JPS59111564A - 巡回式２フエ−ズコミツトメント制御方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 （８）発明の技術分野 本発明は巡回式２フ工−ズコミツトメント制御方式、特
に分散データベースの処理システムにおいて、全スレー
ブのコミット承認を確認するために送出されるメツセー
ジ数を減少できるようにした巡回式２フ工−ズコミツト
メント制御方式に関するものである。

ＩＢＩ　　技術の背景 才１図は一般的な分散データベース処理システムの例を
示す。図中、１は通信網、２−１ないし２−５はプロセ
ッサ、３−１ないし３−５はデータベース、４−１．４
−２は端末を表わす。

分散データベース処理システムにおいては、各プロセッ
サ２−１〜２−５はそれぞれデータベース３−１〜３−
５を有し１通信網１を介して通信可能となっている。例
えば、端末４−１か′□ら全データベース３−１〜３−
５に関連するトランザクションが投入されると、プロセ
ッサ２−１がマスクとなり、他のプロセッサ２−２〜２
−５がスレーブとなって、マスクからスレーブに対して
２通信網１を介してメツセージを送出することにより。

処理の依頼がなされる。

例えは、検索の処理の高速化のために、各データベース
３−１〜３−５が同じ情報を保持することがある。この
場合、いかなることがあっても。

各データベース３−１〜３−５の内容が、他のデータベ
ースの内容と矛盾しないようにすることが要請される。

すなわち１例えば各データベース３−１〜３−５がＡと
いう情報を保持するとき、ＡをＡ′に変更するトランザ
クションに対して、全サイトでＡ′に更新されるか、ま
たは障害等によりどこかのサイトで更新不可能な場合に
、全サイトでＡのまま情報が維持されなければならない
。トランザクションに対して、全サイトで更新する処理
を、コミット（ｃｏｍｍｉｔ）といい、更新をキャンセ
ルし全サイトで更新しないようにする処理をアポー′ト
（αｂｏｒｔ　）という。

上記コミットおよびアポートの処理のために。

各サイトはログ・ファイル上で更新すべき情報を記憶し
、データベースを仮の更新状態にするｌＶ１の処理フェ
ーズと、ログ・ファイルの情報をデータベースに転記す
るなどして、データベースを実際に更新する第２の処理
フェーズとを有しでいる。

コミットの場合には、牙２の処理フェーズを実施し、ア
ポートの場合には、木１の処理フェーズによるログ・フ
ァイルの情報を棄却する。

第２図および第３図は従来のコミットメント制御の説明
図を示す。

第２図は１ステツプ・コミットメントと呼ばれる比較的
単純な制御方式である。マスクがスレーブ８１〜ＳｔＬ
に対しで、それぞれトランザクションの処理の一部を依
頼したとする。各スレーブ８１〜Ｓｎは処理がうまくい
った場合、マスクに“ｙｅｓ”の処理終了通知を行い、
そうでなければ’ｎｏ”を通知する。マスタはすさての
スレーブから＃　ｙｌｌａ　１′が返ってきた時に限り
、コミットせよというメツセージ’　ｃｏｍｍｉｔ　”
を全スレーブに送出し、そうでない場合には、アポート
せよというメツセージ〆αｂｏｒｔ　’を全スレーブに
送出する。

スレーブが処理依頼を受は取ってから、処理終了通知を
するまでが、処理結果を単にログ・ファイル上に記憶す
る第１フエーズであ’ｊ　＋　’　６０ｍｍ１ｔ”を受
は取ってからが、ログ・ファイル上の情報をデータベー
ス上に反映させる第２フエーズである。

才１フェーズから第２フエーズまでの間は、スレーブ自
身が自己の判断でアポートを選択することもコミットを
選択することもできない不安定な状態であり、クリティ
カル・ピリオドと呼ばれる。

もし、こ４の期間に例えば障害が発生してマスクや他の
スレーブと通信不能になるとアポートすべきかコミット
すべきかが不明となるので、データベースはブロン、り
されて、完全なリカバリがなされるまで、データベース
へのアクセスが禁止される。

従って、このクリティカル・ピリオドは、できるだけ短
いほうが危険度が少ない。しかし、第２図に示した１ス
テツプ・コミットメントによれば。

トランザクションの処理時間は各スレーブで異なるため
、あるスレーブにおいてはクリティカル・ピリオドが非
常に長くなるという問題がある。

そこで、この欠点を解決するものとして、第３図図示の
・如ぎ２ステツプ・コミットメントが用いられている。

２ステツプ・コミットメントにおいては、マスクはすべ
てのスレーブ８１〜Ｓｎから処理終了通知を受けたとき
に、それらがすべて’ｙｅｓ”であれば、コミットの準
備をせよというメツセージ’　ｐｒｅｐａｒｅ　”　　
を全スレーブに送出する。各スレーブは’　ｐｒｅｐａ
ｒｅ”を受は取ると、支障がない場合に限り承認したと
いうメツセージ１αａｋ”をマスクニ返す。支障がある
場合には承認できないという意味のメツセージ“ｎａｃ
ｋ’を返す。マスクは、全スレーブから１αａｋ”を受
は取ったときに限り、全スレーブに’　ｃｏｍｍｉｔ　
”を指示し、そうでない場合には、′αｈａｒｔ”を指
示する。この方式によれば、各スレーブが処理終了通知
後＋　　’ｐｒｅｐαｒ＃”に対してｄαｃｋ”を応答
するまでは、任意にアポートを選択することができる。

すなわち、支障があった場合に＊　　”　ｐｒａｐｃＬ
ｒａ”に対して１αｃ、ｋ”を応答しなければよい。従
って、クリティカル・ピリオドの期間は。

全スレーブについて一様に短縮されることとなる。

（Ｃ）　　従来技術と問題点 第４図は従来方式の問題点説明図を示す。図中。

Ｍはマスタ、Ｓｌ−Ｓｎはスレーブを表わす。

従来、第３図で説明した“ｐｒｅｐａｒｅ　”　、“ａ
ａｋ”のメツセージ通信を行う場合、マスタＭは、各ス
レーブ８１〜Ｓｓに対して１個々に’　ｐｒｅｐａｒｅ
”のメツセージを送出し、また各スレーブＳ１〜Ｓｎは
、マスタＭに対し、それぞれ１αｃｋ”のメツセージを
応答するようにされていた。従って、コミット承認を確
認するためのメツセージ数は、スレーブの数が外側ある
とすると、全部で２・ｎ個必要となる。現在、メツセー
ジ通信は、コストのかかるものとなっており、できるだ
けメツセージ数を減少させることが望まれている。また
、メツセージ数が多ければ、それだけ回線障害等の障害
に遭遇する確率も高くなる。

ｆＤｌ　　発明の目的と構成 本発明は上記問題点の解決を図り、システムの□信頼性
を低下させることなく、２フエーズコミツトメント制御
におけるコミット承認を確認するためのメツセージ数を
減少させることを目的としている。そのため１本発明は
分散データベースにおける２フエーズコミツトメント・
プロトコルにおいて、今まで別々に送られていたメツセ
ージを一緒にしかも巡回させて送るようにしたものであ
る。

すなわち１本発明の巡回式２フ工−ズコミツトメント制
御方式は９分散データ・ベースをそれぞれ保持する複数
のプロセッサのうち１つのプロセッサがマスクとなり、
他のプロセッサがスレーブとなってトランザクションを
処理する分散データベース処理システムであって、上記
マスクはコミット準備指示に対してすべての上記スレー
ブからの　　′コミット承認を確認した後にコミット処
理を指示するようにされた２フエーズコミツトメント制
御を行う処理システムにおいで、上記マスクはコミット
準備指示とコミット承認とを複合させたメツセージを１
つの上記スレーブに送出するよう構成されるとともに、
上記各スレーブは上記複合メツセージを受信したときに
コミット可能であれば当該複合メツセージを順次他のス
レーブに転送し。

最終のスレーブは当該複合メツセージを上記マスクに転
送するよう構成され、上記コミット準備指示とコミット
承認とを複合させたメツセージを巡回させることによっ
てコミット承認を確認することを特徴としている。以下
図面を参照しつつ説明する。

（Ｅｌ　　発明の実施例 第５図は本発明の詳細な説明図、第６図は本発明の一実
施例システム構成図、オフ図は第６図図示１３５ スレー７ 本発明による場合，第５図図示の如く，マスクＭは，ｔ
べてのスレーブ５ｌ−８ｎから，依頼したトランザクシ
ョンの処理終了通知として＊　　’ｉ７＃ＩＩ”の応答
を受は取ったときに，コミットの準備を指示する’　ｐ
ｒｅｐａｒｅ”のメツセージと．　本１スレーブ側から
マスタヘコミット承認を通知する目的で使用されるメツ
セージ１αｅｋ＃とを組み合わせたメツセージ例えば’
　ｐｒｅｐａｒａ　−　ａａｋ　’を用意し，１番目の
スレーブＳ１に送る。スレーブＳ１は＋　’ｐｒ＃ｐａ
ｆ＃−αｃｋ″を受は取ると，コミットしでよいかどう
かを判断し，コミットしてよい場合に＋　　’ｐｒａｐ
ｒＬｒ４−αｃｋ”　のメツセージを次のスレーブＳ２
に送る。

同様にスレーブＳ２は，コミットしてよい場合に。

”ｐｒｅｐａｒｅ　−　ａｃｋ　”のメツセージを次の
スレーブＳ３に送る。こうしてｅ　　’　ｐｔＬｌｐｎ
ｒｄ−α６＆”のメツセージを順次巡回させ，最後のス
レーブＳｎは．コミットを承認する場合ζ島　ｐｒａｐ
ａｒａ−αｃｋ”のメツセージを，マ久りＭに戻す。マ
スタＭは，この“ｐｒｅｐａｒｅ−ａａｋ”のメツセー
ジを受は取ることにより，全部のスレーブ８１〜Ｓｎが
コミットを承認したことを確認することができる。各ス
レーブは’　ｐｒｅｐａｒｅ　−ａａｋ”を受は取った
時，もしコミットを承認できなければマスクに直接’ｎ
ｏ．ｃｋ’を返す。　この間，もしマスタＭに“ｎａｃ
ｋ”　のメツセージが戻るか、または所定の時間内に１
ｐγｇｐα７ｇ−αｈ　Ｊｌのメツセージが到着しない
ときには、マスタＭは’　ｃｏｍｍｉｔ　”のメツセー
ジを送らないで、′αｂｏｒｔ”のメツセージを送る。

こうすれば、２１４図図示の場合、２・ｎ回必要であっ
たコミット承認の確認のためのメツセージ転送が・　？
Ｌ＋１回で済むことになる。スレーブが多いほど、メッ
セージ数減少の効果は大きい。

なお、マスクとなるべきプロセッサ、およびスレーブと
なるべきプロセッサは、予め固定的に決まっているわけ
ではなく９通常、論理的に１まとまりの処理であるトラ
ンザクションが投入されたプロセッサが、マスクとなり
、他のプロセッサがスレーブとなる。分散された各デー
タベースの管理単位は、サイトと呼ばれる。オ６図は本
発明に係る１つのサイトのシステム構成例を示している
。

オ６図中、２はプロセッサ、３はデータベース。

４は端末、１０はログ・ファイル、１１は通信処理部、
１２は障害管理部、１３はコミットメント処理部、１４
はマスタ部、１５はスレーブ部、１６は構文解析部、１
７は意味解析部、１８は最適化部、１９は実行部を表わ
す。

プロセッサ２は、主記憶上の命令をフェッチして実行す
る処理装置である。例えば、端末４からチー　ｆｉ　ヘ
ー　スに対スる処理要求のトランザクションが投入され
ると、プロセッサ２がマスクとなる。

他のプロセッサから、ネットワークを介して、トランザ
クションの一部の処理依頼がなされると。

スレーブとなる。プロセッサ２がスレーブである場合に
は、コミットメント処理部１３のスレーブ部１５のみが
稼動する。マスクである場合には。

マスク部１４が稼動するが・′プロセッサ２が自己のデ
ータベース３に対する処理が必要なときに。

スレーブ部１５も稼動する。

端末４または通信処理部１１を介して他のプロセッサか
らデータベース３に対する処理要求があると、構文解析
部１６が起動される。構文解析部１６は、処理要求コマ
ンドまたはメツセージのシンタックス・チェックを行い
、　解析結果ヲ意味解析部１７に引き渡す。意味解析部
１７は処理要求内容を解読し、最適化部１８を呼び出す
。最適化。

部１８は、データベース処理の最適スケジュールを行い
、実行部１９に制御を渡す。実行部１９は。

データベースの処理実行にあたって、コミットメント処
理が必要であるかどうかを判断する。もし。

データベースを参照するだけで、更新しない場合には、
コミットメント処理は不要である。コミットメント処理
が必要な場合には、コミットメント処理部１３を呼び出
す。

コミットメント処理部１３は、牙７図およびオ８図を参
照して後述する如く、コミットメントの処理を実行する
。なお、実行部１９は、データベース３を更新するとぎ
に、Ａ１１７エーズにおいては、ログ・ファイル１０上
で仮更新する。このログ情報は、データベース３更新の
履歴情報ともなるもので、データベース３が破損した場
合には。

その復元に利用することができる。第２フエーズにおい
て、ログ・ファイル１０上のログ情報をデータベース３
に反映させて、データベース３を実更新する。

通信処理部１１は、コミットメント処理部１３゜実行部
１９等の通信処理依頼に対して、ネットワークを介して
、他のプロセッサとのメツセージの送受を処理するもの
である。回線障害等の障害があり、メツセージ通信がう
まく行がない場合には。

障害管理部１２によって２通信依頼元に、その旨伝達さ
れる。

マスク部１４７よ、コミットメントを行うにあたって、
オフ図図示の如く制御する。スレーブのプロセッサに対
してなされたトランザクションの一部の処理依頼に対し
て、全スレーブから’ｙｅｓ”の通知があったがどうか
を、″）ｖ７図図示処理３ｏによって１判定する。もし
、全スレーブがらｔ、、８ｍの通知がないときには処理
３４によって、全スレーブに１αｂｏｒｔ”のメツセー
ジを送る。

すべてのスレーブから’ｙｅｓ”の応答があれば。

処理３１によって９次のサイト、すなわち第１番目のス
レーブに’　ｐｒｅｐａｒｅ　−ａｃｋ　’のメツセー
ジを送る。なお、メツセージを巡回させる順番は、予め
固定的にテーブルに記憶しでおいでもよいが、メツセー
ジ通信のコストがもつとも小さくなるよう。

最適化を行うとさらによい。次に処理３２によって、最
終順番のスレーブからの’　ｐｒｅｐａｒｅ　−ａｏｋ
”のメツセージを待つ。もし＋　　’ｎａｃｋ”を受は
取るかまたは所定の時間内に’　ｐｒｅｐａｒｅ−αｈ
　ＩＩのメツセージが到着しない場合には、処理３４に
よって、全スレーブに’　ａｂｏｒｔ　”を送出する。

’　ｐｒｅｐａｒｅ　−ａｃｋ”を受は取ったならば、
処理３３によって、全スレーブに’ｃｏｍｍｉｔ”を送
る。

スレーブ部１５は、第８図図示の如く制御する。

マスクから依頼されたトランザクションの一部の処理が
、正常に終了したかどうかを、第８図図示処理４０によ
って判定する。正常に終了しない場合には、処理４６に
よって′ｔＬＯ″のメツセージをマスクに送り、処理４
７によってアポートして、依頼されたトランザクション
を無効にする。

処理が正常に終了したならば、処理４１によって＋　　
”１ｉａＢ’のメツセージをマスクに送る。次に処［４
２ｉ：よって、メツセージを待つ、到着シタメツセージ
が１αｂｏｒｔ　”であれば、処理４７により。

ログ・ファイル上の仮更新情報を無効にすることによっ
て、アポートを実施する。’　ｐｒｅｐａｒｅ　−ａｃ
ｋ　”のメツセージが到着し、コミットすることについ
て支障がなければ、処理４３によって１次のサイトに’
　ｐｒｅｐａｒｅ−ａｃｋ”を転送し、処理４４によっ
て次のメツセージを待つ。そして＋　　’　６０ｔｎｆ
ｎＬ１　”のメツセージが到着したならば、処理４５に
よって。

ログ・ファイル１０の仮更新情報をデータベースに反映
させてコミットを実施する。′αｂｏｒｔ”のメツセー
ジが到着したならば、処理４７によってアポートする。

（Ｆ）　　発明の詳細 な説明した如く本発明によれば、ｎ台のスレーブがある
とき、２フエーズコミツトメントＩｎにおけるコミット
承認を確認するためのメツセージの転送が、従来２・竹
回必要であったのに対し。

本発明によればｎ＋１回でよく、メツセージの転送コス
トを大幅に減少させることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は一般的な分散データベース処理システムの例、
第２図および第３図は従来のコミットメント制御の説明
図、第４図は従来方式の問題点説明図、第５図は本発明
の詳細な説明図９才６図は本発明の一実施例システム構
成図、オフ図はオ６図図示マスク部の制御説明図、第８
図はオ６図図示スレーブ部の制御説明図を示す。 図中、２はプロセッサ、３はデータベース、４は端末、
１０はログ・ファイル、１３はコミットメント処理部、
１４はマスタ部、１５はスレーブ部を表わす。 特許出願人　富士通株式会社

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 分散データベースをそれぞれ保持する複数のプロセッサ
   のうち１つのプロセッサがマスクとなり。 他のプロセッサがスレーブとなってトランザクションを
   処理する分散データベース処理システムであって、上記
   マスクはコミット準備指示に対してすべての上記スレー
   ブからのコミット承認を確認した後にコミット処理を指
   示するようにされた２フエーズコミツトメント制御を行
   う処理システムにおいで、上記マスクはコミット準備指
   示とコミット承認とを複合させたメツセージを１つの上
   記スレーブに送出するよう構成されるとともに、上記各
   スレーブは上記複合メツセージを受信したときにコミッ
   ト可能であれば当該複合メツセージを順次能のスレーブ
   に転送し、最終のスレーブは当該複合メツセージを上記
   マスクに転送するよう構成され、上記コミット準備指示
   とコミット承認とを複合させたメツセージを巡回させる
   ことによっでコミット承認を確認することを特徴とする
   巡回式２フ工−ズコミツトメント制御方式。