JPH09505681A - リアルタイムシステムにおけるデータ管理システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 リアルタイムシステムにおけるデータ管理システムにより、ユーザシステムに対し種々のデータジェネレーションの迅速かつ一貫性のあるオンライン管理が提供されるようにする。本発明によればこの課題は、次のようなアクセスデータ構造体により達成される。すなわちこのアクセスデータ構造体によりジェネレーション管理システム（ＧＭＳ）は種々のデータジェネレーションの管理を、トランザクション実行のため事前にすでにトランザクション管理システム（ＴＭＳ）により用いられていた同じデータオブジェクトに基づいて行えるようになる。

Description

【発明の詳細な説明】 リアルタイムシステムにおけるデータ管理システム リアルタイムシステムにおけるデータ管理システムによって、そのユーザシス テムに対し迅速かつ確実な（一貫した）種々のデータジェネレーションのオンラ イン管理が提供されようにすべきである。 本発明の課題は、この要求を満たすようにしたデータ管理システムを実現する ことにある。 本発明によればこの課題は、請求項１に記載の特徴を備えたデータ管理システ ムにより解決される。 トランザクションコントロールをジェネレーション管理と機能的に結合し、こ の結合をデータ管理システムの各データオブジェクトに対し共通に用いられるデ ータ構造体を介して行うことによって、トランザクション管理システムによって も用いられた同じデータオブジェクトに基づき種々のデータジェネレーションの 管理が実行される。このことで迅速かつ確実なオンライン管理が可能になる。 請求項２には本発明の１つの実施形態が示されている。この実施形態によれば 、１つのトランザクション内で形成された新しい各データオブジェクトが統合さ れて１つのデータジェネレーションが形成され、それらのデータオブジェクトは ＧＥＮ＿ＩＤに基づきその 生成順序に応じて一義的に識別可能である。このことでジェネレーション管理シ ステムはたとえば、もはや不要なデータジェネレーションをまとめて消去できる ようになり、つまりただ１つのデリート命令により消去できるようになる。 請求項３には本発明の別の実施形態が示されている。この実施形態によれば、 あるトランザクションに対し並行する読み出しシーケンスを実行させることがで きる。 請求項４には本発明のさらに別の実施形態が示されている。この実施形態によ れば、あるトランザクションに対し並行なトランザクションが同じデータオブジ ェクトに対してアクセスすることが防止される。 請求項５には本発明のさらに別の実施形態が示されている。ダイナミックな割 り当てによって、種々の細分性のデータオブジェクトの処理が可能になる。つま り、最小の細分性を有するデータオブジェクト（データエレメント）に対しても 、それよりも大きい細分性を有するデータオブジェクト（データグループ）に対 しても、ＴＧＳＥを割り当てることができる。このようなダイナミックな割り当 ては、ＴＧＳＥを必要に応じてダイナミックに生成するかまたは共通のプールか ら取り出すことにより達成される。 さらに請求項６には本発明の別の実施形態が示されている。この実施形態によ って、各ＴＧＳＥをトラン ザクション管理システムによりその生成順序に従い互いに結合してジェネレーシ ョントリーを形成することができ、次にこのジェネレーショントリーはジェネレ ーション管理システムにより管理される。この実施形態は、ＴＧＳＥのダイナミ ックな割り当てを前提とする。 次に、図面を参照して本発明の実施例について詳細に説明する。 図において、各ブロック間の矢印により機能的関係（たとえばプロシージャコ ール、矢印の先端は呼び出されるプロシージャを示す）が表されている。 図１および図２には本発明によるデータ管理システムＥＤＢの構造が示されて おり、これに対して種々のアプリケーションＡＰＰＬがアクセスできる。 このデータ管理システムは２つのレイヤから成り、つまりアプリケーション固 有のシステムレイヤ（以下ではアプリケーション固有データベースＡＤＢと称す る）と、アプリケーションに依存しないシステムレイヤ（以下では汎用データベ ースＧＤＢと称する）により構成されている。 汎用データベースＧＤＢは中央機能と局部機能を有しており、中央機能はセン トラルコントロールシステムＣＵにおいて実現されており、局部機能は汎用モジ ュールＧＭにおいて実現されている。 さらにセントラルコントロールシステムＣＵは、ア クセス（個別アクセスまたはアクセスシーケンス）を集中的にコントロールする セントラルアクセスコントロールシステムＣＴＣＣと、汎用アクセスアルゴリズ ムＡＬＧと、ユーザデータのセーブのためバックグラウンドメモリへのインタフ ェースを実現するセービングシステムＮＶＳＩと、可変長のデータを管理するデ ータプールＶＬＰと、更新されたユーザデータをリアルタイムシステムの種々の プロセッサへ分配するために用いられる分配システムＤＤＦＣとを有している。 汎用モジュールＧＭはデータ内容を表す定義モジュールを成しており、これに はユーザデータを記憶させるためのデータ構造ならびにそれに必要とされるアク セス構造つまりアドレッシング方式および基本的なアクセスプロシージャが含ま れている。さらに汎用モジュールには、セントラル機能システムをサポートする 付加的な構造すなわち調整および一貫性保証をサポートする構造（ローカルアク セスコントロールシステムＣＴＣＬ）、ならびに種々のプラットフォームへのユ ーザデータの分配を支援する構造（ローカルデータ分配システムＤＤＦＬ）も含 まれている。その際、汎用モジュールにおける上記の各構造の記述はユーザに依 存することなく行われ、つまりデータ構造のデータレイアウトに依存しないよう にして行われる。 各構成要素（たとえばローカルアクセスコントロールシステムＣＴＣＬ，ロー カル分配システムＤＤＦＬ ならびにこれに必要な付加的なデータ定義、種々のアドレス方式）の組み合わせ により、様々な形式の汎用モジュールが形成される。相応のアプリケーションの データモデリングから生じる要求により変形形態が決められる。 各汎用ジュールは、個別アクセスのコントロールに係わる基本的なアクセスプ ロシージャのセットを有している。このセットには、ユーザデータを読み出すた めのプロシージャＧＥＴ、ユーザデータを修正するためのプロシージャＳＥＴ、 ならびにユーザのデータエレメントを生成ないし消去するためのプロシージャＣ ＲＥＡＴＥおよびＤＥＬＥＴＥが含まれている。ユーザのデータへのアクセスは 、これらの特別なアクセスプロシージャを介してのみ可能である（データのカプ セル化）。相応の持続性要求を有するデータは、バックグラウンドメモリ上にコ ア・イメージ・フォーマット（core-image format）でセーブされる。これによ り、所属のロードオペレーションを伴う交換機コンピュータのリスタート後に目 下のデータができりかぎり速く得られる。 アプリケーション固有のデータベースＡＤＢはビュー（View）とモジュールイ ンスタンス（Modulinnstance）を有しており、この場合、モジュールインスタン スは汎用モジュールからのインスタンシエーション（Instantiation）により形 成される。 このインスタンシエーションにより、データコンテナ（汎用モジュール）が所 定のデータ宣言でインスタンシエーションされ、このことによりデータ構造体な らびにそれらのデータ構造体へのアクセスアルゴリズムが互いに関連づけられる 。ビューにより目下のアプリケーションＡＰＰＬに対するインタフェースが形成 される。これによりビューは、そのアプリケーションにおける概念的なデータモ ジュールの論理的イメージとなる。 アクセスコントロールシステムによりデータ管理システムＥＤＢに対するユー ザのアクセスがコントロールされ、その際、アップデートオペレーションにより データ管理システムにおけるデータが一貫した出発状態から一貫した終了状態へ 移行することが保証される。そしてこのような一貫性を保証する目的で、アクセ スコントロールシステムは全体的（アトミック）にアクセスシーケンス（トラン ザクションないし読み出しシーケンス）を処理し、つまり１つのトランザクショ ンはたとえば全体的に実行されるかまたは全体的に拒否される。 さらにアクセスコントロールシステムは、互いに並行するアクセスシーケンス による同時のアクセスをコーディネートする。 アクセスコントロールシステムはＣＴＣＣを有しており、全体で１つのアクセ スシーケンスのコントロー ルに係わるコントロールジョブ（たとえばＳＴＡＲＴ＿ＴＡ，ＤＯ＿ＴＡ，ＡＢ ＯＲＴ＿ＴＡ）をユーザに対して実行する。 セントラルデータプールＶＬＰにより、可変長の半永続的なデータと過渡的な データが管理される。このセントラルデータプールには、それにより提供される データを格納し操作するために、データもプリミティブのセットも含まれている 。 セントラルデータプールにより管理されるすべてのデータは、データプールに よりカプセル化される。したがってこれらのデータに対するすべてのアクセスは 、上記のプリミティブを介してのみ行われる。さらに前述のモジュールインスタ ンスに対し、データプールから任意の長さのブロックを用意でき、その際、用意 された各データブロックはその用意に際して割り当てられる論理キーにより識別 される。 汎用アクセスアルゴリズムＡＬＧはすべての汎用モジュールに共通の機能を有 しており、つまりデータメンテナンスの論理構成のためのアルゴリズム（たとえ ばリンクされたリスト、バイナリトリー）を有するとともに、データの物理的記 憶のためのメカニズムも有しており、つまりデータベース内部の管理構造ないし アクセス構造を通してデータ構造に依存しない手法を有している。そしてこの汎 用アクセスアルゴリズムは、もっぱら汎用モジュールによって呼び出される。 ＤＤＦＣはあるプラットフォーム（プロセッサ）から別のプラットフォーム（ プロセッサ）へのユーザデータの転送をコントロールし、これにより種々異なる プラットフォーム（プロセッサ）間のデータ一貫性が保証される。ＤＤＦＣはＧ ＭＩのＤＤＦＬによりダイナミックに呼び出される。 汎用モジュールは既述のようにデータコンテナとして用いられ、これにはデー タ構造体ならびにそれらのデータ構造体に特有のアクセスアルゴリズムがアプリ ケーションに依存しない形で、つまりデータレイアウトに依存しない形式で記述 されている。汎用モジュールはデータ管理システムに対するアクセスプロシージ ャを有しており、それらのプロシージャは個々のアプリケーションで利用でき、 このことで汎用データベースＧＤＢ中に含まれているデータに対する読み出しま たは書き込みが実現される。 データ構造体固有の部分とデータアクセスおよびデータ処理の一般的な部分と に分けられる汎用モジュールの内部構造に基づき、一般的な機能を汎用アルゴリ ズムＡＬＧと呼ぶことができ、それらは各汎用モジュールにより利用できる。そ れというのはそれらは汎用データベースのセントラルモジュールＣＭに格納され ているからである。さらに汎用モジュールは、セントラルアクセスコントロール システムＣＴＣＣとデータプールＶＬＰにより利用できるようになる他の一般的 な機能も使用する。 汎用モジュールを導入した主要な目的はソフトウェアの再利用性と代用性にあ る。汎用モジュールによりライブラリが形成され、そのライブラリからアプリケ ーション固有のオブジェクトクラスをインスタンシエーションにより生成でき、 つまり一般的なデータレイアウト情報（ＣＨＩＬＬ内のスペースセーバたとえば ＡＮＹ＿ＡＳＳＩＧＮ）を固有のレイアウト情報で置き換えることにより生成で きる。アプリケーションは適切な汎用モジュールを選択してそれらをインスタン シエーションすることができ、さらにインスタンシエーションされたそれらのモ ジュールを結合して１つまたは複数のビューを形成することができる。 アプリケーションとユーザモジュールとの間にアプリケーションプロシージャ レイヤＶＩＥＷを挿入することにより、個々のアプリケーションと論理的なデー タ構造との独立性が達成される。ユーザアクセスプロシージャを用いることで１ つまたは複数のオブジェクトクラスに対するアクセスが行われ、その際、１つの ユーザモジュールにより１つのオブジェクトクラスがそれぞれ管理される。ユー ザアクセスプロシージャには個々のデータオブジェクトの所望の属性がパラメー タとして含まれており、それらのパラメータは、ユーザアクセスプロシージャ実 行後にアプリケーションに戻されるリターンパラメータである。このようにして ユーザアクセスプロシージャによりアプリケーションに対して、記憶されている アプリケーションデータに対する固有のヴューイング方式が用意される。したが って論理的なデータ構造の変更が行われても、アプリケーションに対しいかなる 影響も及ぼさない。 アプリケーションないしユーザは、そのユーザデータの管理のためにもっぱら ユーザアクセスプロシージャＶＩＥＷを利用する。依存するデータの一貫した変 更のためにユーザプロシージャコールの相応のシーケンスは、セントラルアクセ スコントロールシステムへの命令によりトランザクションとして表される。トラ ンザクションの実行およびバックグラウンドメモリへのデータのセーブならびに データの分配は、データ管理システムにより自主的に行われ、したがってそれら はユーザには全く見えないものである。 図３には１つのトランザクションにおける準備フェーズと作動フェーズが示さ れている。 ユーザによりコントロールされる準備フェーズにおいてトランザクションが段 階的に構築され、これはユーザにより順次連続して個別アクセスのためのアクセ スプロシージャ（ＳＥＴ，ＧＥＴ等）がコールされることで行われる。基本的に 、１つのトランザクション内で任意の個数の個別アクセスを相応のアクセスプロ シージャのコールにより開始させることができる。 準備フェーズはプロシージャＳＴＡＲＴ＿ＴＡによ り開始され、プロシージャＤＯ＿ＴＡにより終了される。プロシージャＳＴＡＲ Ｔ＿ＴＡはトランザクションに対しトランザクション識別子ＴＡ＿ＩＤを割り当 て、それをユーザに引き渡す。そしてユーザは、このＴＡ＿ＩＤを個別アクセス のためのアクセスプロシージャのコールに際し入力パラメータとして利用する。 準備フェーズ中、アクセスプロシージャのコールが記録され、アクセスを受け るデータの必要に応じた変更が準備される。この準備フェーズにおいてユーザは 、プロシージャＡＢＯＲＴ＿ＴＡのコールによりトランザクションを拒否するこ とができる。 プロシージャＤＯ＿ＴＡのコールにより同時に作動フェーズが開始され、この フェーズはもっぱらセントラルアクセスコントロールシステムによりコントロー ルされるので、ユーザのコールとは無関係に進行する。したがって作動フェーズ 中は、個別アクセスのための他のコールを考慮できない。 さらにこの準備フェーズ中、トランザクションのコーディネートが行われ、つ まり並行する他のトランザクションとのあらゆるコンフリクト状況が識別されて 調整される。その際、コーディネートは次のようにして行われる。すなわち、よ り早く開始されたトランザクションは継続して実施されるのに対し、並行する他 のトランザクションは相応の否定的な通報をユーザへ戻すことで拒絶される。こ のようにしてすべてのコン フリクト状況が準備フェーズ中に解消されるので、トランザクションは作動フェ ーズにおいて互いに無関係に実行できる。 図４にはセントラルアクセスコントロールシステムＣＴＣＣの構造が示されて いる。セントラルアクセスコントロールシステムＣＴＣＣは、トランザクション 管理システムＴＭＳ、ジェネレーション管理システムＧＭＳ、リソース管理シス テムＲＭＳ、ならびにコンフリクト管理システムＣＭＳを有している。 トランザクション管理システムＴＭＳは、データ管理システムのデータオブジ ェクトに対するトランザクション指向のアクセスをコントロールする。 ジェネレーション管理システムＧＭＳは、作動フェーズ中にトランザクション 管理システムによりトランザクションに対し割り当てられたジェネレーション識 別子ＧＥＮ＿ＩＤに基づき、トランザクション内で生成されたデータジェネレー ションを管理する。この管理において、新たに生成されたデータジェネレーショ ンのアップデートが行われ、つまり新たなデータジェネレーションがワークメモ リおよび／またはディスクにおけるその最終的なメモリロケーションへ転送され る。さらにこの管理において、読み出しシーケンス（データ管理システムのデー タオブジェクトに対し論理的に関連する一連の読み出しアクセス）がコントロー ルされる。 この形式の管理により、並行して１つのトランザクションが行われている間に 、同じジェネレーションにおける複数のデータオブジェクトから成るグループを １つの読み出しシーケンス内で読み出すことができる。 リソース管理システムＲＭＳは、トランザクション管理システムおよび／また はジェネレーシヨン管理システムのアクセスに際して用いられるアクセスデータ 構造体を管理する。 コンフリクト管理システムＣＭＳは、並行に動作するトランザクションにより トリガされる同じデータオブジェクトへの書き込みアクセスをコーディネートし 、ある読み出しシーケンスが最も古いデータジェネレーションのデータオブジェ クトへの読み出しアクセスを同時に実行しようとするときに、そのデータジェネ レーションの消去を防止する。 ＲＭＳは最大のデータ構造として分岐フィルタプールＴＧＳ＿ＰＯＯＬを有し ており、これはトランザクション管理システムＴＭＳによってもジェネレーショ ン管理システムによっても利用される。分岐フィルタプールは、トランザクショ ン管理システムＴＭＳからトランザクション内で受け取った新たなデータ（トラ ンザクション指向入力）を、それらのデータがジェネレーション管理システムに よりメモリおよびディスクの最終的なメモリロケーションに格納されてしまうま で保持するために用いられる。 ＲＭＳはさらに、トランザクションの適切な管理を可能にするログブックＴＧ ＿ＬＯＧと、種々のデータジェネレーションの管理に用いられるスコープテーブ ルＳＣＯＰＥ＿ＴＡＢと、管理可能な最小のデータ構造として既述の分岐フィル タ構造体ＴＧＳＥを有している。 図５には分岐フィルタプールＴＧＳ＿ＰＯＯＬのアーキテクチャが示されてい る。 分岐フィルタプールのアーキテクチャによれば、相応のヘッダ０〜１０を有す る１０個のトランザクションリーフＴＬが設けられている。このことから、トラ ンザクション管理システム１０は並列して１０個のトランザクションをサポート することになる。それというのは、対応づけられたトランザクション識別子ＴＡ ＿ＩＤが所属のヘッダの対応のデータフィールドにエントリされることで、もっ ぱら特定のトランザクションにのために各トランザクションリーフＴＬが確保さ れるからである。さらに付加的な１１番目のトランザクションリーフが設けられ ており、これは利用可能なメモリが十分にないため（このことはヘッダ内のデー タフィールドＦＲＥＥ＿ＭＥＭＯＲＹにより示される）所属のトランザクション リーフが不足したとき、目下のアクティブなトランザクションに対しその実行の 継続を可能にさせるために設けられている。 リソース管理システムがトランザクションリーフを利用できるようになるには 、３つの条件が満たされなければならない。第１の条件として、ヘッダのデータ フィールドＦＲＥＥ＿ＭＥＭＯＲＹ中に示されるヒープの空きメモリロケーショ ンが所定の閾値よりも大きくなければならない。第２の条件として、ヘッダのデ ータフィールドＴＡ＿ＩＤがエントリを有していてはならない。さらに第３の条 件として、トランザクションの状態を表すヘッダのデータフィールドＳＴＡＴＥ が状態”フリー”示していなければならない。 データフィールドＳＴＡＴＥのデータ内容は半永続的なトランザクションリー フ内の過渡的なパラメータであり、これが必要とされるのは、半永続的なパラメ ータＦＲＥＥ＿ＭＥＭＯＲＹおよびＴＡ＿ＩＤが他のトランザクションに対しト ランザクションリーフの再使用可能を表しているにもかかわらず、アップデート フェーズ中に１つのトランザクションリーフをさらに確保できるようにするため である。 図６にはトランザクションリーフのアーキテクチャが示されており、ここでは 殊にトランザクションリーフＴＧＬのヘッダに含まれているデータフィールドが 示されている。 データフィールドＢＥＧＩＮ＿ＵＳＥＤ＿ＡＲＥＡは、トランザクションリー フＴＧＬによりトランザクションの入力データを記憶させるために利用されるメ モリ領域の始端を表している。データフィールドＥＮＤ＿ＵＳＥＤ＿ＡＲＥＡは 上記のメモリ領域の最後を表している。データフィールドＥＮＤ＿ＵＳＥＤ＿Ａ ＲＥＡは同時に、別のＴＧＬにより利用可能なメモリ領域の始端を表している。 データフィールドＬＥＮＧＴＨ＿ＵＳＥＤ＿ＡＲＥＡには管理のための冗長的 なパラメータが格納されており、これはデータフィールドＢＥＧＩＮ＿ＵＳＥＤ ＿ＡＲＥＡの内容とデータフィールドＥＮＤ＿ＵＳＥＤ＿ＡＲＥＡの内容の間に おけるメモリの差を示している。 さらにデータフィールドＥＮＤ＿ＵＰＤＡＴＥＤＡＲＥＡは、トランザクショ ンによりすでにディスクへ伝送されたメモリ領域の目下の終端を表す。 図７には分岐フィルタ構造体ＴＧＳＥの構成が示されており、これは分岐フィ ルタプール内で管理される最小のデータ構造を成し、トランザクション管理シス テムまたはジェネレーション管理システムのプリミティブにより１つのトランザ クションに対応づけられ、トランザクションリーフＴＧＬへオーバレイ構造とし てセットされる。 データフィールドＰＡＴＴＥＲＮは監視のための１つのパラメータであって、 これは分岐フィルタ構造体が、データプールＶＬＰによりトランザクションに対 応づけられた完全なメモリブロックとリンクされてい ることを表す。 トランザクション識別子ＴＡ＿ＩＤは分岐フィルタ構造体を要求した（対応づ けた）トランザクションを示すものであり、分岐フィルタ構造体に属するデータ 構造体たとえばデータオブジェクトをもっぱら当該のトランザクションのために 確保する。 コマンド識別子ＣＯＭ＿ＩＤおよび論理キーＬＯＧ＿ＫＥＹにより、汎用モジ ュールとの通信に用いられるデータオブジェクトごとのプロトコル情報が表され る。 バックワードリファレンスＰＴＲ＿ＢＡＣＫ＿ＲＥＦは、論理キーのためのト ランスレータディバイスにおけるエントリを指すポインタを表し、あるいはジェ ネレーショントリーの場合には先行の分岐フィルタ構造体を指すポインタを表す 。フラグＦによりこれら両方の事例が区別される。 ポインタＰＲＴ＿ＯＬＤ＿ＤＡＴＡは、データオブジェクトの古いイメージを 指すポインタを表し、あるいはジェネレーショントリーの場合には次の分岐フィ ルタ構造体を指すポインタを表す。これら両方の事例は、やはりフラグＦにより 区別される。 さらにポインタＰＴＲ＿ＮＥＷ＿ＤＡＴＡは、データオブジェクトの新しいイ メージを指すポインタを表し、この場合にはフラグＦにより、新たなイメージの データを別のリーフフォームにダウンロードすべきか 否かが示される。 データフィールドＴＧＳＥ＿Ｌは、データフィールドＮＥＷ＿ＤＡＴＡに記憶 されたデータの物理的な長さを表す。 データフィールドＯＬＤ＿ＢＬＫ＿Ｌは、データプールＶＬＰにより割り当て られた古いメモリブロックの物理的な長さを表す。 データフィールドＮＥＷ＿ＢＬＫ＿Ｌは、データプールＶＬＰにより割り当て られた新たなメモリブロックの物理的な長さを表す。 ポインタＰＴＲ＿ＮＥＸＴ＿ＴＧＳＥは、同じトランザクション内で割り当て られ次の分岐フィルタ構造体を指すポインタを表す。 さらにデータフィールドＮＥＷ＿ＤＡＴＡは、新しいデータを格納するための データコンテナを表す。 図７に基づく分岐フィルタ構造体ＴＧＳＥの説明で半永続的な分岐フィルタプ ールＴＧＳ＿ＰＯＯＬの説明は終わりである。そこで次に、ＲＭＳの別のデータ 構造すなわちいわゆるログブックＴＧ＿ＬＯＧの説明を続ける。 図８には、トランザクション管理のためのログブックＴＧ＿ＬＯＧの構造が示 されている。半永続的なログブックは、分岐フィルタプール中にある各々のトラ ンザクション識別子ＴＡ＿ＩＤに対しそれぞれ１つの行の確保された表を成して いる。 半永続的なログブックはトランザクション管理のための表であり、その表のヘ ッダには目下のトランザクション識別子ＴＡ＿ＩＤ＿ＡＣＴが含まれている。こ の目下のトランザクション識別子の値は新たにスタートする個々のトランザクシ ョンに対応づけられ、その後、インクリメントされる。ヘッダ中の目下のトラン ザクション識別子は循環カウンタとして設けられている。 次に、ログブックの実例としての１つの行の各フィールドについて詳細に説明 する。 データフィールドＰＲＯＣＧＲＰ＿ＩＤには、トランザクションをスタートさ せたプロセスグループに関する情報が含まれている。 状態フィールドＳＴＡＴＵＳには、トランザクションのおかれている状態（フ ェーズ）に関する情報が含まれている。１つのトランザクションは基本的に３つ のフェーズに分けられており、つまり、ともにトランザクション管理システムの コントロール下にある準備フェーズと作動フェーズ、ならびにジェネレーション 管理システムのコントロール下にあるジェネレーションフェーズであり、このジ ェネレーションフェーズでは新たなデータがメモリおよびディスク上のその最終 的なメモリロケーションへ伝送される。これら種々のフェーズにおける個々のス テップは、付加情報として状態フィールドに記録される。そしてこの記録によっ て一貫性管理システムは、リアルタイムシステムのリスタートをトリガするイベ ントに対し適切に応答できるようになる。 図９にはスコープテーブルＳＣＯＰＥ＿ＴＡＢの構造が示されており、次にこ のテーブルの目的について詳細に説明する。 トランザクションの開始は、トランザクション識別子ＴＡ＿ＩＤのアロケーシ ョンにより一義的にマーキングされる。さらに、あるトランザクションの作動フ ェーズ内での新たなデータジェネレーションの形成には、やはり一義的に識別可 能なジェネレーション識別子が必要である。トランザクションのジェネレーショ ンフェーズにおいて実行されるすべてのアクションはジェネレーション識別子に 基づき行われるので、ジェネレーション識別子をトランザクション識別子とリン クできるようにして、１つのトランザクションで新たに導入されたデータをアク セスできるようにするために、半永続的なデータ構造体つまり上述のスコープテ ーブルＳＣＯＰＥ＿ＴＡＢを設ける必要がある。 スコープテーブルの別の目的は、ジェネレーション管理システムにより管理さ れるデータジェネレーションのすべてのスコープを記録することにある。そして 、あるトランザクションにジェネレーション識別子を割り当てるため、トランザ クション管理システムによりスコープテーブルが利用される。この理由で、スコ ープテーブルにはジェネレーション識別子のプールも含まれている。 スコープテーブルに記録されるジェネレーションのすべてのスコープは、スコ ープテーブルの終端を示すパラメータＧＥＮ＿ＩＤ＿ＯＬＤと、スコープテーブ ルの始端を有するパラメータＧＥＮ＿ＩＤ＿ＮＥＷにより記述される。さらに、 パラメータＧＥＮ＿ＩＤＮＥＷはジェネレーション識別子のプールを指すポイン タを有しており、これは循環カウンタとして設けられている。 次に、ＲＭＳに含まれているリソースプリミティブについて詳細に説明する。 これはアクセスコントロールシステムＣＴＣＣのアクセスデータ構造体のまわり のシェルを成すものであり、それらのデータ構造体をアクセスコントロールシス テムの他のすべての機能ブロックに対しトランスペアレントにするものである。 次に、このプロシージャの利用について以下の図のフローチャートに基づき詳細 に説明する。 プロシージャＡＰＰＯＩＮＴ＿ＴＡＩＤはトランザクション識別子のプールを 評価し、要求されたトランザクションに対し目下のトランザクション識別子を割 り当て、次に目下のトランザクション識別子の値をインクリメントする。 プロシージャＡＬＬＯＣ＿ＴＧＬは分岐フィルタプールＴＧＳ＿Ｐの半永続的 なヘッダを評価し、トラン ザクションに対し１つのトランザクションリーフを割り当て、あるいはリソース の不足を検出し、それに応じてトランザクション・ポストプロセスを高い優先度 でトリガする。 プロシージャＥＮＴＥＲ＿ＴＧ＿ＬＯＧＢＯＯＫは、トランザクション情報た とえばあるトランザクションの状態に関する情報をログブックＴＧ＿ＬＯＧへ転 送する。 プロシージャＶＥＲＩＦＹ＿ＴＡＩＤは、後で詳しく説明するプロシージャＤ Ｏ＿ＴＡのユーザからコントロールシステムへパラメータとして転送されたトラ ンザクション識別子ＴＡ＿ＩＤをベリファイし、このトランザクション識別子Ｔ Ａ＿ＩＤがログブック内に依然として記録されているか否かを確認する。 プロシージャＤＥＴＭＩＮＥ＿ＴＡ＿ＳＴＡＴＥは、ログブック内の対応のエ ントリに基づき１つのトランザクションの状態を判定する。 プロシージャＡＰＰＯＩＮＴ＿ＧＥＮＩＤはジェネレーション識別子のプール を評価し、目下のジェネレーション識別子を割り当て、目下のジェネレーション 識別子の現在の値をインクリメントする。 プロシージャＡＬＬＯＣ＿ＴＧＳＥは、ＡＤＢのためのＣＴＣＣのサービスプ ロシージャを成す。これによりアプリケーション固有のデータベースＡＤＢのモ ジュールインスタンスが、あるトランザクションに対 しトランザクションコントロールされる入力のための半永続的な分岐フィルタ構 造体ＴＧＳＥを割り振れるようになる。この場合、プロシージャＡＬＬＯＣ＿Ｔ ＧＳＥには以下のアクティビティが含まれている。 −モジュールインスタンスから与えられた入力パラメータセットのチェック −利用可能なアクセスデータ構造体のチェックならびに、十分なメモリ容量が利 用できなければ高優先度の与えられたトランザクション・ポストプロセスのコー ル −割り振られた分岐フィルタ構造体への新しいデータのコピーならびに所属の分 岐構造体チェーンへの当該分岐フィルタ構造体の挿入 −以下で説明するコンフリクト管理システムのプロシージャＴＡ＿ＣＯＮＴＲＬ のコールならびに、コンフリクトがなければ該当するデータオブジェクトのデー タアクセス部分への上述の分岐フィルタ構造体の挿入 プロシージャＣＯＮＦＩＲＭ＿ＴＡＤＡＴＡは分岐フィルタ構造体チェーン中 を通り抜け、データプールＶＬＰに対しそのデータプールの関連するメモリブロ ックであればプロシージャＣＯＮＦＩＲＭ＿ＳＥ＿ＩＺＥを用いて通知する。 プロシージャＤＥＴＭＩＮＥ＿ＴＧＳＬＩＮＫはログブックＴＧ＿ＬＯＧを評 価し、それにより分岐フィ ルタポインタＴＧＳ＿ＬＩＮＫを決定する。 プロシージャＤＥＴＭＩＮＥ＿ＴＧＳＥＩＮＦＯは分岐フィルタ構造体ＴＧＳ Ｅを評価し、それによりたとえばトランザクション識別子ＴＡ＿ＩＤまたは分岐 フィルタ構造体のリンク形式のような特定の情報をデータフィールドＰＡＴＴＥ ＲＮから求める。 プロシージャＤＥＴＭＩＮＥ＿ＯＬＤＴＡＩＤはログブックを評価し、それに よりその中に記録されている最も小さいトランザクション識別子ＴＡ＿ＩＤを求 める。 プロシージャＥＮＴＥＲ＿ＴＧＳＨＥＡＤＥＲはトランザクションの状態情報 たとえばディスクエラー情報を分岐フィルタプールＴＧＳ＿Ｐのヘッダにおける 対応の状態フィールドへ伝送する。 プロシージャＴＡ＿ＲＯＬＬＢＣＫＭＥＭにより、トランザクションコントロ ールされた入力の取り消し（ロールバック）が可能になる。このプロシージャに よって以下のアクションが実行される： −このプロシージャは１つのトランザクションの分岐フィルタ構造体チェーン中 を通り抜ける。 −メモリブロックが分岐フィルタ構造体チェーン内に組み入れられていれば、こ のプロシージャによってデータプールＶＬＰはそれらのメモリブロックを解放す る。 −コマンド識別子がクリエートコマンドと一致してい たならば、このプロシージャは当該トランザクションを要求するモジュールイン スタンスの機能複合体プラットホームＮｅｗへ通知する。 −このプロシージャはデータアクセスパスから対応の分岐フィルタ構造体を解放 する。 −そしてこのプロシージャは、トランザクションリーフＴＧＬおよび分岐フィル タプールＴＧＳ＿Ｐのヘッダ中のエントリをリセットする。 プロシージャＴＡ＿ＲＯＬＬＢＣＫＭＥＭはディスクエラーの場合にも用いさ れる。 プロシージャＴＡ＿ＲＯＬＬＦＯＲＷＡＲＤにより、リカバリイベントの場合 にトランザクションコントロールされた入力の継続（ロールフォワード）が可能 になり、この目的でこのプロシージャには後で説明するプロシージャＤＯ＿ＴＡ の一部分が含まれている。含まれているこのプロシージャへのエントリポイント は、リカバリイベント発生時におけるトランザクションの状態に依存する。 次に、図１０〜図１２に基づきリソース管理システムＲＭＳの複合プリミティ ブについて説明する。 図１０には、プロシージャＤＯ＿ＴＡＤＡＴＡのフローチャートが示されてい る。 プロシージャＤＯ＿ＴＡＤＡＴＡにより以下のことが行われる。すなわち、ア クセスコントロールシステムへ与えられたトランザクションデータをアップデー トインスタンスＵＰＤＡＴＥへ転送し、これはノートブックＮＯＴＥＢＯＯＫへ 記憶させるためにもディスクＤＩＳＫへさせるためにも行われる。その際、２つ の可能な値”ＴＧＳＬＥＡＦ”または”ＶＬＰを有する入力パラメータＴＡＳＫ により、トランザクションリーフのヘッダ中のエントリで定められているトラン ザクションデータによりプロシージャがはたらくのか、あるいはデータプールＶ ＬＰ中の対応のメモリブロックに格納されているトランザクションデータにより プロシージャがはたらくのかが決定される。このプロシージャにおいて生じ得る 出力パラメータＯＵＴＰＵＴは、”Ｄｉｓｋ−Ｅｒｒｏｒ”，”ＮＯ＿ＳＵＣＣ ＥＳＳ”および”ＳＵＣＣＥＳＳ”である。 図１１にはプロシージャＤＯ＿ＨＥＡＤＥＲのフローチャートが示されている 。このプロシージャにより分岐フィルタプール、トランザクションリーフおよび １つのトランザクションのログブックのヘッダにおけるエントリが、ノートブッ クへの格納の役割をもつアップデートインスタンスへ与えられる。その後、プロ シージャが分岐フィルタチェーンを進行し、すべてのリンク情報を含むデータプ ールのメモリブロックのヘッダを、やはりノートブックへの格納を行うアップデ ータインスタンスへに与える。一貫性の理由でこのプロシージャにより同様に、 アクセスデータ構造体に関するデータに係わるヘッダ情報が同じノートブックへ 入力されるようにしなければならない。必要であればこのプロシージャは、ディ スクＤＩＳＫへ格納する役割を有するアップデートインスタンスもコールする必 要がある。このプロシージャは入力パラメータを有していないのに対し、その出 力パラメータはプロシージャＤＯ＿ＴＡＤＡＴＡの出力パラメータと同一である 。さらにこのプロシージャはログブック中のトランザクションの状態エントリを ２回、変化させ、詳細には１回目で状態情報ＴＡ＿ＣＬＯＳＥＤを状態情報ＴＡ ＿ＴＧＳＨＰＲＥＰへ変換し、２回目で状態情報ＴＡ＿ＴＧＳＨＰＲＥＰを状態 情報ＴＡ＿ＴＧＨＳＵＣＣへ変換し、これはプロシージャ進行中、ディスクへの 格納の役割をもつアップデータ情報がコールされたときに行われる。 図１２には、プロシージャＤＯ＿ＴＧＳＥ＿ＥＮＴＲＹのフローチャートが示 されている。このプロシージャは分岐プール構造体チェーンを進行し、１つの分 岐フィルタ構造体をデータアクセスパスへ組み入れるリンク情報を、ノートブッ クへの格納の役割をもつアップデートインスタンスへ転送する。その際に必要で あれば、このプロシージャはＵＰＤＡＴＥ： ＤＩＳＫのコールによりディスク への格納も行わせる。このプロシージャは入力パラメータを有しておらず、出力 パラメータとして先行のプロシージャと同じパラメータを有する。さらにこのプ ロシージャは、生じ得る状 態情報ＴＡ＿ＴＧＳＨＰＲＥＰないしはＴＡ＿ＴＧＳＨＳＵＣＣを状態情報ＴＡ ＿ＤＩＳＫＰＲＥＰへ変換する。 これまではモジュールインスタンスに対するアクセスコントロールシステムの インタフェースプロシージャについて説明してきた。次に、ユーザに対するアク セスコントロールシステムのインタフェースプロシージャについて、図１３〜図 １５を参照しながら詳細に説明する。 図１３にはプロシージャＳＴＡＲＴ＿ＴＡのフローチャートが示されている。 このプロシージャによりトランザクションがオープンされ、その際、このプロシ ージャによりアクセスコントロールシステムに対し入力パラメータとしてプロシ ージャグループ識別子が与えられる。そして出力パラメータとして、図１３に示 されているパラメータＴＡ＿ＩＤおよび／または”ＬＡＣＫ ＯＦＦ ＲＥＯＵ ＲＣＥＳ”を得る。このプロシージャの進行中、状態情報は”ＮＯ＿ＴＲＡＮＳ ”をとる。 図１４にはプロシージャＡＢＯＲＴ＿ＴＡのフローチャートが示されている。 このプロシージャによりユーザは、そのユーザによりアクティブにされたトラン ザクションを再び中止できるようになる。この場合、入力パラメータとしてユー ザはアクセスコントロールシステムへ当該トランザクションに属するトランザク ション識別子を与え、それに応じて所属のトランザクションがこのプロシージャ により取り消される。このプロシージャの出力パラメータも図１４に示されてい る。プロシージャ開始にあたり生じ得る状態情報”ＴＡ＿ＳＴＡＲＴＥＤ”また は”ＴＡ＿ＮＯＤＩＳＫＮＢ”は、このプロシージャにより状態情報”ＴＡ＿Ａ ＢＯＲＴＥＤ”に変換される。 図１５にはプロシージャＤＯ＿ＴＡのフローチャートが示されている。このプ ロシージャにより準備フェーズが終了させられ、トランザクションの作動フェー ズが開始される。このプロシージャの入力パラメータはトランザクション識別子 ＴＡ＿ＩＤであり、他方、このプロシージャの出力パラメータはやはり図１５に 示されている。１つのトランザクションの状態はこのプロシージャによって２回 、変更される。１回目では、目下の状態情報”ＴＡ＿ＳＴＡＲＴＥＤが状態情報 ”ＴＡ＿ＣＬＯＳＥＤ”に変換される。そして２回目では目下の情報”ＴＡ＿Ｃ ＬＯＳＥＤ”が状態情報”ＴＡ＿ＤＩＳＫＳＵＣＣ”に変換されるかまたは、” ＴＡ＿ＤＩＳＫＮＯＳＵＣＣ”あるいは”ＴＡ＿ＮＯＤＩＳＫＮＢ”に変換され る。 次に、ジェネレーション管理システムについて詳細に説明する。 既述のようにジェネレーション管理システムは、データ管理システムのデータ オブジェクトに対する読み 取り指向のアクセスをコントロールする。この場合、読み取り指向のアクセスに は、互いに論理的に結合された複数の読み取り要求から成るシーケンスが含まれ ている。この種のシーケンス内では、一貫性のあるデータオブジェクトのセット つまり特定の時点で有効なデータオブジェクトセットがアクセスされるように保 証されており、しかもこのことはそれに並行するトランザクションがアクセスさ れるデータオブジェクトの１つまたは複数をアップデータするときでも保証され る。このような同時性を保証する目的で、各データオブジェクトの新しいイメー ジと古いイメージがワークメモリへもディスクへも記憶される。１つのトランザ クションの作動フェーズ中に割り当てられるジェネレーション識別子ＧＥＮ＿Ｉ Ｄは、ジェネレーション管理システムにより１つのトランザクションのジェネレ ーションフェーズ中に利用され、このことで当該トランザクションにより形成さ れた新たなデータジェネレーションを一義的に識別することができる。 特定のデータオブジェクトに対し２回以上のアップデータが実行された場合、 そして２つ以上の古いデータジェネレーションがメモリに保持されていた場合、 いわゆるジェネレーショントリーが伸びる始める。 図１６には特定のデータオブジェクトに対する実例としてのジェネレーション トリーが示されている。このジェネレーショントリーには３つのジェネレーショ ンＤ１，Ｄ２，Ｄ３が含まれている。最も新しいジェネレーションＤ３は分岐フ ィルタ構造体中に含まれているのに対し、最も古いジェネレーションＤ１はその 最終的なロケーションとしてワークメモリ中にある。ジェネレーショントリーに 対するデータアクセスパスはリストの形でトランスレータ構造体により実現され ており、以下ではこれをトランスレータリストＴＲＬと称する。トランスレータ 構造体のレコードフィールドは、論理インデックスを介してアクセスコントロー ルシステムによりコントロールされ、分岐フィルタ構造体を指す物理的なポイン タないしはジェネレーショントリーが存在しなければワークメモリ中のデータオ ブジェクトを指す物理的なポインタを有している。トランスレータ構造体のレコ ードフィールドを以下ではその機能に応じてデータリンクフィールドと称する。 ジェネレーショントリーを解体するため、ジェネレーション管理システムＴＭ Ｓ（図４参照）はトランザクションポストプロセスシステムを有しており、これ は１つのトランザクション内で半永続的に分岐フィルタプールＴＧＳ＿Ｐに格納 されているすべてのデータ（入力データ）をそこからワークメモリ内およびディ スク上におけるそれらの最終的なメモリロケーションへ伝送する。このためトラ ンザクションポストプロセスシステムの開始により、それらのデータに属するト ランザクションに対しジェネレーションフェーズの開 始が指示される。しかし、トランザクションポストプロセスシステムにより同時 に、新たに取り込まれたそれらのデータの下にある最も古いデータジェネレーシ ョンのデータが最終的に壊される。したがってトランザクションポストプロセス システムの開始により、これらのデータに属するトランザクションに対しジェネ レーションフェーズの終了が指示される。 このトランザクションポストプロセスシステムは、技術的にはアクセスコント ロールシステムの内部トランザクションとして実現されており、したがって他の トランザクションに対し同期がとられコーディネートされる。 トランザクションポストプロセスシステムは異なる２つの理由で開始され、こ のため異なる２つのプロセス優先度を有している。ＴＧＳ＿ＰＯＯＬにおけるリ ソース不足を解消する目的でトランザクションポストプロセスシステムを開始す る場合、これは管理プロセスよりも高い優先度を有する。１つのトランザクショ ンにより新たに取り込まれたデータをその最終的なメモリロケーションへ転送す る目的でトランザクションポストプロセスシステムを開始する場合には、管理プ ロセスと同レベルの優先度を有する。 図１７にはトランザクションポストプロセスシステムのフローチャートが示さ れており、この場合、そこに記されている参照符号については後で詳しく説明す る。 次に、もっぱらジェネレーション管理システムのタスクをサポートするために 用いられるリソース管理システムＲＭＳのアクセスデータ構造体について詳しく 説明する。 図１８には、ジェネレーション管理システムに関連して導入されるアクセスデ ータ構造体、すなわち目下の読み出しシーケンスの記録されるいわゆる読み出し ログブックＳＥＱ＿ＬＯＧＢＯＯＫが示されている。この読み出しログブックを 用いることで保証されるのは、目下の読み出しシーケンスで得られるデータオブ ジェクトがトランザクションポストプロセスシステムによっても物理的に消去さ れないようになることである。しかも読み出しログブックは、読み出しシーケン スの時間監視にも関与する。それというのは過度に長く進行する読み出しシーケ ンスはシステムに対し悪影響を及ぼすからである。この関与は、時間監視により 読み出しログブック中のエントリを周期的にスキャンすることで達成される。こ の場合、所定の時間限界を越えた読み出しシーケンスが検出されれば、その読み 出しシーケンスは拒絶される。 読み出しログブックはデータフィールドＰＲＯＣＧＲＰ＿ＩＤを有しており、 これには読み出しシーケンスをコールしたプロセスグループに関する情報が含ま れている。このフィールドは、トランザクションログ ブック中の相応のフィールドと同様にリカバリポストプロセスのサポートに用い られる。 読み出しログブックはさらにデータフィールドＳＥＱ＿ＳＴＡＴＵＳを有して おり、このデータフィールドによってトランザクションポストプロセスシステム に対し経過中の目下の読み出しシーケンスが指示され、これによりジェネレーシ ョン識別子に属するデータオブジェクトが物理的に消去されないようになる。 次に、もっぱらジェネレーションにより利用されるリソース管理システムのリ ソースプリミティブについて詳細に説明する。これはトランザクション管理シス テムのリソースプリミティブと同様、リソース管理システムのアクセスデータ構 造体周囲のシェルを成す。 プロシージャＶＥＲＩＦＹ＿ＧＥＮＩＤはジェネレーション識別子ＧＥＮ＿Ｉ Ｄをベリファイし、それをジェネレーション管理システムへ伝送し、さらにジェ ネレーション管理システムはそれをスコープテーブルＳＫＯＰＥ＿ＴＡＢＥＬＥ に記憶させる。 プロシージャＡＬＬＯＣ＿ＳＥＱＲＥＣははじめに１つの読み出しシーケンス に対し、ジェネレーション識別子に対応する読み出しログブック中のレコードを 割り当てる。 プロシージャＥＮＴＥＲ＿ＳＥＱＬＯＧは、読み出しシーケンスの状態情報を 読み出しログブックへ伝送する。 プロシージャＤＥＴＭＩＮＥ＿ＧＥＮＩＤＯＬＤはスコープテーブルを評価し 、最も古いジェネレーション識別子ＧＥＮ＿ＩＤ＿ＯＬＤを求める。 プロシージャＴＲＡＮＳ＿ＧＥＮＴＡＩＤはスコープテーブルに基づき、この プロシージャに与えられたジェネレーション識別子に対応するトランザクション 識別子を求める。 さらに、トランザクションポストプロセスシステムＴＡＰＰのプロシージャＰ ＯＳＴＰＲＯＣ＿ＴＧＳＥは１つのトランザクションの分岐フィルタ構造体チェ ーンを通り、その際に以下のアクティビティを実行する： −トランザクションポストプロセスに与えられた優先度が低ければ、このプロシ ージャはコンフリクトチェックを実行し、これは図２２に基づき後で詳しく説明 するコンフリクト管理システムのプロシージャＧＥＮ＿ＣＯＮＣＴＲＬをコール することによって実行される。 −このプロシージャは１つの分岐フィルタ構造体の内容をワークメモリ中の最終 的なメモリロケーションにコピーし、データプールのリンクされたメモリブロッ クであればその分岐フィルタ構造体をデータアクセスパスからはずし、その旨デ ータプールへ通報する。 −このプロシージャはトランザクションのバッファメ モリへトランザクションデータを引き渡し、必要であればその間にアップデート オペレーションを行わせる。 −さらにこのプロシージャはトランザクションリーフのヘッダをアップデートし 、分岐フィルタ構造体番号ＮＯ＿ＴＧＳＥをトランザクションログブックへエン トリする。 トランザクションポストプロセスシステムのプロシージャＰＯＳＴＰＲＯＣ＿ ＨＥＡＤＥＲには以下のアクティビティが含まれている。 −このプロシージャは分岐フィルタプールのヘッダにおける過渡的な状態情報を 変更して値”ＴＡ＿ＣＬＯＳＥＤにする。 −このプロシージャは分岐フィルタプールのヘッダとトランザクションのトラン ザクションリーフに対するアクセスフィールド（ロックフィールド）を解放する 。 −このプロシージャはトランザクションログブック中の状態情報を変化させて値 ”ＧＥＮ＿ＤＩＳＫＰＲＥＰ”にし、分岐フィルタプールのヘッダにおける対応 のレコードに入り込む。 −このプロシージャは分岐フィルタプールのヘッダにおける対応のレコード中の データならびにトランザクションログブック中のデータをバッファメモリＮＯＴ ＥＢＯＯＫ（ＮＢ）へ転送する。 −さらにこのプロシージャはディスクＤＩＳＫへのアップデートオペレーション を開始させてそれをコントロールする。 プロシージャＧＥＮ＿ＲＯＬＬＢＣＫによりジェネレーションフェーズ中のト ランザクションの取り消し（ロールバック）が可能になり、以下のアクションを 実行する： −このプロシージャは半永続的な分岐フィルタ構造体チェーンを進む。 −このプロシージャは分岐フィルタ構造体とデータアクセスパスの間のリンクデ ータを評価し、必要に応じて分岐フィルタ構造体をデータアクセスパスと新たに リンクさせ、リンクデータをバッファメモリに伝送し、必要であればその間にデ ィスクへのアップデートオペレーションを行わせる。 −このプロシージャは、ディスクへのアップデートを行わせるアップデートイン スタンスＵＰＤＡＴＥをコールする。 −さらにこのプロシージャはプロシージャＣＯＮＦＩＲＭ＿ＴＡＤＡＴＡを利用 し、これはトランザクション管理システムによっても利用され、これについては すでに説明した。 次に、ユーザとジェネレーション管理システムとの間のインタフェースプロシ ージャについて、図１９および図２０を参照して詳細に説明する。 図１９にはプロシージャＢＥＧＩＮ＿ＧＥＴＳＥＱＵＥＮＣＥのフローチャー トが示されており、ユーザがこれをコールすることで読み出しシーケンスが開始 される。このプロシージャは読み出しシーケンスに対し、その時点で目下のジェ ネレーション識別子に対応する読み出しログブック中のレコードフィールドを割 り当て、パラメータＳＥＱ＿ＳＴＡＴＵＳを変化させて値”ｃｌｏｓｅｄ”にす る。このことで、目下のジェネレーション識別子に属するデータオブジェクトが 、トランザクションポストプロセスによっても消去される可能性がなくなる。し かもこのプロシージャにより時間監視も呼び起こされ、これにより長く進行する 読み出しシーケンスがシステムに対し悪影響を及ぼすことがなくなる。このプロ シージャの入力パラメータとして、パラメータＰＲＯＣＧＲＰ＿ＩＤが用いられ る。また、このプロシージャの出力パラメータはジェネレーション識別子ＧＥＮ ＿ＩＤ、ならびにメッセージ”リソース不足”および”アクセプト”を含むメッ セージパラメータである。 図２０にはプロシージャＥＮＤ＿ＧＥＴＳＥＱＵＥＮＣＥのフローチャートが 示されている。このプロシージャによって１つの読み出しシーケンスが終了され 、その読み出しシーケンスのジェネレーション識別子に属するすべてのデータオ ブジェクトがトランザクションポストプロセスのために解放され、これはこのプ ロシージャによりパラメータＳＥＱ＿ＳＴＡＴＵＳが値”ＦＲＥＥ”に変えられ ることで行われる。このプロシージャの入力パラメータはパラメータＧＥＮ＿Ｉ Ｄである。また、このプロシージャの出力パラメータはメッセージ”スコープ外 ”または”アクセプト”を有するメッセージパラメータである。 次に、コンフリクト管理システムについて詳細に説明する。これは、設計上の 措置では完全にはまえもって回避できないような同時発生するトランザクション のアクセスコンフリクトを処理するものである。コンフリクト管理システムは基 本的に２つのプロシージャを有しており、つまりトランザクション管理システム のコントロール下にある１つのフェーズ中のアクセスコンフリクトを処理するプ ロシージャＴＡ＿ＣＯＮＣＴＲＬと、ジェネレーション管理システムのコントロ ール下にある１つのトランザクションのフェーズ中のアクセスコンフリクトを処 理するプロシージャＧＥＮ＿ＣＯＮＣＴＲＬを有している。 図２１にはプロシージャＴＡ＿ＣＯＮＣＲＴＬのフローチャートが示されてい る。これはプロシージャＡＬＬＯＣ＿ＴＧＳＥに埋め込まれており、１つのトラ ンザクションの準備フェーズ中のコンフリクトを処理するが、これは２つのトラ ンザクションがそれらの分岐フィルタ構造体を、データアクセスパスの同じデー タリンクフィールドで１つのデータオブジェクトと結 合しようとしたときに生じるものである。このようなコンフリクト状況を回避す るため、データリンクフィールドはポインタフィールドのほかにアクセスフィー ルドを有しており、これはそのアクセスフィールドがまだふさがれていない場合 つまり他のトランザクション識別子によりそのアクセスフィールドがすでに占有 されていない場合に、トランザクションがそのトランザクション識別子を格納す るフィールドである。これに応じて、分岐フィルタ構造体とデータアクセスパス とのリンクは、分岐フィルタ構造体を指す物理的なポインタの格納により行われ る。ある分岐フィルタ構造体を１つのトランザクション内で特定のデータリンク フィールドと結合させようとしたときに、他のアクティブなトランザクションに よりそのデータリンクフィールドのアクセスフィールドがすでに占有されている と、コンフリクトに至ることになる。このようなコンフリクトのコーディネート は以下のようにして制御される： −この場合、１つのデータオブジェクトに対するアクセスフィールドをはじめに 確保した準備フェーズ中のトランザクションを継続させる。他のトランザクショ ンは拒否する。 −すでに作動フェーズに至っていたトランザクションはアクセスコンフリクトに 基づきもはや拒否されない。 図２２にはプロシージャＧＥＮ＿ＣＯＮＣＴＲＬのフローチャートが示されて いる。このプロシージャはトランザクションポストプロセスシステムのプロシー ジャＰＯＳＴＰＲＯＣＲ＿ＴＧＳＥに埋め込まれており、トランザクションポス トプロセスシステムと１つのトランザクションのジェネレーションフェーズ中の １つの読み出しシーケンスとの間におけるコンフリクトを処理する。正確にはこ のプロシージャＧＥＮ＿ＣＯＮＣＴＲＬは、トランザクションポストプロセスに 与えられた優先度が低ければ、あるデータジェネレーションに対し読み出しシー ケンスがアクセスしようとしたときにそのデータジェネレーションを消去する。 これに対しトランザクションポストプロセスに与えられた優先度が高ければ（こ れはリソース不足のときにアクセスコントロールシステムに対して実行される） 、読み出しシーケンスが拒絶されてデータジェネレーションが消去される。 次に、１つのトランザクションまたは１つの読み出しシーケンスにおいてまと められた個別アクションあるいは正確にいえば、この個別アクションを実行する ためのプロシージャについて、図２３、図２４、図２５を参照しながら詳細に説 明する。 図２３には、ユーザモジュールに含まれており個々の読み出しアクションを実 行するプロシージャＧＥＴが示されている。このプロシージャは、１つのトラン ザクション内でも１つの読み出しシーケンス内でもコールすることができる。プ ロシージャＧＥＴの入力パラメータは、読み出しアクションの識別子と、データ オブジェクトへのデータアクセスパスを介して導かれる論理キーである。プロシ ージャＧＥＴが１つのトランザクション内で用いられるならば、トランザクショ ンの識別子はトランザクション識別子ＴＡ＿ＩＤである。そうではなくプロシー ジャＧＥＴが１つの読み出しシーケンス内で用いられるならば、その識別子はジ ェネレーション識別子ＧＥＮ＿ＩＤである。プロシージャＧＥＴの出力パラメー タは、データオブジェクトと、チェックメッセージを戻すためのメッセージパラ メータである。 まずはじめに、論理キーに基づいてデータアクセスパスのリストを進む。 図２４には、複数のリストを含みユーザに依存しないデータモジュールＶＬＰ に格納されているデータアクセスパスの構造が実例として示されている。このデ ータアクセスパスには、データブロックＵＢを指すポインタであるリストエレメ ントをもったデータブロックリストＵＢＬが含まれており、さらに１つのデータ ブロックＵＢ内にはオブジェクトクラスリストＯＣＬおよびデータオブジェクト リストＤＯＬが含まれている。論理キーには上記のリストのインデックスが含ま れており、つまりインデックスＵＢＬ＿ＩＸ，ＯＣＬ ＿ＩＸ，ＤＯＬ＿ＩＸが含まれていて、これらのインデックスに基づきデータオ ブジェクトＯＣＩを指すポインタないしは分岐フィルタ構造体ＴＧＳＥを求める ことができる。 まずはじめにプロシージャＧＥＴはデータアクセスパスを進み、ユーザに依存 しないセントラルデータプールＶＬＰに設けられているプロシージャＲＤ＿ＢＬ Ｋをコールする。このプロシージャは戻り値として、データオブジェクトリスト ＤＯＬを指す物理的なポインタを供給する。トランザクションの場合、このポイ ンタはトランザクションの準備フェーズに続く作動フェーズではじめて用いられ 、これによって本来のアクセスが実行される。 次に、パラメータ”データオブジェクトリストＤＯＬを指すポインタ”と”Ｄ ＯＬ＿ＩＸ”を有するプロシージャＡＣＣＥＳＳ＿ＯＣＩがコールされる。この プロシージャはたとえばＤＯＬのヘッダを検査して、与えられたパラメータ”Ｄ ＯＬ＿ＩＸ”が有効なインデックスであるか否かを判定する。 インデックス”ＤＯＬ＿ＩＸ”が有効であれば、次にインデックス”ＤＯＬ＿ ＩＸ”に対応するリストＤＯＬのリストフィールドが分析される。その際、リス トフィールドのアクセスフィールド（ロックフィールド）に格納されている識別 子がトランザクション識別子であるのかジェネレーション識別子であるのかがチ ェックされる。図２３には分岐ブロックが示されている。 この場合、ジェネレーション識別子であれば、プロシージャＥＶＡＬ＿ＧＥＮ ＴＲＥＥに基づきデータアクセスパスに続くジェネレーショントリーが評価され 、それに応じて、そのジェネレーション識別子に対応する物理的なポインタがデ ータオブジェクトに戻される。 識別子ＩＤがトランザクション識別子であればプロシージャＡＬＬＯＣ＿ＴＧ ＳＥがコールされ、このプロシージャはプロシージャＳＥＴを介して後続の書き 込みアクションを準備し、他のトランザクションに対しそのデータオブジェクト をロックする。さらにその結果、当該トランザクションの作動フェーズ中、トラ ンザクションポストプロセスはこのデータオブジェクトに関していかなるアクシ ョンも実行できなくなる。 ユーザ固有のデータモジュールＧＭＩにはさらに、１つのトランザクション内 でデータオブジェクトを変形するプロシージャＳＥＴが含まれている。このプロ シージャの入力パラメータは、トランザクション識別子ＴＡ＿ＩＤ，データアク セスパスを通って導かれる論理キー、新たに受け取るべきデータを指すポインタ 、ならびにその新たなデータの長さに関する情報である。また、出力パラメータ はリターンメッセージのためのパラメータである。 プロシージャＳＥＴではプロシージャＧＥＴのように、プロシージャＲＤ＿Ｂ ＬＫとＡＣＣＥＳＳ＿ＯＣＩにより実行されるデータアクセスが行われる。その 後、プロシージャＳＥＴはＣＴＣＣに含まれているプロシージャＡＬＬＯＣ＿Ｔ ＧＳＥをコールし、このプロシージャにより新しい分岐フィルタ構造体ＴＧＳＥ が要求され、新しいデータないし新しいデータオブジェクトが分岐フィルタ構造 体へコピーされる。プロシージャＳＥＴがプロシージャＧＥＴにより準備されて いた場合には、新しい分岐フィルタ構造体への上記の割り当ては省略される。 ユーザ固有のデータモジュールにはさらに、１つのオブジェクトクラスを１つ のデータオブジェクトの分だけ拡げるプロシージャＣＲＥＡＴＥと、１つのオブ ジェクトクラスを１つのデータオブジェクトの分だけ小さくするプロシージャＤ ＥＬＥＴＥも含まれている。これら両方のプロシージャは、本発明の説明にとっ ては重要ではないので、ここで詳細には説明しない。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 シュテファン ラング ドイツ連邦共和国 Ｄ−81371 ミュンヘ ン ダイザーシュトラーセ 24 (72)発明者 ユルゲン ランターマン ドイツ連邦共和国 Ｄ−81477 ミュンヘ ン グルブランソンシュトラーセ 21

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．リアルタイムシステムにおけるデータ管理システムにおいて、 ａ）トランザクション管理システム（ＴＭＳ）が設けられており、該トランザク ション管理システムは、ユーザとデータ管理システムとの間におけるトランザク ションをコントロールし、１つのトランザクションは互いに論理的に依存してい るデータへの複数のアクセスから成るシーケンスであり、 ｂ）アクセスデータ構造体（ＴＧＳＥ）が設けられており、該アクセスデータ構 造体は前記トランザクション管理システムにより１つのトランザクション内で、 修正すべきデータオブジェクトのアクセスパス中に挿入され、該アクセスデータ 構造体は、データオブジェクトにおける古いイメージへの第１の出力側とデータ オブジェクトにおける新しいイメージへの第２の出力側とを備えた分岐フィルタ を有しており、 ｃ）ジェネレーション管理システム（ＧＭＳ）が設けられており、該ジェネレー ション管理システムは、１つのトランザクション内で形成された新しいデータジ ェネレーションを当該トランザクション終了後、該トランザクションにより挿入 されたアクセスデータ構造体（ＴＧＳＥ）に基づき管理することを特 徴とする、 リアルタイムシステムにおけるデータ管理システム。 ２．管理データ構造体（ＴＧＬ）が設けられており、該管理データ構造体を用い て、前記トランザクション管理システムは１つのトランザクション内で挿入され たアクセスデータ構造体（ＴＧＳＥ）をそれらのリンクにより結合して、所定の ジェネレーション識別子（ＧＥＮ＿ＩＤ）を有する１つのデータジェネレーショ ンを形成し、次に前記ジェネレーション識別子は、このようにして結合されたデ ータジェネレーションの管理のために前記ジェネレーション管理システムへ送ら れる、請求項１記載のリアルタイムシステムにおけるデータ管理システム。 ３．前記ジェネレーション管理システムは読み出し管理システム（ＬＭＳ）を有 しており、該読み出し管理システムは互いに論理的に関連する複数のアクセスい わゆる読み出しシーケンスをコントロールし、前記読み出し管理システムは、ジ ェネレーション管理システムへ送られたジェネレーション識別子（ＧＥＮ＿ＩＤ ）を使用することによって一貫性のある読み出しシーケンスアクセスを実行する 、請求項１または２記載のリアルタイムシステムにおけるデータ管理システム。 ４．前記アクセスデータ構造体（ＴＧＳＥ）はロック フィールド（ＴＡ＿ＩＤ）を有しており、該ロックフィールドを用いることで１ つのトランザクションは、トランザクション識別子（ＴＡ＿ＩＤ）の格納により その背後にあるデータオブジェクトへのアクセスをもっぱら自身のために確保で きる、請求項１〜３のいずれか１項記載のリアルタイムシステムにおけるデータ 管理システム。 ５．前記アクセスデータ構造体（ＴＧＳＥ）は各データオブジェクトに対しダイ ナミックに割り当てられる、請求項１〜４のいずれか１項記載のリアルタイムシ ステムにおけるデータ管理システム。 ６．１つのアクセスデータ構造体（ＴＧＳＥ）のデータレイアウトは、１つのア クセスデータ構造体（ＴＧＳＥ）の分岐フィルタにおける第１の出力側が、それ よりも古いアクセスデータ構造体（ＴＧＳＥ）も指せるように構成されている、 請求項５記載のリアルタイムシステムにおけるデータ管理システム。