JPH0820986B2 - 書き込みエラー検出用チェック・ビットの処理方法 - Google Patents
書き込みエラー検出用チェック・ビットの処理方法Info
- Publication number
- JPH0820986B2 JPH0820986B2 JP5221664A JP22166493A JPH0820986B2 JP H0820986 B2 JPH0820986 B2 JP H0820986B2 JP 5221664 A JP5221664 A JP 5221664A JP 22166493 A JP22166493 A JP 22166493A JP H0820986 B2 JPH0820986 B2 JP H0820986B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- page
- check bit
- secondary storage
- store
- bit
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Lifetime
Links
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1076—Parity data used in redundant arrays of independent storages, e.g. in RAID systems
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/08—Error detection or correction by redundancy in data representation, e.g. by using checking codes
- G06F11/10—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's
- G06F11/1008—Adding special bits or symbols to the coded information, e.g. parity check, casting out 9's or 11's in individual solid state devices
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
- G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
- G06F12/08—Addressing or allocation; Relocation in hierarchically structured memory systems, e.g. virtual memory systems
- G06F12/0802—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches
- G06F12/0866—Addressing of a memory level in which the access to the desired data or data block requires associative addressing means, e.g. caches for peripheral storage systems, e.g. disk cache
-
- 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
- Y10—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC
- Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y10S707/00—Data processing: database and file management or data structures
- Y10S707/99951—File or database maintenance
- Y10S707/99952—Coherency, e.g. same view to multiple users
- Y10S707/99953—Recoverability
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Quality & Reliability (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
- Techniques For Improving Reliability Of Storages (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は多重システムのデータ共
有複合体に係り、さらに詳細に説明すれば共有キャッシ
ュ・システム中の二次記憶装置へデータが書き込まれる
ときに生ずるエラーを検出する能力を維持することに係
る。
有複合体に係り、さらに詳細に説明すれば共有キャッシ
ュ・システム中の二次記憶装置へデータが書き込まれる
ときに生ずるエラーを検出する能力を維持することに係
る。
【０００２】
【従来の技術】ＩＢＭ ＴＤＢ，Ａｐｒｉｌ，１９８
３，ｐｐ．５５８９に記述されているような従来の技術
では、ページの如きデータベースの論理単位を書き込む
ときに生ずるエラーを検出するために、１論理単位の開
始端および終了端でチェック・ビットが利用されてい
る。例えば図１では、データの論理ページ１０は第１バ
イト１２および最終バイト１４をそれぞれ含んでいる。
第１バイト１２の第１ビット１３および最終バイト１４
の最初の２ビット１５、１６は「チェック・ビット」と
呼ばれ、このページが二次記憶装置へ書き込まれるとき
に生ずるエラーを検出するために利用される。このビッ
ト１３は特定の値へ初期設定され、ビット１５、１６は
これに対応する１つの値へ初期設定される。ビット１３
は２つの値へ設定することが可能であるから、ビット１
５、１６はビット１３の２つの可能な値ゼロおよび１に
対応する２つの異なる値へ設定される。
３，ｐｐ．５５８９に記述されているような従来の技術
では、ページの如きデータベースの論理単位を書き込む
ときに生ずるエラーを検出するために、１論理単位の開
始端および終了端でチェック・ビットが利用されてい
る。例えば図１では、データの論理ページ１０は第１バ
イト１２および最終バイト１４をそれぞれ含んでいる。
第１バイト１２の第１ビット１３および最終バイト１４
の最初の２ビット１５、１６は「チェック・ビット」と
呼ばれ、このページが二次記憶装置へ書き込まれるとき
に生ずるエラーを検出するために利用される。このビッ
ト１３は特定の値へ初期設定され、ビット１５、１６は
これに対応する１つの値へ初期設定される。ビット１３
は２つの値へ設定することが可能であるから、ビット１
５、１６はビット１３の２つの可能な値ゼロおよび１に
対応する２つの異なる値へ設定される。
【０００３】例えば、ビット１３がゼロへ設定される場
合はビット１５、１６は１０へ設定され、ビット１３が
１へ設定される場合はビット１５、１６は１１へ設定さ
れる。またデータベース管理システム（ＤＢＭＳ）がペ
ージ１０を二次記憶装置へ最初に書き込んだとき、ビッ
ト１３を特定の値へ設定するとともに、ビット１５、１
６をビット１３の値に対応するパターンへ設定するもの
と仮定する。次に、ページ１０は二次記憶装置から読み
取られ、例えばデータベース管理プロセッサのバッファ
へ記入される。もし、ページ１０が当該プロセッサによ
って変更（更新）されたという理由で、これを二次記憶
装置へ書き戻す必要があれば、ビット１３、１５および
１６は「フリップ（反転）」されることになる。すなわ
ち、ビット１３はその補数値へ設定され、ビット１５、
１６はこの値に関連するパターンへ設定されるのであ
る。これらのチェック・ビットは書き込みの前にフリッ
プされ、次いでページ１０の各バイトが第１バイトから
最終バイトの順に二次記憶装置へ書き込まれる。
合はビット１５、１６は１０へ設定され、ビット１３が
１へ設定される場合はビット１５、１６は１１へ設定さ
れる。またデータベース管理システム（ＤＢＭＳ）がペ
ージ１０を二次記憶装置へ最初に書き込んだとき、ビッ
ト１３を特定の値へ設定するとともに、ビット１５、１
６をビット１３の値に対応するパターンへ設定するもの
と仮定する。次に、ページ１０は二次記憶装置から読み
取られ、例えばデータベース管理プロセッサのバッファ
へ記入される。もし、ページ１０が当該プロセッサによ
って変更（更新）されたという理由で、これを二次記憶
装置へ書き戻す必要があれば、ビット１３、１５および
１６は「フリップ（反転）」されることになる。すなわ
ち、ビット１３はその補数値へ設定され、ビット１５、
１６はこの値に関連するパターンへ設定されるのであ
る。これらのチェック・ビットは書き込みの前にフリッ
プされ、次いでページ１０の各バイトが第１バイトから
最終バイトの順に二次記憶装置へ書き込まれる。
【０００４】その後、ページ１０が二次記憶装置から読
み取られる場合、読み取りシステムは、例えばチェック
回路１８で、ページ１０の第１バイトと最終バイトとの
間の関係をテストする。もし、この関係が前述のように
予測されたものであれば、ページ１０はこのテストに合
格し、かくて二次記憶装置への書き込みはエラー・フリ
ーであったとみなされる。さもなければ、読み取りシス
テムは二次記憶装置へのページ１０の最後の書き込みが
部分的なものであり、したがってデータ損失があったも
のと推定する。このような状況では、読み取りシステム
は、バックアップ・コピーおよびログ情報を使用してペ
ージ１０を回復する。
み取られる場合、読み取りシステムは、例えばチェック
回路１８で、ページ１０の第１バイトと最終バイトとの
間の関係をテストする。もし、この関係が前述のように
予測されたものであれば、ページ１０はこのテストに合
格し、かくて二次記憶装置への書き込みはエラー・フリ
ーであったとみなされる。さもなければ、読み取りシス
テムは二次記憶装置へのページ１０の最後の書き込みが
部分的なものであり、したがってデータ損失があったも
のと推定する。このような状況では、読み取りシステム
は、バックアップ・コピーおよびログ情報を使用してペ
ージ１０を回復する。
【０００５】前述のような書き込みエラー検出手順の実
施は、要求に応じて二次記憶装置からバッファへ各ペー
ジを読み取る如き、単一のデータベース管理システム
（ＤＢＭＳ）に制限されている。しかし、トランザクシ
ョンがこのバッファ中のページを更新し、そしてＤＢＭ
Ｓが後でこのページを二次記憶装置へ書き戻すことが生
ずる。この環境では、最初の更新時のページの状態は、
二次記憶装置に関して「クリーン」から「ダーテイ」に
移行する。このようにページ状態がクリーンからダーテ
イに移行する場合、そのチェック・ビットはフリップさ
れ、このページが二次記憶装置へ書き戻される間はこの
ページの更新は許可されないが、二次記憶装置への書き
込み終了後は、このページはクリーンとマークされるの
で、後の更新時にそのチェック・ビットを変更すること
ができるようになる。
施は、要求に応じて二次記憶装置からバッファへ各ペー
ジを読み取る如き、単一のデータベース管理システム
（ＤＢＭＳ）に制限されている。しかし、トランザクシ
ョンがこのバッファ中のページを更新し、そしてＤＢＭ
Ｓが後でこのページを二次記憶装置へ書き戻すことが生
ずる。この環境では、最初の更新時のページの状態は、
二次記憶装置に関して「クリーン」から「ダーテイ」に
移行する。このようにページ状態がクリーンからダーテ
イに移行する場合、そのチェック・ビットはフリップさ
れ、このページが二次記憶装置へ書き戻される間はこの
ページの更新は許可されないが、二次記憶装置への書き
込み終了後は、このページはクリーンとマークされるの
で、後の更新時にそのチェック・ビットを変更すること
ができるようになる。
【０００６】本明細書で援用する特願平３−２９４６４
５号および同３−２９９２７３号明細書に記述されてい
るような、多重システムのデータ共有環境において、以
下で「ストア」と称する共有電子ストアは、複数のＤＢ
ＭＳ間でデータの一貫性を維持するための高速のハード
ウエア・アシストである。このストアは「ストア−イ
ン」キャッシュであるから、更新されたページはまずこ
のストアに書き込まれ、二次記憶装置にはすぐに書き戻
されない。任意のＤＢＭＳはこのストアへ更新されたペ
ージを速やかに書き込むことができ、かくて他のＤＢＭ
Ｓはこのストアでこのページを速やかにリフレッシュす
ることができる。
５号および同３−２９９２７３号明細書に記述されてい
るような、多重システムのデータ共有環境において、以
下で「ストア」と称する共有電子ストアは、複数のＤＢ
ＭＳ間でデータの一貫性を維持するための高速のハード
ウエア・アシストである。このストアは「ストア−イ
ン」キャッシュであるから、更新されたページはまずこ
のストアに書き込まれ、二次記憶装置にはすぐに書き戻
されない。任意のＤＢＭＳはこのストアへ更新されたペ
ージを速やかに書き込むことができ、かくて他のＤＢＭ
Ｓはこのストアでこのページを速やかにリフレッシュす
ることができる。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】多重ＤＢＭＳアーキテ
クチャは、従来技術で実施されたような書き込みエラー
検出技法を持っていない。二次記憶装置ではなくこのス
トアから任意のページを読み取るＤＢＭＳは、このペー
ジが他のシステムによって更新されたという理由で、二
次記憶装置に関しダーテイなページを取得することがあ
る。チェック・ビットの正しい値を維持するために、更
新中のシステムは、二次記憶装置に関するこのページの
状態がクリーンからダーテイに変わる場合にのみ、これ
らのチェック・ビットを変更しなければならない。さも
ないと、異なるシステムによってこのページに対し偶数
回の更新が行われた場合には、これらのチェック・ビッ
トは正しくない値へ設定されることになろう。
クチャは、従来技術で実施されたような書き込みエラー
検出技法を持っていない。二次記憶装置ではなくこのス
トアから任意のページを読み取るＤＢＭＳは、このペー
ジが他のシステムによって更新されたという理由で、二
次記憶装置に関しダーテイなページを取得することがあ
る。チェック・ビットの正しい値を維持するために、更
新中のシステムは、二次記憶装置に関するこのページの
状態がクリーンからダーテイに変わる場合にのみ、これ
らのチェック・ビットを変更しなければならない。さも
ないと、異なるシステムによってこのページに対し偶数
回の更新が行われた場合には、これらのチェック・ビッ
トは正しくない値へ設定されることになろう。
【０００８】さらに、多重ＤＢＭＳアーキテクチャで
は、当該ページを二次記憶装置へ戻すシステムが、この
ページをダーテイ状態にしたシステムとは異なることが
ある。従来技術の書き込みエラー検出技法は、更新中の
システムがこのページを二次記憶装置へ戻すシステムで
あるという仮定に基礎をおいている。もし、この規則が
多重ＤＢＭＳアーキテクチャでそのまま利用されたなら
ば、容認できないオーバーヘッドが生ずることになろ
う。すなわち、当該ページを二次記憶装置へ戻すシステ
ムはこのページについてグローバル・ロックを獲得しな
ければならず、またキャッシュされたページを有する他
のシステムに対し、二次記憶装置に関するこのページの
状態がダーテイからクリーンへ変わったことを通知しな
ければならないからである。しかしながら、前掲の特願
平３−２９９２７３号明細書に開示されているような、
多重ＤＢＭＳアーキテクチャにおいて二次記憶装置へペ
ージを戻す場合には、ストアからページを取り除くため
に非ブロッキング逐次化（ｎｏｎ−ｂｌｏｃｋｉｎｇ
ｓｅｒｉａｌｉｚａｔｉｏｎ）が予定されている。
は、当該ページを二次記憶装置へ戻すシステムが、この
ページをダーテイ状態にしたシステムとは異なることが
ある。従来技術の書き込みエラー検出技法は、更新中の
システムがこのページを二次記憶装置へ戻すシステムで
あるという仮定に基礎をおいている。もし、この規則が
多重ＤＢＭＳアーキテクチャでそのまま利用されたなら
ば、容認できないオーバーヘッドが生ずることになろ
う。すなわち、当該ページを二次記憶装置へ戻すシステ
ムはこのページについてグローバル・ロックを獲得しな
ければならず、またキャッシュされたページを有する他
のシステムに対し、二次記憶装置に関するこのページの
状態がダーテイからクリーンへ変わったことを通知しな
ければならないからである。しかしながら、前掲の特願
平３−２９９２７３号明細書に開示されているような、
多重ＤＢＭＳアーキテクチャにおいて二次記憶装置へペ
ージを戻す場合には、ストアからページを取り除くため
に非ブロッキング逐次化（ｎｏｎ−ｂｌｏｃｋｉｎｇ
ｓｅｒｉａｌｉｚａｔｉｏｎ）が予定されている。
【０００９】したがって、共有式のストア−イン・キャ
ッシュから二次記憶装置へページが戻されるような任意
の多重ＤＢＭＳアーキテクチャでは、任意のページを更
新したシステムとは異なるシステムによってこのページ
が二次記憶装置へ戻されるような場合に、そのチェック
・ビットを正しく処理する必要がある。
ッシュから二次記憶装置へページが戻されるような任意
の多重ＤＢＭＳアーキテクチャでは、任意のページを更
新したシステムとは異なるシステムによってこのページ
が二次記憶装置へ戻されるような場合に、そのチェック
・ビットを正しく処理する必要がある。
【００１０】本発明は、二次記憶装置へ戻されるときに
各ページがグローバル・ロックされないような多重ＤＢ
ＭＳアーキテクチャにおけるチェック・ビット処理の問
題を解決するため、ストア内のページに対応するデイレ
クトリ・エントリ内にチェック・ビット情報を維持する
とともに、このページを二次記憶装置へ戻すＤＢＭＳに
よるチェック・ビット処理を同期させるためにこのチェ
ック・ビット情報を使用せんとするものである。
各ページがグローバル・ロックされないような多重ＤＢ
ＭＳアーキテクチャにおけるチェック・ビット処理の問
題を解決するため、ストア内のページに対応するデイレ
クトリ・エントリ内にチェック・ビット情報を維持する
とともに、このページを二次記憶装置へ戻すＤＢＭＳに
よるチェック・ビット処理を同期させるためにこのチェ
ック・ビット情報を使用せんとするものである。
【００１１】したがって、本発明の目的は、多重ＤＢＭ
Ｓアーキテクチャにおけるチェック・ビット処理によっ
て二次記憶装置に対する書き込みエラーの検出を確実に
行えるようにすることにある。
Ｓアーキテクチャにおけるチェック・ビット処理によっ
て二次記憶装置に対する書き込みエラーの検出を確実に
行えるようにすることにある。
【００１２】
【課題を解決するための手段】前記目的を達成するため
に、本発明の書き込みエラー検出用チェック・ビットの
処理方法では、複数のデータ単位を記憶する二次記憶装
置と、二次記憶装置へ接続された複数のデータベース管
理プロセッサと、各データベース管理プロセッサへ接続
され、複数のデータ単位を記憶するようにストア−イン
・キャッシュの形式へ編成された共有ストアとを備え、
各データ単位がその開始端および終了端にそれぞれチェ
ック・ビットを含み、各データ単位が二次記憶装置へ書
き込まれる度にそのチェック・ビットを反転するように
したシステムを前提として、二次記憶装置から第１のデ
ータベース管理プロセッサへチェック・ビットを含む一
のデータ単位を読み取るステップ（ａ）と、第１のデー
タベース管理プロセッサにおいて一のデータ単位を変更
することにより更新されたデータ単位を生成するステッ
プ（ｂ）と、更新されたデータ単位をそのチェック・ビ
ットを変更することなく共有ストアへ書き込むステップ
（ｃ）と、更新されたデータ単位を二次記憶装置へ書き
込むべく、共有ストアから第２のデータベース管理プロ
セッサへ更新されたデータ単位を読み取るステップ
（ｄ）と、第２のデータベース管理プロセッサにおいて
更新されたデータ単位内のチェック・ビットを反転する
ステップ（ｅ）と、第２のデータベース管理プロセッサ
から二次記憶装置へ更新されたデータ単位を書き込むス
テップ（ｆ）と、を含むようにされている。
に、本発明の書き込みエラー検出用チェック・ビットの
処理方法では、複数のデータ単位を記憶する二次記憶装
置と、二次記憶装置へ接続された複数のデータベース管
理プロセッサと、各データベース管理プロセッサへ接続
され、複数のデータ単位を記憶するようにストア−イン
・キャッシュの形式へ編成された共有ストアとを備え、
各データ単位がその開始端および終了端にそれぞれチェ
ック・ビットを含み、各データ単位が二次記憶装置へ書
き込まれる度にそのチェック・ビットを反転するように
したシステムを前提として、二次記憶装置から第１のデ
ータベース管理プロセッサへチェック・ビットを含む一
のデータ単位を読み取るステップ（ａ）と、第１のデー
タベース管理プロセッサにおいて一のデータ単位を変更
することにより更新されたデータ単位を生成するステッ
プ（ｂ）と、更新されたデータ単位をそのチェック・ビ
ットを変更することなく共有ストアへ書き込むステップ
（ｃ）と、更新されたデータ単位を二次記憶装置へ書き
込むべく、共有ストアから第２のデータベース管理プロ
セッサへ更新されたデータ単位を読み取るステップ
（ｄ）と、第２のデータベース管理プロセッサにおいて
更新されたデータ単位内のチェック・ビットを反転する
ステップ（ｅ）と、第２のデータベース管理プロセッサ
から二次記憶装置へ更新されたデータ単位を書き込むス
テップ（ｆ）と、を含むようにされている。
【００１３】
【実施例】本明細書の説明において、「二次記憶装置」
という用語は、階層記憶システムにおける特定レベルの
記憶装置を意味する。他のレベルには、１以上のデータ
ベース管理プロセッサの作業メモリがあり、またデータ
の高速アクセスのためにすべてのプロセッサが接続され
る高速の、ストア−イン・キャッシュ（ストア）があ
る。すべてのプロセッサが接続される二次記憶装置は、
例えばデイスク、直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）、
光学式記憶装置等からなる。説明の便宜上、「ページ」
という用語は、二次記憶装置とプロセッサの作業メモリ
との間で１単位として転送される固定長のデータ・ブロ
ックを意味するが、これに限定されるものではない。最
後に、任意のページを二次記憶装置へ書き込むことは、
二次記憶装置に置かれている同じページの以前のバージ
ョンに上書きすることを暗示し、これを以下で「キャス
ト・アウト」と称する。
という用語は、階層記憶システムにおける特定レベルの
記憶装置を意味する。他のレベルには、１以上のデータ
ベース管理プロセッサの作業メモリがあり、またデータ
の高速アクセスのためにすべてのプロセッサが接続され
る高速の、ストア−イン・キャッシュ（ストア）があ
る。すべてのプロセッサが接続される二次記憶装置は、
例えばデイスク、直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ）、
光学式記憶装置等からなる。説明の便宜上、「ページ」
という用語は、二次記憶装置とプロセッサの作業メモリ
との間で１単位として転送される固定長のデータ・ブロ
ックを意味するが、これに限定されるものではない。最
後に、任意のページを二次記憶装置へ書き込むことは、
二次記憶装置に置かれている同じページの以前のバージ
ョンに上書きすることを暗示し、これを以下で「キャス
ト・アウト」と称する。
【００１４】図２は、本発明が実施されるアーキテクチ
ャを示す。本発明にしたがって、高速の、共有された電
子式ストア２０が複数のデータベース管理プロセッサ２
２および２４へ接続される。プロセッサ２２および２４
の各々は汎用型のプロセッサであって、そのソフトウエ
アはデータベース管理システム（ＤＢＭＳ）を含む。プ
ロセッサ２２および２４の各々は作業メモリを含み、そ
の予約されたアドレス可能な領域はローカルで実行中の
ＤＢＭＳによって使用されるバッファを構成する。プロ
セッサ２２および２４の各々は、通常の機能的物理手段
によって、１以上の記憶装置を含みうる二次記憶装置２
６へ結合される。
ャを示す。本発明にしたがって、高速の、共有された電
子式ストア２０が複数のデータベース管理プロセッサ２
２および２４へ接続される。プロセッサ２２および２４
の各々は汎用型のプロセッサであって、そのソフトウエ
アはデータベース管理システム（ＤＢＭＳ）を含む。プ
ロセッサ２２および２４の各々は作業メモリを含み、そ
の予約されたアドレス可能な領域はローカルで実行中の
ＤＢＭＳによって使用されるバッファを構成する。プロ
セッサ２２および２４の各々は、通常の機能的物理手段
によって、１以上の記憶装置を含みうる二次記憶装置２
６へ結合される。
【００１５】ストア２０は、管理ロジック３０および共
有式ストア−イン・キャッシュとして動作する大容量の
高速データ記憶部３２を含む、プロセッサ制御式の高速
記憶エンテイテイから構成することができる。プロセッ
サ２２および２４の各々は、（ＩＢＭ ＤＢ２およびＩ
ＭＳシステムの如きデータベース管理ソフトウエアを実
行する）適当なオペレーテイング・システムを搭載した
ＩＢＭ ３０９０型のプロセッサで構成することができ
る。二次記憶装置２６は、ＩＢＭ ３３９０型のＤＡＳ
Ｄとすることができる。
有式ストア−イン・キャッシュとして動作する大容量の
高速データ記憶部３２を含む、プロセッサ制御式の高速
記憶エンテイテイから構成することができる。プロセッ
サ２２および２４の各々は、（ＩＢＭ ＤＢ２およびＩ
ＭＳシステムの如きデータベース管理ソフトウエアを実
行する）適当なオペレーテイング・システムを搭載した
ＩＢＭ ３０９０型のプロセッサで構成することができ
る。二次記憶装置２６は、ＩＢＭ ３３９０型のＤＡＳ
Ｄとすることができる。
【００１６】デイレクトリ３４は、共有キャッシュ３２
の内容を管理するため、管理ロジック３０によって維持
される。デイレクトリ３４は複数フィールド・エントリ
を有するテーブルであり、その各エントリはそれぞれ１
つのページに対応する。図２に示すシステムの動作にお
いて、任意のＤＢＭＳがデータを必要とする場合、これ
はまずストア２０からデータを読み取るように試みる。
もし、ストア２０になければ、このＤＢＭＳは二次記憶
装置２６からこのデータを獲得する。ＤＢＭＳがストア
２０からデータを読み取ろうと試みる度に、管理ロジッ
ク３０はデイレクトリ３４を照会して、要求されたペー
ジに対応するデイレクトリ・エントリがあるか否かを調
べる。もし、デイレクトリ３４中にこのページに対応す
るエントリがなければ、管理ロジック３０は、このペー
ジが共有キャッシュ３２へ記入されることを予測して、
１つのエントリを作成する。ＤＢＭＳが二次記憶装置２
６からこのページを獲得する場合、このＤＢＭＳは、こ
のページを必要に応じて処理するとともに、共有キャッ
シュ３２に常駐させるためおよび一貫性を維持するため
に、このページを変更されたページとしてストア２０へ
パスさせる。
の内容を管理するため、管理ロジック３０によって維持
される。デイレクトリ３４は複数フィールド・エントリ
を有するテーブルであり、その各エントリはそれぞれ１
つのページに対応する。図２に示すシステムの動作にお
いて、任意のＤＢＭＳがデータを必要とする場合、これ
はまずストア２０からデータを読み取るように試みる。
もし、ストア２０になければ、このＤＢＭＳは二次記憶
装置２６からこのデータを獲得する。ＤＢＭＳがストア
２０からデータを読み取ろうと試みる度に、管理ロジッ
ク３０はデイレクトリ３４を照会して、要求されたペー
ジに対応するデイレクトリ・エントリがあるか否かを調
べる。もし、デイレクトリ３４中にこのページに対応す
るエントリがなければ、管理ロジック３０は、このペー
ジが共有キャッシュ３２へ記入されることを予測して、
１つのエントリを作成する。ＤＢＭＳが二次記憶装置２
６からこのページを獲得する場合、このＤＢＭＳは、こ
のページを必要に応じて処理するとともに、共有キャッ
シュ３２に常駐させるためおよび一貫性を維持するため
に、このページを変更されたページとしてストア２０へ
パスさせる。
【００１７】ストア２０の制御機構は、キャストアウト
・プロセスを通して、変更されたページを二次記憶装置
２６へ戻すように動作する。この場合、データベース管
理プロセッサ２２または２４は、このページをストア２
０からその作業メモリへ読み取り、次いでこれを作業メ
モリから二次記憶装置２６へ書き込む。
・プロセスを通して、変更されたページを二次記憶装置
２６へ戻すように動作する。この場合、データベース管
理プロセッサ２２または２４は、このページをストア２
０からその作業メモリへ読み取り、次いでこれを作業メ
モリから二次記憶装置２６へ書き込む。
【００１８】デイレクトリ・エントリの各々は、複数フ
ィールドのデータ構造を有する。参照番号３５の個所に
は、「Ａ」という識別子を有するページの代表的なエン
トリが示されている。このエントリは、デイレクトリ３
４内の他のすべてのエントリについて代表的なものであ
る。
ィールドのデータ構造を有する。参照番号３５の個所に
は、「Ａ」という識別子を有するページの代表的なエン
トリが示されている。このエントリは、デイレクトリ３
４内の他のすべてのエントリについて代表的なものであ
る。
【００１９】エントリ３５は複数のフィールドを含み、
そのうちの幾つかが図２に示されている。エントリ３５
は、ページを指定する識別子フィールド３６および共有
キャッシュ３２内の当該ページの位置を指定するアドレ
ス（ＡＤＤＲ）フィールド３７を含む。
そのうちの幾つかが図２に示されている。エントリ３５
は、ページを指定する識別子フィールド３６および共有
キャッシュ３２内の当該ページの位置を指定するアドレ
ス（ＡＤＤＲ）フィールド３７を含む。
【００２０】フィールド３８には、変更ビット（ＣＢ）
が含まれる。もし、これに対応するキャッシュされたペ
ージが二次記憶装置２６中に保持されているページのバ
ージョンに関して変更されたならば、変更ビットの値は
１となる。このようなページは、二次記憶装置２６へ書
き込まれるまで、ストア２０からステイールすることは
できない。変更ビットは、ゼロの値をも有することがで
きる。もし、変更ビットがゼロの値を有し、そして以下
で説明するキャスト・アウト・ロック識別（ＣＯＬ−ｉ
ｄ）フィールド４０もゼロであれば、共有キャッシュ３
２内の当該ページのバージョンは二次記憶装置２６に記
憶されているものと同じである。このようなページは、
二次記憶装置２６へ書き込むことなく、ステイールする
ことができる。
が含まれる。もし、これに対応するキャッシュされたペ
ージが二次記憶装置２６中に保持されているページのバ
ージョンに関して変更されたならば、変更ビットの値は
１となる。このようなページは、二次記憶装置２６へ書
き込まれるまで、ストア２０からステイールすることは
できない。変更ビットは、ゼロの値をも有することがで
きる。もし、変更ビットがゼロの値を有し、そして以下
で説明するキャスト・アウト・ロック識別（ＣＯＬ−ｉ
ｄ）フィールド４０もゼロであれば、共有キャッシュ３
２内の当該ページのバージョンは二次記憶装置２６に記
憶されているものと同じである。このようなページは、
二次記憶装置２６へ書き込むことなく、ステイールする
ことができる。
【００２１】１群のビット３９は、システムの有効ビッ
ト・ベクトルを構成する。このベクトルは、ストア２０
へ接続されたＤＢＭＳ毎に１ビットを有する。もし、こ
のビットが１へ設定されたならば、対応するＤＢＭＳの
作業メモリ内にあるキャッッシュされたページは有効で
ある。もし、ゼロであれば、このＤＢＭＳの作業メモリ
内にあるキャッシュされたページは有効ではない。この
ビット・アレイのサイズは、特定の実現形態に依存す
る。
ト・ベクトルを構成する。このベクトルは、ストア２０
へ接続されたＤＢＭＳ毎に１ビットを有する。もし、こ
のビットが１へ設定されたならば、対応するＤＢＭＳの
作業メモリ内にあるキャッッシュされたページは有効で
ある。もし、ゼロであれば、このＤＢＭＳの作業メモリ
内にあるキャッシュされたページは有効ではない。この
ビット・アレイのサイズは、特定の実現形態に依存す
る。
【００２２】キャスト・アウト・ロック識別（ＣＯＬ−
ｉｄ）フィールド４０がゼロの値へ設定されるのは、指
定されたページについてキャスト・アウトが行われてい
ない場合である。さもなければ、すなわちキャスト・ア
ウトがＤＢＭＳ ｓによって行われている場合は、この
フィールドは値ｓへ設定される。
ｉｄ）フィールド４０がゼロの値へ設定されるのは、指
定されたページについてキャスト・アウトが行われてい
ない場合である。さもなければ、すなわちキャスト・ア
ウトがＤＢＭＳ ｓによって行われている場合は、この
フィールドは値ｓへ設定される。
【００２３】最後のチェック・ビット（Ｃ ｂｉｔ）フ
ィールド４１は、二次記憶装置２６に置かれている該当
ページのバージョンのチェック・ビットを保持する。こ
のフィールドのサイズおよび値の範囲は、特定の実現形
態に依存する。以下の説明では、各ページのチェック・
ビットは、図１を参照してすでに説明した通りのもので
あると仮定する。実施例では、チェック・ビット・フィ
ールド４１は該当するページの最後のバイトの最初の２
ビット、すなわち図１の例では、バイト１４のビット１
５および１６を保持する。このページの第１バイトの第
１ビットの値は、これらのビットの値から得ることがで
きる。実施例では、チェック・ビット・フィールド４１
は２ビット幅であり、値００、１０および１１（値０１
は保留）を取ることができる。値００は、「ＮＵＬＬ
（空）」値と呼ばれ、該当するページのチェック・ビッ
トの値が未知であることを暗示する。フィールド４１の
値１０は、該当するページの第１バイトの第１ビットが
値ゼロを有することを暗示する。同様に、値１１は、第
１バイトの第１ビットが値１を有することを暗示する。
ストア２０内で任意のデイレクトリ・エントリ３５が割
りふられる場合、チェック・ビット・フィールド４１は
ＮＵＬＬ値へ初期設定される。以下、このフィールド４
１のビットを「Ｃビット」と称し、対応するページ内の
チェック・ビットと区別することにする。
ィールド４１は、二次記憶装置２６に置かれている該当
ページのバージョンのチェック・ビットを保持する。こ
のフィールドのサイズおよび値の範囲は、特定の実現形
態に依存する。以下の説明では、各ページのチェック・
ビットは、図１を参照してすでに説明した通りのもので
あると仮定する。実施例では、チェック・ビット・フィ
ールド４１は該当するページの最後のバイトの最初の２
ビット、すなわち図１の例では、バイト１４のビット１
５および１６を保持する。このページの第１バイトの第
１ビットの値は、これらのビットの値から得ることがで
きる。実施例では、チェック・ビット・フィールド４１
は２ビット幅であり、値００、１０および１１（値０１
は保留）を取ることができる。値００は、「ＮＵＬＬ
（空）」値と呼ばれ、該当するページのチェック・ビッ
トの値が未知であることを暗示する。フィールド４１の
値１０は、該当するページの第１バイトの第１ビットが
値ゼロを有することを暗示する。同様に、値１１は、第
１バイトの第１ビットが値１を有することを暗示する。
ストア２０内で任意のデイレクトリ・エントリ３５が割
りふられる場合、チェック・ビット・フィールド４１は
ＮＵＬＬ値へ初期設定される。以下、このフィールド４
１のビットを「Ｃビット」と称し、対応するページ内の
チェック・ビットと区別することにする。
【００２４】説明の便宜上、図２の多重ＤＢＭＳアーキ
テクチャは、以下の表Ｉに掲げた少なくとも５つのコマ
ンドをサポートするものと仮定する。ただし、ＤＢＭＳ
の管理および動作に固有的に必要な他のコマンドも、同
様にサポートされていることはもちろんである。これら
のうち、「ＲＥＡＤ」および「ＷＲＩＴＥ」コマンド
は、二次記憶装置２６へ向けられる。任意のＤＢＭＳに
おける二次記憶装置２６からの「ＲＥＡＤ」コマンド処
理は、図１に示したチェック・ビット手順を含むものと
仮定する。すなわち、もしチェック・ビットが該当する
ページ内のエラーを指示するパターンを有するなら、こ
のページは不合格となり、かくてＤＢＭＳはこのページ
を再構成するための手順を開始することになろう。さも
なければ、すなわちチェック・ビット手順がこのページ
の合格を指示する場合は、このページは以下の記述にし
たがって処理されることになろう。
テクチャは、以下の表Ｉに掲げた少なくとも５つのコマ
ンドをサポートするものと仮定する。ただし、ＤＢＭＳ
の管理および動作に固有的に必要な他のコマンドも、同
様にサポートされていることはもちろんである。これら
のうち、「ＲＥＡＤ」および「ＷＲＩＴＥ」コマンド
は、二次記憶装置２６へ向けられる。任意のＤＢＭＳに
おける二次記憶装置２６からの「ＲＥＡＤ」コマンド処
理は、図１に示したチェック・ビット手順を含むものと
仮定する。すなわち、もしチェック・ビットが該当する
ページ内のエラーを指示するパターンを有するなら、こ
のページは不合格となり、かくてＤＢＭＳはこのページ
を再構成するための手順を開始することになろう。さも
なければ、すなわちチェック・ビット手順がこのページ
の合格を指示する場合は、このページは以下の記述にし
たがって処理されることになろう。
【００２５】＜表 Ｉ＞ ＲＥＡＤ ＰＡＧＥ（ページ識別、バッファアドレス） ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ（ページ識別、バッファアドレ
ス、Ｃビット） ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ（ページ識別、バッ
ファアドレス、システム識別） ＲＥＳＥＴ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ（ページ識別）
ス、Ｃビット） ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ（ページ識別、バッ
ファアドレス、システム識別） ＲＥＳＥＴ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ（ページ識別）
【００２６】「ＲＥＡＤ ＰＡＧＥ」コマンドは、任意
のＤＢＭＳからストア２０へ発行され、指定されたペー
ジ（例えばページＡ）がこのＤＢＭＳの指定されたバッ
ファ・アドレスへ戻されることを要求する。もし、ペー
ジＡがストア２０内に存在すれば、ストア２０はページ
Ａを当該ＤＢＭＳの作業メモリ内のバッファ・アドレス
へ戻す。さもなければ、ストア２０は非ゼロの戻りコー
ドを与える。すなわち、もしページＡがストア２０内に
なければ、キャッシュ・ミスが生じてこれが戻りコード
で指示されるので、ストア２０の管理ロジック３０はペ
ージＡのためのデイレクトリ・エントリを作成するので
ある。一方、もしページＡのためのデイレクトリ・エン
トリ３５があれば、キャッシュ・ヒットが生じ、かくて
ページＡは共有キャッシュ３２中に存在することにな
る。キャッシュ・ヒットが生ずる場合、管理ロジック３
０は、ページＡが変更されたか否かという指示を与える
とともに、ページＡが変更されていない場合にはＣビッ
ト・フィールド４１の値をも与える。
のＤＢＭＳからストア２０へ発行され、指定されたペー
ジ（例えばページＡ）がこのＤＢＭＳの指定されたバッ
ファ・アドレスへ戻されることを要求する。もし、ペー
ジＡがストア２０内に存在すれば、ストア２０はページ
Ａを当該ＤＢＭＳの作業メモリ内のバッファ・アドレス
へ戻す。さもなければ、ストア２０は非ゼロの戻りコー
ドを与える。すなわち、もしページＡがストア２０内に
なければ、キャッシュ・ミスが生じてこれが戻りコード
で指示されるので、ストア２０の管理ロジック３０はペ
ージＡのためのデイレクトリ・エントリを作成するので
ある。一方、もしページＡのためのデイレクトリ・エン
トリ３５があれば、キャッシュ・ヒットが生じ、かくて
ページＡは共有キャッシュ３２中に存在することにな
る。キャッシュ・ヒットが生ずる場合、管理ロジック３
０は、ページＡが変更されたか否かという指示を与える
とともに、ページＡが変更されていない場合にはＣビッ
ト・フィールド４１の値をも与える。
【００２７】「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンドは任意
のＤＢＭＳからストア２０へ発行され、このＤＢＭＳ内
にある指定されたバッファ・アドレスからストア２０へ
指定されたページを書き込む。このコマンドは、変更さ
れたページをストア２０へ書き込む場合はＣＢ＝１を設
定し、変更されていないページをストア２０へ書き込む
場合はＣＢ＝ゼロを設定する。またこのＤＢＭＳは、
「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンド中のＣビット値をパ
スさせる。このコマンドに応答して、ストア２０の管理
ロジック３０は、デイレクトリ・エントリ３５中のＣＢ
フィールド３８をコマンド・パラメータ・リストで与え
られたＣＢ値と等しく設定するとともに、Ｃビットを処
理する。Ｃビットを処理する際、もしこのデイレクトリ
・エントリ３５中のＣビット・フィールド４１の値がＮ
ＵＬＬであり、そして対応するページが二次記憶装置２
６中のそのバージョンに関し変更されていなければ、ス
トア２０はこのコマンドによって与えられる非ＮＵＬＬ
値のＣビットを受け入れる。後者の点に関し、もしＣＢ
フィールド３８およびキャスト・アウト・ロック識別
（ＣＯＬ−ｉｄ）フィールド４０が両者ともにゼロであ
れば、該当するページは変更されていないことになる。
のＤＢＭＳからストア２０へ発行され、このＤＢＭＳ内
にある指定されたバッファ・アドレスからストア２０へ
指定されたページを書き込む。このコマンドは、変更さ
れたページをストア２０へ書き込む場合はＣＢ＝１を設
定し、変更されていないページをストア２０へ書き込む
場合はＣＢ＝ゼロを設定する。またこのＤＢＭＳは、
「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンド中のＣビット値をパ
スさせる。このコマンドに応答して、ストア２０の管理
ロジック３０は、デイレクトリ・エントリ３５中のＣＢ
フィールド３８をコマンド・パラメータ・リストで与え
られたＣＢ値と等しく設定するとともに、Ｃビットを処
理する。Ｃビットを処理する際、もしこのデイレクトリ
・エントリ３５中のＣビット・フィールド４１の値がＮ
ＵＬＬであり、そして対応するページが二次記憶装置２
６中のそのバージョンに関し変更されていなければ、ス
トア２０はこのコマンドによって与えられる非ＮＵＬＬ
値のＣビットを受け入れる。後者の点に関し、もしＣＢ
フィールド３８およびキャスト・アウト・ロック識別
（ＣＯＬ−ｉｄ）フィールド４０が両者ともにゼロであ
れば、該当するページは変更されていないことになる。
【００２８】「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コ
マンドは、前掲の特願平３−２９９２７３号明細書で詳
述されている。変更されたページをキャスト・アウトす
るために、任意のＤＢＭＳはこのコマンドを発行して、
該当するページを指定するとともに、ストア２０によっ
て書き込まれるべきバッファ・アドレスおよびそれ自体
（ＤＢＭＳ）を指定する。例えば、ページＡをキャスト
・アウトする場合、ＤＢＭＳ ｓは、ストア２０からそ
のプロセッサの作業メモリへページＡを読み取る。その
後、ＤＢＭＳ ｓはページＡを二次記憶装置２６へ書き
込む。二次記憶装置２６の入出力が完了した後、ＤＢＭ
Ｓ ｓは、「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣ
Ｋ」コマンドを発行する。
マンドは、前掲の特願平３−２９９２７３号明細書で詳
述されている。変更されたページをキャスト・アウトす
るために、任意のＤＢＭＳはこのコマンドを発行して、
該当するページを指定するとともに、ストア２０によっ
て書き込まれるべきバッファ・アドレスおよびそれ自体
（ＤＢＭＳ）を指定する。例えば、ページＡをキャスト
・アウトする場合、ＤＢＭＳ ｓは、ストア２０からそ
のプロセッサの作業メモリへページＡを読み取る。その
後、ＤＢＭＳ ｓはページＡを二次記憶装置２６へ書き
込む。二次記憶装置２６の入出力が完了した後、ＤＢＭ
Ｓ ｓは、「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣ
Ｋ」コマンドを発行する。
【００２９】ここで注意すべきは、この「ＲＥＡＤ−Ｆ
ＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドに応答するストア２０
によってＤＢＭＳ ｓに戻されるページＡのバージョン
が、二次記憶装置２６へ書き込まれる（キャスト・アウ
トされる）筈のものであるということである。これは非
ブロッキング・コマンドであるから、このコマンドが実
行されている間にページＡに対し更新を行うことができ
る。このコマンドが完了した後にページＡに対し行われ
るすべての更新は、ストア２０によって受け入れられ
る。こうするため、ストア２０は、ページＡに対応する
デイレクトリ・エントリ３５中でＣＢ＝１を設定すると
ともに、キャスト・アウト・ロック識別（ＣＯＬ−ｉ
ｄ）フィールド４０を無変更のままに維持する。これ
は、援用された特願平３−２９９２７３号明細書で記述
されているように、書き込みとキャスト・アウトとの間
の非ブロッキング逐次化をサポートするものである。も
し、ページＡのデイレクトリ・エントリ３５中にあるＣ
ＯＬ−ｉｄフィールド４０がゼロでなければ、「ＲＥＡ
Ｄ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドは拒否される。
こうすることにより、２つの異なるシステムが同じペー
ジをキャスト・アウトするように試みることを防止する
ことができる。というのは、このようなキャスト・アウ
トを許すと、このページの最新のバージョンが二次記憶
装置２６内でオーバーレイされることがあるからであ
る。このコマンドに応答して、ストア２０は、ＣＢフィ
ールド３８をゼロに設定し、ＣＯＬ−ｉｄフィールド４
０をｓに設定し、ページＡをバッファ・アドレスに戻す
とともに、Ｃビット・フィールド４１の値を発行中のＤ
ＢＭＳへ戻す。
ＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドに応答するストア２０
によってＤＢＭＳ ｓに戻されるページＡのバージョン
が、二次記憶装置２６へ書き込まれる（キャスト・アウ
トされる）筈のものであるということである。これは非
ブロッキング・コマンドであるから、このコマンドが実
行されている間にページＡに対し更新を行うことができ
る。このコマンドが完了した後にページＡに対し行われ
るすべての更新は、ストア２０によって受け入れられ
る。こうするため、ストア２０は、ページＡに対応する
デイレクトリ・エントリ３５中でＣＢ＝１を設定すると
ともに、キャスト・アウト・ロック識別（ＣＯＬ−ｉ
ｄ）フィールド４０を無変更のままに維持する。これ
は、援用された特願平３−２９９２７３号明細書で記述
されているように、書き込みとキャスト・アウトとの間
の非ブロッキング逐次化をサポートするものである。も
し、ページＡのデイレクトリ・エントリ３５中にあるＣ
ＯＬ−ｉｄフィールド４０がゼロでなければ、「ＲＥＡ
Ｄ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドは拒否される。
こうすることにより、２つの異なるシステムが同じペー
ジをキャスト・アウトするように試みることを防止する
ことができる。というのは、このようなキャスト・アウ
トを許すと、このページの最新のバージョンが二次記憶
装置２６内でオーバーレイされることがあるからであ
る。このコマンドに応答して、ストア２０は、ＣＢフィ
ールド３８をゼロに設定し、ＣＯＬ−ｉｄフィールド４
０をｓに設定し、ページＡをバッファ・アドレスに戻す
とともに、Ｃビット・フィールド４１の値を発行中のＤ
ＢＭＳへ戻す。
【００３０】「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣ
Ｋ」コマンドは、ストア２０に対し、指定されたページ
がＤＢＭＳ ｓによって成功裡にキャスト・アウトされ
たことを通知する。このコマンドの処理中、ストア２０
は、指定されたページに対応するデイレクトリ・エント
リ３５中のＣＢフィールド３８を無変更のまま残す。し
たがって、もしこのページが「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡ
ＳＴＯＵＴ」コマンドの発行時点と「ＵＮＬＯＣＫ−Ｃ
ＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ」コマンドの発行時点との間に
変更されたならば、このページの一層最近のバージョン
がストア２０内に存在し、そして一層古いバージョンが
二次記憶装置２６へキャスト・アウトされることになろ
う。この場合、ＣＢフィールド３８は、「ＲＥＡＤ−Ｆ
ＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドに続く「ＷＲＩＴＥ」
コマンドによってデイレクトリ・エントリ３５中で値１
へ設定することができる。このキャスト・アウトが行わ
れている間に当該ページが更新されなければ、二次記憶
装置２６中のバージョンはストア２０中のそれと同じに
なり、このページはストア２０における置換の候補とな
るであろう。「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣ
Ｋ」コマンドに応答して、ストア２０はこのページのデ
イレクトリ・エントリ３５内のＣビット・フィールド４
１を与えられたＣビットで更新するとともに、ＣＯＬ−
ｉｄフィールド４０をゼロに設定する。このコマンドで
与えられるシステム識別パラメータは、「ＲＥＡＤ−Ｆ
ＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドを発行したシステム
が、「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ」コマ
ンドの発行を許可されていることを確認するためのもの
であるに過ぎない。
Ｋ」コマンドは、ストア２０に対し、指定されたページ
がＤＢＭＳ ｓによって成功裡にキャスト・アウトされ
たことを通知する。このコマンドの処理中、ストア２０
は、指定されたページに対応するデイレクトリ・エント
リ３５中のＣＢフィールド３８を無変更のまま残す。し
たがって、もしこのページが「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡ
ＳＴＯＵＴ」コマンドの発行時点と「ＵＮＬＯＣＫ−Ｃ
ＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ」コマンドの発行時点との間に
変更されたならば、このページの一層最近のバージョン
がストア２０内に存在し、そして一層古いバージョンが
二次記憶装置２６へキャスト・アウトされることになろ
う。この場合、ＣＢフィールド３８は、「ＲＥＡＤ−Ｆ
ＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドに続く「ＷＲＩＴＥ」
コマンドによってデイレクトリ・エントリ３５中で値１
へ設定することができる。このキャスト・アウトが行わ
れている間に当該ページが更新されなければ、二次記憶
装置２６中のバージョンはストア２０中のそれと同じに
なり、このページはストア２０における置換の候補とな
るであろう。「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣ
Ｋ」コマンドに応答して、ストア２０はこのページのデ
イレクトリ・エントリ３５内のＣビット・フィールド４
１を与えられたＣビットで更新するとともに、ＣＯＬ−
ｉｄフィールド４０をゼロに設定する。このコマンドで
与えられるシステム識別パラメータは、「ＲＥＡＤ−Ｆ
ＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドを発行したシステム
が、「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ」コマ
ンドの発行を許可されていることを確認するためのもの
であるに過ぎない。
【００３１】「ＲＥＳＥＴ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣ
Ｋ」コマンドは、キャスト・アウトが行われている間に
ソフトウエアまたはプロセッサの障害が生じた場合、
ＣＯＬ−ｉｄフィールド４０に非ゼロ値を有するような
デイレクトリ・エントリ３５についてソフトウエア回復
プロセスによって発行されることが多い。このコマンド
に応答して、ストア２０は、識別されたページのデイレ
クトリ・エントリ３５内のＣＢフィールド３８を１に設
定し、ＣＯＬ−ｉｄフィールド４０をゼロに設定すると
ともに、Ｃビット・フィールド４１にＮＵＬＬ値を置
く。このコマンドを誘発した障害が発生する前には、二
次記憶装置２６への書き込みは行われていないであろう
から、ＣＢフィールド３８を１へ設定するのが常套的で
ある。
Ｋ」コマンドは、キャスト・アウトが行われている間に
ソフトウエアまたはプロセッサの障害が生じた場合、
ＣＯＬ−ｉｄフィールド４０に非ゼロ値を有するような
デイレクトリ・エントリ３５についてソフトウエア回復
プロセスによって発行されることが多い。このコマンド
に応答して、ストア２０は、識別されたページのデイレ
クトリ・エントリ３５内のＣＢフィールド３８を１に設
定し、ＣＯＬ−ｉｄフィールド４０をゼロに設定すると
ともに、Ｃビット・フィールド４１にＮＵＬＬ値を置
く。このコマンドを誘発した障害が発生する前には、二
次記憶装置２６への書き込みは行われていないであろう
から、ＣＢフィールド３８を１へ設定するのが常套的で
ある。
【００３２】＜本発明の動作＞本発明を実施するため、
二次記憶装置２６内にある特定のページのバージョンに
関するチェック・ビット・パターンが、このページに対
応するデイレクトリ・エントリ３５内に記憶される。任
意のページが二次記憶装置２６から読み取られ、更新さ
れ、二次記憶装置２６へ書き込まれる場合、このページ
自体のチェック・ビットは変更されない。このページが
ストア２０から二次記憶装置２６へキャスト・アウトさ
れるとき、このページ自体のチェック・ビットは必要に
応じてフリップされる。キャスト・アウト・ロックが
「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ」コマンド
によってアンロックされる場合、フリップされたチェッ
ク・ビット・パターンはストア２０へ戻され、このペー
ジが当該期間中に変更されたか否かにかかわりなく、こ
のページに対応するデイレクトリ・エントリ３５中に記
入される。したがって、二次記憶装置２６に置かれたこ
のページのバージョンに関するチェック・ビットは、常
に、ストア２０に置かれた当該ページに対応するデイレ
クトリ・エントリ３５中のＣビット・フィールド４１の
非ＮＵＬＬ値によって表される。Ｃビット・フィールド
４１のＮＵＬＬ値は、二次記憶装置２６に置かれている
このページのチェック・ビットの値が未知であることを
暗示する。本発明によれば、二次記憶装置２６への書き
込みが生ずる度にチェック・ビットがフリップされ、か
くてこのページが次に二次記憶装置２６から読み取られ
るとき、（図１を参照してすでに説明した）チェックビ
ット・テストの有効性を保証することができる。
二次記憶装置２６内にある特定のページのバージョンに
関するチェック・ビット・パターンが、このページに対
応するデイレクトリ・エントリ３５内に記憶される。任
意のページが二次記憶装置２６から読み取られ、更新さ
れ、二次記憶装置２６へ書き込まれる場合、このページ
自体のチェック・ビットは変更されない。このページが
ストア２０から二次記憶装置２６へキャスト・アウトさ
れるとき、このページ自体のチェック・ビットは必要に
応じてフリップされる。キャスト・アウト・ロックが
「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ」コマンド
によってアンロックされる場合、フリップされたチェッ
ク・ビット・パターンはストア２０へ戻され、このペー
ジが当該期間中に変更されたか否かにかかわりなく、こ
のページに対応するデイレクトリ・エントリ３５中に記
入される。したがって、二次記憶装置２６に置かれたこ
のページのバージョンに関するチェック・ビットは、常
に、ストア２０に置かれた当該ページに対応するデイレ
クトリ・エントリ３５中のＣビット・フィールド４１の
非ＮＵＬＬ値によって表される。Ｃビット・フィールド
４１のＮＵＬＬ値は、二次記憶装置２６に置かれている
このページのチェック・ビットの値が未知であることを
暗示する。本発明によれば、二次記憶装置２６への書き
込みが生ずる度にチェック・ビットがフリップされ、か
くてこのページが次に二次記憶装置２６から読み取られ
るとき、（図１を参照してすでに説明した）チェックビ
ット・テストの有効性を保証することができる。
【００３３】ここで、本発明の動作を例示する図３およ
び図４を参照する。これらの図面の３つの欄には、それ
ぞれ「Ｓ１」、「ストア」および「Ｓ２」というヘッデ
イングが付されている。Ｓ１欄は第１のＤＢＭＳ（Ｓ
１）によって取られるアクションを示し、ストア欄はス
トア２０によるアクションを示し、Ｓ２欄は第２のＤＢ
ＭＳ（Ｓ２）によって取られるアクションを示す。ペー
ジＡは矩形５２によって例示され、ページＡに対応する
デイレクトリ・エントリ３５は矩形５０によって例示さ
れる。これらの図面におけるデイレクトリ・エントリ３
５は、ページ識別子（Ａ）、変更ビット（ＣＢ）、ＣＯ
Ｌ−ｉｄ（ＣＯ）およびＣビット・フィールドだけを示
しているが、このエントリには必要に応じて他のフィー
ルドをも含めることができる。さらに、二次記憶装置２
６は１台のデイスクから構成されるものとし、これを図
面では単に「デイスク」として表している。
び図４を参照する。これらの図面の３つの欄には、それ
ぞれ「Ｓ１」、「ストア」および「Ｓ２」というヘッデ
イングが付されている。Ｓ１欄は第１のＤＢＭＳ（Ｓ
１）によって取られるアクションを示し、ストア欄はス
トア２０によるアクションを示し、Ｓ２欄は第２のＤＢ
ＭＳ（Ｓ２）によって取られるアクションを示す。ペー
ジＡは矩形５２によって例示され、ページＡに対応する
デイレクトリ・エントリ３５は矩形５０によって例示さ
れる。これらの図面におけるデイレクトリ・エントリ３
５は、ページ識別子（Ａ）、変更ビット（ＣＢ）、ＣＯ
Ｌ−ｉｄ（ＣＯ）およびＣビット・フィールドだけを示
しているが、このエントリには必要に応じて他のフィー
ルドをも含めることができる。さらに、二次記憶装置２
６は１台のデイスクから構成されるものとし、これを図
面では単に「デイスク」として表している。
【００３４】図３および図４を参照するに、ページＡは
最初に共有ストア２０には存在せず、そしてどのシステ
ムもこのストアに対する「「ＲＥＡＤ」コマンドを発行
していないものと仮定する。この状況でシステムＳ１
は、ステップ１において、ページＡのための「ＲＥＡＤ
ＰＡＧＥ」コマンドを共有ストア２０に対し発行す
る。これに応答して、共有ストア２０はそのデイレクト
リ３４を調べて、指定されたページＡのエントリを探索
する。このエントリはないから、共有ストア２０は矩形
５０で示すようなエントリを作成し、ＣＢフィールド３
８およびＣＯフィールド４０をゼロに初期設定するとと
もに、Ｃビット・フィールド４１にＮＵＬＬ値を置く。
次いで共有ストア２０は、キャッシュ・ミス指示をシス
テムＳ１に戻し、システムＳ２に対しステップ２で二次
記憶装置（デイスク）２６からページＡを読み取るよう
に促す。この段階のページＡの状態を表す矩形５２は、
Ｃビットの状態が１１であることを示している。
最初に共有ストア２０には存在せず、そしてどのシステ
ムもこのストアに対する「「ＲＥＡＤ」コマンドを発行
していないものと仮定する。この状況でシステムＳ１
は、ステップ１において、ページＡのための「ＲＥＡＤ
ＰＡＧＥ」コマンドを共有ストア２０に対し発行す
る。これに応答して、共有ストア２０はそのデイレクト
リ３４を調べて、指定されたページＡのエントリを探索
する。このエントリはないから、共有ストア２０は矩形
５０で示すようなエントリを作成し、ＣＢフィールド３
８およびＣＯフィールド４０をゼロに初期設定するとと
もに、Ｃビット・フィールド４１にＮＵＬＬ値を置く。
次いで共有ストア２０は、キャッシュ・ミス指示をシス
テムＳ１に戻し、システムＳ２に対しステップ２で二次
記憶装置（デイスク）２６からページＡを読み取るよう
に促す。この段階のページＡの状態を表す矩形５２は、
Ｃビットの状態が１１であることを示している。
【００３５】ステップ３において、システムＳ１は、ペ
ージＡを更新するためにページＡに関するグローバル・
ロックを獲得する。この実施例に即して説明すれば、任
意のページに関する更新ロックの要求に応答して、ロッ
キング機構（これは共有ストア２０と同じ位置に置か
れ、かつこれと協働するグローバルな機構でもよい）は
このページの有効性に関する指示を戻す。かかるページ
の有効性は、任意のシステムによる更新活動を記録する
デイレクトリ・エントリ３５内の、システム有効ビット
・ベクトル３９から得られるものである。これらのビッ
トの処理は、前掲の特願平３−２９４６４５号明細書に
詳述されている。もし、このロック要求に応答してペー
ジＡが有効でないという指示が戻されるならば、ページ
Ａは共有ストア２０からシステムＳ１によって読み取ら
れる。いずれの場合においても、このロックは許可さ
れ、かくてシステムＳ１はステップ４へ進む。
ージＡを更新するためにページＡに関するグローバル・
ロックを獲得する。この実施例に即して説明すれば、任
意のページに関する更新ロックの要求に応答して、ロッ
キング機構（これは共有ストア２０と同じ位置に置か
れ、かつこれと協働するグローバルな機構でもよい）は
このページの有効性に関する指示を戻す。かかるページ
の有効性は、任意のシステムによる更新活動を記録する
デイレクトリ・エントリ３５内の、システム有効ビット
・ベクトル３９から得られるものである。これらのビッ
トの処理は、前掲の特願平３−２９４６４５号明細書に
詳述されている。もし、このロック要求に応答してペー
ジＡが有効でないという指示が戻されるならば、ページ
Ａは共有ストア２０からシステムＳ１によって読み取ら
れる。いずれの場合においても、このロックは許可さ
れ、かくてシステムＳ１はステップ４へ進む。
【００３６】ステップ４において、ページＡは実行中シ
ステムＳ１の作業メモリにキャッシュされ、そこでペー
ジＡがロックされ、更新される。次いでステップ５にお
いて、「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンドが共有ストア
２０に発行される。このコマンドはページＡを指定する
とともに、ＣＢ値＝１、Ｃビット値＝１１、およびこの
変更されたページＡが位置する作業メモリ内のバッファ
・アドレスを戻す。システムＳ１内のＤＢＭＳは、この
コマンドに関し、Ｃビットとして非ＮＵＬＬ値を与え
る。というのは、このコマンドの前にはキャッシュ・ミ
スがあったのであり、しかもどのシステムも読み取りミ
スとロック許可との間にページＡを更新しなかったとい
う理由で、ページＡは有効であったからである。共有ス
トア２０は、「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンドを処理
する際、デイレクトリ・エントリ３５中のＣビット・フ
ィールド４１をこのコマンドとともに与えられる値へ設
定する。なぜなら、このフィールド４１の以前の内容は
ＮＵＬＬ値であり、しかもＣＢフィールド３８およびＣ
Ｏフィールド４０はともにゼロであるからである。この
点に関連して、もしＣビット・フィールド４１の内容が
非ＮＵＬＬ値であったならば、ステップ５で与えられる
Ｃビットはデイレクトリ・エントリ３５には記入されな
いであろう。このコマンドの後の、ページＡに関するデ
イレクトリ・エントリ３５の状態を、矩形５５で示す。
今や、ページ５６は、共有ストア２０内の共有キャッシ
ュ３２に記憶されており、そこで他のすべてのシステム
に対し利用可能となる。
ステムＳ１の作業メモリにキャッシュされ、そこでペー
ジＡがロックされ、更新される。次いでステップ５にお
いて、「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンドが共有ストア
２０に発行される。このコマンドはページＡを指定する
とともに、ＣＢ値＝１、Ｃビット値＝１１、およびこの
変更されたページＡが位置する作業メモリ内のバッファ
・アドレスを戻す。システムＳ１内のＤＢＭＳは、この
コマンドに関し、Ｃビットとして非ＮＵＬＬ値を与え
る。というのは、このコマンドの前にはキャッシュ・ミ
スがあったのであり、しかもどのシステムも読み取りミ
スとロック許可との間にページＡを更新しなかったとい
う理由で、ページＡは有効であったからである。共有ス
トア２０は、「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンドを処理
する際、デイレクトリ・エントリ３５中のＣビット・フ
ィールド４１をこのコマンドとともに与えられる値へ設
定する。なぜなら、このフィールド４１の以前の内容は
ＮＵＬＬ値であり、しかもＣＢフィールド３８およびＣ
Ｏフィールド４０はともにゼロであるからである。この
点に関連して、もしＣビット・フィールド４１の内容が
非ＮＵＬＬ値であったならば、ステップ５で与えられる
Ｃビットはデイレクトリ・エントリ３５には記入されな
いであろう。このコマンドの後の、ページＡに関するデ
イレクトリ・エントリ３５の状態を、矩形５５で示す。
今や、ページ５６は、共有ストア２０内の共有キャッシ
ュ３２に記憶されており、そこで他のすべてのシステム
に対し利用可能となる。
【００３７】ここで、システムＳ１がページＡをアンロ
ックするのと殆ど同時に、システムＳ２が、ステップ６
において、ページＡのために「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡ
ＳＴＯＵＴ」コマンドを発行するものと仮定する。この
コマンドに応答して、共有ストア２０は、デイレクトリ
・エントリ３５のＣＢフィールド３８をリセットし、シ
ステムＳ２の識別子をＣＯフィールド４０へ記入する
が、Ｃビット・フィールド４１については何もしない。
このことは、矩形５７で示されている。「ＲＥＡＤ−Ｆ
ＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドに対する戻り応答にお
いて、共有ストア２０は、Ｃビット値（この例では１
１）を戻す。ステップ６を完了するため、共有ストア２
０は、システムＳ２の作業メモリ内にある指定されたバ
ッファ・アドレスへページＡを書き込む。システムＳ２
のバッファ内にあるページＡの状態は、矩形５８で示さ
れている。
ックするのと殆ど同時に、システムＳ２が、ステップ６
において、ページＡのために「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡ
ＳＴＯＵＴ」コマンドを発行するものと仮定する。この
コマンドに応答して、共有ストア２０は、デイレクトリ
・エントリ３５のＣＢフィールド３８をリセットし、シ
ステムＳ２の識別子をＣＯフィールド４０へ記入する
が、Ｃビット・フィールド４１については何もしない。
このことは、矩形５７で示されている。「ＲＥＡＤ−Ｆ
ＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドに対する戻り応答にお
いて、共有ストア２０は、Ｃビット値（この例では１
１）を戻す。ステップ６を完了するため、共有ストア２
０は、システムＳ２の作業メモリ内にある指定されたバ
ッファ・アドレスへページＡを書き込む。システムＳ２
のバッファ内にあるページＡの状態は、矩形５８で示さ
れている。
【００３８】ステップ７において、システムＳ２のＤＢ
ＭＳは、その作業メモリ内にあるページＡのバージョン
のチェク・ビットをフリップさせる。その作業メモリ内
にあるページＡの結果的な状態は、矩形５９で示されて
いる。ステップ８において、システムＳ２はページＡを
二次記憶装置（デイスク）２６へ書き込む。
ＭＳは、その作業メモリ内にあるページＡのバージョン
のチェク・ビットをフリップさせる。その作業メモリ内
にあるページＡの結果的な状態は、矩形５９で示されて
いる。ステップ８において、システムＳ２はページＡを
二次記憶装置（デイスク）２６へ書き込む。
【００３９】この二次記憶装置２６への書き込みの後の
ステップ９（図４）において、システムＳ２は、共有ス
トア２０に対し「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯ
ＣＫ」コマンドを与えて、このコマンドとともにページ
識別子、システム識別子およびフリップされたＣビット
値を戻す。これに応答して、共有ストア２０は、ＣＯフ
ィールド４０をクリアするとともに、与えられたＣビッ
ト値をページＡのデイレクトリ・エントリ３５内にある
Ｃビット・フィールド４１へ記入する（矩形６０）。こ
こで注意すべきは、ページＡの更新されたバージョン
（矩形６２）が依然として共有ストア２０内にある、と
いうことである。共有ストア２０内のページＡのチェッ
ク・ビットは、正しい状態を反映していない古いもので
ある。なぜなら、二次記憶装置２６中にあるページＡの
チェック・ビットは、共有ストア２０内にあるページＡ
のチェック・ビットとは異なるからである。二次記憶装
置２６に置かれているページＡのバージョンのチェック
・ビットを実際に表すものは、デイレクトリ・エントリ
３５（矩形６０）に置かれているＣビットの非ＮＵＬＬ
値である。
ステップ９（図４）において、システムＳ２は、共有ス
トア２０に対し「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯ
ＣＫ」コマンドを与えて、このコマンドとともにページ
識別子、システム識別子およびフリップされたＣビット
値を戻す。これに応答して、共有ストア２０は、ＣＯフ
ィールド４０をクリアするとともに、与えられたＣビッ
ト値をページＡのデイレクトリ・エントリ３５内にある
Ｃビット・フィールド４１へ記入する（矩形６０）。こ
こで注意すべきは、ページＡの更新されたバージョン
（矩形６２）が依然として共有ストア２０内にある、と
いうことである。共有ストア２０内のページＡのチェッ
ク・ビットは、正しい状態を反映していない古いもので
ある。なぜなら、二次記憶装置２６中にあるページＡの
チェック・ビットは、共有ストア２０内にあるページＡ
のチェック・ビットとは異なるからである。二次記憶装
置２６に置かれているページＡのバージョンのチェック
・ビットを実際に表すものは、デイレクトリ・エントリ
３５（矩形６０）に置かれているＣビットの非ＮＵＬＬ
値である。
【００４０】ステップ１０において、システムＳ１は、
ページＡを更新するためのロックを要求する。ここで
も、このロック要求に対する戻りは、ページＡが依然と
して有効であるか否かを指示する。この点に関連して注
意すべきは、「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」お
よび「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ」のシ
ーケンスが、ページＡに対応するデイレクトリ・エント
リ３５内のＣＢフィールド３８の値に影響する、という
ことである。キャストアウト・プロセスは非ブロッキン
グであるから、このプロセスが実行されている間に、他
のシステムがページＡを更新するということは十分にあ
りうる。この場合、すべてのシステムのための有効ビッ
ト・ベクトル３９は更新中のシステムを保存し、これら
のシステムが有しているページＡのバージョンが無効で
あることを指示する値へ設定されることになろう。もし
無効であれば、ページＡは、共有ストア２０から再び得
られる筈である。説明中の例については、このようなこ
とが起こらず、ロックが許可され、そしてシステムＳ１
が矩形６４で示されるような形式へページＡを更新する
ものと仮定する。
ページＡを更新するためのロックを要求する。ここで
も、このロック要求に対する戻りは、ページＡが依然と
して有効であるか否かを指示する。この点に関連して注
意すべきは、「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」お
よび「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ」のシ
ーケンスが、ページＡに対応するデイレクトリ・エント
リ３５内のＣＢフィールド３８の値に影響する、という
ことである。キャストアウト・プロセスは非ブロッキン
グであるから、このプロセスが実行されている間に、他
のシステムがページＡを更新するということは十分にあ
りうる。この場合、すべてのシステムのための有効ビッ
ト・ベクトル３９は更新中のシステムを保存し、これら
のシステムが有しているページＡのバージョンが無効で
あることを指示する値へ設定されることになろう。もし
無効であれば、ページＡは、共有ストア２０から再び得
られる筈である。説明中の例については、このようなこ
とが起こらず、ロックが許可され、そしてシステムＳ１
が矩形６４で示されるような形式へページＡを更新する
ものと仮定する。
【００４１】ページＡが二次記憶装置２６へキャスト・
アウトされた後に、システムＳ１によりページＡの２回
目の更新が行われた場合、ステップ１１において、シス
テムＳ１は「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンドにより、
ページＡのその更新されたバージョンを共有ストア２０
へ書き込む。システムＳ１はページＡの状態が（二次記
憶装置２６に関し）変わったことをステップ４において
知っている筈であるから、この段階で、「ＷＲＩＴＥ
ＰＡＧＥ」パラメータ・リストはＣビットについて非Ｎ
ＵＬＬ値を戻す。もし、他のシステム（例えばＳ３）
が、ページＡが変更されたという指示とともにページＡ
を読み取っていて、これを更新していたならば、システ
ムＳ３はその「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」パラメータ・リ
ストにおいてＣビット値＝ＮＵＬＬを与えるであろう。
システムＳ１の「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンドに応
答して、共有ストア２０は、デイレクトリ。エントリ３
５を矩形６６で示すように変更するとともに、矩形６７
で示すページＡの当該バージョンを共有キャッシュ３２
へ記入する。
アウトされた後に、システムＳ１によりページＡの２回
目の更新が行われた場合、ステップ１１において、シス
テムＳ１は「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンドにより、
ページＡのその更新されたバージョンを共有ストア２０
へ書き込む。システムＳ１はページＡの状態が（二次記
憶装置２６に関し）変わったことをステップ４において
知っている筈であるから、この段階で、「ＷＲＩＴＥ
ＰＡＧＥ」パラメータ・リストはＣビットについて非Ｎ
ＵＬＬ値を戻す。もし、他のシステム（例えばＳ３）
が、ページＡが変更されたという指示とともにページＡ
を読み取っていて、これを更新していたならば、システ
ムＳ３はその「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」パラメータ・リ
ストにおいてＣビット値＝ＮＵＬＬを与えるであろう。
システムＳ１の「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンドに応
答して、共有ストア２０は、デイレクトリ。エントリ３
５を矩形６６で示すように変更するとともに、矩形６７
で示すページＡの当該バージョンを共有キャッシュ３２
へ記入する。
【００４２】ステップ１２において、システムＳ２はキ
ャスト・アウトのためにページＡを読み取り、これに応
じてページＡに対応するデイレクトリ・エントリ３５内
のＣＢフィールド３８およびＣＯフィールド４０は矩形
６９で示すように変更される。「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−Ｃ
ＡＳＴＯＵＴ」コマンドに対する戻りは、Ｃビット値＝
１０および矩形７１で示すページ・バージョンを与え
る。
ャスト・アウトのためにページＡを読み取り、これに応
じてページＡに対応するデイレクトリ・エントリ３５内
のＣＢフィールド３８およびＣＯフィールド４０は矩形
６９で示すように変更される。「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−Ｃ
ＡＳＴＯＵＴ」コマンドに対する戻りは、Ｃビット値＝
１０および矩形７１で示すページ・バージョンを与え
る。
【００４３】ステップ１３において、システムＳ２は、
ページＡを二次記憶装置２６へ書き込む準備のために、
作業メモリ内にあるページＡのチェック・ビットを処理
する。このページＡのチェック・ビットの値は、当該コ
マンドについて戻されるＣビット値とは異なる。フリッ
プされたＣビット値はデイスクに書き込むべきページＡ
の所望のチェック・ビットと同じであるから、システム
Ｓ２はページ・バージョン７１のチェック・ビットをフ
リップしない。その代わり、ページＡは、矩形７３で示
すように、ステップ１４においてそのまま二次記憶装置
２６へ書き込まれ、ステップ１５においてＣビット値＝
１１を含むパラメータ・リストとともに「ＵＮＬＯＣＫ
−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ」コマンドが発行され、そ
して共有ストア２０は矩形７５で示すようにＣビット・
フィールド４１をゼロにし、かつ戻されたＣビット値を
Ｃビット・フィールド４１へ記入することにより該当す
るデイレクトリ・エントリ３５を変更する。
ページＡを二次記憶装置２６へ書き込む準備のために、
作業メモリ内にあるページＡのチェック・ビットを処理
する。このページＡのチェック・ビットの値は、当該コ
マンドについて戻されるＣビット値とは異なる。フリッ
プされたＣビット値はデイスクに書き込むべきページＡ
の所望のチェック・ビットと同じであるから、システム
Ｓ２はページ・バージョン７１のチェック・ビットをフ
リップしない。その代わり、ページＡは、矩形７３で示
すように、ステップ１４においてそのまま二次記憶装置
２６へ書き込まれ、ステップ１５においてＣビット値＝
１１を含むパラメータ・リストとともに「ＵＮＬＯＣＫ
−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ」コマンドが発行され、そ
して共有ストア２０は矩形７５で示すようにＣビット・
フィールド４１をゼロにし、かつ戻されたＣビット値を
Ｃビット・フィールド４１へ記入することにより該当す
るデイレクトリ・エントリ３５を変更する。
【００４４】前述の例について注意すべきは、任意のペ
ージの二次記憶装置（デイスク）バージョンのチェック
・ビットが、共有ストア２０内にある当該ページのデイ
レクトリ・エントリ３５中のＣビットによって表され
る、ということである。任意のプロセッサの作業メモリ
または共有ストア２０にキャッシュされているページ内
のチェック・ビットは、常に信用できるとは限らない。
これは、更新とキャスト・アウトとの間の非ブロッキン
グ逐次化に起因する。キャスト・アウト中のシステム
は、二次記憶装置２６への書き込みを行う前に、共有ス
トア２０から戻されたＣビットの非ＮＵＬＬ値に基づい
てチェック・ビットを推定する。前述の例には示されて
いないが、共有ストア２０によって戻されるＣビットの
値がＮＵＬＬである場合、キャスト・アウト中のシステ
ムは、二次記憶装置２６から当該ページを実際に読み取
ることによりそのチェック・ビットを決定する。
ージの二次記憶装置（デイスク）バージョンのチェック
・ビットが、共有ストア２０内にある当該ページのデイ
レクトリ・エントリ３５中のＣビットによって表され
る、ということである。任意のプロセッサの作業メモリ
または共有ストア２０にキャッシュされているページ内
のチェック・ビットは、常に信用できるとは限らない。
これは、更新とキャスト・アウトとの間の非ブロッキン
グ逐次化に起因する。キャスト・アウト中のシステム
は、二次記憶装置２６への書き込みを行う前に、共有ス
トア２０から戻されたＣビットの非ＮＵＬＬ値に基づい
てチェック・ビットを推定する。前述の例には示されて
いないが、共有ストア２０によって戻されるＣビットの
値がＮＵＬＬである場合、キャスト・アウト中のシステ
ムは、二次記憶装置２６から当該ページを実際に読み取
ることによりそのチェック・ビットを決定する。
【００４５】任意のページの状態がクリーンからダーテ
イに移行する場合、そのページのＣビットは「ＷＲＩＴ
Ｅ ＰＡＧＥ」コマンドにより共有ストア２０へパスさ
れる。ここで、各ページについては更新のためのグロー
バル・ロックがあるという理由で、１つのシステムだけ
が状態の変更を生ぜしめる、という点に注意することが
重要である。これにより生ずる条件の下では、作業メモ
リまたは共有ストア２０にキャッシュはされたページの
チェック・ビットからＣビットを推定し、これを共有ス
トア２０にパスさせることができる。
イに移行する場合、そのページのＣビットは「ＷＲＩＴ
Ｅ ＰＡＧＥ」コマンドにより共有ストア２０へパスさ
れる。ここで、各ページについては更新のためのグロー
バル・ロックがあるという理由で、１つのシステムだけ
が状態の変更を生ぜしめる、という点に注意することが
重要である。これにより生ずる条件の下では、作業メモ
リまたは共有ストア２０にキャッシュはされたページの
チェック・ビットからＣビットを推定し、これを共有ス
トア２０にパスさせることができる。
【００４６】代表的な例の場合、「ＲＥＡＤ ＰＡＧ
Ｅ」コマンドは、常に、ダーテイなページを共有ストア
２０に書き込むような「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマン
ドに先行する。このような「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コ
マンドは、ＣＢ＝１で発行される。この書き込みの時点
で、該当するＤＢＭＳは、「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コ
マンドのパラメータ・リストに与えられるべきＣビット
がＮＵＬＬ値であるかまたは非ＮＵＬＬ値であるかを決
定する。もし、先行する「ＲＥＡＤ ＰＡＧＥ」コマン
ドがキャッシュ・ミスを誘発するか、または当該ページ
が変更されていないことをその戻りが指示するならば、
このＤＢＭＳは、その作業メモリ内にある該当ページの
Ｃビットの非ＮＵＬＬ値を計算するか、あるいはキャッ
シュ・ヒットを生ぜしめた「ＲＥＡＤ ＰＡＧＥ」コマ
ンドによって戻されたＣビットをパス・バックさせる。
グローバル・ロックの下では、「ＲＥＡＤ ＰＡＧＥ」
コマンドを実行できないかもしれないが、読み取り中の
ＤＢＭＳは、更新のためにグローバル・ロックを獲得
し、このグローバル・ロックの下で、キャッシュされた
ページが以前として有効であるか否かをチェックする。
もし有効でなければ、このページは「ＲＥＡＤ ＰＡＧ
Ｅ」コマンドを介して再び読み取られ、かくて「ＷＲＩ
ＴＥ ＰＡＧＥ」コマンド中にある非ＮＵＬＬ値のＣビ
ットの引き渡しを再評価する。もし、このページが共有
ストア２０からの介在する読み取りなしに複数回にわた
ってローカルに更新されたならば、このＤＢＭＳは、最
初の「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンドについてのみ非
ＮＵＬＬ値をパスさせ、その後のすべての「ＷＲＩＴＥ
ＰＡＧＥ」コマンドについてはＮＵＬＬ値をパスさせ
る。
Ｅ」コマンドは、常に、ダーテイなページを共有ストア
２０に書き込むような「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマン
ドに先行する。このような「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コ
マンドは、ＣＢ＝１で発行される。この書き込みの時点
で、該当するＤＢＭＳは、「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コ
マンドのパラメータ・リストに与えられるべきＣビット
がＮＵＬＬ値であるかまたは非ＮＵＬＬ値であるかを決
定する。もし、先行する「ＲＥＡＤ ＰＡＧＥ」コマン
ドがキャッシュ・ミスを誘発するか、または当該ページ
が変更されていないことをその戻りが指示するならば、
このＤＢＭＳは、その作業メモリ内にある該当ページの
Ｃビットの非ＮＵＬＬ値を計算するか、あるいはキャッ
シュ・ヒットを生ぜしめた「ＲＥＡＤ ＰＡＧＥ」コマ
ンドによって戻されたＣビットをパス・バックさせる。
グローバル・ロックの下では、「ＲＥＡＤ ＰＡＧＥ」
コマンドを実行できないかもしれないが、読み取り中の
ＤＢＭＳは、更新のためにグローバル・ロックを獲得
し、このグローバル・ロックの下で、キャッシュされた
ページが以前として有効であるか否かをチェックする。
もし有効でなければ、このページは「ＲＥＡＤ ＰＡＧ
Ｅ」コマンドを介して再び読み取られ、かくて「ＷＲＩ
ＴＥ ＰＡＧＥ」コマンド中にある非ＮＵＬＬ値のＣビ
ットの引き渡しを再評価する。もし、このページが共有
ストア２０からの介在する読み取りなしに複数回にわた
ってローカルに更新されたならば、このＤＢＭＳは、最
初の「ＷＲＩＴＥ ＰＡＧＥ」コマンドについてのみ非
ＮＵＬＬ値をパスさせ、その後のすべての「ＷＲＩＴＥ
ＰＡＧＥ」コマンドについてはＮＵＬＬ値をパスさせ
る。
【００４７】「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コ
マンドは、Ｃビットとキャスト・アウトすべきページと
を、共有ストア２０から得る。キャスト・アウト中のシ
ステムは、このＣビットに基づいて当該ページのチェッ
ク・ビットを計算し、このチェック・ビットで以てこの
ページを更新する。ここで、当該ページにおけるチェッ
ク・ビットの一貫性は異なるシステム間では維持されて
いないから、キャスト・アウト中のシステムはこのペー
ジ内の値に基づいてチェック・ビットを計算しない、と
いうことに注意すべきである。
マンドは、Ｃビットとキャスト・アウトすべきページと
を、共有ストア２０から得る。キャスト・アウト中のシ
ステムは、このＣビットに基づいて当該ページのチェッ
ク・ビットを計算し、このチェック・ビットで以てこの
ページを更新する。ここで、当該ページにおけるチェッ
ク・ビットの一貫性は異なるシステム間では維持されて
いないから、キャスト・アウト中のシステムはこのペー
ジ内の値に基づいてチェック・ビットを計算しない、と
いうことに注意すべきである。
【００４８】「ＲＥＳＥＴ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣ
Ｋ」コマンドの利用法 共有ストア２０は、「ＲＥＳＥＴ−ＣＡＳＴＯＵＴ−Ｌ
ＯＣＫ」コマンドが発行される場合、ＣビットをＮＵＬ
Ｌ値へ設定する。このコマンドが発行されるのは、「Ｒ
ＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドの後で、し
かも後続する「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣ
Ｋ」コマンドの前に、障害が生ずるような場合である。
これらの２つのコマンドの間では、二次記憶装置（デイ
スク）２６への書き込みが生じたか否かは確かではな
い。したがって、「ＲＥＳＥＴ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯ
ＣＫ」コマンドはＣビットをＮＵＬＬ値へ設定して、当
該ページの二次記憶装置（デイスク）バージョンのチェ
ック・ビットが「未知」であることを暗示する。後続の
「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドに遭遇
するとき、共有ストア２０は、ＣビットのためにＮＵＬ
Ｌ値を戻す。この場合、キャスト・アウト中のシステム
は、二次記憶装置２６から当該ページを読み取ってこの
ページの二次記憶装置（デイスク）バージョンから真の
チェック・ビット値を決定し、このページのチェック・
ビットをフリップされた値へ設定するとともに、これを
「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ」コマンド
を介して戻す。
Ｋ」コマンドの利用法 共有ストア２０は、「ＲＥＳＥＴ−ＣＡＳＴＯＵＴ−Ｌ
ＯＣＫ」コマンドが発行される場合、ＣビットをＮＵＬ
Ｌ値へ設定する。このコマンドが発行されるのは、「Ｒ
ＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドの後で、し
かも後続する「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣ
Ｋ」コマンドの前に、障害が生ずるような場合である。
これらの２つのコマンドの間では、二次記憶装置（デイ
スク）２６への書き込みが生じたか否かは確かではな
い。したがって、「ＲＥＳＥＴ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯ
ＣＫ」コマンドはＣビットをＮＵＬＬ値へ設定して、当
該ページの二次記憶装置（デイスク）バージョンのチェ
ック・ビットが「未知」であることを暗示する。後続の
「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドに遭遇
するとき、共有ストア２０は、ＣビットのためにＮＵＬ
Ｌ値を戻す。この場合、キャスト・アウト中のシステム
は、二次記憶装置２６から当該ページを読み取ってこの
ページの二次記憶装置（デイスク）バージョンから真の
チェック・ビット値を決定し、このページのチェック・
ビットをフリップされた値へ設定するとともに、これを
「ＵＮＬＯＣＫ−ＣＡＳＴＯＵＴ−ＬＯＣＫ」コマンド
を介して戻す。
【００４９】キャスト・アウト中のシステムは、最後に
成功した二次記憶装置２６への書き込みの後に当該ペー
ジが変更されたか否かに依存して、二次記憶装置２６へ
の書き込みを行ったり行わなかったりする。因に、二次
記憶装置２６への最後の書き込みの後に当該ページが変
更されたか否かを決定するには、例えば、二次記憶装置
２６に置かれたページ・バージョン内の更新通番を、
「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドに応答
する共有ストア２０によって戻されるバージョン中のそ
れと比較すればよい。このコマンドは、高々数ページに
ついてまれにしか発行されないものと予測される。
成功した二次記憶装置２６への書き込みの後に当該ペー
ジが変更されたか否かに依存して、二次記憶装置２６へ
の書き込みを行ったり行わなかったりする。因に、二次
記憶装置２６への最後の書き込みの後に当該ページが変
更されたか否かを決定するには、例えば、二次記憶装置
２６に置かれたページ・バージョン内の更新通番を、
「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドに応答
する共有ストア２０によって戻されるバージョン中のそ
れと比較すればよい。このコマンドは、高々数ページに
ついてまれにしか発行されないものと予測される。
【００５０】
【発明の効果】以上のように、本発明によれば、各ペー
ジのチェック・ビットが適正に処理されるので、多重Ｄ
ＢＭＳアーキテクチャにおける二次記憶装置に対する書
き込みエラーを確実に検出することができる。
ジのチェック・ビットが適正に処理されるので、多重Ｄ
ＢＭＳアーキテクチャにおける二次記憶装置に対する書
き込みエラーを確実に検出することができる。
【図１】従来の技術にしたがった書き込みエラーの検出
におけるチェック・ビットの役割を示すブロック図であ
る。
におけるチェック・ビットの役割を示すブロック図であ
る。
【図２】本発明を実施する多重ＤＢＭＳアーキテクチャ
を示すブロック図である。
を示すブロック図である。
【図３】本発明にしたがったチェック・ビットの処理を
示すプロセス流れ図である。
示すプロセス流れ図である。
【図４】本発明にしたがったチェック・ビットの処理を
示すプロセス流れ図である。
示すプロセス流れ図である。
２０・・・・・・共有ストア ２２、２４・・・データベース管理プロセッサ ２６・・・・・・二次記憶装置 ３０・・・・・・管理ロジック ３２・・・・・・共有ストア−イン・キャッシュ ３４・・・・・・デイレクトリ ３５・・・・・・デイレクトリ・エントリ ３６・・・・・・ページ識別子フィールド ３７・・・・・・アドレス・フィールド ３８・・・・・・変更ビット（ＣＢ）フィールド ３９・・・・・・システムの有効ビット・ベクトル ４０・・・・・・キャスト・アウト・ロック識別子（Ｃ
ＯＬ−ｉｄ）フィールド ４１・・・・・・チェック・ビット（Ｃ ｂｉｔ）フィ
ールド
ＯＬ−ｉｄ）フィールド ４１・・・・・・チェック・ビット（Ｃ ｂｉｔ）フィ
ールド
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジェームズ・スーチャ・テン アメリカ合衆国カリフォルニア州サンノ ゼ、マッカル・ドライブ6964 (56)参考文献 特開 平６−28250（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−268649（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−310148（ＪＰ，Ａ)
Claims (9)
- 【請求項１】複数のデータ単位を記憶するように１以上
の記憶装置から構成された二次記憶装置と、各々が前記
二次記憶装置へそれぞれ接続された複数のデータベース
管理プロセッサと、前記データベース管理プロセッサの
各々へ接続され、複数のデータ単位を記憶するようにス
トア−イン・キャッシュの形式へ編成された共有ストア
とを備え、各データ単位がその開始端および終了端にそ
れぞれチェック・ビットを含み、当該データ単位が前記
二次記憶装置へ書き込まれる度に該チェック・ビットを
反転するようにしたシステムにおいて、 前記二次記憶装置から第１のデータベース管理プロセッ
サへチェック・ビットを含む一のデータ単位を読み取る
ステップ（ａ）と、 前記第１のデータベース管理プロセッサにおいて前記一
のデータ単位を変更することにより更新されたデータ単
位を生成するステップ（ｂ）と、 前記更新されたデータ単位をそのチェック・ビットを変
更することなく前記共有ストアへ書き込むステップ
（ｃ）と、 前記更新されたデータ単位を前記二次記憶装置へ書き込
むべく、前記共有ストアから第２のデータベース管理プ
ロセッサへ前記更新されたデータ単位を読み取るステッ
プ（ｄ）と、 前記第２のデータベース管理プロセッサにおいて前記更
新されたデータ単位内のチェック・ビットを反転するス
テップ（ｅ）と、 前記第２のデータベース管理プロセッサから前記二次記
憶装置へ前記更新されたデータ単位を書き込むステップ
（ｆ）とを含む、書き込みエラー検出用チェック・ビッ
トの処理方法。 - 【請求項２】前記データ単位のコピーが前記二次記憶装
置に保持されており、前記ステップ（ｆ）が前記更新さ
れたデータ単位を前記二次記憶装置に保持されている当
該データ単位のコピーに上書きするようなものであっ
て、さらに前記データ単位のコピーのチェック・ビット
のコピーを前記共有ストアに保持させるステップ（ｇ）
と、 前記チェック・ビットのコピーを前記更新されたデータ
単位とともに前記第２のデータベース管理プロセッサに
与えるステップ（ｈ）とを含み、 前記ステップ（ｅ）が前記更新されたデータ単位内のチ
ェック・ビットを前記チェック・ビットのコピーに関し
反転された指定値へ設定することを特徴とする、請求項
１に記載の書き込みエラー検出用チェック・ビットの処
理方法。 - 【請求項３】前記ステップ（ｆ）の後に、前記共有スト
アにおいて前記チェック・ビットのコピーを前記反転さ
れた指定値へ変更するステップ（ｉ）を含むことを特徴
とする、請求項２に記載の書き込みエラー検出用チェッ
ク・ビットの処理方法。 - 【請求項４】前記システムが前記共有ストアに関連する
デイレクトリを含んでいて、該デイレクトリの各エント
リが前記共有ストアから要求されたデータ単位または前
記共有ストアへ書き込まれたデータ単位にそれぞれ対応
しており、さらに各デイレクトリ・エントリ毎に前記チ
ェック・ビットを記憶すべきＣビット・フィールドを生
成するステップ（ｊ）と、 前記Ｃビット・フィールドをＮＵＬＬ値へ初期設定する
ステップ（ｋ）と、を含むことを特徴とする、請求項１
に記載の書き込みエラー検出用チェック・ビットの処理
方法。 - 【請求項５】前記ステップ（ｆ）が、 前記更新されたデータ単位を前記共有ストアへ書き込む
ために、該共有ストアに対し「ＷＲＩＴＥ」コマンドを
発行するステップ（ｆ１）と、 前記「ＷＲＩＴＥ」コマンドとともに前記チェック・ビ
ットを前記共有ストアに与えるステップ（ｆ２）と、 前記更新されたデータ単位に対応するデイレクトリ・エ
ントリのＣビット・フィールドへ、前記「ＷＲＩＴＥ」
コマンドとともに与えられる前記チェック・ビットの値
を記入するステップ（ｆ３）と、 を含むことを特徴とする、請求項４に記載の書き込みエ
ラー検出用チェック・ビットの処理方法。 - 【請求項６】さらに前記二次記憶装置内に前記データ単
位のコピーを保持させるステップ（ｌ）を含み、また前
記ステップ（ｄ）が、前記第２のデータベース管理プロ
セッサから前記共有ストアへ「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡ
ＳＴＯＵＴ」コマンドを発行するステップ（ｄ１）と、 前記「ＲＥＡＤ−ＦＯＲ−ＣＡＳＴＯＵＴ」コマンドに
応答して、前記更新されたデータ単位に対応する前記デ
イレクトリ・エントリのＣビット・フィールドへ或る値
を与えるとともに、前記更新されたデータ単位を前記共
有ストアから前記第２のデータベース管理プロセッサへ
与えるステップ（ｄ２）と、 前記第２のデータベース管理プロセッサへ与えられたＣ
ビット・フィールドの値がＮＵＬＬである場合には、前
記二次記憶装置に保持されている前記データ単位のコピ
ーからチェック・ビットを獲得するとともに、当該チェ
ック・ビットを前記ステップ（ｅ）で反転してこの反転
されたチェック・ビットを前記第２のデータベース管理
プロセッサにおける前記更新されたデータ単位中に置く
ステップ（ｄ３）と、 さもなければ、前記更新されたデータ単位内にある前記
チェック・ビットを使用して前記ステップ（ｅ）を実行
するステップ（ｄ４）と、を含むことを特徴とする、請
求項５に記載の書き込みエラー検出用チェック・ビット
の処理方法。 - 【請求項７】さらに前記ステップ（ｄ）、（ｅ）および
（ｆ）の少なくとも１つのステップにおける障害を検出
するステップ（ｍ）と、 前記更新されたデータ単位に対応する前記デイレクトリ
・エントリ内のＣビット・フィールドの値をＮＵＬＬへ
設定するステップ（ｎ）と、を含むことを特徴とする、
請求項５に記載の書き込みエラー検出用チェック・ビッ
トの処理方法。 - 【請求項８】複数のページを記憶するように１以上の記
憶装置から構成された二次記憶装置と、各々が前記二次
記憶装置へそれぞれ接続された複数のデータベース管理
プロセッサと、前記データベース管理プロセッサの各々
へ接続され、複数のページを記憶するようにストア−イ
ン・キャッシュの形式へ編成された共有ストアとを備
え、各ページがその開始端および終了端にそれぞれチェ
ック・ビットを含み、各ページが前記二次記憶装置へ書
き込まれる度に該チェック・ビットを反転するようにし
たシステムにおいて：各ページの開始端および終了端に
それぞれチェック・ビット用の値を記憶するため、当該
ページの開始端にあるチェック・ビット・パターンと当
該ページの終了端にあるチェック・ビット・パターンと
が特定の対応関係を有するようにするステップ（ａ）
と、 前記共有ストアに記憶されている各ページ（以下「キャ
ッシュされたページ」と称す）のためのチェック・ビッ
ト用の値を、前記二次記憶装置に記憶されている各ペー
ジのチェック・ビットの値に対応するように、前記共有
ストアのデイレクトリへ記憶するステップ（ｂ）と、 前記共有ストアに対し、キャッシュされたページが前記
二次記憶装置へ書き込まれることを通知するステップ
（ｃ）と、 前記キャッシュされたページのための前記デイレクトリ
内のチェック・ビットとは異なるように、前記ページの
チェック・ビットを設定するステップ（ｄ）と、 前記キャッシュされたページを、前記二次記憶装置内の
対応するページに上書きすることにより、前記二次記憶
装置へ書き込むステップ（ｅ）と、 前記デイレクトリ内のチェック・ビットを、前記ステッ
プ（ｄ）で得られたチェック・ビット用の値へ変更する
ステップ（ｆ）と、を含むことを特徴とする、書き込み
エラー検出用チェック・ビットの処理方法。 - 【請求項９】前記ステップ（ｃ）の後で、かつ前記ステ
ップ（ｄ）の前に、前記キャッシュされたページを前記
二次記憶装置へ書き込むために前記共有ストアから読み
取るステップ（ｇ）を含むことを特徴とする、請求項９
に記載の書き込みエラー検出用チェック・ビットの処理
方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/955,076 US5455942A (en) | 1992-10-01 | 1992-10-01 | Partial page write detection for a shared cache using a bit pattern written at the beginning and end of each page |
| US955076 | 1992-10-01 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06202922A JPH06202922A (ja) | 1994-07-22 |
| JPH0820986B2 true JPH0820986B2 (ja) | 1996-03-04 |
Family
ID=25496346
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5221664A Expired - Lifetime JPH0820986B2 (ja) | 1992-10-01 | 1993-09-07 | 書き込みエラー検出用チェック・ビットの処理方法 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5455942A (ja) |
| JP (1) | JPH0820986B2 (ja) |
Families Citing this family (33)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5504883A (en) * | 1993-02-01 | 1996-04-02 | Lsc, Inc. | Method and apparatus for insuring recovery of file control information for secondary storage systems |
| US5574902A (en) * | 1994-05-02 | 1996-11-12 | International Business Machines Corporation | Efficient destaging of updated local cache pages for a transaction in a multisystem and multiprocess database management system with a high-speed shared electronic store |
| US5768582A (en) * | 1995-06-07 | 1998-06-16 | International Business Machines Corporation | Computer program product for domained incremental changes storage and retrieval |
| US5692182A (en) * | 1995-10-05 | 1997-11-25 | International Business Machines Corporation | Bufferpool coherency for identifying and retrieving versions of workfile data using a producing DBMS and a consuming DBMS |
| US6754656B1 (en) * | 1996-10-22 | 2004-06-22 | International Business Machines Corporation | System and method for selective partition locking |
| US7480653B2 (en) * | 1996-10-22 | 2009-01-20 | International Business Machines Corporation | System and method for selective partition locking |
| US5887191A (en) * | 1996-11-26 | 1999-03-23 | International Business Machines Corporation | System and method for bounding response time jitter for high priority commands in a multimedia datastreaming system |
| US5860141A (en) * | 1996-12-11 | 1999-01-12 | Ncr Corporation | Method and apparatus for enabling physical memory larger than corresponding virtual memory |
| US7013305B2 (en) | 2001-10-01 | 2006-03-14 | International Business Machines Corporation | Managing the state of coupling facility structures, detecting by one or more systems coupled to the coupling facility, the suspended state of the duplexed command, detecting being independent of message exchange |
| US6539495B1 (en) | 1999-02-22 | 2003-03-25 | International Business Machines Corporation | Method, system and program products for providing user-managed duplexing of coupling facility cache structures |
| US6438654B1 (en) | 1999-02-22 | 2002-08-20 | International Business Machines Corporation | Castout processing for duplexed cache structures |
| US6542970B1 (en) | 1999-08-23 | 2003-04-01 | International Business Machines Corporation | Method, system and program products for copying coupling facility list structures |
| US6609214B1 (en) | 1999-08-23 | 2003-08-19 | International Business Machines Corporation | Method, system and program products for copying coupling facility structures |
| US6594667B2 (en) | 1999-08-23 | 2003-07-15 | International Business Machines Corporation | Method, system and program products for modifying coupling facility structures |
| US6546466B1 (en) | 1999-08-23 | 2003-04-08 | International Business Machines Corporation | Method, system and program products for copying coupling facility cache structures |
| US6546414B1 (en) | 1999-08-23 | 2003-04-08 | International Business Machines Corporation | Method, system and program products for copying coupling facility lock structures |
| US6317744B1 (en) | 1999-08-23 | 2001-11-13 | International Business Machines Corporation | Method, system and program products for browsing fully-associative collections of items |
| US6584554B1 (en) | 1999-08-23 | 2003-06-24 | International Business Machines Corporation | Directed allocation of coupling facility structures |
| US6266783B1 (en) | 1999-08-23 | 2001-07-24 | International Business Machines Corporation | System-managed rebuild of coupling facility structures |
| US20020073110A1 (en) * | 2000-12-12 | 2002-06-13 | Edouard Duvillier | Version collection technique implemented on an intrinsic versioning information storage and retrieval system |
| US7380198B2 (en) * | 2003-06-11 | 2008-05-27 | International Business Machines Corporation | System and method for detecting write errors in a storage device |
| US6885930B2 (en) * | 2003-07-31 | 2005-04-26 | Siemens Energy & Automation, Inc. | System and method for slip slide control |
| US7222117B1 (en) | 2003-11-14 | 2007-05-22 | Advent Software, Inc. | Segmented global area database |
| JP2006072435A (ja) * | 2004-08-31 | 2006-03-16 | Hitachi Ltd | ストレージシステムおよびデータ記録方法 |
| US7693883B2 (en) * | 2006-01-30 | 2010-04-06 | Sap Ag | Online data volume deletion |
| JP5130732B2 (ja) * | 2006-07-27 | 2013-01-30 | 富士通株式会社 | 振り返りデータ処理方法、振り返りデータ評価方法及び装置 |
| US20080027927A1 (en) * | 2006-07-27 | 2008-01-31 | Fujitsu Limited | Retracement data processing method and apparatus |
| US8458217B1 (en) | 2009-08-24 | 2013-06-04 | Advent Software, Inc. | Instantly built information space (IBIS) |
| US8769350B1 (en) | 2011-09-20 | 2014-07-01 | Advent Software, Inc. | Multi-writer in-memory non-copying database (MIND) system and method |
| US8332349B1 (en) | 2012-01-06 | 2012-12-11 | Advent Software, Inc. | Asynchronous acid event-driven data processing using audit trail tools for transaction systems |
| US8838888B2 (en) | 2012-03-19 | 2014-09-16 | International Business Machines Corporation | Conditional write processing for a cache structure of a coupling facility |
| US8886671B1 (en) | 2013-08-14 | 2014-11-11 | Advent Software, Inc. | Multi-tenant in-memory database (MUTED) system and method |
| CN106155839B (zh) * | 2015-04-28 | 2019-07-30 | 阿里巴巴集团控股有限公司 | 一种用于备份数据的方法与设备 |
Family Cites Families (14)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4005405A (en) * | 1975-05-07 | 1977-01-25 | Data General Corporation | Error detection and correction in data processing systems |
| US4271521A (en) * | 1979-07-09 | 1981-06-02 | The Anaconda Company | Address parity check system |
| US4445174A (en) * | 1981-03-31 | 1984-04-24 | International Business Machines Corporation | Multiprocessing system including a shared cache |
| CA1187198A (en) * | 1981-06-15 | 1985-05-14 | Takashi Chiba | System for controlling access to channel buffers |
| US4483003A (en) * | 1982-07-21 | 1984-11-13 | At&T Bell Laboratories | Fast parity checking in cache tag memory |
| US4847754A (en) * | 1985-10-15 | 1989-07-11 | International Business Machines Corporation | Extended atomic operations |
| JPS62206658A (ja) * | 1986-03-07 | 1987-09-11 | Hitachi Ltd | 記憶管理装置 |
| US4882642A (en) * | 1987-07-02 | 1989-11-21 | International Business Machines Corporation | Sequentially processing data in a cached data storage system |
| US5023776A (en) * | 1988-02-22 | 1991-06-11 | International Business Machines Corp. | Store queue for a tightly coupled multiple processor configuration with two-level cache buffer storage |
| US4920536A (en) * | 1988-10-14 | 1990-04-24 | Amdahl Corporation | Error recovery scheme for destaging cache data in a multi-memory system |
| US5048024A (en) * | 1989-09-06 | 1991-09-10 | Unisys Corporation | Partitioned parity check and regeneration circuit |
| US5043943A (en) * | 1990-06-18 | 1991-08-27 | Motorola, Inc. | Cache memory with a parity write control circuit |
| US5287473A (en) * | 1990-12-14 | 1994-02-15 | International Business Machines Corporation | Non-blocking serialization for removing data from a shared cache |
| US5265232A (en) * | 1991-04-03 | 1993-11-23 | International Business Machines Corporation | Coherence control by data invalidation in selected processor caches without broadcasting to processor caches not having the data |
-
1992
- 1992-10-01 US US07/955,076 patent/US5455942A/en not_active Expired - Fee Related
-
1993
- 1993-09-07 JP JP5221664A patent/JPH0820986B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| US5455942A (en) | 1995-10-03 |
| JPH06202922A (ja) | 1994-07-22 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JPH0820986B2 (ja) | 書き込みエラー検出用チェック・ビットの処理方法 | |
| US5276835A (en) | Non-blocking serialization for caching data in a shared cache | |
| US5287473A (en) | Non-blocking serialization for removing data from a shared cache | |
| JP2837785B2 (ja) | データ・コヒーレンス制御方法 | |
| KR101470713B1 (ko) | 버퍼링된 저장을 이용하여 트랜잭션들을 가속화하기 위한 메커니즘들 | |
| US6502108B1 (en) | Cache-failure-tolerant data storage system storing data objects with version code equipped metadata tokens | |
| US6438659B1 (en) | Directory based cache coherency system supporting multiple instruction processor and input/output caches | |
| US6119209A (en) | Backup directory for a write cache | |
| US20030200394A1 (en) | Cache memory arrangement and methods for use in a cache memory system | |
| JP2830218B2 (ja) | キャッシュ付ディスク制御装置の障害処理方法 | |
| US20110082992A1 (en) | Communication-link-attached persistent memory system | |
| US20040049636A1 (en) | Technique for data transfer | |
| JP2810593B2 (ja) | 記憶装置 | |
| US7353342B1 (en) | Shared lease instruction support for transient blocking synchronization | |
| EP0533427B1 (en) | Computer memory control system | |
| JP2540008B2 (ja) | デ―タ処理システム及びメモリ手段内のデ―タ・レコ―ド・イメ―ジを有効化する方法 | |
| CN101295274B (zh) | 用于降低共享存储器的数据讹误的方法和设备 | |
| JPH06149485A (ja) | データ完結性保証処理方法 | |
| US6192460B1 (en) | Method and apparatus for accessing data in a shadow set after a failed data operation | |
| JP3335919B2 (ja) | ディスクキャッシュ制御装置 | |
| KR950011056B1 (ko) | 트랜잭션 처리시스템의 로그/회복관리방법 | |
| JPH07295883A (ja) | 情報処理装置 | |
| JP3555847B2 (ja) | キャッシュメモリの障害処理装置、キャッシュメモリの障害処理方法、マルチプロセッサシステム | |
| JPH071490B2 (ja) | デ−タ書戻し方式 | |
| JP3074897B2 (ja) | メモリ回路 |