗ
２がＤＢ（Ｓ２）にある場合、関連書込み（Ｓ１，ｔ
１，Ｒ１）のいずれかＷ１もＤＢ（Ｓ２）と書込み順序
（Ｗ１，Ｗ２）にある。
【００５８】前述の二つの保証と違って、この保証は、
セッション外のクライアントに影響を及ぼす。以前に目
撃されている書込みの後にクライアントの実施する書込
みが発生することをセッションが観察するだけでなく、
他のすべてのクライアントも、セッション保証を要求し
ているか否かに関わり無く、同一な書込み順序付けを見
る。
【００５９】ＷＦＲ保証は、定義されている通り、書込
み操作に関する二つの制約に関連がある。「書込み順
序」に関する制約は、結局、全部のデータベースの複製
が反映する全体的な順序で、書込みが以前の関連書込み
に続くことを保証する。「伝播」に関する制約は、全部
のサーバ（従って、全部のクライアントも）は、関わり
のある以前の書込み全部を目撃した後に、ある書込みを
見るだけであることを保証する。アプリケーション業務
の中には、下記の読出し後書込み緩和変更がサポートさ
れるように、これらの制約の一方のみを要求するものも
ある。
【００６０】ＷＦＲＯ−保証（「順序」制約）： セッ
ション内で読出しＲ１が書込みＷ２に先んじ、Ｒ１が時
間ｔ１にサーバＳ１で実施されるならば、関連書込み
（Ｓ１，ｔ１，Ｒ１）のいずれかＷ１について、書込み
順序（Ｗ１，Ｗ２）である。 ＷＦＲＯ−保証（「伝播」制約）： セッション内で読
出しＲ１が書込みＷ２に先んじ、Ｒ１が時間ｔ１にサー
バＳ１で実施されるならば、いずれかのサーバＳ２もつ
いて、Ｗ２がＤＢ（Ｓ２）にあれば、関連書込み（Ｓ
１，ｔ１，Ｒ１）のいずれかＷ１もＤＢ（Ｓ２）にあ
る。
【００６１】図８と９は、一例としてのクライアントの
要求に関連したＷＦＲ保証を図で示すものである。図８
は、ＷＦＲ保証が実施されない場合の結果を示す。 ステップ８１： Ｃ１はサーバＳ１にて、＄１００から
＄１５０への新残高を反映するように、自分の預金口座
を更新する。 ステップ８２： Ｓ１は、その変更をサーバＳｎに「遅
延」伝播する。 ステップ８３とステップ８４： 次いでＣ２は、Ｓｎに
てＣ１の＄１５０となる口座残高の「読出し」を行う。 ステップ８５： Ｃ２は新残高＄２００をＳ２に書き込
む。 ステップ８６： Ｓ２は＄２００という値をＳｎに伝播
する。しかしながら、Ｓｎは、残高は＄１５０のまま、
Ｃ１からの更新をＣ２からの更新の後ろに順序付ける。 ステップ８７： Ｓ１は＄１５０という値をＳ２に伝播
する。このとき、Ｓ２は残高について、Ｃ１からの＄１
５０とＣ２からの＄２００という二種類の更新を受け取
っている。Ｓ２は、値は＄１５０のまま、Ｃ１からの更
新を、Ｃ２からの更新の後に順序付ける。 ステップ８８： Ｓ２は、＄２００という値をＳ１に伝
播する。今度は、Ｓ１は残高について、Ｃ１からの＄１
５０とＣ２からの＄２００という二種類の更新を受け取
っている。Ｓ１は、所定のアルゴリズムを利用して、値
は＄１５０のまま、Ｃ１からの更新を、Ｃ２からの更新
の後に順序付けるが、である。
【００６２】ステップ８７の後、Ｓ２の残高の現バージ
ョンは、実際には正しい現残高に先行するバージョンで
ある。
【００６３】図９は、図８と同じ筋書であるが、ＷＦＲ
保証が実施されている点が異なる。図９では、クライア
ントＣ２が次のプログラムを実行すると仮定する。 Ｇ＝Ｓｔａｒｔ Ｓｅｓｓｉｏｎ（ＷＦＲ）； Ｖａｌｕｅ＝Ｒｅａｄ（Ｇ，Ｘ）； Ｗｒｉｔｅ（Ｇ，Ｘ，Ｖａｌｕｅ＋５０）； Ｅｎｄ Ｓｅｓｓｉｏｎ（Ｇ）；
【００６４】ステップ９１と９２： Ｃ１はセッション
Ｇを「開始」し、＄１５０という新残高をＳ１に書き込
む。Ｓ１はその書込みに対する固有のＷＩＤをリターン
する。 ステップ９３： Ｓ１は、ＷＩＤと一緒に、更新をＳｎ
に遅延伝播する。 ステップ９４と９５： Ｃ２はＳｎから残高を読み出
す。Ｓｎは要求に応じて、その結果に関連するＷＩＤと
一緒に、残高をリターンする。 ステップ９６： Ｃ２は、そのセッション状態にて格納
されているそのＲｅａｄ ＳｅｔにＷＩＤを収める。 ステップ９７： その後、Ｃ２は残高を更新することを
欲し、Ｓ１とＳｎだけが「十分に」最新なものであるこ
とを「発見」する。 ステップ９８と９９： Ｃ２は残高について、Ｓｎの書
込み要求を行う。Ｓｎは固有ＷＩＤをリターンする。 ステップ１００： Ｓｎは後で、ＷＩＤと一緒に、Ｓ１
とＳｎで行われた書き込みを、その書込み順序で渡すこ
とによって、Ｓ２を更新する。 ステップ１０１： Ｓ１は、ＷＩＤと一緒に、その更新
されたデータを渡すが、Ｓ２は、既にこのＷＩＤを見た
と知らせるので、この更新を再処理することはない。 ステップ１０２： その後、Ｓｎはその更新データと固
有ＷＩＤを利用して、Ｓ１を更新する。
【００６５】自分の書込み読出し保証ならびに単調読出
し保証と違って、読出し後書込み保証を実施するには、
サーバの挙動に二つの追加制約を課す必要がある。
【００６６】制約１： サーバが時間ｔにクライアント
から新しい書込みＷ２を受け付けるとき、既にＤＢ
（Ｓ，ｔ）に入っているいずれかＷ１について、書込み
順序（Ｗ１，Ｗ２）が真であることを保証する。 制約２： Ｗ２が、時間ｔにサーバＳ１からサーバＳ２
へ伝播されるならば、いずれか先に順序付けられたＤＢ
（Ｓ１，ｔ）内のＷ１もＳ２に伝播される。
【００６７】これら二つの制約は、いずれかＤＢ（Ｓ，
ｔ）内の書込みに対してではなく、セッションの読出し
集合または書込み集合のいずれか書込みＷ１に対して守
られなくてはならない。
【００６８】単調書込み保証は、セッション内の或る書
込みは、必ず以前の書込みの後に続くということを意味
するものである。具体的に述べると次の通りである。
【００６９】ＭＷ−保証： セッション内で書込みＷ１
が書込みＷ２に先んじるならば、いずれかサーバＳ２に
ついて、Ｗ２がＤＢ（Ｓ２）内にあれば、Ｓ１もＤＢ
（Ｓ２）と書込み順序（Ｗ１，Ｗ２）にある。
【００７０】この保証は、セッションのユーザならびに
セッション外のユーザの両方に関連のある保証を提供す
る。書込み後読出し保証でそうであったように、アプリ
ケーション業務が書込み順序と書込み伝播を別々に制御
できるよう、変更態様を定義することも出来る。
【００７１】図１０と１１は、各々、ＭＷ保証が実施さ
れていないクライアントトランザクションと実施されて
いるクライアントトランザクションを示すものである。
図１０では、次の通りである。 ステップ１１１： Ｃ１はＳ１にて、＄１００から＄１
５０への残高を反映するように、自分の預金口座を更新
する。 ステップ１１２： Ｃ１はＳ２にて、残高＄２００を反
映するように、同じ預金口座を更新する。 ステップ１１３： Ｓ２は＄２００という更新値をＳｎ
に「遅延」伝播する。 ステップ１１４と１１５： Ｓ１は、＄１５０という値
をＳｎに伝播する。従って、Ｓｎはは残高について、Ｓ
１からの＄１５０とＷ２からの＄２００という二種類の
更新を持っている。Ｓｎは順序付けアルゴリズムを適用
して、値は＄１５０のまま、Ｓ１からの更新をＳ２から
の更新の後に順序付ける。従って、Ｓ１は＄１５０とい
う値をＳ２に伝播し、結果として、Ｓ２の最終残高は＄
１５０である。 ステップ１１６： Ｓ２は、＄２００という値をＳ１に
伝播する。このとき、Ｓ１は残高について、Ｃ１からの
＄１５０とＳ２からの＄２００という二種類の更新を受
け取っている。Ｓ１は、値は＄１５０のまま、Ｃ１から
の更新を、Ｓ２からの更新の後に順序付ける。
【００７２】ステップ１１４と１１５で、システムは、
古いデータ値が伝播されサーバのデータベースに組込ま
れる、すなわち、新しい方の更新を上書きすることを
「許容した」ため、データベースに非一貫性が入り込
む。
【００７３】図１１は、図１０と同じ筋書であるが、Ｍ
Ｒ保証が実施されている点が異なる。図１１では、クラ
イアントＣ２が次のプログラムを実行すると仮定する。 Ｇ＝Ｓｔａｒｔ Ｓｅｓｓｉｏｎ（ＭＲ）； Ｗｒｉｔｅ（Ｇ，Ｘ，１５０）； Ｗｒｉｔｅ（Ｇ，Ｘ，２００）； Ｅｎｄ Ｓｅｓｓｉｏｎ（Ｇ）；
【００７４】ステップ１２１、１２２、１２３： Ｃ１
は＄１５０という新残高をＳ１に書き込む。Ｓ１はその
書込みに対する固有のＷＩＤをリターンする。Ｃ１は、
そのＷｒｉｔｅ ＳｅｔにＷＩＤを収める。 ステップ１２４： Ｃ１は、再び残高を更新しようと
し、他のサーバが更新されていないので、Ｓ１に書込ま
なくてはならない、ということを発見する。 ステップ１２５、１２６、１２７： Ｃ２は新残高＄２
００を書き込む。Ｓ１は、その書込みに対する固有ＷＩ
Ｄをリターンする。Ｃ１はセッションのそのＷｒｉｔｅ
ＳｅｔにＷＩＤを収める。 ステップ１２８： Ｓ１は、二種類の更新を、それらの
ＷＩＤと一緒に、Ｓｎに伝播する。 ステップ１２９： Ｓ１は、二種類の更新を、それらの
ＷＩＤと一緒に、Ｓ２に伝播する。
【００７５】単調書込み保証は、読出し後書込み保証の
ものと同じサーバ挙動に関する制約を要する。これらの
制約が適所にあれば、単調読出しの実施は更に二つのス
テップを含む。サーバＳが時間ｔに書込みを受け付ける
には、サーバのデータベースＤＢ（Ｓ，ｔ）は、セッシ
ョンの書込み集合を含んでいなくてはならない。また、
サーバによって書込みが受け付けられる場合には、必
ず、それに割り当てられたＷＩＤが、その書込み集合に
加えられなくてはならない。
【００７６】バージョンベクトルは、四種類の保証の更
に効果的な実施を考慮するものである。バージョンベク
トルは、＜サーバ，クロック＞という順序の対であり、
各サーバに一組が割り当てられる。サーバの識別は、単
に、複製データベースの特定コピーに対する固有識別子
である。クロックは、人のサーバの単調に増加する論理
クロックの値である。この論理「クロック」に関する唯
一の制約は、サーバに受け付けられた各書込みの間に増
加しなくてはならない、ということである。＜サーバ，
クロック＞対はＷＩＤとしてうまく役立つ。このセクシ
ョンでは、かかるＷＩＤは最初に書込みを受け付けたサ
ーバによって割り当てられる、と仮定する。
【００７７】各サーバは、次の不変事項により、それ自
身のバージョンベクトルを維持する。サーバのバージョ
ンベクトルが＜Ｓ，ｃ＞であれば、サーバは、サーバＳ
のクロックの論理時間ｃ以前にサーバＳによってＷＩＤ
が割り当てられた全部の書込みを受け取っている。この
不変事項を維持するために、サーバは遅延伝播のあい
だ、割当てＷＩＤ順に書込みを転送しなくてはならな
い。サーバのバージョンベクトルは遅延伝播プロセスの
一部として更新されるので、バージョンベクトルはその
データベース内の書込み集合を正確に指定する。
【００７８】次のように、ＷＩＤ集合がバージョンベク
トルと交換される、幾分かもっと実際的な保証を実施す
ることが可能である。
【００７９】１） ＷＩＤ集合のコンパクトに表すバー
ジョンベクトルＶを求めるには、Ｖ［Ｓ］＝（Ｗでサー
バＳによって割り当てられた最新ＷＩＤの時間（Ｓから
書込みがない場合は０））、と置く。 ２） 二つのＷＩＤの集合、Ｗｓ１とＷｓ２の和集合を
表すバージョンベクトルＶを求めるには、まず、上記の
ように、Ｗｓ１からＶ１、Ｗｓ２からＶ２を求める。次
に、全部のＳについて、Ｖ［Ｓ］＝ＭＡＸ（Ｖ１
［Ｓ］，Ｖ２［Ｓ］）と置く。 ３） ＷＩＤの一方の集合Ｗｓ１が、他方のＷｓ２の部
分集合か否かを確認するには、まず、上記のように、Ｗ
ｓ１からＶ１、Ｗｓ２からＶ２を求める。次に、Ｖ２が
Ｖ１を優越しているかチェックして確認するが、この場
合、優越とは、各対応構成要素において、一方のベクト
ルが他方のベクトル以上であること、と定義される。
【００８０】図１５は、十分に「最新な」サーバ選集で
のバージョンベクトルの利用を示す。図示の通り、セッ
ションＧ１ ２１２について維持されている状態は、二
つのバージョンベクトルから成っている。一方は、セッ
ションの書込みを記録するためのもの（ＷＶ ２２
４’）であり、他方は、セッションの書込みを記録する
ためのもの（ＲＶ ２２２’）である（すなわち、セッ
ションの書込みに「関連のある」書込み）。受け付け可
能なサーバを見つけるには、セッションマネージャは、
これらのセッションベクトルの一方または両方がサーバ
のバージョンベクトルによって優越されていることを、
チェックしなくてはならない。どちらのセッションベク
トルをチェックするかは、セッション内で実施される操
作と提供される保証によって異なる。図１５の場合、Ｓ
１（１２ａ）のバージョンベクトルのみが、セッション
Ｇ１のＲＶ ２２２’を優越している。他のサーバから
Ｓ１が「見た」書込みは、少なくとも、セッションＧ１
が見た書込みと同じくらい最新なものである。Ｓｋ（１
２ｂ）のバージョンベクトルは、Ｓ１の書込みを、セッ
ションＧ１と同じくらい多く見てはいないので、優越し
てはいない。
【００８１】サーバは読出しの結果に基づいてバージョ
ンベクトルをリターンして、関連書込みを示す。実際的
には、サーバは一般に削除されたデータベースエントリ
を記憶していない。サーバは、バージョンベクトルに基
づいてデータベースのコピーを記憶しているだけであ
る。従って、サーバは、その現バージョンベクトルを関
連書込みの総評価として戻せるのである。これは、単調
読出し保証や書込み後読出し保証を損なうものではな
い。受け付け可能なサーバを選択したときにセッション
マメージャを過度に保守的にさせるだけである。
【００８２】セッションマネージャにおける保証の実施
は、図１２と１３に示されている。いずれか任意のセッ
ションの最中に出される各々の読出しおよび書込み要求
は、は、この手順に基づいてされる。基本的には、この
手順は、利用可能な（すなわち、到達可能な）サーバの
全体集合で開始して（ステップ１５０）、どの保証が選
択されたかにより、セッションＲｅａｄ Ｓｅｔ（また
はＷｒｉｔｅ Ｓｅｔ）が、任意のサーバＳで発生した
書込み（すなわち、ＤＢ（Ｓ））と比較される（ステッ
プ１６０と１６６）。セッションＲｅａｄ Ｓｅｔ（ま
たはＷｒｉｔｅ Ｓｅｔ）がＤＢ（Ｓ）に無いならば、Ｓ
は、クライアントの要求を処理するのに適したサーバで
はない（すなわち、その保証はそのサーバに合わない）
（ステップ１６２）。適切なサーバがあったなら（ステ
ップ１６８）、そのサーバで読出し（または書込み）要
求が処理される（各々、ステップ１７０以降または１７
６以降）。
【００８３】バージョンベクトル実施を達成するには、
この実施手順に対して、僅かながら変更が必要である。 ステップ１６０： サーバのバージョンベクトルがセッ
ションの読出しベクトルを「優越している」か、チェッ
クする。 ステップ１６６： サーバのバージョンベクトルがセッ
ションの書込みベクトルを「優越している」か、チェッ
クする。 ステップ１７２： セッションの読出しベクトル：＝Ｍ
ａｘ（読出しベクトル，関連書込みベクトル） ステップ１７８： セッションの書込みベクトル
［Ｓ］：＝ＷＩＤ．クロック
【００８４】以前にコンタクトされたサーバは、次の読
出しまたは書込み操作を実施するサーバの許容選択選肢
である。従って、セッションマネージャが任意のサーバ
から「離れない」場合には、チェックを飛ばすことが出
来る。セッションマネーがが別のサーバに切り換える場
合にのみ、サーバの現バージョンベクトルをセッション
のベクトルに比較しなくてはならない。十分に細心なサ
ーバを発見するのを簡単にするために、セッションマネ
ージャは種々サーバのバージョンベクトルを貯蔵でき
る。サーバのデータベースは、サーバが受け取って組込
んだ多数の書込みに基づいて時間をかけて成長できるの
みであるので、貯蔵されたバージョンベクトルは、サー
バの知識の下限を表すものである。
【図面の簡単な説明】
【図１】 クライアント／サーバ環境の図である。
【図２】 クライアントとサーバとセッションマネージ
ャの構成の一例を示す図である。
【図３】 クライアントの申し込みによって引き起こさ
れた単純なセッションの一例を示す図である。
【図４】 「自分の書込み読出し」保証が不在の場合の
クライアントトランザクションの一例を示す図である。
【図５】 「自分の書込み読出し」保証が存在する場合
のクライアントトランザクションの一例を示す図であ
る。
【図６】 「単調読出し」保証が課せられない場合のク
ライアントトランザクションを示す図である。
【図７】 「単調読出し」保証が課せられる場合のクラ
イアントトランザクションを示す図である。
【図８】 「読出し後書込み」保証が課せられない場合
のクライアントトランザクションを示す図である。
【図９】 「読出し後書込み」保証が課せられる場合の
クライアントトランザクションを示す図である。
【図１０】 「単調書込み」保証が課せられない場合の
クライアントトランザクションを示す図である。
【図１１】 「単調書込み」保証が課せられる場合のク
ライアントトランザクションを示す図である。
【図１２】 セッションマネージャによって実行される
発見ならびに実施プロセスのフローチャートである。
【図１３】 セッションマネージャによって実行される
発見ならびに実施プロセスのフローチャートである。
【図１４】 セッションマネージャのブロック図であ
る。
【図１５】 サーバが十分に最新情報に接しているかを
判定するバージョンベクトルの使用法を示す図である。
【符号の説明】
１０ モデル、１２ サーバ、１４ クライアント、２
２ セッションマネージャ、２４ アプリケーション業
務、３０ データベース、３２ コード、１９０コード
ルーチン、１９２ Ｓｔａｒｔ Ｓｅｓｓｉｏｎコー
ド、２１０ セッション状態、２１２ ポインタ、２１
４ 保証集合、２１６ Ｒｅａｄ Ｓｅｔ、２１８ Ｗ
ｒｉｔｅ Ｓｅｔ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 アラン・ジェイ・ディマース アメリカ合衆国 カリフォルニア州 95006 ブールダークリーク ホプキンス ガルチ 720 (72)発明者 カリン・ピーターセン アメリカ合衆国 カリフォルニア州 94025 メンロパーク シャロンパークド ライブ ＃エヌ307 350 (72)発明者 マイケル・ジェイ・スプライツァー アメリカ合衆国 カリフォルニア州 95376 トレイシー ブリストルコーンド ライブ 1941 (72)発明者 マービン・エム・サイマー アメリカ合衆国 カリフォルニア州 94043 マウンテンビュー アルビンスト リート 2447 (72)発明者 ブレント・ビー・ウェルチ アメリカ合衆国 カリフォルニア州 94043 マウンテンビュー デルアベニュ ー 2540

Claims (1)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 複数のサーバと複数のクライアントを有
    し、前記クライアントのうちの少なくともいくつかが、
    前記サーバが不一致なデータ値を包含する時間を含む種
    々の時間に種々のサーバにアクセスすることがあり、前
    記サーバは弱一貫性の複製データを保存し、前記データ
    は前記クライアントによりアクセス可能で且つ更新可能
    であり、前記データは、更新されると、前記更新データ
    を有するサーバによって前記更新データを有しないサー
    バに伝播されるデータベースシステムで、各々のセッシ
    ョンに属するアクセスまたは更新要求に対して、毎セッ
    ションベースで、いずれかセッションに参加しているあ
    らゆるクライアントに対して、前記データの関連一貫性
    保証を提供するための方法であって、 Ａ） 少なくとも一台のクライアントのデータベースア
    クセスおよび更新要求から各々が構成されているような
    複数のセッションを定義するステップと、 Ｂ） 前記少なくとも一台のクライアントによって、任
    意の保証の適切さが決定された場合に、所定の保証の集
    合から、各セッションの関連一貫性保証の関連部分集合
    を選択するステップと、 Ｃ） 少なくとも一台のクライアントがセッション中に
    異なるサーバにアクセスするときにおいても、前記セッ
    ションの最中に前記少なくとも一台のクライアントの選
    択保証を実施するステップ、とから成る、前記方法。
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JPH1063557A (ja) 分散ファイルの同期方式

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