JPS59502041A - デ−タベ−スのロツキング - Google Patents

デ−タベ−スのロツキング

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JPS59502041A
JPS59502041A JP83503698A JP50369883A JPS59502041A JP S59502041 A JPS59502041 A JP S59502041A JP 83503698 A JP83503698 A JP 83503698A JP 50369883 A JP50369883 A JP 50369883A JP S59502041 A JPS59502041 A JP S59502041A
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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】 データベースのロッキング 基1鋒と1 本発明はデータベース、特に単一のデータベースの内容を多数で同時に更新しな いようにするためのデータベースのロッキングに関する。
背景技術 ディジタル記憶装置とプログラム方式によるディジタル計算機をそれぞれデータ ベース記憶媒体ならびにデータベースマネージャとして使用することは良く知ら れている。記憶装置は大量の情報をディジタル形式で記憶するのに用いられ、一 方データベースマネージャはデータベースを読み、書き、探索するための計算機 プログラムである。
レコードを基本的なデータベースの単位として定義するのは便利である。各レコ ードは多数のフィールドから成り、フィールドはレコードの内容を形成する特定 の情報を記憶する。多数の類似したレコードが集ってファイルを形成する。トラ ンザクションとはデータベースファイルをある矛盾のない状態からそのレコード のフィールドを変更して他の矛盾のない状態にする段階すなわち手続きの集合で ある。
データベース中のレコードを変更して、場合によっては誤りを修正し、場合によ っては在庫の追加や減少、資源の消費のような物理的世界の変化を反映してデー タベース中のレコードを変更することは頻々必要になる。実際に、多数のユーザ を持つ大きなデータベースでは1Å以上のユーザが同時にレコードにアクセスし てそのレコードを変更しようとすることができる。この多数同時アクセスの可能 性によってデータベースの内容にあいまいさが生ずることがないようにカードす る必要がある。すなわち、−人のユーザによって使用されるデータベースのレコ ードはすべての他のユーザが使用しないようにロックアウトしなければならない 。
これが多数のトランザクションが同時に存在するときの周知のデータロッキング お問題である。
任意のユーザがそのデータベースにアクセスしている間には全データベースをロ ックアウトすることももちろん可能である。しかしデータベースに対してアクセ スできる直列トランザクションの数は許容できなくなる位に低くなるので、これ は多数のユーザを持つデータベースでは現実的な解決方法ではない。このときに はシステムのスルーブツトは応用の要求を満足できないものになる。例えば航空 座席予約システムでは1日の便の予約のために1日の時間より長い時間がかかっ てしまうようなことにもなる。
これに対してすべての他のレコードをアクセスできるようにしておいて、実際に アクセスされているレコードだけをロックアウトすることもできる。しかし各デ ータレコードをロック、アンロックしたりするにはかなりの時間を必要とするか ら、すべてのレコードアクセスについてこのような時間を消費していてもシステ ムのスルーブツトは許容できるレベルより下ってしまう。
望ましいことは、データベース全体の比較的小さいサブセットで、個々のレコー ドの中でかなりd相関を持った集合であるレコードのブロックをロックアウトす るという妥協である。サブセットのロッキングは実行することができ、今までも 任意に行われて来たから、最適の機能のためにはいくつかの他のパラメータが適 合していなければならない。データのロックをかけたり、外したりするためのオ ーハヘソドは最小にしなければならず、ロックされるサブセットは任意に選択で きるようになっているべきである。
発」坏と」枚 本発明の一実施例に従えば、データベース中のデータレコードのサブセットはデ ータのロックアウトのために最適に選択されており、このようなロックアウトは 各トランザクションにひとつのローカルリストによって助けられる。データレコ ードの間の内部的に明白な関係を使って、変更によって相互に最も影響がありそ うなレコードを含むロッキングのレコードサブセットが選択される。さらにファ イルシステムによって各サブセントのひとつのレコードだけがロックアウトされ る。各サブセントの残りのレコードの識別情報は各トランザクションに関連しこ れらの他のレコードのロックアウト状態を判定するために返送することができる 各トランザクションに関連したロックアウトリストの中に保たれる。
これによってファイルシステムのロックアウトシステムの負荷は最小化される。
図面の簡単な説明 第1図はコンピュータによるデータベース管理システムのロッキングの手順を示 す一般的ブロック図;第2図は設備のユーザに対して設備を割当てるためのデー タベースのひとつの応用のブロック図: 第3図は電話サービスを提供するために用いられる電話の外部プラント設備の一 般的ブロック図; 第4図は特定の電話加入者にサービスを与えるのに用いられる典型的な外部プラ ント設備のグラフ表現;第5閏は第4図の設備の在庫を表わす有向グラフ;第6 図は第4図の設備の接続を表わす有向グラフ;第7閏は第6図のグラフのひとつ のノードの完全なグラフ表現;第8図ロック情報を表わす第7図のノードの典型 的なデータへ−スレコード; 第9図は第6図のグラフのノードをロックするための有向性非周期グラフの一部 のグラフによる表現である。
詳細な説明 第1図を参照すれば、図には典型的なデータベース管理システムのファイルアク セスプロセスの一般的フローチャートを示している。プロセスはボックス10で 始まり、示されたレコード識別(rid )番号によって識別されるレコードに アクセスするための要求が与えられる(FETCH)。ボックス11においては 、このレコードのロック状態がローカルあるいはグローバルのロッキング情報を 使ってチェックされる。もし何が他のトランザクションによってレコードがロッ クされていれば、現在のトランザクションは単にロックがクリアされるのを待つ 。
アクセスされるレコードがもはやロックされていなくなると、ボックス12に入 り、この状態ではアクセスされるべきレコードがロックされ、このユーザがレコ ードを使用しているときには、他のユーザがアクセスするのを防止することにな る。レコードアクセスが一部ロツクされると、データベースマネージャはボック ス13でレコードにアクセスすることができ、これを計算機のワークスベースに 持って来る。ボックス14で示されるように、応用プログラムはレコードの内容 を変死するためにレコードを処理することができる。
レコードの取扱いあるいは使用が完了すると、ボックス15を使ってレコードを データベースに戻すことができる。最後にボックス16において、レコードがデ ータベースに戻された後、ファイルアクセスはロック解除され、手続きは元の要 求した点に戻る。
第1図のアクセス手続きは完全に一般的であり、実質的にすべてのデータベース システムで使用することができる。このプロセスをもっと詳しく説明するために 、特定のデータベースとデータベース応用について詳しく述べ、本発明のロッキ ング手続きをより容易に理解できるようにしよう。
第2図を参照すれば、図には特定のデータベース応用の一般的プロ・7り図を示 している。第2図の情報処理システムは磁気ディスクバンクに含まれているもの と図示されたデータベース3o、データベースマネージャ31.応用プログラム 32のグループ、入力装置33および出力装置34から成る。データベースマネ ージャ31と応用プログラムは共にプログラマによってソースコードで書かれ、 コンバイプログラム(図示せず)によってオブジェクトコードにコンパイルされ 、汎用データプロセッサ35の内部メモリーに格納された計算機のプログラムで ある。ファイルロッキングの機構は通常はデータベースマネージャ31の一部で ある。
入力装置33はデータベース30中の情報を要求するサービスのために応用プロ グラム32に対して要求を与える。応用プログラム32はサービス要求を満足す るためにどのような情報が必要かを判定して特定のレコードのための要求をフォ ーマット化し、その要求をデータベースマネージャ31に転送する。データベー スマネージャ31はレコードを検索し蓄積する。
データベースマネージャ31のレコードアクセスルーチンはデータベース30か ら所望のレコードを検索し、情報を値として応用プログラム32に戻す。これら のレコードは次に応用プログラムにより利用され、場合によっては変更されて入 力装置33によって与えられた特定のサービス要求を満足させる。その結果は出 力装置34に与えられる。
装置33はキーボードで、装置34は表示スクリーンでこれは人間のユーザによ って操作される完全な端末になっtいてもよいが、装置33は同様に自動電子あ るいは機械装置(例えば、組立ラインの部品カウンタ)で、装置34は同様に自 動装置(例えば、在庫のレベルが低くなりすぎたときに在庫を注文する購入指示 発生器)であってもよい。このときには第2図のシステムは単に情報提供システ ムではなく、サービス提供システムとなる。サービス(在庫管理、設備割当、切 符発行その他)はデータベース3゜中の情報を利用することに依存しているが、 外部世界であるタイプのサービスの基本を与えるためにその情報の先に行く。
第1図、第2図に関連して本発明を一般的に説明したので、残りの図面はデータ ベース表現の特定の応用を詳細に説明するために使用する。この応用は物理的設 備(線、ケーブル、端子ボックスその他)を加入者に割当ててその加入者の電話 機をローカル電話局に接続する問題である。このような割当は比較的長時間の間 不変であるが、顧客が引越しをすれば設備の割当は変更しなければならない。何 方もの顧客を取扱かう交換局ではこのような設備の割当は労力を要する大きな仕 事である。このような割当の能率を最大にし、コストを最小にすることは従って 、電話会社の重要な活動である。
第3図を参照すれば、図には電話加入者をローカル交換局に接続するのに使用さ れる典型的な設備の説明図を示している。これらの設備はすべて交換局40の外 にあるからこれらは外部プラント設備と呼ばれる。このような外部プラント設備 はケーブル41乃至45のような多導体ケーブルを含み、その各々は多数銅線の より対線、多チヤネルペアゲインシステムあるいは光ファイバを含む。一般にひ とつのより対線が一人の顧客に電話サービスを提供するのに使用される。ある地 域では外部プラント相互接続システムで三つあるいはそれ以上のレベルのケーブ ル(f3、f4その、他)を必要とする。
相互接続端子44および47は電気的な線の対を相互に接続するための装置であ る。これらは交換局からの線対を接続するためのパインディングポストの集合( 内側の集合)と他の方向(フィールド側)の線対を接続する他方の集合(外側の 集合)とを有している。さらに相互接続端子は選択された内側の対と選択された 外側の対を接続し、これによって分配ケーブル対とフィーダケーブル対の間の物 理的相互接続を行うジャンパ線を持っている。ケーブルおよび対には交換局側の 端とフィールド側の端がある。
ケーブル41乃至45の選択された点には分配端子48がある。
これらの分配端子もまたケーブル対を顧客の家51および52に接続されたそれ ぞれドロップ線49および50のような顧客サービス線に接続するためのパイン ディングポストを持っている。分配端子は典型的には家の集中した所に設けられ ており、歩道あるいは顧客宅内の電柱上に位置する。
電話サービスを電話加入者の家に提供するための割当問題はデータベース中で加 入者の電話機セントと交換局の間で完全な電気回路(ローカルループ)を形成す るのに必要な線、端子、パインディングポストおよび顧客サービス線を割当てる 問題である。データベース中で一度割当てをした後、サービス開始の時点でフィ ールドにおいて対応する物理的接続を形成しなければならない。
第4図には第3図の家52に対して電話サービスを提供するために割当てられる 特定の設備を図示している。この場合は交換局40を相互接続端子46に接続す るケーブル41はケーブル″01″として示されている。ケーブル01の中の家 52に割当てられた特定の対は対“21”であり、これは二項記法“01:21  ”で表わされる。対01:21のフィールド端は端子46の内側のバインディ ングポスト52に接続されている。内側のバインディングポスト52はジャンパ 線によって外側のパインディングポスト302に接続されている。ケーブル44 の121番目の対(対0101:121)の交換局側の端は、端子46のバイン ディングポスト302に接続されている。他端(フィールド端)においては、対 0101 :121は分配端子48を通してドロップ線50に接続され、そこか ら家52に行っている。
このループに使用されている設備はタイプ(対、ケーブル、端子、その他)と内 部識別番号を持ち、オプションとして外部識別番号を持っていることがわかる。
一般的な問題は設備の在庫管理に用いられ、同時に顧客と交換局の間のサービス を提供するループにこれらの設備を割当てたり、割当変更したりするのに使用で きるデータベースを形成することである。
第5図には第4図にグラフで示した外部プラント設備を形成する設備在庫の従来 技術による有向グラフを用いた標準的な表現を示している。第5図の各ボックス はグラフのノードであり、ひとつのノードが在庫の中の物理的実体ごとに設けら れている。この場合ボックス60はケーブル41を表わすグラフのノードであり 、ノード61は相互接続端子46を表わし、ノード62は対01:21を表わし 、ノード63はケーブル44を表わし、ノード64は対0101:121を表わ し、ノード65は分配端子48を表わし、ノード66は家52を表わす。これら のノードは実体関係データベースにおける実体である。
これらの実体の間の関係は第5図でノードの間の矢印によって表わされる。この 場合矢印67はケーブル41が端子46に接続されているので、“接続されてい る”という関係を表わす。矢印68は対01:21がケーブル41に含まれてい るがら、“含まれている”という関係を表わす。最後に矢印69は“接続されて いる”という情報と、さらにバインディングポストじCORP52”)に関する 他の情報、すなわち、端子46の交換局側(内側)のバインディングポスト52 の情報を表わす。第5回の他の矢印も同様の意味を持つが、分配端子48と家5 2が“取扱かわれる”と“取扱かう”という相互関係を持ち、顧客サービス線5 0については簡単のため省略しであるということ以外ここでは説明しない。
第5図に示された在庫情報はループプラントで使用される物理的設備を管理する のに必要である。しかしこれは顧客に対して電気回路(ループ)を割当てるのに は、特に便利ではない。第6図にはこれらと同一のノードの間のエツジの集合で 、ループの割当にもっと適したものを示す。
第6図には第5図に示したのと同一のノード(ケーブル・ノードを除く)が繰返 されており、これに回線ノード8oが加わっている。第6図は部品の在庫(第5 図)とは別に通信回線の接続を表わしている。回線(通常はループと呼ばれ、ノ ード8oの電話番号で名付けられる。)は三つの部分すなわち二対Q1:21、 対0101:121および家52 (ドロップ線5oによる)から成る。これら の三つの部分は端子を通して相互に接続されている。
割当処理の効率化のためには対01:21が対0101:121と接続されてい ることを直接知ることが望ましい。これと同時に、これらの相互接続が端子と特 定のバインディングポストで行われていることを知る必要がある。エツジ81と 82は接続された対とそれを通して接続が行われている端子を同時に示している 。第6図の表現では、対と対の接続は検出することができるが、設備の割当のた めにデータヘースをさらに探索することは非常に能率が悪い。
対0101:121 (ボックス64)と家52(ボックス66)の相互接続は 同様に二つのエツジ83および84で表わされており、これは回線のこの部分と 同一の機能を持っている。在庫を変更することなく、ジャンパ線を使って物理的 設備を他の回線に割当てることができることに注意していただきたい。すなわち 第6図の接続は第5図の在庫を変化することなく変更できるのである。
第6図のグラフは割当てられた電気的回線の在庫を管理するのに使用され、第5 図は物理的部分の在庫の管理に使用される。これらは共に電話加入者を適切に取 扱かうために必要である。
第7図には第3図に示した物理的設備と回線割当の両方を表わすのに使用される データヘースのひとつのレコードのグラフによる表現を示している。第8図で表 わされたレコードは対0101:121を示すものである。レコードは本体部( ボックス62)と複数のエツジ部82.83.86.87.88および89を含 み、その一部(82,83)はハイパエツジである。第7図に示されたレコード は対0101:121に関するデータヘース中のすべての情報を含んでいる。外 部世界でこの対を示す名前(対101:121)はエツジ90番うよって指され る別個の実体91になっていることに注目されたい。各レコードの内部識別情報 は内部番号によって行われ、これによって関連するレコードに直接アクセスでき るようになっている。さらに、その内部参照番号をすべて変更しなくても、実体 の外部名は変更できる。
第8図には対0101:j21のデータヘース中のレコードの英数字による表現 を示している。レコードの本体部がまず現われるが、エツジは任意の順序になっ ている。この構成では特定のエツジを探索しなければならない。その代わり、エ ツジを予め定められた順序にならべて直接にアクセスするようにしても良い。次 に第8図のデータレコードの内容について説明しよう。
まず各々の物理的設備は外部世界で知られている名前とは異なった内部識別番号 によって識別されることに注意しておく。これらの内部識別番号は識別されるレ コードに対して一義的であり、これによってコンピュータによるレコードの管理 を単純化し、外部世界における名前を任意にし、しかも変更できるようにする。
第8図に示すように特別のエツジ90が外部名91 (対“0101 :12ビ )を指6ており、これは第8図の行’g 1−g 3に示されている。
行cl−c5と行fl−f5のエツジはハイパエツジであり、各々は二つのレコ ード識別番号を含んでいる。各々の本体およびエツジは“応用データ”と呼ばれ るひとつあるいはそれ以上の行を含んでおり、これはデータベース情報を外部世 界の問題に応用するときに有用な情報である。例えば、行c−5ではエツジは端 子の交換局側のバインディングポスト(これは端子のフィールド側のバインディ ングポストと区別される)を指すものであることが示される。行e−3では対は 分配端子の内側(外側でなく)で、“青−緑”のスタブ線に接続されていること が示される。エツジhih2はこの対がその一部となっているループ回線を示し ている。
この種のデータヘースでは通常そうであるように、レコードの内容があいまいに なること防止するために2Å以上のユーザがデータヘース中のレコードを同時に 変更するのを防止する必要がある。さらに、各レコードアクセスをロックアウト するあるいはそのどれかがアクセスされているときにすべてのレコードをロック アウトする通常の解決方法には大きな欠点がある。各々のレコー) ドを個々にロックアウトするのに必要なオーバヘッドは処理時間からも記憶空間 の大きさからも禁止的である。これに対して各アクセスのたびにすべてのレコー ドをロックアウトすることにすれば、すべてのアクセスは直列的になり、時間当 りに取扱かうことができるトランザクションの数は禁止的に減少してしまう。こ こで示している電話ループ設備割当制御システムの例ではいずれの方法も実現性 がない。
本発明に従えば、この問題に対する解決はアクセスされるレコードを含む小さい 部分集合をロックし、他のレコードをすべて同時にアクセスするよ′うに開いて おくようにすることによってこの問題に対する解決が得られる。詳しく述べれば 、データベースレコードによって表現される物理システムの属性を利用して、妥 当な大きさを持ち単一のレコードのアクセスの拒否によって全体の依存関係のあ る多レコードデータ構造をアクセスから保護できるような機能的関係を持つレコ ード′の部分集合が選択される。第3図乃至第8図に示した特定のシステムにお いては、f1フィーダケーブル(交換局に一番近いケーブル)のレコードをロッ クすれば、そのフィーダケーブルによって取扱かわれる可能性があるすべての対 、端子および分μケーブルへのアクセスを防止することができる。設備の割当は すべて適切なフィーダケーブルの割当を必要とするから、もしそのフィーダケー ブルがロックアウトされれば、そのフィーダケーブルに接続できるすべての設備 に対するアクセスが止められることになる。
さらに本発明に従えば、ロック操作はロッキンググラフ、すなわち第7図および 第8図によって表わされる有向性グラフに重畳されたバーテックスとエツジのシ ステムの助けによって行われる。
この重畳されたロッキンググラフは元のグラフのすべてのバーテンクス(すべて の物理的設備)を含んでいるが、エツジについてはフィーダケーブルを指してい るものだけを含んでいる。この結果得られるを同性の非循環グラフを周知の方法 でたどって、それから特定のレコードがアクセスされるすべてのフィーダケーブ ルを識別することができる。これらのフィーダケーブルのレコードは次にロック されて任意の先にアクセスされたレコードへの第2のアクセスを止めることを保 証する。
さらに本発明に従えば、重畳された有向性非循環グラフは各レコードの本体に付 加されたロッキングフィールドLK(線a−5)に含まれている。各レコードの ロッキング路が各レコードそのものの中に準備できているということはそのレコ ードをロックするために必要な処理時間を大幅に短縮し、これによってロック操 作のためのオーバヘッドが減少し、レコードをロック、アンロックする速度を向 上する。
第9図には第5図および第6図の有向性グラフのための部分ロッキング路を示し ている。第5図と共通の参照番号が第9図にもくりかえされている。第9図に示 したエツジはf1ケーブル60(あるいは他のf1ケーブル)に向けたエツジだ けである。従って各f1ケーブルのレコードはf1ケーブルのレコードを通して アクセスできるすべての他のレコードを含むトリーの“ルート”となっている。
従ってロック操作のアルゴリズムは単にそのルートの各々に有向非循環グラフ( DAC)を通ってたどってゆき各ルート(各f1ケーブル)をロックするように アクセスされたレコードのロッキングエントリーを使用することになる。このよ うなりACは少数のルートしか持たないから、このプロセスは迅速にわずかなソ フトウェアのオーバヘッドで実行できることになる。
第8図では、ロックのためのDAC情報社線a−5に見られ、ここで“LK”ロ ックエツジはノード453すなわちケーブル63を指していることがわかる。こ の情報はデータベースマネージャによってこのレコードとf1ケーブルのレコー ド60を含むすべての他のレコードをロックするために使用される。
レコードのロック操作は第1表の擬似コードによって実現される。すでにロック されているすべてのレコードがリスト上に来るように各トランザクションの間に リスト(L I ST)が構成される。この方法によって、トランザクションの 前の部分によってすべにロックされているレコードをロックしないようにして時 間の節約をはかる。多くのトランザクションはロック用0DAGの同一の技のレ コードに開扉しているから、LISTを保持しておく価値があるのである。
add rid to LIST; return; 手続き” DBMSLOCR”は実際にルートレコード(LK”エントリーを持 つレコード)をロックするものであり、使用されるハードウェアのシステムに依 存するものである。
FIG、/ FIG、 3 翔忙裁) FIG、7 Lつ一μ゛すす 0101:121 FIG、 9 0・ソフmP)″ラフ 国際調育報告

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 1. データヘース管理システムにおいて、(1)該データベースシステム中の 情報レコードのすべての有向性非循環ロッキンググラフを生成し、(2) アク セスされる各レコードについて、該ロッキンググラフを使用して該ロッキンググ ラフの最も近いルートレコードを識別し く3) それに対する同時アクセスを防止するために該ルートレコードをロック する 段階を含むことを特徴とするレコードをロックする方法。 2、請求の範囲第1項に記載のレコードをロックする方法において、有向性非循 環グラフを生成する該段階はさらに(4)該有向性非循環グラフの該レコードに 隣接したレコードを識別するための記憶位置を該レコードの各々に設ける段階を 含むことを特徴とするレコードをロックする方法。 3、請求の範囲第1項に記載のレコードをロックする方法において、さらに (4) 単一のトランザクションの間に先にロックされたレコードのリストを保 持し、 (5)段階(2)および(3)を実行する前に該リストに対して現在のレコード を検査し、 (6)該リストが現在のレコードを含んでいないときだけ段階(2)および(3 )を実行する 段階を含むことを特徴とするレコードをロックする方法。 4、 請求の範囲第1項に記載のレコードをロックする方法において、段階(1 )は (1a)該レコードを“で使用されている”あるいは“に含まれている”という 階層構造で関連付け、(1b)レコードの間の該“で使用されている”あるいは “に含まれている”関係を表わす該有向性非循環ロッキンググラフのエツジを選 択する 段階を含むことを特徴とするレコードをロックする方法。 5、複数のレコードを含むデータベースシステム中でデータのロックを行う装置 において、該装置は 該レコードのすべての有向性非循環ロッキンググラフを表わす手段と、 該グラフ表現を利用して該グラフのアクセスされたレコードに最も近いルートを 探す手段と、 該アクセスされたレコードに対するさらに他のアクセスを防止するために該ルー トレコードをロックする手段とを含むことを特徴とするデータロック装置。 6、請求の範囲第5項に記載の装置において、さらに該有向性非循環グラフのエ ツジの少なくともひとつを記憶するための該ルートレコード以外の該レコードの 各々における手段を含むことを特徴とするデータロック装置。 7、請求の範囲第5項に記載の装置において、さらに単一のトランザクションの 間に先にロックされたレコードのリストを記憶する手段と、 もし該アクセスされたレコードが該リスト中にあれば、該探索とロック手段を消 勢する手段と を含むことを特徴とするデータロック装置。
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