JPH09251412A - 分散データベーストランザクションのコミットメント方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 分散したトランザクションを効果的にコミッ
トする。 【解決手段】 各コサーバは、インタバルコーディネー
タ（ＩＣ）から送られた一連のインタバルメッセージに
応答してその関連トランザクションログを非揮発性記憶
装置へフラッシュし、閉止メッセージをＩＣへ伝送し
て、最も新しく受信したインタバルメッセージを識別す
る状態を維持する。あるトランザクションに関して、オ
ーナーは、コサーバに実行させる分散したトランザクシ
ョン内の操作処理を識別する要求メッセージをヘルパへ
伝送する。操作処理を実行したコサーバは、最も新しく
受信したインタバルメッセージを識別するタグと共に、
完了メッセージをオーナーへ伝送する。完了メッセージ
を受信したオーナーは、そのトランザクションについて
の適格性メッセージをＩＣへ伝送する。次いでＩＣは、
トランザクションのコミット状態を安定記憶装置へ書き
込む。次いでＩＣは、トランザクションのコミットをオ
ーナー及びヘルパへ送る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、一般的には分散デ
ータベーストランザクションのためのコミットメントプ
ロトコルに関し、より詳しく述べれば、コーディネータ
が関係者と定期的にメッセージを交換するようなコミッ
トメントプロトコルに関する。

【０００２】

【従来の技術】どのようなデータベースシステムでも、
その基本的な設計の目標は「一貫性」であり、これはデ
ータベース内に格納されている情報を若干の制約に従わ
せることを意味する。例えば、預金勘定から小切手勘定
へ金銭を振替える場合、２つの勘定の合計を同一に保た
なければならない。もし預金勘定に借方には記入したが
小切手勘定の貸方に記入しなければ顧客は不満を抱くで
あろう。一方、もし小切手勘定の貸方には記入したが預
金勘定の借方に記入しなければ銀行が不満であろう。操
作処理( operation ) とは、例えばデータベース内の情
報の単片の改訂、削除、または挿入のような変更のこと
である。トランザクション( transaction )とは、デー
タベースアプリケーション内で単一の論理動作を遂行す
る操作処理の集まりのことである。例えば、勘定振替を
行うことはトランザクションである。預金勘定の借方に
記入することは勘定振替トランザクションにおける１つ
の操作処理であり、小切手勘定の貸方に記入することは
別の操作処理である。一貫性を保存するためには、ある
トランザクションの全ての操作処理が遂行されなければ
ならないか、または何も遂行しないことである。この要
求を、「アトミシティ」( atomicity ) と呼ぶ。

【０００３】通常の状態の下では、トランザクションの
全ての操作処理を遂行するだけで、課せられた制約はデ
ータベースシステムによって遵守される。しかしなが
ら、ソフトウェアのバグ、ハードウェアのクラッシュ、
及び停電は、データベースシステムに障害を発生させ
る。障害が発生すると、例えばランダムアクセスメモリ
（ＲＡＭ）のような揮発性メモリ内の情報が失われ、一
貫性が損なわれる可能性がある。例えば、銀行データベ
ースシステムにおいて、預金勘定の借方には記入した
が、小切手勘定の貸方に記入する前にクラッシュが発生
するかも知れない。従って、データベースシステムの設
計上の別の目標は、障害から復旧した時に揮発性メモリ
内に格納した情報を復元する能力である。たとえ障害が
発生したとしても一貫性を保証するようにするために、
データベースシステムがトランザクションの全ての操作
処理を実行するのか、または全く実行しないのかを保証
することはクリティカルである。ある場合にはトランザ
クションが一貫性を損なわせたことが原因でそのトラン
ザクションを完了させることができず、またある場合に
は障害が原因でトランザクションを完了させることがで
きない。ある場合には、ユーザが変心して、トランザク
ションを完了させないことを決定するかも知れない。も
しトランザクションを成功裏に完了させることができず
に若干の操作処理しか実行されなければ、そのトランザ
クションは「打切り」にしなければならない。打切られ
たトランザクションの後に、データベースはそのトラン
ザクションを前の状態に「ロールバック」即ち復元され
る。

【０００４】一方、もし障害が起こっても、トランザク
ションの全ての操作処理を成功裏に実行することができ
れば、そのトランザクションは「コミット」される。も
し障害が発生して若干の操作処理だけが実行されれば、
コンピュータが復旧した時、コミットされたトランザク
ションは「ロールフォワード」即ち完了され、打切られ
たトランザクションは「ロールバック」即ち元に戻され
る。換言すれば、もしコンピュータが障害の後に復旧す
れば、コミットされたトランザクションはデータベース
内に格納されていることが保証され、コミットされなか
ったトランザクションはデータベース内に格納されてい
ることは保証されない。全ての操作処理要求を保証す
る、または保証しない一つの方法は、データベースシス
テムに「コミットメントプロトコル」を課すことであ
る。要約すれば、コミットメントプロトコルは、例えば
ハードディスクのような非揮発性記憶装置内にトランザ
クションログを維持することを要求する。トランザクシ
ョンログは、そのトランザクションをロールバック、ま
たは完了させるのに十分な情報を含むログ記録のリスト
である。ログ記録は、各トランザクションの始まりに関
するデータ、そのトランザクションによって変更された
記録の古い値と新しい値、及びそのトランザクションが
コミットされたのか、または打切られたのかの情報を含
む。

【０００５】データベースの変化が非揮発性記憶装置に
書き込まれた後に、打切りが発生するかも知れない。こ
のような場合、打切られたものとしてマークされたトラ
ンザクションは、変更された記録を古い値にセットする
ことによって元に戻される。例えば、銀行データベース
システムが、改訂された小切手勘定の残高( balance)
をハードディスクに書き込んだが、借方が預金勘定の残
高を０以下に減らすことになるかも知れない。データベ
ースシステムは、トランザクションログに打切りを書き
込み、小切手勘定の残高を古い値に戻す。コミットメン
トの後ではあるが、変化が非揮発性記憶装置へ書き込ま
れる前に障害が発生するかもしれない。このような場
合、トランザクションログ内にコミット済みとしてマー
クされているトランザクションは、古い記録を新しい値
にセットすることによってやり直される。例えば、銀行
データベースシステムは、ＲＡＭ内の小切手及び預金勘
定の残高を成功裏に改訂して検査し、トランザクション
ログのコミットメントをディスク上に書き込むが、ＲＡ
Ｍ内の変化をディスクへ格納する前に停電になることが
あるかも知れない。データベースシステムが復旧した時
に、データベースシステムはトランザクションログを探
索して勘定振替トランザクションがコミットされている
ことを決定し、借方・貸方操作処理をやり直す。

【０００６】分散データベースとは、記録がコンピュー
タネットワーク内の異なる幾つかのコンピュータまたは
ノードに格納されているような、または記録を格納して
いるコンピュータまたはノード以外のコンピュータまた
はノードから記録を改訂する要求が発せられるようなデ
ータベースのことである。例えば、小切手勘定記録を第
１のコンピュータが格納し、預金勘定記録を第２のコン
ピュータが格納し、そして銀行の金銭出納係が使用する
第３のコンピュータから預金勘定から小切手勘定への資
金の振替要求を発することができる。例えば、ローカル
に格納されている情報を変更するために、ある操作処理
を実行することによってそのトランザクションに関与す
る全てのコンピュータを「関係者」( participant ) と
呼ぶ。トランザクションを発した関係者をそのトランザ
クションの「オーナー」( owner) と呼ぶ。

【０００７】「コンピュータネットワーク」は、高速ノ
ード間に接続を有している複数の処理ノードからなる
（並列コンピュータのような）単一のコンピュータであ
ることができる。「コンピュータネットワーク」は相互
接続されたコンピュータのクラスタであることもでき
る。本明細書においては、これら各種コンピュータシス
テムをコンピュータネットワークであるとし、これらの
システム上のデータベースを分散データベースシステム
と呼ぶことにする。分散データベースプログラムとイン
タラクトする銀行の出納係のような人を「ユーザ」と呼
ぶ。ユーザは、データベースプログラムにおいては、各
トランザクション毎の１またはそれ以上の「セッショ
ン」によって表される。セッションとは、データベース
記録の改訂のようなトランザクションの実際の仕事を行
うために作成されるプログラムエンティティのことであ
る。通常は、トランザクションの各関係者には、トラン
ザクション当たり１セッションが存在する。オーナー上
で走るセッションが「トランザクションオーナー」であ
る。他のセッションを「トランザクションヘルパー」(
helper )と呼ぶことができる。

【０００８】障害の影響は、分散データベースシステム
と単一コンピュータシステムとでは若干異なる。単一コ
ンピュータシステムにおいては、システムが動作してト
ランザクションが正常に処理されているか、またはシス
テムが障害を起こしてトランザクションを処理できない
かの何れかである。分散システムにおいては、若干のコ
ンピュータは動作しているが、他のコンピュータは動作
していないような部分的障害が存在し得る。また、コン
ピュータは動作しているが、コンピュータ間の通信リン
クが故障しているような部分的障害も存在し得る。分散
データベースシステムの一つの主要な利点は、性能が改
善されることである。別の主要な利点は拡張可能性（ス
ケーラビリティ）、即ち性能を劣化させることなくデー
タベースシステムを成長させ得る能力である。別の利点
は、信頼性が改善されることである。普通は部分的障害
しか発生しないから、データベースシステムの性能が低
下することはない。しかしながら、部分的障害が発生す
る可能性があるということは、一貫性の保証を一層困難
にする。例えば、預金勘定記録を有するコンピュータが
正常に機能していて借方から控除しているが、小切手勘
定記録を有するコンピュータが故障して貸方に加算しな
いかも知れない。

【０００９】一貫性を保存するために、この例における
２つのコンピュータは互いに通信し合って振替トランザ
クションをコミットすべきか、または打切るべきかを決
定しなければならない。そのトランザクションに関与す
る全てのコンピュータが同一の行動（コミットまたは打
切り）を行うことを保証するコンピュータ間の通信の構
造及び方法を、「コミットメントプロトコル」と呼ぶ。
分散データベーストランザクションのための現在の標準
コミットメントプロトコルを「２相コミット（２ＰＣ）
プロトコル」と呼んでいる。２相コミットプロトコル
は、概ね次のように動作する。第１に、「コミット可」
相において、トランザクションオーナーはコミットのた
めの準備メッセージを各関係者へ送り、コミットか、打
切りかを投票で応答するように各関係者に依頼する。各
関係者は、そのトランザクションのコミット、または打
切りの何れを望むかを決定する。

【００１０】もし関係者がそのトランザクションをコミ
ットすることを望めば、その関係者は、そのトランザク
ションがコミットメント可であることを非揮発性記憶装
置内のそのローカルトランザクションログへ記録する。
ローカルトランザクションログは、そのトランザクショ
ンによってなされたローカル変化の古い値及び新しい値
をデータベースへ既に記録していよう。そこで関係者は
“ｙｅｓ”投票をオーナーへ送り返す。もし関係者が打
切りを決定すれば、その関係者は、トランザクションの
打切りを非揮発性記憶装置へ記録して“ｎｏ”投票をオ
ーナーへ送り返す。関係者が打切りを決定する理由は数
多くある。そのデータベースに課せられたある一貫性を
操作処理が損なうかも知れない。例えば、もし預金勘定
の借方がその預金勘定の残高を０以下に減ずるようなこ
とがあれば、その関係者はその振替トランザクションを
打切るであろう。

【００１１】第２に、「決定」相においてオーナーは、
関係者からの全ての投票を集める。もし全ての関係者の
投票が“ｙｅｓ”であれば、オーナーはそのトランザク
ションのコミットを非揮発性記憶装置内のトランザクシ
ョンログ内に記録する。この点でそのトランザクション
はコミットされる。次いでオーナーは各関係者へメッセ
ージを送ってそのトランザクションをコミットさせる。
もし何れかの関係者が“ｎｏ”を投票すれば、オーナー
はそのトランザクションの打切りを非揮発性記憶装置へ
記録し、各関係者へメッセージを送ってそのトランザク
ションを打切らせる。コミット可であることを非揮発性
記憶装置内へ記録した各関係者は、行動を起こすため
に、オーナーからのコミットメッセージ、または打切り
メッセージを待つ。

【００１２】不幸にも、２相コミットはメッセージ重視
プロトコルである。詳しく説明すれば、個々のトランザ
クション毎に１組のメッセージを交換し、コミットメッ
セージに対して特別に準備するので大量のネットワーク
トラフィックを作り出す。２相コミットでは、コミット
メントネットワークを通して送られるメッセージの数
は、トランザクションの数及び各トランザクションの関
係者の数に比例する。多数の小さいトランザクションを
有するシステムの場合には、２相コミットがネットワー
クに大きい負担をかけ得る。

【００１３】

【発明の目的】以上に鑑みて、本発明の目的は、ネット
ワークの使用を最小にする分散データベースコミットメ
ントプロトコルを提供することである。本発明の別の目
的は、殆どの動作条件の下で２相コミットよりも優れて
いる分散データベースコミットメントプロトコルを提供
することである。本発明の他の目的及び長所は以下の説
明から理解されよう。本発明の目的及び長所は、特に特
許請求の範囲に指摘されている手法及び組合わせによっ
て実現できる。

【００１４】

【発明の概要】本発明は、分散データベースシステム内
に分散したトランザクションをコミットする方法を目指
している。データベースシステムは、インタバルコーデ
ィネータ、複数のコサーバ( coserver )、及び少なくと
も１つのトランザクションログを含む。インタバルコー
ディネータは一連のインタバルメッセージを各コサーバ
へ送り、各コサーバはそれに応答してその関連トランザ
クションログを非揮発性記憶装置へフラッシュする。ト
ランザクションログをフラッシュした後に、各コサーバ
は閉止メッセージをインタバルコーディネータへ伝送す
る。コサーバは、最も新しく受信したインタバルメッセ
ージを識別する状態を維持する。各分散トランザクショ
ンは、オーナー及びヘルパーを関連コサーバと共に含
む。あるトランザクションに関して、オーナーは、関連
コサーバに実行させる分散したトランザクションの操作
処理を識別する要求メッセージをヘルパーへ伝送する。
操作処理を実行したコサーバは、最も新しく受信したイ
ンタバルメッセージを識別するタグと共に、完了メッセ
ージをオーナーへ伝送する。この完了メッセージを受信
した後、オーナーはそのトランザクションについての適
格性メッセージをインタバルコーディネータへ伝送す
る。次いでインタバルコーディネータは、そのトランザ
クションについてのコミット状態を安定な記憶装置へ書
き込む。コミット状態を安定な記憶装置へ書き込んだ後
に、インタバルコーディネータは、そのトランザクショ
ンについてのコミットメッセージをオーナー及びヘルパ
ーへ送る。

【００１５】以下に添付図面を参照して本発明の好まし
い実施例を説明する。

【００１６】

【実施例】図１に示すように、分散データベースはコン
ピュータネットワーク１０上で動作する。コンピュータ
ネットワーク１０は、ネットワークライン１４によって
接続されたワークステーションのような複数のコンピュ
ータ１２ａ−１２ｇを含んでいる。勿論、ネットワーク
１０は図示の７つのコンピュータよりも少ない、または
多いコンピュータを有することができる。ネットワーク
１０は、サーバ１６及びプリンタ１８のような他のデバ
イスをも含んでいる。増殖的に相互接続されるように図
示されているが、コンピュータネットワーク１０は環
状、星形、樹木、または他のどのような相互接続トポロ
ジを使用することもできる。コンピュータネットワーク
１０は、ローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）、ワイ
ドエリアネットワーク（ＷＡＮ）、クラスタ相互接続、
または相互接続スイッチを通して通信する複数の処理ノ
ードを有する単一のコンピュータであることができる。
高性能デバイスシステムの場合には、ネットワーク１０
はマルチノード並列処理コンピュータ、またはクラスタ
であることが好ましい。しかしながら、明瞭化のため
に、以下のデータベースシステム５はＬＡＮネットワー
クとして説明する。

【００１７】コンピュータネットワーク１０の故障は不
可避である。若干の故障は、ノード（コンピュータ１２
ａ−１２ｇ）間の通信リンクが関連している。例えば、
ネットワークライン１４が切断されることがあり得る
し、またはネットワークライン１４上のメッセージの量
がネットワークの容量を超えることもあり得る。他の故
障は、コンピュータ１２ａ−１２ｇが関連するものであ
る。例えば停電は、１またはそれ以上のコンピュータを
停止させたり、または特定コンピュータの構成要素を誤
動作させかねない。図２に示すように、分散データベー
スシステム５は、分散データベースプログラム１００を
備えている。データベースプログラム１００は、通信リ
ンク１０４によって接続されているコサーバ１０２ａ−
１０２ｇを含んでいる。各コサーバ１０２ａ−１０２ｇ
は、単一のノード上で共働するデータベースプログラム
の集まりである。各コサーバは、通信リンク１０４を介
して、格納、保管、データ操作、及び通信能力を提供す
ることができる。典型的には任意の１つのコンピュータ
ノード上では１つのコサーバしか走らないが、複数のコ
サーバを単一のコンピュータノード上で走らせることも
可能である。更に、ネットワーク内の若干のコンピュー
タはコサーバをサポートしないことができる。

【００１８】データベースネットワーク１００も故障を
起こすことがあり得る。例えば、ソフトウェアにバグが
あると、コサーバ１０２ｄのような特定のコサーバをク
ラッシュさせ得る。勿論、コサーバ１０２ａをサポート
しているコンピュータ１２ａが部分的に、または完全に
故障すると、データベースプログラム１００に障害がも
たらされる。図３に示すように、コンピュータネットワ
ーク１０は、ＬＡＮのようなネットワークライン１４に
接続されている１組のコンピュータとして表すことが可
能である。ネットワークライン１４は制限された帯域幅
容量を有している。即ち、ネットワークライン１４は、
一時に制限された量の情報しか輸送することができな
い。例えば、もしネットワークがイーサネットであれ
ば、典型的に 10 メガビット／秒を処理することができ
る。

【００１９】コンピュータ１２ａのような各コンピュー
タは、少なくとも１つの中央処理ユニット（ＣＰＵ）２
０ａ、メモリ２２ａ、及び記憶装置２４ａを含んでい
る。メモリ２２ａは、ランダムアクセスメモリ（ＲＡ
Ｍ）のような揮発性記憶装置であり、停電の場合にはそ
の内容は失われる。記憶装置２４ａは、１またはそれ以
上のハードディスクのような非揮発性記憶装置である。
クラスタ構成では、コンピュータは非揮発性記憶装置へ
のアクセスを共用することができる。ＣＰＵ ２０ａ、
メモリ２２ａ、及び記憶装置２４ａは、バス２６ａによ
って相互接続されている。典型的には、ネットワークラ
イン１４もバス２６ａを通してコンピュータ１２ａに接
続されている。図４に示すように、データベース３０は
関連情報の集まりである。典型的にはデータベースは、
情報を、類似情報の列（「フィールド」と呼ぶ）と、関
連情報の行（「記録」と呼ぶ）とを有するテーブル内に
格納する。例えば銀行は、小切手勘定及び預金勘定を監
視するためにデータベース３０を使用できる。小切手勘
定テーブル３２は、顧客名３４、小切手勘定番号３６、
及び現在の小切手勘定残高３８を格納するフィールドを
有することができる。預金勘定テーブル４２も同様に、
顧客名４４、預金勘定番号４６、及び現在の預金勘定残
高４８を格納するフィールドを有することができる。例
えば、データ記録５０は、顧客 G. Brownが小切手勘定
番号 745-906内に＄2500.00 の残高を有していることを
示す。特定フィールド内の特定データ記録を「エント
リ」と呼ぶ。例えばエントリ５５は、M. Karvel の小切
手勘定が＄600.00であることを示している。

【００２０】図５に示すように、分散データベースシス
テム５は、コサーバ１０２ａ及び１０２ｂ上のデータベ
ース３０からの情報を格納する。コサーバ１０２ａ及び
１０２ｂに関連しているのは、それぞれコンピュータ１
２ａ及び１２ｂのメモリブロック２２ａ及び２２ｂ、及
び非揮発性記憶装置２４ａ及び２４ｂである。小切手勘
定テーブル３２をハードディスク２４ａ上に格納し、預
金勘定テーブル４２をハードディスク２４ｂ上に格納す
ることができる。コサーバ１０２ａは小切手勘定テーブ
ル３２内の情報の操作処理を実行することができ、コサ
ーバ１０２ｂは預金勘定テーブル４２内の情報の操作処
理を実行することができる。各コサーバはトランザクシ
ョンログへのアクセスを有している。各コサーバ毎に１
つのトランザクションログを設けることが好ましい。例
えば、コサーバ１０２ａのトランザクションログ６４ａ
の一部はメモリ２２ａのバッファ６０ａ内に、また一部
はハードディスク２４ａのディスクスペース６２ａ上に
格納される。バッファ内のトランザクションのリストが
非揮発性ディスクへ書き込まれると、そのトランザクシ
ョンログは「ディスクへフラッシュ」されたと称され
る。

【００２１】コサーバのトランザクションログを、同一
の記憶装置上の１またはそれ以上のトランザクションロ
グとして一緒に多重化することが可能である。コサーバ
１０２ａ−１０２ｇがどのように記憶装置またはログを
共用するかには拘わりなく、書き込み及びフラッシング
に関連するセマンティクス及び動作は同一に維持され
る。従って、特定の各コサーバにおけるトランザクショ
ンのロギング及びコミットの処理は影響を受けない。２
以上のコサーバを単一のコンピュータまたはノードにお
いて動作させることができるので、データベースシステ
ム５の関係者の定義を明白にしておかなければならな
い。本明細書では、そのトランザクションに関与してい
る全てのコサーバが「関係者」であり、トランザクショ
ンを発した関係者がそのトランザクションの「オーナ
ー」である。そのトランザクションの関係者ではある
が、オーナーではないコサーバが「ヘルパー」である。
例えば、以下に説明する勘定振替トランザクションで
は、コサーバ１０２ａ−１０２ｂはそのトランザクショ
ンのヘルパーであり、コサーバ１０２ｃがそのトランザ
クションのオーナーである。

【００２２】図５及び６に関して説明したように、デー
タベースシステム５は、M. Karvelの預金勘定から小切
手勘定へ＄1000を振替えるような、データベース３０上
の分散したトランザクションを実行することができる。
例えば、もし銀行の出納係がコサーバ１０２ｃにおいて
トランザクションに関する要求を入力すれば、コサーバ
１０２ｃが勘定振替トランザクションのオーナーにな
る。コサーバ１０２ｃは、コサーバ１０２ａの小切手勘
定テーブル３２を制御し、１０２ｂが及び預金勘定テー
ブル４２を制御していることを判断する。コサーバ１０
２ｃは、小切手勘定＄100 を貸方に記入する操作処理を
伴うメッセージを、コサーバ１０２ａへ送り、また預金
勘定＄100 を借方に記入する操作処理を伴うメッセージ
を、コサーバ１０２ｂへ送る。メッセージは、そのトラ
ンザクションを識別するトランザクションコードと、オ
ーナーを識別するオーナーコードとを含んでいる。

【００２３】メッセージがコサーバ１０２ａに到着する
と、コサーバ１０２ａはログ記録７０ａを書き込んで勘
定振替トランザクションの開始を表す。もしこの顧客の
小切手勘定のデータ記録５２（図４参照）がメモリ２２
ａ内に未だ存在していなければ、データ記録５２がディ
スク２４ａからメモリ２２ａ内に読み込まれる。次い
で、貸方操作処理がデータ記録５２の残高フィールド３
８上で遂行され、残高エントリ５５が＄100 だけ増加さ
れる。別のログ記録７２ａがトランザクションバッファ
６０ａに追加され、エントリ５５の古い値（＄600 ）と
新しい値（＄700）とが記録される。結局は、以下に詳
細を説明する本発明のコミットプロトコルに従って、勘
定振替トランザクションがコミットされたのか、または
打切られたのかに関するログ記録７４ａがトランザクシ
ョンバッファ６０ａ内に記録される。２相コミットプロ
トコルとは異なり、本発明では勘定振替トランザクショ
ンが準備されたか、またはコミットに適格であるかのロ
グ記録はバッファ６０ａ内に記録されない。

【００２４】借方操作処理についてコサーバ１０２ｂが
遂行するプロセスは、預金勘定記録５３（図４参照）が
メモリ２４ｂ内へ読み込まれることを除いて、極めて類
似しており、借方操作処理が残高エントリ５６上で遂行
される。ログ記録７２ｂは残高エントリ５６の古い値
（＄1300）及び新しい値（＄1200）を記録する。ログ記
録７０ｂは振替トランザクションの始まりを表し、ログ
記録７４ｂはその振替トランザクションがコミットされ
たのか、または打切られたのかを表している。ディスク
２４ａ上のテーブル３２は、残高エントリ５５の古い値
及び新しい値を有するログ記録７２ａがディスクへフラ
ッシュされた後の任意の時点に、残高エントリ５５の新
しい値を用いて更新することができる。同様に、ディス
ク２４ｂ上のテーブル４２は、ログ記録７２ｂがディス
クへフラッシュされた後の任意の時点に、残高エントリ
５６の新しい値を用いて更新することができる。

【００２５】以下に説明するように、本発明のデータベ
ースシステムは、トランザクションのオーナーと、非オ
ーナーである関係者との間に直接的なメッセージの交換
を必要とせずに分散したトランザクションをコミット
し、またあるトランザクションをコミットする前にその
トランザクションに関連する全てのログバッファがディ
スクへフラッシュされていることを保証する。これは、
「インタバルコーディネータ」（ＩＣ）と、２またはそ
れ以上の「インタバル関係者」（ＩＰ）との間で定期的
にメッセージを交換することによって達成される。イン
タバルコーディネータは、トランザクションがコミット
されるか、または打切られる時点を決定するプログラム
である。インタバル関係者は、トランザクションの更新
に関するログ記録がディスクへフラッシュされることを
保証するプログラムである。これらのインタバルコーデ
ィネータ及びインタバル関係者は、コサーバによって呼
出し可能なプログラムの部分、サブルーチン、または分
離したプログラムであることができる。

【００２６】あるトランザクションに単一のコサーバだ
けが関与している場合には、インタバルコーディネータ
とのインタラクションを必要としない「１相コミット」
プロトコルが使用される。本発明は分散トランザクショ
ン（以後、単に「トランザクション」という）に適用さ
れるので、また１相コミットプロトコルは当分野におい
ては公知であるので、これ以上の説明は省略する。デー
タベースシステム５は、「コミットインタバル」（もし
くは単に「インタバル」）を使用して、トランザクショ
ンをコミットすることができるか否かを決定する。コミ
ットインタバルは、インタバルコーディネータとインタ
バル関係者との間のメッセージの交換を編成するのに使
用される時間の単位である。インタバル関係者がそのト
ランザクションログをディスクへフラッシュしたことを
表すメッセージを、全てのインタバル関係者がインタバ
ルコーディネータへ送ると、インタバルは「閉じる」。
もし全てのインタバル関係者がこのようなメッセージを
送らなければ、インタバルは「開いている」という。

【００２７】インタバルコーディネータがトランザクシ
ョンをコミットする場合、インタバルを閉じる必要はな
い。詳しく述べれば、全てのトランザクション関係者に
関連するコサーバが現インタバル及び先行インタバルの
全てのログ記録を非揮発性記憶装置へフラッシュしたこ
とを表すメッセージをインタバルコーディネータへ送る
と、インタバルコーディネータはトランザクションをコ
ミットできる。トランザクションはデータの数片のみに
対する操作処理を行うことができるので、トランザクシ
ョン内の関係者は全てのインタバル関係者の小さい部分
集合だけを構成することができる。前述したように、デ
ータベースプログラム１００は、通信リンク１０４によ
って接続されている複数のコサーバ１０２ａ−１０２ｇ
を有している。図７に示すように、データベースシステ
ム５は、１つのコサーバ、例えばコサーバ１０２ｄ上で
走る単一のインタバルコーディネータ（ＩＣ）１１０を
含んでいる。ＩＣ１１０は、分散したトランザクション
の何れかがコミットされる、または打切られる時点を決
定するのに使用される。詳しく説明すると、データベー
スシステム５においては、ＩＣ １１０が、コミットさ
れたものとしてあるトランザクションをマークする記録
をディスクへフラッシュすると、そのトランザクション
はコミットされる。

【００２８】データベースシステム５は、コサーバ１０
２ａ−１０２ｇ上でそれぞれ走るＩＰ １１５ａ−１１
５ｇをも含んでいる。１つのＩＰは各コサーバ上で走
る。各ＩＰ １１５ａ−１１５ｇは、詳細を後述するよ
うに、若干のメッセージを交換することによってＩＣ
１１０と通信する。図８に示すように、分散データベー
ス３０は、異なるコサーバ１０２ａ及び１０２ｂ上で走
るＩＰ １１５ａ及び１１５ｂに関連する情報を有する
ことができる。例えば、小切手勘定テーブル３２はＩＰ
１１５ａに関連するディスク２４ａ上に格納すること
ができ、預金勘定テーブル４２はＩＰ １１５ｂに関連
するディスク２４ｂ上に格納することができる。例とし
て、ＩＣ １１Ｏは別のコサーバ１０２ｄ上で走るよう
に示されているが、ＩＣ １１Ｏはどのコサーバ１０２
ａ−１０２ｇ上でも走ることができる。

【００２９】以下に説明する、そして図９に示すように
データベースシステム５は、ＩＣ１１０とＩＰ １１５
ａ−１１５ｇとの間で定期的にメッセージを交換する。
図示のデータベースシステム５は７つのコサーバ１０２
ａ−１０２ｇを含んでいるが、コサーバの数は特定のア
プリケーションに必要な異なる数であることができる。
各インタバルの始まりに、ＩＣ １１０は「インタバル
メッセージ」１２０を、全てのＩＰ １１５ａ−１１５
ｇへ伝送する。インタバルメッセージ１２０は、新しい
インタバルが開始されたことをＩＰ １１５ａ−１１５
ｇに通報する。好ましい実施例では、ＩＣ １１０は約
100ｍｓおきにインタバルメッセージを伝送する。イン
タバルの時間の長さは構成毎に変化するが、メッセージ
を送受し、あるページをトランザクションログへフラッ
シュするのに要する時間よりも長くすべきである。

【００３０】各ＩＰは、「閉止メッセージ」１２５でＩ
Ｃ １１０に返答する。閉止メッセージ１２５はインタ
バルメッセージ１２０に応答して作成され、特定のコサ
ーバに関するインタバル閉止記録（即ち、現ローカルイ
ンタバルに関するログ記録）を受信する前に作成された
全てのログ記録を含むトランザクションログが、ディス
クへフラッシュされたことを表している。更に、どのＩ
Ｐも閉止メッセージ１２５を送る度に、そのＩＰがイン
タバルを完了したことを表すログ記録をコサーバのトラ
ンザクションログ内に入力することができる。しかしな
がら、トランザクションログが空のログ記録で満たされ
てしまわないように、ＩＰは、もしトランザクションが
そのインタバル中にそのコサーバ上でコミットされれ
ば、インタバル閉ログ記録だけを書き込む。インタバル
メッセージ１２０及び閉止メッセージ１２５の内容のよ
り詳細な説明は、図１２及び１３を参照して後述する。

【００３１】新しいコミットインタバルは、ＩＣ １１
０内の「マスタインタバルキー」１５０が増数（インク
リメント）される度に開始される。マスタインタバルキ
ー１５０は、ＩＣ １１０及びＩＰ １１５ａ−１１５
ｇの活動を調整する時計のようなものである。しかしな
がら、マスタインタバルキー１５０は、実時計に関連付
けたり、または実時計に同期させる必要はない。むし
ろ、マスタインタバルキー１５０は、現コミットインタ
バルを識別するカウンタである。ＩＣ １１０はマスタ
インタバルキー１５０を読み、現コミットインタバル番
号を決定する（人が時計を見て現在の時刻を理解するの
に似ている）。マスタインタバルキー１５０は、４バイ
トの（または、それより大きい）符号なし整数変数であ
ることが好ましい。コミットインタバルは、マスタイン
タバルキー１５０が増数される時に「終了する」。マス
タインタバルキー１５０の増数は、次のマスタインタバ
ルの始まりでもある。

【００３２】コミットインタバルの「終わり」は、必ず
しもコミットインタバルの「閉止」と同一のものである
必要はない。好ましい実施例では、ＩＣ １１０はイン
タバルメッセージ１２０を送出した後、ある時（期）間
待機する。各マスタインタバルにおいては、この待機期
間は、連続するインタバルメッセージ間の時間の合計長
がほぼ 100ｍｓであるようにセットされている。待機期
間の正確な長さは、先行マスタインタバル中に閉止メッ
セージを処理するのに消費した時間長に依存する。待機
期間の設定は設備毎に変化するが、２つのメッセージ交
換及びログのディスクへのフラッシュを可能にするよう
十分に長くすべきである。待機期間中に到着するどの閉
止メッセージ１２５も待ち行列内に配置される。待機期
間の終わりに、ＩＣ １１０は待ち行列内のメッセージ
を処理し始める。処理中に、さらなるインタバルメッセ
ージが到着し、待ち行列内に配置されるかも知れない。
しかし結局はＩＣ １１０は、閉止メッセージの待ち行
列を空にする。もし全てのＩＰ １１５ａ−１１５ｇが
閉止メッセージを送ってしまえば、そのインタバルは閉
じる。もし、ＩＰ １１５ａのようなＩＰが（例えば、
もしコサーバ１０２ａが故障して）閉止メッセージを送
ることを妨げられれば、インタバルは開き続ける。もし
インタバルが開き続ければ、ＩＣ １１０は、閉止記録
を送らなかったＩＰの記録をメモリ内に保持するので、
そのインタバルは後刻閉じることができる。しかしなが
ら、一旦待ち行列が空になると、インタバルが開き続け
ているか、または閉じているかには拘わりなくマスタイ
ンタバルキー１５０が増数され、新しいインタバルが開
始される。

【００３３】ＩＰ １１５ａ−１１５ｇは「ローカルイ
ンタバルキー」１５５ａ−１５５ｇと呼ぶタイマ変数を
保持している。ローカルインタバルキーは、ＩＰのため
のローカル時計に似た動作をする。ローカルインタバル
キー１５５ａ−１５５ｇは最新のマスタインタバルを格
納し、ＩＣ １１０からのインタバルメッセージ１２０
によって更新される。ＩＣ １１０からの各インタバル
メッセージ１２０は、ＩＣ １１０のマスタインタバル
キー１５０の現在の値に等しい「マスタインタバルタ
グ」を含む。ＩＰ １１５ａ−１１５ｇはインタバルメ
ッセージを読み、マスタインタバルタグを抽出し、そし
てそれらのローカルインタバルキー１５５ａ−１５５ｇ
をマスタインタバルタグに等しくセットする。ＩＰがＩ
Ｃ １１０からのインタバルメッセージ１２０（値Ｎの
マスタインタバルタグを含む）に応答する時、そのＩＰ
に関連するコサーバは、先行マスタインタバルＮ−１の
間にそのコサーバが作成した全てのトランザクションロ
グ記録をディスクへフラッシュしている。例えば、もし
ＩＣ １１０が、マスタインタバル＃５の開始を知らせ
るインタバルメッセージ１２０−１ｃを送れば、ＩＰ１
１５ａが閉止メッセージ１２５−１ａで応答する時、コ
サーバ１０２ａはマスタインタバル＃４の間に作成した
全てのログ記録をディスクへフラッシュしている（図１
０参照）。

【００３４】要約すれば、ＩＣ １１０内にはマスタカ
ウンタ（マスタインタバルキー１５０）が存在していて
マスタインタバルを画定し、各ＩＰ内にはローカルカウ
ンタ（ローカルインタバルキー１５５ａ−１５５ｇ）が
存在していてローカルインタバルを画定している。ロー
カルインタバルキーは、ＩＰがＩＣ １１０からインタ
バルメッセージを受信すると更新される。従って、ＩＣ
１１０上の各マスタインタバルは、概ねあるインタバ
ルメッセージ１２０の伝送から次のインタバルメッセー
ジの伝送まで走る。同様に、各ローカルインタバルは、
概ねあるインタバルメッセージの受信から次のインタバ
ルメッセージの受信まで走る（図１０参照）。ＩＣ １
１０とＩＰ１１５ａ−１１５ｇとの間のインタバルメッ
セージ及び閉止メッセージの定期的な交換に加えて、分
散した各トランザクション毎に、トランザクションオー
ナーとトランザクションヘルパーとの間にメッセージが
交換される。詳しく説明すると、トランザクションオー
ナーは、そのトランザクションの１またはそれ以上の操
作処理を遂行することを依頼する「要求メッセージ」を
トランザクションヘルパーに送る。例えば、勘定振替ト
ランザクションの場合、要求メッセージ１４０ａがヘル
パー１３５ａへ、また要求メッセージ１４０ｂが１３５
ｂへ送られる。コサーバ１０２ａ及び１０２ｂがヘルパ
ー１３５ａ及び１３５ｂとして図示され、またコサーバ
１０２ｃがオーナーとして図示されているが、オーナー
及びヘルパーは異なるトランザクションに関しては異な
るコサーバであろう。

【００３５】特定のトランザクションヘルパーがその操
作処理を実行してしまうと、そのトランザクションヘル
パーは、操作処理が完了したことを表す「完了メッセー
ジ」でトランザクションオーナーに返答する。完了メッ
セージは、トランザクションヘルパーのローカルインタ
バルキーの値にセットされている「トランザクションイ
ンタバルタグ」を含んでいる。トランザクションインタ
バルタグは、後述するようにトランザクションオーナー
がコミットすべきトランザクションを指定（ノミネー
ト）することができる。以後、要求メッセージ及び完了
メッセージの交換に関しては、オーナー及びトランザク
ションヘルパーを、オーナー及びヘルパーと呼ぶことが
ある。オーナー１３０は、ヘルパーから完了メッセージ
を受信する度に、受信した新しいトランザクションイン
タバルタグを、格納されている古いトランザクションイ
ンタバルタグと比較し、大きい方の（最も新しいものに
等価の）インタバルタグを保持する。ヘルパーは、オー
ナーと同一のノード上で動作できることに注目された
い。たとえトランザクションのオーナーと同一のコサー
バ上でトランザクションの更新が行われたとしても、ト
ランザクションタグは使用する。

【００３６】全てのヘルパーが完了メッセージをオーナ
ー１３０へ送ってしまうと、オーナーはユーザへ完了応
答を供給することができる。トランザクションオーナー
は、現トランザクションのための付加的なタスクを完了
させることを要求することができ、またはユーザは、そ
のトランザクションをコミットまたは打切ることを要求
することができる。もしトランザクションオーナーがト
ランザクションのコミットを要求すれば、トランザクシ
ョンオーナー１３０は据置き制約( deferred constrain
t ) の検査を開始することができる。据置き制約とは、
あるトランザクションの完了時に検査を必要とする規則
のことである。例えば、もし小切手勘定に最低残高が要
求されていれば、これはトランザクションの後に確かめ
ることができる。据置き制約に関しては、コミットプロ
トコルの説明の後に説明することにする。

【００３７】次に、オーナー１３０は、格納されている
トランザクションインタバルタグとローカルインタバル
キー１５５ｃとを比較する。もしローカルインタバルキ
ー１５５ｃが、格納されているトランザクションインタ
バルタグに等しいか、または大きければ、オーナー１３
０はそのトランザクションをコミットについて適格であ
るとしてマークし、ＩＣ １１０にそのトランザクショ
ンをコミットする要求を次の閉止メッセージ１２５内に
含ませる。もしローカルインタバルキー１５５ｃが、格
納されているトランザクションインタバルタグよりも小
さければ、そのトランザクションに関するログ記録（現
インタバルの終わりにディスクへフラッシュされない）
が存在しているかも知れない。この場合オーナー１３０
は待機し、ＩＣ １１０にそのトランザクションをコミ
ットさせる要求を閉止メッセージ１２５内に含ませるか
否かを決定するために次のインタバル中に再度検査する
ことができる。

【００３８】オーナー１３０が待機する場合には、単一
の閉止メッセージ１２５内に送られる全てのトランザク
ションが、単一のインタバルに関係付けられるように、
適切なインタバルが必要である。代替例では、オーナー
１３０は、ＩＣが所与のトランザクションをコミットす
ることを要求する前に、適切なインタバルを待機しな
い。この場合、トランザクションタグが閉止メッセージ
に対してグローバルであるような好ましいアルゴリズム
の実施例とは異なり、ＩＣへの閉止メッセージ内の各ト
ランザクションに対してインタバルタグ２５２（図１３
参照）の指定を行わなければならない。時には、ユーザ
要求を処理している間に問題が発生し、トランザクショ
ンを打切らなければならないことがある。若干の状況に
おいては、ヘルパーは独立的にトランザクションを打切
ることができるが、他の場合にはヘルパーはトランザク
ションを打切ることができない。もしヘルパーが（オー
ナーに打切り状態を戻すことによって）オーナーの操作
処理を現在実行中であれば、ヘルパーは独立的にトラン
ザクションを打切ることができる。また、ＩＣ １１０
への次の閉止メッセージ内の打切りリストにそのトラン
ザクションを追加することによって、もしＩＰの現在の
インタバルタグとローカルインタバルタグとが同一であ
れば、ヘルパーは独立的にトランザクションを打切るこ
とができる。

【００３９】他のどのような状況でも、ヘルパーは、Ｉ
Ｃへ別のメッセージを送るか、または閉止メッセージに
打切り要求を追加するかの何れかによって、ＩＣにトラ
ンザクションを打切ることを要求しなければならない。
何れの場合も、ＩＣがそのトランザクションの処理のコ
ミットを既に開始しているかも知れないので、ＩＣが打
切り要求を受けるような必要性は存在しない。本発明の
好ましい実施例においては、トランザクションオーナー
だけがトランザクションを打切ることができる。トラン
ザクションヘルパーは一方的にトランザクションを打切
るような自律性を放棄する。この実施例は、単一の管理
コンテクスト内の単一のサーバとして機能するローカル
に分散したデータシステムにとって適切である。

【００４０】図１０は、勘定振替トランザクションにお
けるオーナー、ヘルパー、及びＩＣ間のメッセージの交
換の時間線例を示している。水平の線はコサーバ１０２
ａ、１０２ｃ、及び１０２ｄを表している。斜めの線
は、コサーバ間で交換されるメッセージを表している。
銀行の出納係のようなユーザは、ＩＰ １１５ｃに関連
するコサーバ１０２ｃのようなコサーバから勘定振替ト
ランザクションを入力することができる。トランザクシ
ョンはコサーバ１０２ｃから発しているので、コサーバ
１０２ｃは上述したようにそのトランザクションのオー
ナーとして動作する。オーナー１３０は、小切手勘定テ
ーブル３２がＩＰ １１５ａに関連するコサーバ１０２
ａ内に格納されており、預金勘定テーブルがＩＰ １１
５ｂに関連するコサーバ１０２ｂ内に格納されてと判断
する（図８及び９参照）。

【００４１】インタバルメッセージ１２０が、コサーバ
１０２ｄからコサーバ１０２ａ及び１０２ｃ上のＩＰへ
定期的に送り出される。各ＩＰは、閉止メッセージ１２
５でインタバルメッセージ１２０に返答する。例えば、
図１０に示すように、コサーバ１０２ｄはインタバルメ
ッセージ１２０−１ｃをコサーバ１０２ｃへ送り、コサ
ーバ１０２ｃは閉止メッセージ１２５−１ｃで応答す
る。勘定振替トランザクションの例では、メッセージは
コサーバ１０２ａ、１０２ｂ、１０２ｃ、及び１０２ｄ
の間で伝送される。両コサーバ１０２ａ及び１０２ｂは
ヘルパーであるので、コサーバ１０２ａ及び１０２ｂへ
の、及びこれらからのメッセージは同じである。従っ
て、簡略化のためにコサーバ１０２ｂへの、及びそれか
らのメッセージは図１０には示してない。またこの例
は、マスタインタバル＃４で開始されているが、これら
の原理は早めの、または遅めのインタバルにも適用する
ことができる。

【００４２】マスタインタバル＃４の閉止を要求するＩ
Ｃ １１０からのインタバルメッセージ１２０−１ａに
応答してＩＰ １１５ａは、コサーバ１０２ａ上の時点
Ｘから開始してそのローカルインタバルキー１５５ａを
ローカルインタバル＃５に将にセットしたところであ
る。ＩＰ １１５ａは、閉止メッセージ１２５−１ａで
ＩＣ １１０に応答しようとしている。図１０及び１１
の（Ａ）に示すように、時点ＸにＩＰ １１５ａはトラ
ンザクションログ６４ａをフラッシュし、それによって
ローカルインタバル＃４の閉止のログ記録１６０をディ
スク２４ａへ書き込む。引き続き図９、１０、及び１１
の（Ａ）を参照する。小切手勘定テーブル３２の貸方操
作処理を実行するために、オーナー１３０は、ローカル
インタバル＃５の間に要求メッセージ１４０ａをコサー
バ１０２ａへ伝送する。ＩＰ １１５ａがそのローカル
インタバルキーを丁度セットしているから、オーナー１
３０らの要求メッセージ１４０ａはローカルインタバル
＃５の間にコサーバ１０２ａに到着する。

【００４３】時点Ａに貸方操作処理の実行を完了したコ
サーバ１０２ａは、ログ記録１６１をトランザクション
ログ６４ａ内に入力する。ログ記録１６１は、トランザ
クション識別（ＩＤ）コード及びエントリ５５の古い値
及び新しい値のような操作処理を元に戻すか、またはや
り直すのに十分な情報を含んでいる。ログ記録１６１は
メモリ２２ａ内に留まってはいるが、未だディスク２４
ａへフラッシュされてはいない。コサーバ１０２ａは、
ログ記録１６１をトランザクションログ６４ａ内に入力
した後に、完了メッセージ１４５ａをコサーバ１０２ｃ
上のオーナー１３０へ送る。完了メッセージは、コサー
バ１０２ａ上のローカルインタバルキー１５５ａの現在
の値（即ち、ローカルインタバル＃５）に等しくセット
されたトランザクションタグを含む。

【００４４】図１０には示してないが、前述したよう
に、他のヘルパー及びオーナーは要求メッセージ及び完
了メッセージを交換して預金勘定テーブル４２上で借方
操作処理を実行する。しかしながら、もし借方操作処理
によって勘定が０以下になれば借方操作処理は失敗し、
ヘルパーはそのトランザクションが誤りをもたらすこと
を表すメッセージをオーナー１３０へ送る。もし借方操
作処理に成功すればヘルパーはオーナーへ完了メッセー
ジを送り、コサーバ１０２ｂはログ記録を、トランザク
ションＩＤ、借方操作処理を完了したローカルインタバ
ル、及びエントリ５６（図４参照）の古い値及び新しい
値と共に、ログ６４ｂ（図８参照）内に入力する。図９
に戻って、オーナー１３０は各完了メッセージ１４５ａ
及び１４５ｂを調べ、誤りが戻されてきたか否かを決定
する。もしヘルパー１３５ａ及び１３５ｂから誤りを受
信していれば、オーナー１３０はそのトランザクション
を打切られるものとしてマークする。完了メッセージ１
４５ｂの前に完了メッセージ１４５ａがオーナー１３０
に到着したものとすれば、オーナー１３０は完了メッセ
ージ１４５ａからのトランザクションインタバルタグを
メモリ２２ａ内に格納する。次の完了メッセージ１４５
ｂがオーナー１３０に到着すると、オーナー１３０は完
了メッセージ１４５ｂからの新しいトランザクションイ
ンタバルタグと、完了メッセージ１４５ａからのトラン
ザクションインタバルタグとを比較する。もし受信した
新しいタグが、格納されている古いタグよりも大きけれ
ば、格納されているタグは新たに受信したタグに置換さ
れる。この例では、コサーバ１０２ａ及び１０２ｂの両
者が、ローカルインタバル＃５の間に完了メッセージを
送っている。従って、オーナー１３０は格納されるトラ
ンザクションインタバルタグとして完了メッセージ１４
５ａからのローカルインタバル＃５を格納する。完了メ
ッセージ１４５ｂが到着しても、格納されたトランザク
ションインタバルタグには変化はもたらされない。

【００４５】次にオーナー１３０は、格納されているト
ランザクションインタバルタグと、ローカルインタバル
キー１５５ｃとを比較する。もしローカルインタバルキ
ー１５５ｃが、格納されているトランザクションインタ
バルタグに等しいか、または大きければ、オーナー１３
０はそのトランザクションをコミット可としてマークす
る。この例では、格納されているトランザクションイン
タバルタグ、及びオーナー１３０のローカルインタバル
は共にインタバル＃５にセットされている。ローカルイ
ンタバルが、格納されているトランザクションインタバ
ルタグに等しいので、このトランザクションはコミット
可としてマークされる。ある状況では、格納されている
トランザクションインタバルタグが、ローカルインタバ
ルよりも大きいことがあり得る。あるインタバルの始ま
りにＩＣ １１０がインタバルメッセージを、操作処理
の実行に繁忙なヘルパーへ送ることを考えよう。オーナ
ー１３０がＩＣからオーナーへのインタバルメッセージ
の処理を完了する前に、ヘルパーが操作処理を完了して
その完了メッセージ１４５ａをオーナー１３０へ送るか
も知れない。この場合、オーナーは未だそのローカルイ
ンタバルキーを増数させていないから、トランザクショ
ンインタバルタグはローカルインタバルキーよりも大き
くなる。もしこのようなことが発生すれば、オーナー１
３０はその次のローカルインタバルの終わりにコミット
要求を提出する。

【００４６】ＩＰ １５５ｃが閉止メッセージ１２５−
２ｃを作成する時、ＩＰ １５５ｃは勘定振替トランザ
クションがコミット可であることに注目し、そのトラン
ザクションをコミットに適格であるとして注目するコミ
ット要求を、閉止メッセージ１２５−２ｃに追加する。
図１０及び１１の（Ｂ）を参照する。ＩＰ １１５ａが
閉止メッセージ１２５−２ａを送る前の時点Ｂに、ＩＰ
１１５ａはトランザクションログ６４ａをフラッシュ
してログ記録１６１をディスク上に配置する。次いでＩ
Ｐ １１５ａは、ローカルインタバル＃５の閉止を表す
ログ記録１６２をバッファ２２ａに追加する。ＩＣ １
１０は閉止メッセージ１２５−２ｃを受信すると、その
勘定振替トランザクションがコミットに適格であること
を決定する。マスタインタバル＃６の終わりに、ＩＣ
１１０は、そのインタバルに閉止メッセージを送ったＩ
Ｐのリストと、そのトランザクションに関与した関係者
のリストとを比較する。図１０に示すように、コサーバ
１０２ａに関連するＩＰ １１５ａ及びコサーバ１０２
ｃに関連するＩＰ １１５ｃは共に、それぞれインタバ
ルメッセージ１２０−２ａ及び１２０−２ｃに応答して
閉止メッセージ１２５−２ａ及び１２５−２ｃを送って
いる。コサーバ１０２ｂ上のＩＰ １１５ｂも、閉止メ
ッセージをＩＣ１１０へ送っているものとすれば、勘定
振替トランザクションは、揮発性メモリ２２ｄ内のトラ
ンザクション状態リスト１７０（図８）内にコミット済
みとしてマークされよう。

【００４７】図２１を参照する。メモリ２２ｄ内のトラ
ンザクション状態リスト１７０は、トランザクション記
録４１０のリストである。各トランザクション記録４１
０は少なくとも、オーナーＩＤコード４１１、トランザ
クションＩＤコード４１２、トランザクションインタバ
ルタグ４１３、トランザクション状態４１４、及びトラ
ンザクション関係者リスト４１５を含む。例えば、上例
の勘定振替トランザクションでは、オーナーＩＤコード
は＃ 102ｃ、トランザクションＩＤコードは＃312、イ
ンタバルタグはインタバル＃５、状態はコミット、そし
てトランザクションの関係者リストはコサーバ１０２ａ
−１０２ｃである。図１０に示すように、マスタインタ
バル＃６の終わりにＩＣ １１０はインタバルメッセー
ジ１２０−３ａと１２０−３ｃとをアセンブルする。イ
ンタバルメッセージ１２０−３ａと１２０−３ｃとをア
センブルすると、ＩＣ １１０はトランザクション状態
リスト１７０（図８参照）をディスク２４ｄへフラッシ
ュする。この時点で、トランザクションはコミットされ
る。後刻故障が発生しても（非揮発性記憶装置が実際に
破壊された場合を除く）、打切られたトランザクション
を元に戻し、コミットされたトランザクションをやり直
すことによって一貫性データベース３０を得ることがで
きる。ＩＰ １１５ａ−１１５ｃは、データベースエン
トリの古い値及び新しい値の記録が成功裏にディスクへ
フラッシュされた後に閉止メッセージ内に送っているか
ら、ＩＣ １１０がそのトランザクションをコミット済
みとしてマークする時、データベース３０を再構成する
のに必要な情報は、既に非揮発性記憶装置内に保管され
ている。

【００４８】ＩＣ １１０がマスタインタバル＃７の始
まりにトランザクション状態リストをディスク２４ｄへ
フラッシュすると、インタバルメッセージが各ＩＰ １
１５ａ−１１５ｇへ伝送される。インタバルメッセージ
１２０−３ａ及び１２０−３ｃは、コミットされたトラ
ンザクション、及び打切られたトランザクションのリス
トを含んでいよう。勘定振替トランザクション（トラン
ザクション＃ 312）はコミットリスト内にあろう。図１
０及び１１の（Ｂ）に示すように、ＩＰ １１５ａはイ
ンタバルメッセージ１２０−３ａを受信した後に、トラ
ンザクションＩＤコード＃ 312がコミットされたことを
知らせるログ記録１６３をトランザクションログ６４ａ
内に入力する。

【００４９】図１０及び１１の（Ｃ）を参照する。ＩＰ
１１５ａがその閉止メッセージをＩＣ １１０へ送る
前の時点Ｃに、ＩＰ １１５ａはログ６４ａをディスク
２４ａへフラッシュし、次いでローカルインタバル＃６
の閉止を表すログ記録１６４をバッファ２２ａに追加す
る。しかしながら、もし最後のローカルインタバル中に
トランザクションログ記録が書き込まれていれば、ＩＰ
はそのログをフラッシュすることを要求するだけであ
る。これは、分散データベースシステム５の分散したト
ランザクションコミットプロトコルを意図しているので
ある。据置き制約検査はコミットと同じような手法で遂
行することができる。ユーザが据置き制約検査を受けた
トランザクションのコミットを要求する場合、トランザ
クションオーナーは、ＩＣ １１０がそのトランザクシ
ョンのコミットを処理する前に、これらの据置き制約の
評価を開始することを要求しよう。閉止メッセージ１２
５内のこの据置き制約検査要求を受けたＩＣ １１０
は、幾つかの行動を起こす。第１に、そのトランザクシ
ョンを、別の制約検査を必要とするトランザクションの
リストに追加する。このリストは、関係者が制約検査を
完了したことを追跡するのに使用される。第２に、ＩＣ
はリスト１７０内のトランザクションの状態を「据置
き」に変化させる。第３に、全ての関係者が、そのトラ
ンザクションのインタバルタグ値によって表されるイン
タバルの閉止メッセージを送ってしまうと、ＩＣは次の
インタバルメッセージ１２０内にそのトランザクション
についての検査要求を含ませる。

【００５０】各関係者は、インタバルメッセージ１２０
で検査要求を受けると、指定されたトランザクションの
据置き制約を評価する。制約検査を完了するためには、
複数のローカルインタバルが必要であるが、各関係者は
完了するとその成果を閉止メッセージ内へ挿入する。も
しＩＣ １１０がある関係者から制約を侵したことを受
信すると、そのトランザクションは打切られたとしてマ
ークされる。もしどの関係者も制約を侵していなけれ
ば、全ての関係者が返答すると、そのトランザクション
はコミットされるものとしてマークされ、そのトランザ
クションプロトコルは上述したように続行される。メッセージ交換 図１２及び１３は、ＩＣ １１０とＩＰ １１５ａ−１
１５ｇとの間で伝送可能な考え得るメッセージの構造を
示している。

【００５１】図１２に示すように、ＩＣ １１０から１
またはそれ以上のＩＰ １１５ａ−１１５ｇへのどのメ
ッセージも、１バイトのメッセージの型２００で始ま
る。通常のメッセージの型は「トランザクション」であ
り、ＩＰに閉止メッセージで応答させる通常の要求を表
している。ＩＣがＩＰへ送ることができる他の考え得る
メッセージの型は以下のものを含む。 「返答可」：もしＩＰが、ＩＣ １１０へ「使用可」メ
ッセージを送れば、ＩＣ １１０は現マスタインタバル
タグ２０２を含む「返答可」メッセージで応答する。 「ＩＣ使用可」：もしＩＣ １１０が故障して使用不能
であったのであれば、ＩＣ １１０は復旧した時に全て
のＩＰ １１５へ「ＩＣ使用可」メッセージを同報（ま
たは放送）する。これは、ＩＣ １１０が再び使用可能
であり、及び各ＩＰの状態を確認する必要があることを
ＩＰに通告する。例えばもしバックアップＩＣが制御を
行っていればＩＣ １１０の位置が変化しているかも知
れない。従って「ＩＣ使用可」メッセージは、ＩＣ １
１０を走らせている現コサーバの識別をも含む。

【００５２】「更新」：もしＩＰが、ＩＣ １１０へ
「更新要求」メッセージを送れば、ＩＣ １１０は指定
されたＩＰに「更新」メッセージで応答する。このメッ
セージは、マスタインタバルタグと、そのコサーバが関
係者であった全てのトランザクションの状態の状態リス
トとを含む。 「復旧返答」：もし特定のＩＰが故障し、後に復旧すれ
ば、それはＩＣ １１０へ「復旧」メッセージを送る。
それに応答してＩＣ １１０はＩＰへ「復旧返答」を送
る。このメッセージは、マスタインタバルタグと、その
コサーバが関係者であった全てのトランザクションの状
態の状態リストとを含む。 「延期」：このメッセージは、あるＩＰからの最後の閉
止メッセージ以降、閉じたインタバルが多過ぎるため
に、ＩＣ １１０がそのＩＰへの「トランザクション」
メッセージを延期していることをそのＩＰに通告する。

【００５３】図１２に示すインタバルメッセージ１２０
においては、４バイトのマスタインタバルタグ２０２が
状態２００に続いている。マスタインタバルタグ２０２
は、マスタインタバルキー１５０から入手した最新の閉
止インタバルである。タグ２０２の後には、単一の１バ
イトのフィールドを占める４つのフラグ２０４−２０７
が続いている。これらのフラグは、インタバルメッセー
ジ１２０が、何れかのトランザクションを、コミットす
るか否か（フラグ２０４）、打切るか否か（フラグ２０
５）、または制約検査を遂行するか否か（フラグ２０
６）を表している。フラグ２０７は、何れかのコサーバ
が故障したことをＩＣ １１０が知らされたか否かを表
す。フラグ２０４−２０７の次に続くのは、順番に、コ
ミットリスト２１０、打切りリスト２１２、制約検査リ
スト２１４、及び故障（ダウン）したコサーバリスト２
１６である。コミットリスト２１０、打切りリスト２１
２、及び制約検査リスト２１４は全て同一の編成を有し
ている。各リストは、リスト内のトランザクションオー
ナーの２バイトのカウント２２０で始まる。次いで、各
オーナー毎に、２バイトのオーナーＩＤ ２２２、２バ
イトのそのオーナーのトランザクションの数のカウント
２２４、及びそのオーナーのトランザクションＩＤリス
ト２２６が続く。トランザクションＩＤリスト２２６
は、トランザクション当たり４バイトを使用する。

【００５４】インタバルメッセージ１２０は、他のグロ
ーバルデータベースシステム関連情報をも含む。例え
ば、日のグローバル時間の値を、いろいろなコサーバ上
の時計を粗く同期させるために分配することができる。
勿論、メッセージの上述したフィールドサイズは単なる
例示に過ぎず、本発明に必須ではない。フィールドサイ
ズは、所与のコンピュータネットワークのトランザクシ
ョン処理能力を反映している。図１３に示すように、Ｉ
ＰからＩＣへのどのメッセージも１バイトのメッセージ
の型２５０で始まる。通常のメッセージの型は「トラン
ザクション」であり、これはＩＣへの通常の閉止応答を
指示している。しかしながら、他の考え得るメッセージ
の型は、以下のものを含む。

【００５５】「復旧」：ＩＰは「復旧」メッセージをＩ
Ｃ １１０へ送って現トランザクション情報を入手す
る。 「使用可」：もしあるＩＰが静止していたが今は使用可
能であれば、そのＩＰは「使用可」メッセージをＩＣ
１１０へ送る。これは、そのＩＰがトランザクション処
理に使用できることをＩＣ １１０に通告する。 「更新要求」：あるＩＰは、「延期」メッセージをＩＣ
１１０から受信した後に「更新要求」メッセージをＩ
Ｃ １１０へ送る。 「遊休」：特定のＩＰ １１５ａは、「遊休」メッセー
ジを送ることによって遊休に入ることをＩＣ １１０に
通告する。あるＩＰは、かなりの数のローカルインタバ
ルが推移しても、そのＩＰに関連するコサーバに目立っ
た活動的なトランザクション、即ちトランザクションア
クティビティが存在しない場合に遊休になる。

【００５６】「ＩＣ更新」：ＩＣ １１０からの「ＩＣ
使用可」メッセージに応答して、あるＩＰは、そのＩＰ
からＩＣへの先行トランザクションメッセージで伝送し
た情報を含む「ＩＣ更新」メッセージを送る。この情報
は、ＩＣ １１０が故障していために到着しなかったか
も知れない。 「復旧完了」：故障に続いて、開いているどのトランザ
クションも、ＩＰによって解消され、インタバル閉記録
がディスクにフラッシュされた後に、ＩＰはＩＣ １１
０へ「復旧完了」メッセージを送る。次いでＩＣ １１
０は、特定のＩＰが閉じたことを示すように全ての格納
されたインタバル閉記録を変更し、関与したトランザク
ションからそのＩＰを除去するようにトランザクション
状態リストを変更する。

【００５７】図１３に示す閉止メッセージでは、型２５
０の後に４バイトのローカルインタバルタグ２５２が続
いている。ローカルインタバルタグ２５２は、ローカル
インタバルキーから得たインタバルである。タグ２５２
の次は２バイトのインタバル関係者ＩＤ ２５４であ
る。インタバル関係者ＩＤ ２５４の次は、４つのフラ
グ２５６−２５９であり、１バイトを占めている。これ
らのフラグは、インタバルメッセージが、コミットに適
格な何等かのトランザクションを含むか否か（フラグ２
５６）、打切ることを要求されているか否か（フラグ２
５７）、またはどれが制約検査を要求しているか（フラ
グ２５８）を表している。フラグ２５９は制約検査に対
する返答を表している。フラグ２５６−２５９の後に、
順番に、適格コミットリスト２６０、打切りリスト２６
２、制約検査リスト２６４、及び制約返答リスト２６６
が続く。コミットリスト２６０、打切りリスト２６２、
及び制約検査リスト２６４は、全て同じ編成を有してい
る。各リストは、２バイトのリスト内のトランザクショ
ンの数のカウント２７０から始まる。次いで各トランザ
クション毎に、４バイトのトランザクションＩＤ ２７
２、２バイトのトランザクションの関係者の数のカウン
ト２７４、及びそのトランザクションの関係者リスト２
７６が続く。コサーバの数が 40 より少ないシステムの
場合には、関係者リスト２７６は、各ビットが１つのコ
サーバを表しているようなビットマップであろう。コサ
ーバの数が 40 より多いシステムの場合には、関係者リ
スト２７６は、ビットマップまたは関係者当たり２バイ
トの関係者ＩＤのリストの何れかであり、何れにしても
バイトの数は少なくて済む。関係者リスト２７６の第１
のビット２７７は、どのフォーマットが使用されている
かを表している。

【００５８】ＩＰインタバル閉止メッセージ１２５は、
トランザクション関係者による据置き制約の評価の結果
を有する返答リスト２６６をも含んでいる。返答リスト
２６６は若干異なる構造を有している。返答リスト２６
６は、２バイトのリスト内のトランザクションの数のカ
ウント２８０から始まる。次いで各トランザクション毎
に、２バイトのトランザクションオーナーＩＤ ２８
２、４バイトのトランザクションＩＤ ２８４、及び制
約検査が成功したか、または失敗したかを表す１バイト
のフラグ２８６が続く。閉止メッセージ１２５はインタ
バルタグ２５２を含むので、ＩＣ １１０は閉止メッセ
ージが伝送されたローカルインタバルを知る。インタバ
ルタグ２５２は、閉止メッセージ１２５のリスト２６
０、２６２、２６４、及び２６６内に識別されている各
トランザクションにグローバルに適用される。

【００５９】リスト２６０内の打切られたトランザクシ
ョンのＩＤ、及びリスト２６２内のコミットに適格であ
るトランザクションのＩＤは、ＩＣ １１０によって最
新のトランザクションとして、メモリ２２ｄ（図８参
照）に維持されているトランザクション状態リスト１７
０に追加される。ＩＣ １１０は、次のインタバルメッ
セージ１２０を作成する時にトランザクション状態リス
ト１７０を参照する。インタバルコーディネータ及びインタバル関係者 図１４に示すように、各マスタインタバル中に、ＩＣ
１１０は以下の諸段階を実行する。 １．タイマの終わりを待機 （段階３０１） ２．待ち行列内のメッセージを処理 （段階３０２） ３．待ち行列が空か否かを決定 （段階３０３） ４．トランザクション状態リストを処理 （段階３０４） ５．トランザクション状態リストをディスクへフラッシュ （段階３０５） ６．インタバルメッセージを伝送 （段階３０６） ７．マスタインタバルキーを増数 （段階３０７） ＩＣ １１０は、メモリ２２ｄ内のタイマ１８５（図２
１参照）が時間切れになるのを待って段階３０１におけ
る新しいマスタインタバルを始動する。タイマ１８５が
時間切れになるのを待機することによって、ＩＰは先行
マスタインタバル中に送られたインタバルメッセージ１
２０に応答し、閉止メッセージ１２５でＩＣ １１０に
返答することが可能になる。ＩＣ １１０に到着した各
閉止メッセージは、メモリ２２ｄ内の待ち行列１８０
（図８及び１９参照）内に配置される。タイマ１８５
は、先行インタバルの始まりから 100ｍｓのような最短
時間が経過するのを保証するようにセットされる。タイ
マ１８５が時間切れになるか、またはタイマ１８５が既
に時間切れであれば、現時点に 100ｍｓのような最短時
間を付加することによってリセットされる。

【００６０】ＩＣ １１０は、ＩＰからのメッセージを
増加的に処理することもできる。この場合、ＩＣ １１
０は、新しい閉止メッセージが到着するのを待つか、ま
たは現マスタインタバルのためのタイマ１８５が時間切
れになるのを待機するだけである。タイマ１８５が時間
切れになった後、段階３０２においてＩＣ １１０は、
待ち行列１８０（図８参照）内の何れかの閉止メッセー
ジを処理し始める。ＩＣ１１０が処理している間に、Ｉ
Ｐ １１５ａ−１１５ｇからさらなる閉止メッセージが
到着することが考えられる。これらの閉止メッセージ１
２５は、待ち行列の後尾に配置され、順番に処理され
る。ＩＣ １１０は、段階３０３によって決定されるよ
うに、待ち行列１８０が空になるまで閉止メッセージを
処理し続ける。各ＩＰは、１つの閉止メッセージだけを
送り、ＩＣ １１０からの新しいインタバルメッセージ
を待機するであろうから（図１９の段階３５１参照）、
待ち行列１８０には有限数の閉止メッセージだけが累積
する。例えば、もしＩＰ（コサーバ）１１５ａが故障で
あるか、または他のある源からの大量の負荷を処理中で
あることによって、ＩＰ １１５ａのようなＩＰが時間
通りに閉止メッセージをＩＣ １１０へ送ることができ
ないこともあり得る。このような場合には、ＩＣ １１
０はそのインタバルを閉じることはできず（但し上述し
たように、そのインタバルを終わらせる）、ＩＣ １１
０はそのインタバル中に応答しないコサーバのビットマ
ップを格納する。

【００６１】処理段階３０２の詳細に関しては図１５及
び１６を参照して後述するが、要約すれば、この処理段
階中に閉止メッセージ１２５が調べられ、コミットリス
ト２６０、打切りリスト２６２、検査リスト２６４、及
び返答リスト２６６内のトランザクションがトランザク
ション状態リスト１７０内へ配置される。更に、インタ
バルメッセージ１２０のために打切りリスト２１２がア
センブルされる。待ち行列１８０内の全ての閉止メッセ
ージが処理されてしまうと、作成されたばかりのトラン
ザクション状態リスト１７０が処理される。処理段階３
０４の詳細に関しては図１７及び１８を参照して後述す
るが、要約すれば、この段階中にＩＣは、そのトランザ
クションをコミットするか否かを評価する。更に、段階
３０４において、インタバルメッセージ１２０のために
コミットリスト２１０及び検査リスト２１４がアセンブ
ルされる。

【００６２】段階３０５において、ＩＣ １１０はクリ
ティカルトランザクション情報をディスク２４ｄ（図８
参照）へフラッシュする。この情報は、マスタインタバ
ルキー１５０、トランザクション状態リスト１７０、ど
の関係者が閉止メッセージを送ったか否を示すインタバ
ル開アレイ４２５（図２１、後述）、及びローカルイン
タバルタグの最後のタグアレイ４３５（図２１）を含
む。アレイ４３５は、各コサーバ１０２ａ−１０２ｇ毎
のエントリ４３６を含む。各エントリ４３６は、適切な
コサーバから受信した最新のローカルインタバルタグ２
５２を含む。もし、分散データベースシステム５がバッ
クアップＩＣを含んでいれば、処理段階３０４とフラッ
シュ段階３０５との間に、クリティカルトランザクショ
ン情報のコピーがＩＣ １１０から活動バックアップＩ
Ｃへ送られる。バックアップＩＣの使用に関しては図２
３を参照して後述する。

【００６３】トランザクション情報がディスク２４ｄへ
フラッシュされてしまうと、段階３０６においてインタ
バルメッセージ１２０がＩＰ １１５ａ−１１５ｇへ伝
送される。好ましい実施例では、同じインタバルメッセ
ージが各ＩＰへ送られる。しかしながら、ＩＣに付加的
な処理負荷を追加することによって、各ＩＰ毎に独自に
最適化された異なるインタバルメッセージを送ることが
できる。メッセージを複数のサイトへ送るには多くの方
法が存在する。インタバルメッセージは直列に、即ち一
時に１つのＩＰへ送ることができる。好ましくは、もし
ハードウェアによってサポートされるならば、単一のイ
ンタバルメッセージ１２０を同報する、即ち全てのＩＰ
１１５ａ−１１５ｇへ同時に送ることができる。ま
た、同報はソフトウェアによってシミュレートすること
ができる。代替として、特にもし多数のＩＰが存在すれ
ば、樹木伝送を使用することができる。本発明はインタ
バルメッセージ１２０を全てのＩＰ １１５ａ−１１５
ｇへ伝送するどのような方法にも適用される。

【００６４】段階３０６において送られるインタバルメ
ッセージは、マスタインタバルから得たマスタインタバ
ルタグ２０２を含み、これはＩＰ １１５ａ−１１５ｇ
がそれらのローカルインタバルキー１５５ａ−１５５ｇ
をリセットするのに使用される。これは、ローカルイン
タバルキーのグローバルな一貫性を保証する。好ましく
ない実施例では、各ＩＰは各インタバルメッセージ１２
０に応答してそれ自体のローカルインタバルキーを増数
することができる。最後に、段階３０７において、ＩＣ
１１０はマスタインタバルキー１５０を増数させて新
しいマスタインタバルの始動を表し、段階３０１へルー
プバックして段階３０６で送られたインタバルメッセー
ジに応答する閉止メッセージの到着を待機する。

【００６５】要約すれば、ＩＣ １１０は分散トランザ
クションのコミット及び打切り、及びデータベースシス
テム５内の据置き制約検査の中央調整に応答する。ＩＣ
１１０はコミットインタバルを始動させ、トランザク
ションがコミットまたは打切られる時点を決定して記録
し、マスタインタバルキーを維持し、分散した据置き制
約検査を管理し、分散した全てのトランザクションのコ
ミットまたは打切り状態を維持し、そして、全ての関係
者の状態をデータベースシステム５内に維持する。図１
５に示すように、段階３０２においてＩＣは、待ち行列
１８０内のこの閉止メッセージ１２５を処理する。段階
３１０においてＩＣ １１０は、最新のインタバルメッ
セージ１２０にどのコサーバが応答したかを追跡し始め
る。

【００６６】各マスタインタバルの始まりに（例えば、
段階３０１において）、ＩＣ １１０はインタバル開ア
レイ４２５内にインタバル記録４２０を作成する（図２
１参照）。インタバル記録４２０は、現マスタインタバ
ルキー１５０にセットされるインタバルタグ４２１を含
む。インタバル記録４２０は、データベースシステム５
内のコサーバの数に等しいビット数を有するインタバル
ビットマップ４２２をも含む（図２１参照）。例えば、
データベースシステム５が７つのコサーバを含むものと
すれば、インタバルビットマップ４２２も７ビットを有
する。インタバルビットマップ４２２が作成される時、
各活動コサーバ毎のビットは「オン」にセットされ、中
断（もしくは延期）されたコサーバのためのビットは
「オフ」にセットされる。段階３１０において、ＩＣ
１１０は閉止メッセージ１２５からのインタバル関係者
ＩＤ ２５２に注目し、インタバルビットマップ４２２
内のそのコサーバのためのビットをオフにする。各マス
タインタバルの終わりに、もし全てのコサーバが閉止メ
ッセージを送っていればそのインタバルは閉じられ、Ｉ
Ｃ １１０はインタバル記録４２０を消去できる。そう
でなければ、マスタインタバルは開き続け、ＩＣ １１
０はインタバル開アレイ４２５内にインタバル記録４２
０を格納する。

【００６７】次に、段階３１１においてＩＣ １１０
は、閉止メッセージ１２５内のトランザクションの処理
を終了したか否かを決定する。もしリスト２６０、２６
２、２６４、及び２６６が空であれば、この終了は直ち
に発生する。そうでなければ、ＩＣ １１０は各トラン
ザクションを調べて処理した後に限って終了させる。閉
止メッセージ１２５内に処理すべきトランザクションが
未だ存在しているものとすれば、段階３１２においてＩ
Ｃは、そのトランザクションが検査返答リスト２６６か
らのものか否かを決定する。もしこれが検査返答リスト
トランザクションであれば、段階３１３においてＩＣ
は、図１６を参照して後述する検査返答サブルーチンを
遂行する。もしトランザクションが検査返答でなけれ
ば、段階３１４においてＩＣは、トランザクション記録
４１０をトランザクション状態リスト１７０に追加す
る。図１３及び２１を参照する。オーナーＩＤ ４１１
がオーナーＩＤ ２５４から入手され、トランザクショ
ンＩＤ ４１２がトランザクションＩＤ ２７２から入
手され、トランザクションインタバルタグ４１３がロー
カルインタバルタグ２５２から入手され、そして、関係
者リスト４１５がリスト２７６から入手される。関係者
のリストは、各コサーバ毎に１ビットのビットマップの
形状である。関係者であるコサーバは、ビットマップ４
１５内に「オン」にスイッチしているビットを有してい
る。トランザクションの状態４１４は、フラグ２５６−
２５８によって始めにコミット要求、打切り、または検
査要求として決定されるが、以下に説明するようにＩＣ
１１０によって変えることができる。

【００６８】図１５に戻る。段階３１５においてＩＣ
は、そのトランザクションがコミットリスト２６０から
のものか否かを決定する。もしそうであれば、ＩＣ １
１０は段階３２０において次のトランザクションを続行
し、何等の行動も起こさない。もしそうでなければ、段
階３１６においてＩＣは、そのトランザクションが閉止
メッセージ１２５の打切りリスト２６２からのものか否
かを決定する。もしこれが打切りトランザクションであ
れば、段階３１７において、打切りリスト２６２内のト
ランザクションが次のインタバルメッセージ１２０のた
めの打切りリスト２１２へ追加される（オーナーだけが
打切りを行うことができるような好ましい実施例を想定
している）。本発明の代替例では、トランザクション関
係者はＩＣへの打切り要求を一方的に行うことができ
る。このような場合ＩＣは、マスタインタバルの終わり
を待ち、コミットに適格のトランザクションのリストに
対する打切りの候補であるトランザクションのリストを
検査しなければならない。ＩＣは、そのトランザクショ
ンに対するコミット処理が既に開始されていない場合に
限って、要求に応じて打切り処理を開始する。もしＩＣ
がトランザクションを打ち切ることを決定すれば、その
トランザクションは打切りリスト２１２に追加される。
打切りリスト（もしあれば）が更新されてしまうと、Ｉ
Ｃ １１０は段階３２０へ移動する。

【００６９】もしトランザクションが打切りリスト２６
２からのものでなければ、段階３１８においてＩＣ １
１０は、そのトランザクションが制約検査リスト２６４
に関する要求からのものか否かを決定する。もし諾であ
れば、段階３１９においてＩＣは、返答記録４４０を検
査返答アレイ４４５へ追加する。検査返答アレイ４４５
はＩＣ １１０によって維持されており、トランザクシ
ョンへの全ての関係者が据置き制約検査を完了したか否
かを決定する。ＩＣ １１０がテーブル４４０内のトラ
ンザクション（例えば、＃312 ）を指定する返答リスト
２６６を含む閉止メッセージ１２５を受信する度に、Ｉ
Ｃ １１０はその関係者に関連するビットを返答したと
してマークする。トランザクションへの全ての関係者が
返答し、制約障害が報告されていなければ、そのトラン
ザクションはコミットするこができる。各返答記録４４
０は、トランザクションＩＤ ４４１と、関係者のビッ
トマップリスト４４２とを含む。ビットマップ４４２が
作成される時、関係者のビットはオンにセットされ、非
関係者のビットはオフにセットされる。例えば、図２１
に示すように、もし勘定振替トランザクションに関して
据置き検査が要求されれば、コサーバ１０２ａ−１０２
ｃはそれらのビットが未だオンにセットされ、コサーバ
１０２ｄ−１０２ｇのビットがオフにセットされている
ことが予測されているが、未だそのようにはなっていな
い。後述するように、ある関係者が制約検査返答を送る
度に、その関係者のビットはオフにセットされる。ビッ
トマップ４４２内の全てのビットがオフになると、制約
障害はないものと見做されてトランザクションはコミッ
トすることができる。返答記録４４０が返答検査アレイ
４４５へ追加された後、ＩＣ １１０は段階３２０にお
いて閉止メッセージの処理を続行する。

【００７０】トランザクションがどのリストからのもの
かには関係なく、段階３２０ではＩＣは、次のトランザ
クションメッセージへ移動する。そうでなければＩＣ
１１０は、その閉止メッセージで終了し、段階３０３へ
進んで待ち行列１８０内の次のメッセージへ移動する。
図１６及び２１を参照する。もしトランザクションが検
査返答リスト２６６内にリストされていたならば、段階
３２１においてＩＣは、故障が発生したか否かを決定す
る。もし返答リスト２６６内のトランザクションのため
のフラグ２８６が故障を示していれば、段階３２２にお
いてトランザクション状態リスト１７０内の状態４１４
が「打切り」に変えられ、段階３２３においてそのトラ
ンザクションが打切りリスト２１２に追加される。次い
でＩＣは閉止メッセージ１２５の処理を続行する。

【００７１】もし閉止メッセージ１２５を送った関係者
における制約検査を通れば、段階３２４において、閉止
メッセージ１２５を送ったコサーバに対応するビットマ
ップ４４２内のビットが前述したようにオフにされる。
次いで段階３２５においてＩＣは、全ての関係者が制約
検査を完了したか否かを決定する。もし返答ビットマッ
プ４４２内の全てのビットがオフであれば、返答ビット
マップ４４２は０に等しく、そのトランザクションはコ
ミットされるように進むことができる。段階３２６にお
いてそのトランザクションの状態４１４が「コミット」
に変えられ、段階３２７においてそのトランザクション
がコミットリスト２１０に追加される。もしビットマッ
プ４２２が何等かのオンビットを含んでいれば、ＩＣは
閉止メッセージの処理を続行する。

【００７２】図１７及び１８に示すように、段階３０４
においてＩＣは、トランザクション状態リスト１７０を
処理してトランザクションをコミットし、コミットリス
ト２１０及び検査リスト２１４を作成する。各トランザ
クション毎に、段階３３０においてＩＣ １１０は、イ
ンタバルアレイ４２５の底（最も古い記録）から開始す
る。次いで段階３３１においてＩＣ １１０は、トラン
ザクションタグ４１３とインタバル開タグ４２１とを比
較する。もしトランザクションタグ４１３がインタバル
開タグ４２１よりも大きければ、そのトランザクション
はリスト１７０内で変更されないままにされる。もしト
ランザクションタグ４１３が、インタバル開タグ４２１
に等しいか、または小さければ、段階３３２においてＩ
Ｃは、そのトランザクションの全ての関係者がそのイン
タバルの閉止メッセージを送ったか否かを決定する。こ
れはビットマップの比較によって遂行される。トランザ
クションエントリ４１０のための関係者リスト４１５
は、関係者ビットマップの形状で格納されている（その
トランザクションに関与している各コサーバはオンにセ
ットされたビットで表され、関与していないコサーバは
オフにセットされたビットで表されている）。関係者ビ
ットマップ４１５は、インタバルビットマップと「論理
積」される。即ち、関係者ビットマップとインタバルビ
ットマップとのブールのＡＮＤ演算が遂行される。

【００７３】例えば、図２１に示すように、勘定振替ト
ランザクションにおいては、関係者ビットマップ４１５
はコサーバ１０２ａ、１０２ｂ、及び１０２ｃのための
３つのオンビットを有し、コサーバ１０２ｄ−１０２ｇ
のための４つのオフビットを有していよう。インタバル
ビットマップ４２２がマスタインタバル＃６のために作
成される時、それは７つのオンビット（各コサーバ１０
２ａ−１０２ｇ毎に１つ）を有していよう。ＩＣ １１
０が閉止メッセージ１２５を受信すると、インタバルビ
ットマップ４２２内の対応するビットがオフにセットさ
れる。例えば、ＩＣ １１０がインタバル＃６のための
閉止メッセージ１２５−２ａを受信すると、コサーバ１
０２ａのためのビットがオフにセットされる。コサーバ
１０２ａ−１０２ｃが閉止メッセージを伝送するものと
すれば、図２１に示すように、インタバル＃６のための
ビットマップ４２２内のこれらのコサーバのためのビッ
トはオフにセットされる。このような場合、ＡＮＤ演算
の結果７つのビットがオフ、即ち０になる。もし１また
はそれ以上のコサーバ１０２ａ−１０２ｃが応答しなけ
れば、オンビット、即ち非０ビットを含むことになる。

【００７４】図１７に示すように、段階３３５におい
て、もしＡＮＤ演算の結果が０であれば、そのトランザ
クションの全ての関係者は指定されたインタバル４２１
を閉じており、トランザクションは状態を変えることが
できる。この場合、ＩＣ １１０はトランザクションの
処理を続行する。段階３４０（図１８）においてＩＣ
は、トランザクション状態がそのトランザクションをコ
ミットする、または打切ることを表しているか否かを決
定する。もしトランザクション状態４１４が「コミッ
ト」または「打切り」であれば、段階３４１において、
そのトランザクションはリスト１７０から除去される。
トランザクションに関与しているＩＰは、それらのロー
カルトランザクションログ６４ａ−６４ｃへコミットま
たは打切りログ記録を有することが保証され、またこれ
らのログ記録がディスクへフラッシュされているので、
これらのトランザクションはリスト１７０から除去でき
るのである。全てのローカルトランザクションログがこ
れらのコミットまたは打切り記録で更新されてしまう
と、ＩＣ １１０は最早トランザクションの状態を思い
出す必要はない。全てのトランザクション関係者のコサ
ーバは、ＩＣからのさらなる援助がなくてもこれらのト
ランザクションの最終状態に関する曖昧さを局部的に解
消できることを保証されているので、ＩＣ １１０はこ
れらのコミットされたトランザクションに関して「忘れ
る」ことができる。

【００７５】もしトランザクション状態４１４が「コミ
ット」または「打切り」でなければ、段階３４２におい
てＩＣは、据置き制約検査が要求されているか否かを決
定する。もしトランザクション状態４１４が「検査要
求」であれば、段階３４３において状態が「据置き」に
変えられ、段階３４４においてそのトランザクションが
検査リスト２１４に追加される。代替実施例において
は、この点において、段階３０２（図１５）の一部とし
てではなく、返答記録４４０を検査返答アレイ４４５に
追加することができる。もしトランザクション状態４１
４が「検査要求」であれば、段階３４５においてＩＣ
は、ＩＰがトランザクションのコミットを要求したか否
かを決定する。もしトランザクション状態４１４が「コ
ミット要求」であれば、段階３４６においてリスト１７
０内の状態がコミットに変えられる。次いで段階３４７
において、トランザクション状態リスト１７０内のトラ
ンザクションタグ４１３が改訂される。即ち、トランザ
クションタグ４１３は、それが現マスタインタバルキー
１５０プラス（＋）ある遅延値、即ち１に等しくなるよ
うに改訂される。４１０内のコミットされたトランザク
ションのためのインタバルタグ４１３のこのセッティン
グは、ＩＣ １１０がトランザクションを「忘れる」こ
とができる（情報が、関係者内の非揮発性記憶装置内に
格納されているから）時点を指示する。段階３４８にお
いて、トランザクションはコミットリスト２１０に追加
される。

【００７６】ＩＰは閉止メッセージを送る前にそのディ
スクをフラッシュするから、任意のインタバルＮに関連
するデータベースシステム５内の全てのログ記録は、Ｉ
Ｃ１１０がインタバルＮを閉じる時までにディスクへフ
ラッシュされている。従って、インタバルＮに、または
それより早くトリガされるコミット要求状態を有するト
ランザクションは、インタバルＮが閉じられると、即ち
全てのＩＰが閉止メッセージを送ると、ＩＣ １１０に
よってコミットすることができる。段階３３８におい
て、もしトランザクション状態が「コミット要求」でな
ければ、何等の行動も起こされない。他の全てのトラン
ザクション状態は無視され、この時点、即ち段階３４９
において、ＩＣは明示された動作を要求しない。最後
に、段階３３６においてＩＣは、トランザクション状態
リスト１７０内のさらなるトランザクションの存否を決
定する。もしＩＣ １１０が最後のトランザクションを
処理すれば、段階３０５へ進められる。もしさらなるト
ランザクションが存在すれば、段階３３７においてＩＣ
は、次のトランザクション記録４１０を処理し、段階３
３０へループバックする。

【００７７】もしトランザクションタグ４１３がインタ
バルタグ４２１より大きいか、またはＡＮＤの結果が非
０であれば、段階３３３においてＩＣ １１０は、イン
タバル開アレイ４２５内の最後の（最も古い）記録４２
０を解析したか否かを決定する。もし否であれば、段階
３３４においてＩＣは、次のインタバル開へ移動し、段
階３３１へ戻ってプロセスを繰り返す。図１９に示すよ
うに、各ローカルインタバル中に、各ＩＰは以下の諸段
階を実行する。 １．トランザクションログバッファのフラッシュを開始 （段階３５１） ２．インタバルメッセージを解析 （段階３５２） ３．閉止メッセージを作成 （段階３５３） ４．インタバル閉ログ記録を書き込み （段階３５４） ５．ログバッファのディスクへのフラッシュを待機 （段階３５５） ６．閉止メッセージを送る （段階３５６） ７．トランザクションセッションを目覚めさせる （段階３５７） ８．ＩＣからのインタバルメッセージを待機 （段階３５８） ９．ローカルインタバルキーを更新 （段階３５９） オーナーが新しい分散したトランザクションを開始させ
る度に、またはヘルパーが要求メッセージを受信する度
に、トランザクションは、記録４７０としてローカルト
ランザクション状態テーブル４８０内へ入力される。ト
ランザクション状態テーブルは、ハッシュテーブルとし
てフォーマットすることができる。図２２に示すよう
に、ハッシュテーブル４８０内の各記録４７０は、グロ
ーバルトランザクションＩＤ ４７１、ローカルトラン
ザクションＩＤ ４７２、トランザクションが最後に状
態を変えたローカルインタバルを示すタグ４７３、トラ
ンザクションの状態を「コミット要求」、「コミット
済」、「打切り済」、「検査要求」、または「据置き」
として識別するフィールド４７４、及びセッションＩＤ
４７５を含み、トランザクションが状態を変える時を通
告する。セッションＩＤ ４７５は、ＩＣからのインタ
バル閉止メッセージ１２０の結果としてのトランザクシ
ョンの状態の変化をＩＰから知らされるべき正しいトラ
ンザクション関係者を内部的に識別するために使用され
る。ハッシュテーブル４８０は、そのコサーバが関係者
であるような活動トランザクションのリストとして役立
つ。

【００７８】ＩＰ １１５ａのようなＩＰは、図１９の
段階３５８においてＩＣからのインタバル閉止メッセー
ジを受信することによってローカルインタバルを開始す
る。段階３５９においてＩＰは、ＩＣからの閉止メッセ
ージ内に含まれるマスタインタバルの値を、そのローカ
ルインタバルキーに割当てる。次に、段階３５１におい
てＩＰは、バッファ６０ａ内のトランザクションログ６
４ａの内容を非同期的にディスク２４ａへフラッシュし
始める。トランザクションログフラッシュは、ディスク
書き込みの遅れと、ＩＰがインタバル閉止メッセージを
処理する時点とが重なるように直ちに要求される。ディ
スク２４ａへのフラッシュを開始した後に、段階３５２
においてＩＰ １１５ａは、それが受信したインタバル
メッセージ１２０を解析する。処理段階３５２の詳細に
関しては図２０を参照して後述するが、要約すれば、こ
の処理段階中にインタバルメッセージ１２０が調べら
れ、そのコサーバが関与しているコミットリスト２１
０、打切りリスト２１２、検査リスト２１４、及び故障
リスト２１６内の何等かのトランザクションが処理され
る。段階３５２の間に、ＩＰのトランザクション状態テ
ーブルが更新され、ＩＣから今受信したばかりのインタ
バル閉止メッセージの結果として状態を変えるであろう
トランザクションを表す。また、段階３５２において
は、一時的に変化した状態スタック４６５が作成され
る。これは段階３５７において、状態を変えたトランザ
クションに関連する特定関係者に通告するのに使用され
る。これらのトランザクションのコミッッテイング及び
打切りに加えてＩＰ １１５ａ−１１５ｇは、直接また
はトランザクション関係者を介して、マークされたトラ
ンザクションのためのローカルロックを解除する。

【００７９】段階３５３においてＩＰは、コミット要求
リスト２６０、打切りリスト２６２、検査要求リスト２
６４、及び検査返答リスト２６６と、必要な見出し情報
（メッセージの型２５０、ローカルタグ２５２、ＩＰ識
別２５４、及びフラグ２５６−２５９）とを組合わせる
ことによって閉止めメッセージ１２５を作成する。コミ
ットリスト２６０、打切りリスト２６２、及び検査要求
リスト２６４は、トランザクションオーナーの代わりに
そのＩＰによって作成される。検査返答リスト２６６
は、トランザクション関係者に代わって作成される。ト
ランザクションオーナーまたは関係者が、そのＩＣのた
めの特定トランザクション関係者に関する命令または情
報を入手する度に、トランザクションオーナーはＩＰ内
のルーチンを呼出してそのトランザクションを適切なリ
ストへ追加する。

【００８０】トランザクションオーナーが、各関係者セ
ッションから完了メッセージ１４５を受信すると、トラ
ンザクションは、暗示的に、またはユーザからの明示的
な要求に基づいて、コミット評価を開始できる点にあ
る。もしそのトランザクションが据置き制約評価を要求
しなければ、トランザクションオーナーはＩＰ １１５
ｃ内のルーチンを呼出してそのトランザクションをコミ
ット要求リスト２６０に追加する。図１０を参照する。
例えば、オーナー１３０がコサーバ１０２ａから完了メ
ッセージ１４５ａを受信し、そのトランザクションをコ
ミットする要求を受信すると、ＩＰ １１５ｃは据置き
制約が存在しないことに注目し、トランザクションの状
態をコミット要求に変え、その勘定振替トランザクショ
ンを閉止メッセージ１２５−２ｃ内のコミット要求リス
ト２６０へ追加する。

【００８１】同様に、もしユーザがトランザクションを
打切ることを決定するか、またはもし制約検査に失敗す
れば、トランザクションオーナーはＩＰ １１５ｃ内の
ルーチンを呼出してそのトランザクションを打切りリス
ト２６２へ追加する。もしコミットは要求されているが
据置き制約が存在すれば、トランザクションオーナーは
ルーチンを呼出してそのトランザクションを検査要求リ
スト２６４へ追加する。次いで制約検査要求が、コミッ
トまたは打切りのための要求の同じようにＩＣ １１０
へ送られる。次いでＩＣ １１０はそのトランザクショ
ン内の全ての関係者へ検査メッセージを送り、制約検査
を遂行して結果を報告するように関係者に命令する。も
しどのコサーバも制約を侵していなければ、ＩＣ １１
０はオーナー１３０が要求を明示しなくとも、そのトラ
ンザクションをコミットする。

【００８２】トランザクションオーナーを含むトランザ
クション関係者は、ＩＣ １１０からの検査要求に応答
して制約検査を完了する。その検査が成功であっても、
または不成功であっても、トランザクション関係者はル
ーチンを呼出してそのトランザクションを検査返答リス
ト２６６へ追加する。図１９へ戻って、閉止メッセージ
１２５を作成した後、段階３５４においてＩＰは、ＩＰ
がＩＣに応答してそのインタバルを閉じたことを表す
「インタバル閉」ログ記録をトランザクションログ内に
入力する。インタバル閉ログ記録は、インタバル番号
と、そのインタバルにおいてコミットされたトランザク
ションのリスト４５５とを含む。書き込み段階３５４が
作成段階３５３の後に発生するように示してあるが、書
き込み段階３５４は目覚め段階３５７の前のどの時点に
発生しても差し支えない。代替実施例では、書き込み段
階３５４及び待機段階３５５は、作成段階３５３の前に
配置されている。

【００８３】段階３５５においてＩＰは、最後のローカ
ルインタバルに関するログ記録を含むバッファ６０ｃが
ディスク２４ｃへフラッシュされるのを待つ。フラッシ
ュは段階３５１に開始されたのであるが、段階３５５の
前に完了していないかも知れない。続行する前にバッフ
ァ６０ｃのフラッシュを待つことによって、ＩＰ １１
５ｃが閉止メッセージを送る時点が確保され、そのロー
カルインタバルに関する全てのログ記録は非揮発性記憶
装置内に格納され、障害が起こっても失われなくなる。
次いで、段階３５６においてＩＰは、閉止メッセージ１
２５をＩＣ １１０へ送る。段階３５６において閉止メ
ッセージ１２５をＩＣ １１０へ送った後、段階３５７
においてＩＰは、トランザクションの状態が変化してい
るトランザクション関係者に通告する。ＩＰは、変化し
た状態スタック４６５内の各記録を調べて適切なトラン
ザクション関係者へ通報するので、その関係者は、例え
ばトランザクションがコミットされたことをユーザに知
らせるような適切な行動を起こすことができる。分離し
たデータ構造として示してあるが、変化した状態スタッ
ク４６５は単に、状態が変化したトランザクションを接
続するトランザクション状態テーブル４８０内の１組の
リンクであってよい。各リンクは、記録４７０内のポイ
ンタ（別の記録４７０を指し示す）であることができ
る。このような場合ＩＰは、リンクを辿ってハッシュテ
ーブル４８０を通って移動することによってトランザク
ション関係者に通告する。

【００８４】通告されたトランザクション関係者は、も
しそのトランザクションが打切られていれば、その操作
処理を元に戻し、トランザクションログ６４ｃ内に打切
りログ記録を入力する。もしトランザクションがコミッ
トされていれば、トランザクション関係者はトランザク
ションログ６４ｃ内にコミットログ記録を入力する。も
し新しい状態が「検査要求」であれば、トランザクショ
ン関係者は制約検査を開始することができる。上述した
ように、トランザクションが制約検査に成功すれば、そ
のトランザクションは検査返答リスト２６６内の次の閉
止メッセージ１２５内へ含まれる。もしトランザクショ
ンが制約検査に成功しなければ、そのトランザクション
は検査返答リスト２６６内の次の閉止メッセージ１２５
内へ障害として含まれる。

【００８５】待機段階３５８においてＩＰは、ＩＣ １
１０からの次のインタバルメッセージを、時間を決めず
に待機する。データベースシステム５はバックアップＩ
Ｃ（図２３を参照して後述する）を使用してＩＣ １１
０内の障害を検出し、応答する。段階３５８における待
機状態がＩＰの初期状態であることは理解されよう。イ
ンタバルメッセージを受信した後に限って、ＩＰは、待
機状態から脱してインタバル処理を開始する。ＩＰ １
１５ａのようなＩＰがＩＣ １１０からインタバルメッ
セージを受信した後、段階３５９においてＩＰは、イン
タバルメッセージ１２０内に指定されているマスタイン
タバルタグ２０２を用いてローカルインタバルキー１５
５ａをリセットする。次いでＩＰは、段階３５１へルー
プバックしてトランザクションログのフラッシュを要求
することによって、新しいローカルインタバルを開始す
る。

【００８６】要約すれば各ＩＰは、ＩＣ １１０からの
インタバルメッセージ１２０に応答して閉止メッセージ
１２５を送り、インタバル閉ログ記録を書き込み、ロー
カルインタバルキーを維持し、そしてトランザクション
の状態が変化するとトランザクション関係者に通告す
る。トランザクション関係者は制約検査に応答し、コミ
ット及び打切りログ記録をトランザクションログ６４ａ
−６４ｃへ書き込む。図２０に示すように、段階３５２
においてＩＰは、インタバルメッセージ１２０を解析す
る。段階３７１においてＩＰ １１５ｃのようなＩＰ
は、トランザクション状態テーブル４８０内のトランザ
クションを調べ、コサーバ１０２ｃがインタバル閉止メ
ッセージ１２０内の次のトランザクション内の関係者で
あるか否かを決定する。もしコサーバ１０２ｃがそのト
ランザクションに関与していなければ、ＩＰ １１５ｃ
はインタバルメッセージ１２０内の次のトランザクショ
ンへ移動する。

【００８７】もしコサーバ１０２ｃがそのトランザクシ
ョンに関与していれば、段階３７２においてＩＰ １１
５はハッシュテーブル４８０内の状態４７４を変える。
詳しく説明すれば、トランザクションがコミットリスト
２１０、打切りリスト２１２、または検査要求リスト２
１４内にあるか否かに依存して、状態４７４はそれぞれ
「コミット」、「打切り」、または「検査要求」に変化
する。状態４７４を変化させた後、段階３７３において
コミットされた、及び打切られたトランザクションはト
ランザクション状態テーブルから除去され、変化した状
態スタック４６５に追加される。据置き制約検査に関与
したトランザクション関係者は、制約検査が開始された
ことを通告される。コサーバ１０２ｃがトランザクショ
ンに関係したものとすれば、段階３７４においてＩＰ
は、トランザクション状態が「コミット」に変化したか
否かを決定する。もしそのように変化していれば、段階
３７５においてそのトランザクションは、コミット記録
４５０としてコミットリスト４５５（図２２参照）に追
加される。コミットリスト４５５は、インタバル閉記録
の一部としてトランザクションログ及びディスク２４ｃ
へコピーされる。

【００８８】段階３７６においてＩＰは、トランザクシ
ョンが完了したか否かを決定する。ＩＣメッセージのリ
スト内に「コミット」または「打切り」として分類され
ているトランザクションは完了と見做され、「据置き検
査」として分類されているものは未だに活動のトランザ
クションであると見做される。もしトランザクションが
完了ならば、段階３７７においてトランザクション記録
４７０をハッシュテーブル４８０から除去することがで
きる。もしさらなるトランザクションが存在しないこと
が段階３７８によって決定されれば、ＩＰはその解析を
完了したのであり、段階３５３へ移動する。繁忙なシス
テムでは、コサーバ１０２ｄ上で走るＩＰ １１５ｄ
は、閉止メッセージ１２０にタイムリに応答できないか
も知れない。例えばコサーバ１０２ｄが、その処理能力
一杯の極めて複雑な１組の操作処理を実行しているかも
知れない。もしＩＰ １１５ｄがインタバルのしきい値
数（例えば、 50 乃至 100インタバル）をミスすれば、
ＩＣ １１０は、ＩＰ １１５ｄを延期にし、インタバ
ルメッセージをＩＰ １１５ｄへ送るのを中断する。も
しＩＰ １１５ｄが「延期」メッセージを送れば、それ
は不活動としてマークされる。ＩＰ １１５ｄが応答で
きるようになるとＩＰは「更新要求」メッセージをＩＣ
１１０へ送ることができ、ＩＣは「更新」メッセージ
で応答する。これによりＩＰ １１５ｄは、それがミス
した全てのインタバル閉止メッセージを処理することな
く現インタバルを取り戻すことができる。

【００８９】ＩＰ １１５ｄを延期し、後刻それを更新
できるようにすると、コサーバが所与の時間内に全ての
インタバルメッセージを処理できるようになった時に発
生する２つの費用が緩和される。第１の費用は、そのよ
うになっていなければ、全ての介在インタバルメッセー
ジを現在にするためにＩＰ １１５ｄが処理する必要が
あることである。第２の費用は、ＩＰが応答しなかった
全てのインタバルに関する記録をＩＣ １１０が維持し
なければならないことである。ＩＰ １１５ａ−１１５
ｇが不活動である場合、ネットワーク資源を保存するた
めにＩＣ １１０は遊休状態に入ることができる。ＩＰ
１１５ａのようなＩＰは、分散したトランザクション
がコサーバ１０２ａ上で実行され始めた時から、ＩＰ
１１５ａが「遊休」メッセージを送るか、ＩＣ １１０
によって延期されるか、または故障してラインから外さ
れるまで活動であると見做される。ＩＰは、もしそれが
指定された時間（例えば、100 インタバル）にわたって
トランザクション関係者でなければ「遊休」に入ること
ができ、「遊休」メッセージをＩＣに送る。正常な動作
状態の下では、待機段階３０１呼出しが自動的にタイマ
を失効させる。ＩＣ １１０は、もし活動ＩＰが存在し
なければ遊休状態に入ることができる。遊休状態では、
ＩＣ １１０はインタバル処理を中止し、代わりにＩＰ
からのメッセージを、時間を定めずに待機する。ＩＣ
１１０は、ＩＣ １１０の健全性を監視するためにその
バックアップＩＣ（図２３を参照して後述する）へメッ
セージを送るのに十分な頻度で目覚める。

【００９０】復旧 ２つの障害シナリオ、即ちＩＣ １１０を走らせている
コサーバの故障、またはデータベースシステムの完全な
故障が、ＩＣ １１０に直接影響を与える。両方の故障
に対して保護するために、クリティカル情報は、各マス
タインタバルが閉じる時にＩＣ １１０によってディス
ク２４ｄへ書き込まれる（説明の目的から、ＩＣ １１
０がコサーバ１０２ｄ上で走っているものとする）。デ
ータベースシステム５においては、トランザクション状
態リスト１７０がＩＣ １１０によって非揮発性記憶装
置へコピーされると、トランザクションはコミットされ
る。しかしながら、ＩＣ １１０はコミット記録を恒久
的に保持する必要はない。後述するように、ＩＣ １１
０は、（このようなトランザクション状態を伝統的にロ
ッギングして恒久的に格納するのではなく）先行マスタ
インタバルに関するトランザクション状態の「スナップ
ショット」だけを保持することが好ましい。トランザク
ションがコミットまたは打切られたことをＩＣ １１０
がＩＰ １１５ａ−１１５ｇに通報すると、関係者はそ
の情報をそれらのトランザクションログ内に格納する。
ＩＣ １１０が各関係者から閉止メッセージを受信する
と、ＩＣ １１０はコミットまたは打切り記録が、所与
のトランザクションに関係する全てのコサーバのディス
ク２４ａ−２４ｇ上のそれぞれのログへフラッシュされ
たことを知る。従って、各コサーバはＩＣをさらに参照
することなく所与のトランザクションの最終状態を持続
的に解消することができる。この点において、ＩＣは最
早トランザクションの最終状態をディスク２４ｄ上のシ
ステムのトランザクション状態の「スナップショット」
内に維持する必要はなくなる。従って、データベースシ
ステム５においては、ＩＣ １１０は、各関係者がある
トランザクションの状態のログ記録をフラッシュするま
で、そのトランザクションの状態の記録を維持する責を
負い、一方個々のＩＰはコサーバ及び打切り記録をそれ
らのローカルトランザクションログ内に恒久的にログす
る責を負う。

【００９１】ＩＣ １１０は、ディスク上にシステムの
現トランザクション状態の完全且つ正確なコピーが常に
存在することを保証するために、二重バッファリング方
式を使用する。例えば、もしＩＣ １１０がマスタイン
タバル＃５に関するログ記録をディスク上の１つの位置
へフラッシュすれば、ＩＣ １１０はマスタインタバル
＃６を閉じる時そのログ記録をディスク上の異なる位置
へ書き込む。ログ記録がフラッシュされてしまえば、マ
スタインタバル＃５に関するデータは古いものとしてマ
ークされるので、そのディスクスペースはマスタインタ
バル＃７のために使用することができる。もしマスタイ
ンタバル＃７中にディスクへの書き込みに失敗するか、
またはもしマスタインタバル＃７のログ記録を書き込ん
でいる間にデータベースシステム５がクラッシュすれ
ば、マスタインタバル＃６のログ記録は未だにＩＣ １
１０の次の適切な操作処理のために完全、正確、且つ十
分である。

【００９２】システム内の全てのコサーバは、現ＩＣ、
活動バックアップＩＣ、またはリザーブバックアップＩ
Ｃの何れかを含むことができる。図２３に示すように、
もしデータベースネットワーク１００が２またはそれ以
上のコサーバを有していれば、データベースシステム５
は活動バックアップＩＣ ５２０を含んでいよう。活動
バックアップＩＣ ５２０がコサーバ１０２ｅ上で走る
ように示してあるが、活動バックアップＩＣは、ＩＣ
１１０が走っているコサーバ１０２ｃを除くどのコサー
バ上でも走ることができる。もし、ネットワーク１００
が３またはそれ以上のコサーバを有していれば、データ
ベースシステム５は活動バックアップＩＣ ５２０、及
び１またはそれ以上のリザーブバックアップＩＣ ５２
５ａ、５２５ｂを含むであろう。リザーブバックアップ
ＩＣ ５２５ａ、ｂ、ｄ、ｆ、及びｇは、未だＩＣ １
１０及び活動バックアップＩＣ ５２０が走っていない
例えばそれぞれコサーバ１０２ａ及び１０２ｇのような
どのコサーバ上でも走ることができる。もし活動バック
アップＩＣ ５２０が何時か故障すれば、リザーブＩＣ
が活動化される。これにより、ＩＣ １１０が使用不能
になった場合に素早いレスポンスが得られる。

【００９３】各マスタインタバルの終わりに、トランザ
クション情報リスト１７０内のトランザクション状態情
報が、「バックアップメッセージ」５３０の形状で、Ｉ
Ｃ１１０から活動バックアップＩＣ ５２０へ送られ
る。活動バックアップＩＣ５２０はこの情報をローカル
揮発性バッファ２２ｅへコピーし、「承認（またはアク
ノリッジ）メッセージ」５３５をＩＣ １１０へ送る。
承認メッセージ５３５は、活動バックアップＩＣ ５２
０がトランザクション状態情報を受信したことをＩＣ
１１０へ通告する。しかしながら活動バックアップＩＣ
５２０は、そのトランザクション情報をコサーバ１０
２ｅのディスク２２ｅへ書き込まない。ＩＣ １１０
は、それが活動バックアップＩＣ ５２０から承認メッ
セージ５３５を受信するまで、且つＩＣ １１０がトラ
ンザクション状態情報をディスク２２ｄへ書き込むま
で、ＩＰ １１５ａ−１１５ｇへ閉止メッセージ１２０
を送らない。もしＩＣ １１０が承認メッセージ５３５
を待たなければ、活動バックアップＩＣ ５２０内の情
報が、ＩＰの情報と矛盾するかも知れず、復旧には無用
になるであろう。

【００９４】ＩＣ １１０及び活動バックアップＩＣ
５５０の両方が故障の場合には、ディスク２２ｄ上のマ
スタインタバル情報５７７は、再始動したＩＣ １１
０、再始動したバックアップＩＣ ５５０による、また
はリザーブバックアップＩＣ５２５ａ−５２５ｇの１つ
の活動化によるシステムのトランザクション状態の回復
及び再初期化に使用される。もしＩＣ １１０が指定さ
れた時間（例えば、３秒）内に承認メッセージ５３５を
受信しなければ、ＩＣ １１０は、活動バックアップＩ
Ｃ ５２０が故障して、リザーブバックアップＩＣ ５
２５の１つが昇格しているものと考えることができる。
同様にもし活動バックアップＩＣ ５２０が指定された
時間内に次のバックアップＩＣメッセージ５３０を受信
しなければ、活動バックアップＩＣ５２０は、ＩＣ １
１０が故障しているものと見做し、その任務を引き継ご
うと試みる。

【００９５】データベースシステム５は、ＩＣ位置の変
化及びバックアップＩＣの昇格を処理する構成管理者５
４０（例えば、コサーバ１０２ｇ上で走る）を含む。Ｉ
Ｃ１１０の位置を変えるという構成管理者５４０への要
求は、活動バックアップＩＣ ５２０からしか到来しな
い。もしコサーバ１０２ｅが活動バックアップＩＣとし
て管理者に認識されれば要求は承認され、コサーバ１０
２ｅ上のバックアップＩＣがＩＣ １１０になる。次い
で、リザーブバックアップＩＣが活動バックアップＩＣ
として昇格する。もし要求者が要求時に活動バックアッ
プＩＣでなければ（例えば、もしそれがコーディネータ
により早めに降格されていれば）、その要求は拒否さ
れ、コサーバ１０２ａはリザーブバックアップＩＣとし
て登録される。

【００９６】本発明の好ましい実施例では、リザーブバ
ックアップＩＣだけが、活動バックアップＩＣになる中
間段階を経て、ＩＣ １１０に直接昇格することができ
る。リザーブバックアップＩＣは、メッセージ５３０を
通してグローバルトランザクション状態を受信すること
によって、または先にログされた故障ＩＣ １１０のグ
ローバルトランザクション状態５７７を受信することに
よって、活動バックアップＩＣになることができる。代
替実施例では、リザーブバックアップＩＣは、システム
の現グローバルトランザクション状態を集めるためにＩ
Ｐと「ＩＣ使用可」及び「ＩＣ更新」メッセージを交換
することによってＩＣ １１０になることもできる。活
動バックアップＩＣ ５２０がＩＣ １１０になると、
それはメモリ２２ｅ内の情報を使用してその構造を最新
のトランザクション状態で初期化し、情報をディスクへ
書き込み、「ＩＣ使用可」メッセージを全てのＩＰ １
１５ａ−１１５ｇへ送ってＩＣ １１０の位置が変わっ
たことを通告する。ＩＰからの「ＩＣ更新」応答が、新
しいＩＣ １１０のグローバルトランザクション状態を
確認するために使用される。これで、トランザクション
処理を続行することが可能になる。

【００９７】リザーブされたバックアップＩＣを、ＩＣ
１１０または活動バックアップＩＣに指名変えできる
のは構成管理者５４０だけである。先に説明したリザー
ブバックアップＩＣの活動バックアップＩＣへの昇格、
及び活動バックアップＩＣのＩＣ １１０への昇格の両
方に関しては、構成管理者が唯一の決定者になってい
る。この構成管理者とのインタラクションは、２つの独
立したインタバルコーディネータからインタバルメッセ
ージを受信することを防ぐために必要である。このよう
な事態は、もしＩＣ １１０が、活動バックアップＩＣ
５２０は死んでいると信じて新しい活動バックアップ
ＩＣを要求し、ＩＣ １１０は故障であると活動バック
アップＩＣ ５２０が考えて自分自身をインタバルコー
ディネータに昇格させると発生し得る。

【００９８】ある時点にコサーバ１０２ａのようなコサ
ーバが故障すると、そのコサーバはＩＣ １１０によっ
て登録抹消される。コサーバ１０２ａが復旧すると、そ
れはディスク２４ａ上のトランザクションログ６４ａ内
に格納されている全ての操作処理を再生することによっ
てロールフォワードする。もしＩＰ １０２ａがトラン
ザクションログ６４ａに基づいてそのロールフォワード
を完了した後に開いたトランザクションが残っていれ
ば、ＩＣ １１０はどのようにしてそれらを解消するか
を決定する。ＩＰ １１５ａはＩＣ １１０へ「復旧」
メッセージを送り、ＩＣ １１０はメモリ６０ｄ内のト
ランザクション状態リスト１７０にアクセスしてＩＰ１
１５ａが関係者であったトランザクションを見出すこと
によって応答する。次いでＩＣ １１０はコミットした
トランザクションをリストしている「復旧返答」メッセ
ージをＩＰ １１５ａへ送る。「復旧返答」メッセージ
によって伝送された情報に対して行動が起こされた後も
開いたままのトランザクションは打切られる。コサーバ
１０２ａが復旧を完了した後、ＩＰ １１５ａはそのト
ランザクションログ６４ａをディスク２４ａへフラッシ
ュし、「復旧完了」メッセージをＩＣ １１０へ送る。
ＩＣ １１０はコサーバ１０２ａに関するトランザクシ
ョン情報を、トランザクション状態リスト１７０からク
リヤする。全てのトランザクションが解消され、最初の
分散したトランザクションが実行され始めると、ＩＰ
１１５ａは「使用可」メッセージをＩＣ １１０へ送
り、ＩＣ １１０はコサーバ１０２ａを再登録する。

【００９９】上述した構成では、データベースシステム
５は以下に説明する故障シナリオから復旧することがで
きる。図９を参照する。もしＩＣ １１０によるトラン
ザクションが完了する前にオーナー１３０が故障すれ
ば、ＩＣ １１０は次のインタバルメッセージ内にコサ
ーバ１０２ｃの未解消トランザクションの打切りを含ま
せ、そのトランザクションは全ての関係者コサーバ上で
打切られる。復旧中に、コサーバ１０２ｃはそのトラン
ザクションを打切る。もしトランザクションがＩＣ １
１０によってコミットされた後に故障すればトランザク
ションの他の関係者は、そのトランザクションが正常に
コミットされたことを通報される。しかしながら、ＩＣ
１１０はコサーバ１０２ｃが復旧するまで、コサーバ
１０２ｃに関する記録をトランザクション状態リスト１
７０内に格納している。結局は、復旧プロセス中に、コ
サーバ１０２ｃはＩＣ １１０へメッセージを送って何
等かの未解消トランザクションの最終状態を要求する。
ＩＣ １１０は、リスト１７０内の情報に基づいて、オ
ーナー１３０が開始したトランザクションがコミットさ
れたことをＩＰへ通報する。そこでコサーバ１０２ｃは
コミットログ記録をトランザクションログ６４ｃ内へ書
き込む。

【０１００】もし、インタバル閉ログ記録がディスク２
４ｃへフラッシュされた後にオーナー１３０が故障すれ
ば、復旧中に、コサーバ１０２ｃはトランザクションロ
グ６４ｃ内の情報を使用するだけでトランザクションの
ローカルコミット処理を完了する。コサーバ１０２ｃと
ＩＣとのインタラクションは必要としない。もし、完了
メッセージ１４０ａがオーナー１３０へ送られる前にヘ
ルパー１３５ａが故障すれば、コサーバ１０２ｃはコサ
ーバ１０２ａが故障したことを通知し、そのトランザク
ションは打切られる。コサーバ１０２ｅがトランザクシ
ョンの打切りをＩＣ １１０へ通知すると、ＩＣ １１
０は前述したように、１０２ａを除くトランザクション
の全ての関係者にトランザクションの打切りを通知す
る。復旧中に、コサーバ１０２ａはそのトランザクショ
ンを打切る。

【０１０１】もし、完了メッセージ１４０ａがオーナー
１３０へ送られた後ではあるが、ＩＣ １１０がそのロ
グ記録をディスクへフラッシュすることによってそのト
ランザクションをコミットする前にヘルパー１３５ａが
故障すれば、それでもそのトランザクションは他のコサ
ーバ１０２ｂ−１０２ｇ上で進行することができる。も
しオーナー１３０が、コサーバ１０２ａの故障を通知す
る前にコミットを要求されなければ、オーナー１３０は
そのトランザクションを打切る。これは、通常のトラン
ザクション打切りとして処理される。もしオーナー１３
０が既にコミットを要求されていれば、ＩＣ １１０
は、コサーバ１０２ａが故障したことを通知された時に
そのトランザクションを打切りとしてマークする。両方
の場合に、コサーバ１０２ａは、復旧処理の一部として
そのトランザクションを打切る。

【０１０２】もし、ＩＣ １１０がそのトランザクショ
ンをコミットした後ではあるが、トランザクションログ
６４ａ内のコミットログ記録がディスクへフラッシュさ
れる前にヘルパ１３５ａが故障すれば、トランザクショ
ン内の他の関係者はそのトランザクションが通常通りコ
ミットされたことを通報される。しかしながら、もしＩ
Ｃ １１０は、コサーバ１０２ａが復旧するまでリスト
１７０内にそのトランザクションを格納する。結局は、
復旧プロセス中に、コサーバ１０２ａはＩＣ１１０へメ
ッセージを送ってその未解消トランザクションの最終状
態を要求する。ＩＣ １１０はリスト１７０へアクセス
し、そのトランザクションがコミットされたことをコサ
ーバ１０２ａに通報する。そこで、コサーバ１０２ａは
コミットログ記録をトランザクションログ６４ａ内に書
き込む。

【０１０３】もし、コミットログ記録がディスク２２ａ
へフラッシュされた後にヘルパ１３５ａが故障すれば、
コサーバ１０２ａは、自分自身のトランザクションログ
６４ａを使用してそのトランザクションがコミットされ
たか否かを決定する。ＩＣとインタラクトする必要はな
い。もしＩＣ １１０が故障し、活動バックアップＩＣ
がコーディネータまたはコサーバのホスティングの役割
を果たすまで、分散したトランザクションをコミットま
たは打切ることができなければ、コーディネータがライ
ンに戻される。何れの場合も、保管されていたグローバ
ルトランザクション状態が復元され、「ＩＣ使用可」メ
ッセージがＩＣに登録された全ての関係者へ送られる。
もしオーナー１３０及びヘルパー１３５ａが故障すれ
ば、その状況は一方または他方が故障した場合と同じよ
うに処理される。

【０１０４】もし全システムが故障（全てのコサーバ１
０２ａ−１０２ｇが故障）すれば、データベースシステ
ム５が復旧した時に、リスト１７０内に保管されていた
トランザクション状態５７７がディスク２２ｄから復元
され、ＩＣ １１０は、クラッシュ時に活動または遊休
として登録されていた全てのコサーバへ「ＩＣ使用可」
メッセージを送る。次いでＩＣ １１０は返答を待つ。
各コサーバは復旧情報に関する要求を送り、その復旧の
ロールフォワード段階を完了した後も開き続けているト
ランザクションを解消する。活動バックアップＩＣが使
用不能であり、ＩＣ １１０を走らせているコサーバが
故障すれば、以下の２つの動作の一方が行われる。もし
データベースシステム５がコサーバ再始動をサポートし
ていれば、分散した全てのトランザクションの終止は、
ＩＣが再始動できるまで遅らされる。もしコサーバの再
始動が不可能であれば、データベースシステム５は、Ｉ
Ｃ １１０またはバックアップＩＣが再始動するまでト
ランザクションを処理することはできない。

【０１０５】若干のトランザクションは、複数のデータ
ベースシステムにわたっている。このようなトランザク
ションの場合には、本発明のデータベースシステムは外
部データベースシステムとインタラクトしなければなら
ない。外部データベースシステムは、標準２相コミット
プロトコルのような異なるコミットメントプロトコルを
使用しているかも知れない。外部データベースシステム
とインタラクトするデータベースシステム１００を必要
とするトランザクションを、外部トランザクションと呼
ぶ。外部トランザクションの場合には、本発明のコミッ
トメントプロトコルは、２相コミットにおける関係者の
セマンティック要求を満足できなければならない。デー
タベースシステム１００は、２つの例外を除いて、外部
トランザクションを通常の内部トランザクションとして
処理することができる。第１は、データベースシステム
１００は、外部データベースシステムが使用しているグ
ローバル外部トランザクション識別子と、データベース
システム１００のＩＰ及びＩＣが使用している内部識別
子との間で写像（またはマッピング）を行うことであ
る。

【０１０６】第２は、もし外部トランザクションが「コ
ミット要求」状態に入っていれば、外部トランザクショ
ン内の各内部関係者が閉止メッセージを送った後に、Ｉ
Ｃが外部トランザクションを「休止」状態に置く。外部
トランザクションが「休止」状態に入った後に、データ
ベースシステム１００は、外部トランザクションを準備
するための外部要求に応答して成功状態を取り戻すこと
ができる。続いて、外部要求に応答して、ＩＣは外部ト
ランザクションの状態を「打切り」または「コミット」
に変えることができる。復習すれば、本発明はコンピュ
ータネットワーク上の分散データベースシステム内に分
散したトランザクションをコミットする方法である。分
散データベースシステムは、コサーバと呼ぶ複数のデー
タベースサーバからなる。コンピュータネットワーク内
のコンピュータまたはノード上には１より多くのコサー
バが存在し得る。インタバルコーディネータ（ＩＣ）は
コサーバの１つに存在し、インタバル関係者（ＩＰ）は
各コサーバに存在する。ＩＣは「インタバルメッセー
ジ」と呼ぶメッセージを各ＩＰへ定期的に送出する。イ
ンタバルメッセージは、連続する各インタバル毎にＩＣ
によって増加させられるインタバル識別子を含み、新し
いインタバルが開始されたことをＩＰに通告する。各Ｉ
Ｐは、そのローカルインタバルを指定するインタバルカ
ウンタを維持している。インタバルメッセージに応答し
て、ＩＰはそのインタバルカウンタをインタバル識別子
からの値にセットし、そのコサーバに関連するトランザ
クションログを非揮発性記憶装置へフラッシュする。ロ
グをフラッシュした後、ＩＰは「閉止メッセージ」と呼
ぶメッセージをＩＣへ送り返す。

【０１０７】分散トランザクションに関与している各コ
サーバはそのトランザクション内の関係者である。トラ
ンザクションを発した関係者を「オーナー」と呼び、他
の関係者を「ヘルパー」と呼ぶ。ヘルパーはデータベー
ス更新を完了すると、そのインタバルカウンタの値でタ
グを付けられた応答メッセージをオーナーへ送る。オー
ナーは何れかの関係者によるトランザクションの更新に
関連する最新のタグを格納する。ユーザ（即ち、トラン
ザクションオーナー）がトランザクションをコミットす
ることを要求する場合、オーナーはトランザクションの
コミット要求を、格納したタグ及びトランザクションに
関係しているコミットのリストと共にＩＣへ伝送する。
この要求は、次の閉止メッセージ中に送ることができ
る。ＩＣは、全てのＩＰがあるインタバルのための閉止
メッセージを送るまで、そのインタバルに関する記録を
格納する。ＩＣは、そのトランザクション内の関係者の
全てがあるインタバル（そのトランザクションに関して
格納したタグに等しいか、またはより新しいインタバ
ル）のための閉止メッセージを送ったと決定すると、そ
のトランザクションをコミットすることができる。トラ
ンザクションをコミットできるとＩＣが決定すると、Ｉ
Ｃはそのトランザクションに関するコミット記録をＩＣ
のログへ書き込む。コミットされたトランザクションの
リストは、次のインタバルメッセージ内に含まれる。Ｉ
Ｃのログは、インタバルメッセージが送られる前に非揮
発性記憶装置へフラッシュされるから、トランザクショ
ンをコミットするためのＩＣの復旧可能性が保証され
る。

【０１０８】コミットするトランザクションのリストを
含むインタバルメッセージの受信に応答して、各コサー
バは、それが関係者であった各トランザクション毎のト
ランザクションログ内にコサーバログ記録を入力する。
トランザクション内の全ての関係者がそのインタバルの
ための閉止メッセージ（トランザクションのコミット通
知を含む）を送ってしまうと、ＩＣはそのトランザクシ
ョンを忘れることができる。このコミットプロトコル
は、特にマルチノード並列処理コンピュータにおいて、
交換されるメッセージの数を大幅に減少させ、それによ
って分散データベースシステムの性能を改善する。以上
に本発明の好ましい実施例に関して説明した。しかしな
がら、本発明はこの実施例に限定されるものではない。
本発明の範囲は特許請求の範囲によってのみ限定される
ものである。

【図面の簡単な説明】

【図１】コンピュータネットワークの概要図である。

【図２】コサーバネットワークの概要図である。

【図３】あるネットワークに接続されている２台のコン
ピュータのブロック線図である。

【図４】コンピュータデータベースの例である。

【図５】分散データベースのブロック線図である。

【図６】分散データベースが使用する２つのトランザク
ションログの例である。

【図７】本発明によりインタバルコーディネータ及び複
数のインタバル関係者が走っているコサーバネットワー
クの概要図である。

【図８】本発明による分散データベースシステムの概要
図である。

【図９】本発明によりインタバル関係者とインタバルコ
ーディネータとの間のメッセージの交換を示すブロック
線図である。

【図１０】オーナー、ヘルパー、及びインタバルコーデ
ィネータの間のメッセージの交換を示す時間線である。

【図１１】（Ａ）、（Ｂ）、及び（Ｃ）は、図１０の時
点Ａ、Ｂ、及びＣに本発明の分散データベースによって
維持されるコサーバログの例である。

【図１２】インタバルメッセージの概要図である。

【図１３】閉止メッセージの概要図である。

【図１４】インタバルコーディネータのプロセスの流れ
図である。

【図１５】待ち行列内のメッセージを処理する方法の流
れ図の一部である。

【図１６】図１５の流れ図の続きである。

【図１７】トランザクション状態リストを処理する方法
の流れ図の一部である。

【図１８】図１７の流れ図の続きである。

【図１９】インタバル関係者のプロセスの流れ図であ
る。

【図２０】インタバルメッセージを解析する方法の流れ
図である。

【図２１】インタバルコーディネータが使用するデータ
構造のブロック図である。

【図２２】インタバル関係者が使用するデータ構造のブ
ロック図である。

【図２３】バックアップ内部コーディネータを使用する
分散データシステムのブロック線図である。

【符号の説明】

５ 分散データベースシステム １０ コンピュータネットワーク １２ コンピュータ １４ ネットワークライン １６ サーバ １８ プリンタ ２０ ＣＰＵ ２２ メモリ ２４ 記憶装置 ２６ バス ３０ データベース ３２ 小切手勘定テーブル ４２ 預金勘定テーブル ６０ トランザクションバッファ ６４ トランザクションログ ７０−７４ ログ記録 １００ 分散データベースプログラム １０２ コサーバ １１０ インタバルコーディネータ １１５ インタバル関係者 １２０ インタバルメッセージ １２５ 閉止メッセージ １３０ オーナー １３５ ヘルパー １４０ 要求メッセージ １５０ マスタインタバルキー １５５ ローカルインタバルキー １６０ ログ記録 １７０ トランザクション状態リスト １８０ 待ち行列 １８５ タイマ ４２５ インタバルアレイ ４３５ 最後のタグアレイ ４４５ 検査返答アレイ ４５５ コミットリスト ４６５ 変化した状態スタック ４７０ トランザクション状態テーブル ５２０ 活動バックアップＩＣ ５２５ リザーブＩＣ ５４０ 構成管理者

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ロバート エイチ ガーバー アメリカ合衆国 オレゴン州 97229 ポ ートランド ノースウェスト デュマー レーン 12015

Claims (8)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 分散データベースシステムにおいて、オ
   ーナーとヘルパーとを含む分散したトランザクションを
   コミットする方法であって、 インタバルコーディネータを走らせる段階と、 複数のコサーバ、第１のコサーバに関連付けられている
   上記オーナー、及び第２のコサーバに関連付けられてい
   る上記ヘルパーを走らせる段階と、 上記コサーバを、少なくとも１つのトランザクションロ
   グに関連付ける段階と、 一連のインタバルメッセージを、上記インタバルコーデ
   ィネータから上記各コサーバへ送る段階と、 上記インタバルメッセージの１つの受信に応答して、上
   記トランザクションログを、非揮発性記憶装置へフラッ
   シュする段階と、 最も新しく受信したインタバルメッセージを識別する状
   態を、上記各コサーバ内に維持する段階と、 上記トランザクションログをフラッシュした後に、閉止
   メッセージを、上記各コサーバから上記インタバルコー
   ディネータへ伝送する段階と、 上記第２のコサーバに実行させる上記分散したトランザ
   クション内の操作処理を識別する要求メッセージを、上
   記オーナーから上記ヘルパーへ伝送する段階と、 上記処理操作を実行した後に、上記第２のコサーバの上
   記最も新しく受信したインタバルメッセージを識別する
   タグを含む完了メッセージを、上記ヘルパーから上記オ
   ーナーへ伝送する段階と、 上記完了メッセージを受信した後に、上記トランザクシ
   ョンについての適格性メッセージを、上記オーナーから
   上記インタバルコーディネータへ伝送する段階と、 上記オーナーから上記適格性メッセージを受信し、且つ
   上記ヘルパーから閉止メッセージを受信した後に、上記
   トランザクションに関するコミット状態を、安定した記
   憶装置へ書き込む段階と、 上記コミット状態を書き込んだ後に、上記トランザクシ
   ョンのコミットメッセージを、上記インタバルコーディ
   ネータから上記オーナー及び上記ヘルパーへ送る段階
   と、を備えていることを特徴とする方法。
2. 【請求項２】 上記コミットメッセージは、上記インタ
   バルメッセージを伴っている請求項１に記載の方法。
3. 【請求項３】 上記適格性メッセージは、上記閉止メッ
   セージを伴っている請求項１に記載の方法。
4. 【請求項４】 もし上記オーナーの状態が、上記タグと
   同一のインタバルメッセージを識別していれば、または
   上記オーナーの状態が、上記タグより早めのインタバル
   メッセージを識別していれば、上記適格性メッセージが
   送られるようにした請求項１に記載の方法。
5. 【請求項５】 上記トランザクションは複数のヘルパー
   を含み、上記オーナーは複数の要求メッセージを上記複
   数のヘルパーへ伝送し、上記各ヘルパーは完了メッセー
   ジを上記オーナーへ伝送し、上記インタバルコーディネ
   ータは上記各ヘルパーから閉止メッセージを受信した後
   にコミットメッセージを上記オーナー及び上記各ヘルパ
   ーへ送る請求項１に記載の方法。
6. 【請求項６】 上記コミットメッセージは、コミット命
   令である請求項１に記載の方法。
7. 【請求項７】 上記コミットメッセージは、打切り命令
   である請求項１に記載の方法。
8. 【請求項８】 上記各コサーバは、トランザクションロ
   グを有している請求項１に記載の方法。