JPS5955553A - 分散デ−タベ−ス・システムにおけるタイムスタンプ同期方式 - Google Patents
分散デ−タベ−ス・システムにおけるタイムスタンプ同期方式Info
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- JPS5955553A JPS5955553A JP57165677A JP16567782A JPS5955553A JP S5955553 A JPS5955553 A JP S5955553A JP 57165677 A JP57165677 A JP 57165677A JP 16567782 A JP16567782 A JP 16567782A JP S5955553 A JPS5955553 A JP S5955553A
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- time
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F1/00—Details not covered by groups G06F3/00 - G06F13/00 and G06F21/00
- G06F1/04—Generating or distributing clock signals or signals derived directly therefrom
- G06F1/14—Time supervision arrangements, e.g. real time clock
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の技術分野］
本発明は、各ノードで発生するトランザクションに付加
されるタイム・スタンプの値を比較することによりトラ
ンザクションの同時実行制御を行うようになった分散デ
ータベース・システムにおいて、タイム・スタンプの中
の時刻を所定方法で作成された論理時刻としたものであ
る。
されるタイム・スタンプの値を比較することによりトラ
ンザクションの同時実行制御を行うようになった分散デ
ータベース・システムにおいて、タイム・スタンプの中
の時刻を所定方法で作成された論理時刻としたものであ
る。
第１図ないし第６図は従来技術を説明するものであって
、第１図は分散データベース・システムの概要を示す図
、第２図はトランザクションの実行例を示す図、第３図
はタイム・スタンプの構成を示す図、第４図および第５
図はタイム・スタンプを用いた同時実行制御を説明する
図、第６図はタイム・スタンプのローカル時刻に大きく
差がある場合の実行例を示す図である。
、第１図は分散データベース・システムの概要を示す図
、第２図はトランザクションの実行例を示す図、第３図
はタイム・スタンプの構成を示す図、第４図および第５
図はタイム・スタンプを用いた同時実行制御を説明する
図、第６図はタイム・スタンプのローカル時刻に大きく
差がある場合の実行例を示す図である。
第１図において、 Ｎ４とＮ２はノード、ＤＢｌとＤＢ
２はローカル・データベース、ＤＢは分散データベース
、ＴｒＪとＴｒ２はトランザクション、 Ｕｌｌないし
Ｕ２２はユーザをそれぞれ示している。
２はローカル・データベース、ＤＢは分散データベース
、ＴｒＪとＴｒ２はトランザクション、 Ｕｌｌないし
Ｕ２２はユーザをそれぞれ示している。
ノードＮ１およびＮ２はホスト計算機であり１図示の例
ではノードＮ１は東京に存在し、ノードＮ２は大阪に存
在する。ノードＮ１には複数のユーザＵ１１、Ｕ１２な
どが存在し、ノードＮ２にも複数のユーザＵ２１．Ｕ２
２などが存在する。また、東京にはローカル・データベ
ースｐＢ１が設置され、大阪にはローカル・データベー
スＤＢ２が設置されている。
ではノードＮ１は東京に存在し、ノードＮ２は大阪に存
在する。ノードＮ１には複数のユーザＵ１１、Ｕ１２な
どが存在し、ノードＮ２にも複数のユーザＵ２１．Ｕ２
２などが存在する。また、東京にはローカル・データベ
ースｐＢ１が設置され、大阪にはローカル・データベー
スＤＢ２が設置されている。
この例では、ローカルφデータベースＤＢ１とローカル
・データベースＤＢ２が分散データ・ベースＤＢを構成
している。ユーザＵｌ １． ’［Ｊｌ ２． ’［Ｊ
２１． ’［Ｊ２２にとっては、データベースは１個と
して認識され。
・データベースＤＢ２が分散データ・ベースＤＢを構成
している。ユーザＵｌ １． ’［Ｊｌ ２． ’［Ｊ
２１． ’［Ｊ２２にとっては、データベースは１個と
して認識され。
東京のデータベース、大阪のデータベースというように
意識する必要はない・例えば、ユーザＵｌｌのアクセス
したいデータがローカル・データベースＤＢＩにある場
合には、ノーＦＮｌ ＆−］゛、 ）ランザクジョンＴ
ｒｉを生成し、トランザクションＴｒｌを実行すること
によりローカル・データベースＤＢＩ乞アクセスし、ユ
ーザＵ２１のアクセスしたいデータがローカル・データ
ベースＤＢ】にある場合には、ノードＮ２はトランザク
ション’ｌ’ｒ２を生成し、このトランザクション’［
’ｒ２をノードＮ１へ送る。ノードＮ１は、入力された
トランザクション’ｌ’ｒｌおよびＴｒ２を実行する。
意識する必要はない・例えば、ユーザＵｌｌのアクセス
したいデータがローカル・データベースＤＢＩにある場
合には、ノーＦＮｌ ＆−］゛、 ）ランザクジョンＴ
ｒｉを生成し、トランザクションＴｒｌを実行すること
によりローカル・データベースＤＢＩ乞アクセスし、ユ
ーザＵ２１のアクセスしたいデータがローカル・データ
ベースＤＢ】にある場合には、ノードＮ２はトランザク
ション’ｌ’ｒ２を生成し、このトランザクション’［
’ｒ２をノードＮ１へ送る。ノードＮ１は、入力された
トランザクション’ｌ’ｒｌおよびＴｒ２を実行する。
なお、トランザクションとは。
完結した１つの処理単位である・
第２図はトランザクションの実行例を示す図である１例
えば入金があった場合、その人の預金残高をリードし、
リード・データに入金額を加算したものを預金残高とし
てライトする必要がある。
えば入金があった場合、その人の預金残高をリードし、
リード・データに入金額を加算したものを預金残高とし
てライトする必要がある。
トランザクションＴｒ １． Ｔｒ ２は、このような
処理を行うためのものである６いま、成る人甲の口座に
東京から１万円の入金があり、大阪から１万円の入金が
あったと仮定する。 ＲＥＡＤＩＡを実行したところ、
甲の口座の預金残高が１０万円であったとすると、 Ｗ
ＲＩＴＥＩＡで甲の口座の預金残高が１１万円に書き改
められる。トランザクションＴｒ２をＷＲＩＴＥＩＡの
前に実行すると、下記のような矛盾が生ずる。 ＲＥＡ
Ｄ２Ａを実行すると、甲の口座の預金残高１０万円がリ
ードされる。この１０万円に入金額１万円を加算し、１
０万円に入金額１万円を加算して得られろ１１万円をＷ
ＲＩＴＥ２Ａで甲の口座の預金残高の欄にライトする０
本来であれば、東京と大阪とから、それぞれ１万円ずつ
入金があったので、甲の口座の預金残高は１２万円であ
る筈であるが、第２図のようにしてトランザクションＴ
ｒｉ、Ｔｒ２を実行すると、甲の口座の預金残高は１１
万円に々ってしまう、このような矛盾の発生を防止する
ため、トランザクションにタイム・スタンプを付加し、
タイム・スタンプを用いてトランザクションの同時実行
を制御することが行われている。第３図は従来のタイム
・スタンプの構成を示すものである。従来のタイム・ス
タンプは、ローカル時刻と）−ド識別子より構成されて
いる。
処理を行うためのものである６いま、成る人甲の口座に
東京から１万円の入金があり、大阪から１万円の入金が
あったと仮定する。 ＲＥＡＤＩＡを実行したところ、
甲の口座の預金残高が１０万円であったとすると、 Ｗ
ＲＩＴＥＩＡで甲の口座の預金残高が１１万円に書き改
められる。トランザクションＴｒ２をＷＲＩＴＥＩＡの
前に実行すると、下記のような矛盾が生ずる。 ＲＥＡ
Ｄ２Ａを実行すると、甲の口座の預金残高１０万円がリ
ードされる。この１０万円に入金額１万円を加算し、１
０万円に入金額１万円を加算して得られろ１１万円をＷ
ＲＩＴＥ２Ａで甲の口座の預金残高の欄にライトする０
本来であれば、東京と大阪とから、それぞれ１万円ずつ
入金があったので、甲の口座の預金残高は１２万円であ
る筈であるが、第２図のようにしてトランザクションＴ
ｒｉ、Ｔｒ２を実行すると、甲の口座の預金残高は１１
万円に々ってしまう、このような矛盾の発生を防止する
ため、トランザクションにタイム・スタンプを付加し、
タイム・スタンプを用いてトランザクションの同時実行
を制御することが行われている。第３図は従来のタイム
・スタンプの構成を示すものである。従来のタイム・ス
タンプは、ローカル時刻と）−ド識別子より構成されて
いる。
ローカル時刻とはノードの有している時計の示す時刻で
あシ、ノード識別子とは東京や大阪などを示すものであ
る１例えば、ノードＮ２の発行したトランザクションＴ
ｆ２に対しては、ノードＮ２の時計の示す時刻と大阪と
いう識別子とをもつタイム・スタンプが付加される。
あシ、ノード識別子とは東京や大阪などを示すものであ
る１例えば、ノードＮ２の発行したトランザクションＴ
ｆ２に対しては、ノードＮ２の時計の示す時刻と大阪と
いう識別子とをもつタイム・スタンプが付加される。
第４図および第５図はタイム・スタンプを用いたトラン
ザクションの同時実行制御を説明する図である。第４図
において、ＴＳｒはデータＡのＲＥＡＤタイム・スタン
プ領域、ＴＳｗはデータＡのＷＲＩＴＥタイム・スタン
プ領域をそれぞれ示している。また、ＴＳはタイム舎ス
タンプ、 Ｔｒ、はトランザクションを示している。デ
ータＡのＲＥＡＤタイム・スタンプ領域Ｔ８ｒには、最
近にデータＡをＲＥＡＤ したトランザクションＴｒの
タイム・スタンプＴＢが書込まれ、また、データＡのＷ
ＲＩＴＩｌｉ２タイムスタンプ領域ＴＳｗには、最近に
データＡをライトしたトランザクションＴｒのタイム・
スタンプＴＳがライトされる− ＲＥＡＤ２Ａを行うに
際してはトランザクションＴｒ２のタイム・スタンプＴ
ＳとデータＡのＷＲＩＴＥタイム・スタンプ領域’Ｉ’
Ｓｗの内容とを比較し、 ＷＲＩＴＥＩＡを行うに際し
てはトランザクション’ｌ’ｒｔのタイム・スタンプＴ
ＳとデータＡのＲＥＡＤタイム・スタンプ領域ＴＳｒの
内容とを比較する。第５図はオペレーションのチェック
ノ例ヲ示すものである。第５図において、■はＲＥＡＤ
オペレーションノチェック例（ＲＥＡＤ２Ａ ） ’ｌ
ｐｔ 示Ｌ −■はＷＲＩＴＥオペレーションにおける
チェックの例（ＷＲＩＴＥｘＡ）を示している。上記の
■は、トランザクションＴｒ２のタイム・スタンプＴＳ
がデータＡのＷＲＩＴＥタイム・スタンプ領域の内容よ
り小さい場合にはトランザクションＴｒ２をアボート（
ａｂｏｒｔ）シ、それ以外の場合にはＲＥＡＤ２Ａを実
行し、トランザクションＴｒ２のタイム・スタンプＴＳ
をデータＡのＲＥＡＤタイム・スタンプ領域ＴＳｒＫ書
込むべきことを示している。■は、トランザクションＴ
ｒｌのタイム・スタンプＴ８がデータＡのＲＥＡＤタイ
ム・スタンプ領域ＴＳｒの内容より小さい場合にはトラ
ンザクションＴｒｌをアボートし、それ以ンＴｒ１のタ
イム・スタンプＴＳをデータＡのＷＲＩＴＥタイム・ス
タンプ領域Ｔ Ｓ ｗ Ｉｃ書込むべきことを示してい
る。
ザクションの同時実行制御を説明する図である。第４図
において、ＴＳｒはデータＡのＲＥＡＤタイム・スタン
プ領域、ＴＳｗはデータＡのＷＲＩＴＥタイム・スタン
プ領域をそれぞれ示している。また、ＴＳはタイム舎ス
タンプ、 Ｔｒ、はトランザクションを示している。デ
ータＡのＲＥＡＤタイム・スタンプ領域Ｔ８ｒには、最
近にデータＡをＲＥＡＤ したトランザクションＴｒの
タイム・スタンプＴＢが書込まれ、また、データＡのＷ
ＲＩＴＩｌｉ２タイムスタンプ領域ＴＳｗには、最近に
データＡをライトしたトランザクションＴｒのタイム・
スタンプＴＳがライトされる− ＲＥＡＤ２Ａを行うに
際してはトランザクションＴｒ２のタイム・スタンプＴ
ＳとデータＡのＷＲＩＴＥタイム・スタンプ領域’Ｉ’
Ｓｗの内容とを比較し、 ＷＲＩＴＥＩＡを行うに際し
てはトランザクション’ｌ’ｒｔのタイム・スタンプＴ
ＳとデータＡのＲＥＡＤタイム・スタンプ領域ＴＳｒの
内容とを比較する。第５図はオペレーションのチェック
ノ例ヲ示すものである。第５図において、■はＲＥＡＤ
オペレーションノチェック例（ＲＥＡＤ２Ａ ） ’ｌ
ｐｔ 示Ｌ −■はＷＲＩＴＥオペレーションにおける
チェックの例（ＷＲＩＴＥｘＡ）を示している。上記の
■は、トランザクションＴｒ２のタイム・スタンプＴＳ
がデータＡのＷＲＩＴＥタイム・スタンプ領域の内容よ
り小さい場合にはトランザクションＴｒ２をアボート（
ａｂｏｒｔ）シ、それ以外の場合にはＲＥＡＤ２Ａを実
行し、トランザクションＴｒ２のタイム・スタンプＴＳ
をデータＡのＲＥＡＤタイム・スタンプ領域ＴＳｒＫ書
込むべきことを示している。■は、トランザクションＴ
ｒｌのタイム・スタンプＴ８がデータＡのＲＥＡＤタイ
ム・スタンプ領域ＴＳｒの内容より小さい場合にはトラ
ンザクションＴｒｌをアボートし、それ以ンＴｒ１のタ
イム・スタンプＴＳをデータＡのＷＲＩＴＥタイム・ス
タンプ領域Ｔ Ｓ ｗ Ｉｃ書込むべきことを示してい
る。
第６図はタイム・スタンプのローカル時刻に大きく差が
ある場合の英行例を示す図である。この例では、トラン
ザクションＴｒｉのタイム・スタンプは１０時００分を
示しており、トランザクションＴｒ２のタイム・スタン
プは９時００分を示している。最初に、トランザクショ
ンＴｒｉのＲＥＡＤ ＩＡが実行される。そうすると、
ＡのＲＥＡＤタイム・スタンプ領域ＴＳｒに１ｏ時ｏｏ
分が７Ｊ込まれる。
ある場合の英行例を示す図である。この例では、トラン
ザクションＴｒｉのタイム・スタンプは１０時００分を
示しており、トランザクションＴｒ２のタイム・スタン
プは９時００分を示している。最初に、トランザクショ
ンＴｒｉのＲＥＡＤ ＩＡが実行される。そうすると、
ＡのＲＥＡＤタイム・スタンプ領域ＴＳｒに１ｏ時ｏｏ
分が７Ｊ込まれる。
次に、トランザクションＴｒＩのＷＲＩＴＥＩＡが実行
され、ＡのＷＲＩＴＥタイム・スタンプ領域ＴＳｗに１
０時００分が書込まれる。 ＷＲＩＴＥＩＡの後にトラ
ンザクションＴｒ２のＲＥＡＤ２Ａの実行が開始される
。しかし、 ＴＳ （Ｔｒ ２ ）＜ＴＳｗ 、即ちト
ランザクションＴｒ２のタイム・スタンプ（９時ｏｏ分
）がＷＲＩＴＥタイム・スタンプ領域ＴＳｗの値（１０
時００分）より小さいので、トランザクションＴｒ２は
アボートされる。トランザクションＴｒ２がアボートさ
れる・ トランザクションＴｒ２が７ボートサレると１
発行元であるノードＮ２はタイム・スタンプを変更して
トランザクションＴｒ２を再発行する。
され、ＡのＷＲＩＴＥタイム・スタンプ領域ＴＳｗに１
０時００分が書込まれる。 ＷＲＩＴＥＩＡの後にトラ
ンザクションＴｒ２のＲＥＡＤ２Ａの実行が開始される
。しかし、 ＴＳ （Ｔｒ ２ ）＜ＴＳｗ 、即ちト
ランザクションＴｒ２のタイム・スタンプ（９時ｏｏ分
）がＷＲＩＴＥタイム・スタンプ領域ＴＳｗの値（１０
時００分）より小さいので、トランザクションＴｒ２は
アボートされる。トランザクションＴｒ２がアボートさ
れる・ トランザクションＴｒ２が７ボートサレると１
発行元であるノードＮ２はタイム・スタンプを変更して
トランザクションＴｒ２を再発行する。
この結果、ノードＮ２からのトランザクションＴｒ２は
、ノードＮ２のローカル時刻が１０時００分以降になら
ないと実行できない。
、ノードＮ２のローカル時刻が１０時００分以降になら
ないと実行できない。
上記のように、従来技術においてはタイム・スタンプは
ローカル時刻とノード識別子を連結して作成し、トラン
ザクションに付加しているが、ｃＰＵ時計の値をそのま
＼タイム・スタンプに用いると、各ノード毎に差がある
ので、トランザクションに優先順位がついてしまい、ノ
ードについて平均的に処理されないという欠点がある。
ローカル時刻とノード識別子を連結して作成し、トラン
ザクションに付加しているが、ｃＰＵ時計の値をそのま
＼タイム・スタンプに用いると、各ノード毎に差がある
ので、トランザクションに優先順位がついてしまい、ノ
ードについて平均的に処理されないという欠点がある。
本発明は、上記の考察に基づくものであって。
タイム・スタンプの時刻をノード間で同期させることに
より何れのノードで発生したトランザクションでも同じ
実行優先順位が与えられるようにした分散データベース
・システムにおけるタイム・スタンプ同期方式を提供す
ることを目的としている− 〔発明の構成〕 そしてそのため、本発明の分散データベース・システム
における同期方式は、複数のノードと。
より何れのノードで発生したトランザクションでも同じ
実行優先順位が与えられるようにした分散データベース
・システムにおけるタイム・スタンプ同期方式を提供す
ることを目的としている− 〔発明の構成〕 そしてそのため、本発明の分散データベース・システム
における同期方式は、複数のノードと。
ノードに接続されたローカル・データベースと。
ノード間を接続するリンクとを具備し、ローカル・デー
タベースを制御するノードが、トランザクションに付加
されているノード識別子と時刻とよシ成るタイム・スタ
ンプを用いてトランザクションの同時実行制御を行うよ
うになった分散データベース・システムにおいて、新た
なノードが分散データベース・システムのネットワーク
に加入した時、新たなノードと上記ネットワークにリン
ク済のノードとの間でローカル時刻を通知し合い。
タベースを制御するノードが、トランザクションに付加
されているノード識別子と時刻とよシ成るタイム・スタ
ンプを用いてトランザクションの同時実行制御を行うよ
うになった分散データベース・システムにおいて、新た
なノードが分散データベース・システムのネットワーク
に加入した時、新たなノードと上記ネットワークにリン
ク済のノードとの間でローカル時刻を通知し合い。
各ノードにおいて複数のノードのローカル時刻のうちの
最大のローカル時刻と自己のローカル時刻とのオフセッ
ト値を求め、各ノードがトランザクションを発信すると
き、自己のローカル時刻にオフセット値を加えて得られ
る論理時刻をトランザクションのタイム・スタンプの中
に誉込むようにしたことを特徴とするものである。
最大のローカル時刻と自己のローカル時刻とのオフセッ
ト値を求め、各ノードがトランザクションを発信すると
き、自己のローカル時刻にオフセット値を加えて得られ
る論理時刻をトランザクションのタイム・スタンプの中
に誉込むようにしたことを特徴とするものである。
以下１本発明を図面を参照しつつ説明する。第７図ない
し第９図は本発明を説明する図であって。
し第９図は本発明を説明する図であって。
第７図はノードのネットワークへのリンク処理を示す図
、第８図は本発明によるタイム、スタンプを用いた同時
実行制御の例を示す図、第９図はノードのリンク処理に
おける論理時刻同期処理の例を示す図である。
、第８図は本発明によるタイム、スタンプを用いた同時
実行制御の例を示す図、第９図はノードのリンク処理に
おける論理時刻同期処理の例を示す図である。
第７図に示すように、新ノードが分散データベース・シ
ステムのネットワークに加入するとき、新ノードは既に
ネットワークに加入済のノードＮｌ ｌ Ｎ２． Ｎ３
のそれぞれに対してそのローカル時刻を間合わせると共
に、自己のローカル時刻をノー）” Ｎｌ、 Ｎ２．
Ｎａに通知する。谷ノードは、全ノードのローカル時刻
を参照してオフセットを求め、自己のローカル時刻とオ
フセットとの和を論理時刻とし、トランザクションのタ
イム・スタンプの時刻としてこの論理時刻を用いる。ノ
ードＮｉのオフセット０ＦＳＬは次のようにして求めら
れる・ＯＦＳｉ＝ＭＡＸ（ＰＣＩ、ＰＯ２，・＝ＰＣｉ
、−・−ＰＣｎ）−ＰＣｉただし、 ｐｃｉはノードＮ
Ｌのローカル時刻である。
ステムのネットワークに加入するとき、新ノードは既に
ネットワークに加入済のノードＮｌ ｌ Ｎ２． Ｎ３
のそれぞれに対してそのローカル時刻を間合わせると共
に、自己のローカル時刻をノー）” Ｎｌ、 Ｎ２．
Ｎａに通知する。谷ノードは、全ノードのローカル時刻
を参照してオフセットを求め、自己のローカル時刻とオ
フセットとの和を論理時刻とし、トランザクションのタ
イム・スタンプの時刻としてこの論理時刻を用いる。ノ
ードＮｉのオフセット０ＦＳＬは次のようにして求めら
れる・ＯＦＳｉ＝ＭＡＸ（ＰＣＩ、ＰＯ２，・＝ＰＣｉ
、−・−ＰＣｎ）−ＰＣｉただし、 ｐｃｉはノードＮ
Ｌのローカル時刻である。
この処理は成るノードが分散データベース・システムの
ネットワークとリンクされる鉛に全ノードで行わノＬ、
％ノードのオフセット値は再設足される・ 第８図は本発明によるタイム・スタッグな用いた同時実
行制御の例を示すものである・第８図は・論理時刻を用
いたところ第６図のトラン゛す′クションＴｒ２のタイ
ム・スタンプが１０時０５分を示し、トランザクション
Ｔｒｉのタイム・スタンプが１０時００分の１メである
ことを示している。第８図の場合にはＴＳ （Ｔｒ ２
Ｊ＜ＴＳｗであるので、トランザクションＴｒ２はフ
ボートされることかく実行される・ 第９図はノードのリンク処理における論理時刻同期処理
の例を示すものである。この例は第１図に示すように分
散データベース・システムのネットワークに２個のノー
ドＮ１とＮ２が存在する場合を示している。リンク処理
を行う場合、ノードＮ１とＮ２は互にローカル時刻を通
知し合う・この例ではノードＮ１のローカル時刻は１０
時００分であり、ノードＮ２のローカル時刻は９時ＯＯ
分であるとしている。ノードＮ１とＮ２はそれぞれオフ
セット値の計算を行う、ノードＮｌにおけるオフセット
値は０であり、ノードＮ２におけるオフセット値は１時
間ＯＯ分となる。オフセット値をローカル時間を加算し
たものは１両ノードＮｌ 、 Ｎ２とも１０時ＯＯ分と
なる。実際には送信のための遅延を考慮する必要がある
。
ネットワークとリンクされる鉛に全ノードで行わノＬ、
％ノードのオフセット値は再設足される・ 第８図は本発明によるタイム・スタッグな用いた同時実
行制御の例を示すものである・第８図は・論理時刻を用
いたところ第６図のトラン゛す′クションＴｒ２のタイ
ム・スタンプが１０時０５分を示し、トランザクション
Ｔｒｉのタイム・スタンプが１０時００分の１メである
ことを示している。第８図の場合にはＴＳ （Ｔｒ ２
Ｊ＜ＴＳｗであるので、トランザクションＴｒ２はフ
ボートされることかく実行される・ 第９図はノードのリンク処理における論理時刻同期処理
の例を示すものである。この例は第１図に示すように分
散データベース・システムのネットワークに２個のノー
ドＮ１とＮ２が存在する場合を示している。リンク処理
を行う場合、ノードＮ１とＮ２は互にローカル時刻を通
知し合う・この例ではノードＮ１のローカル時刻は１０
時００分であり、ノードＮ２のローカル時刻は９時ＯＯ
分であるとしている。ノードＮ１とＮ２はそれぞれオフ
セット値の計算を行う、ノードＮｌにおけるオフセット
値は０であり、ノードＮ２におけるオフセット値は１時
間ＯＯ分となる。オフセット値をローカル時間を加算し
たものは１両ノードＮｌ 、 Ｎ２とも１０時ＯＯ分と
なる。実際には送信のための遅延を考慮する必要がある
。
以上の説明から明らかなように、本発明によれハ、分散
データベース、システムの各ノードで発生するトランザ
クションが平均的に実行されるという効果が得られる。
データベース、システムの各ノードで発生するトランザ
クションが平均的に実行されるという効果が得られる。
また１本発明によれば、各ノードσ）オフセット値は、
成るノードが一度ネットワークにリンクされ終ったら別
のノードが次に加入されるまで変更する必要がないので
、論理時刻合わせのために定期的に時刻合わせのメツセ
ージをやり取りする必要がないという効果をも有してい
る。
成るノードが一度ネットワークにリンクされ終ったら別
のノードが次に加入されるまで変更する必要がないので
、論理時刻合わせのために定期的に時刻合わせのメツセ
ージをやり取りする必要がないという効果をも有してい
る。
第１図なりし第６図は従来技術を説明するものであって
、第１図は分散データベース・システムの概要を示す図
、第２図はトランザクションの実行例を示す図、第３図
はタイム・スタンプの構成を示す図、第４図および第５
図はタイム・スタンプを用いた同時実行部制御を説明す
る図、第６図はタイム・スタンプのローカル時刻に大き
く差がある場合の実行例を示す図、第７図ないし第９図
は本発明を説明する図であって、第７図はノードのネッ
トワークへのリンク処理を示す図、第８図は本発明によ
るタイム・スタンプを用いた同時実行制御の例を示す図
、第９図はノードのリンク処理における論理時刻同期処
理の例を示す図である。 Ｎ１ないしＮ３・・・ノード、ＤＢｌとＤＢ２・・・ロ
ーカル・データベース、ＤＢ・・・分散データベース、
ＴｒｌとＴｒ２・・・トランザクション、 Ｕｌｌない
し［Ｊ２２・・・ユーザ。 オＧ図 ↓ 材７ｍ す）フ：、肴 〈−一一一一一〉存在リンノ ｌ）：＋−′１００ ＷＲＩＴＥ２八 オ８図 Ｔｒ＋ １′９図 ＬＣ＋ ＜＝＝ ＯＦＳ＋ ＋ Ｐｃｔ
Ｐ Ｃロロ］ ［、 丁 １２ ＋ ｏｐｓ２≠辻Ｃ２ 国日 四囲
、第１図は分散データベース・システムの概要を示す図
、第２図はトランザクションの実行例を示す図、第３図
はタイム・スタンプの構成を示す図、第４図および第５
図はタイム・スタンプを用いた同時実行部制御を説明す
る図、第６図はタイム・スタンプのローカル時刻に大き
く差がある場合の実行例を示す図、第７図ないし第９図
は本発明を説明する図であって、第７図はノードのネッ
トワークへのリンク処理を示す図、第８図は本発明によ
るタイム・スタンプを用いた同時実行制御の例を示す図
、第９図はノードのリンク処理における論理時刻同期処
理の例を示す図である。 Ｎ１ないしＮ３・・・ノード、ＤＢｌとＤＢ２・・・ロ
ーカル・データベース、ＤＢ・・・分散データベース、
ＴｒｌとＴｒ２・・・トランザクション、 Ｕｌｌない
し［Ｊ２２・・・ユーザ。 オＧ図 ↓ 材７ｍ す）フ：、肴 〈−一一一一一〉存在リンノ ｌ）：＋−′１００ ＷＲＩＴＥ２八 オ８図 Ｔｒ＋ １′９図 ＬＣ＋ ＜＝＝ ＯＦＳ＋ ＋ Ｐｃｔ
Ｐ Ｃロロ］ ［、 丁 １２ ＋ ｏｐｓ２≠辻Ｃ２ 国日 四囲
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 複数のノードと、ノードに接続されたローカル・データ
ベースと、ノード間を接続するリンクとを具備し、ロー
カル・データベースを制御するノードが、トランザクシ
ョンに付加されているノード識別子と時刻とより成るタ
イム・スタンプを用いてトランザクションの同時実行制
御を行うようになった分散データベース・システムにお
いて。 新たなノードが分散データベース・システムのネットワ
ークに加入した時、新たなノードと上記ネットワークに
リンク済のノードとの間でローカル時刻を通−知し合い
、各ノードにおいて複数のノードのローカル時刻のうち
の最大のローカル時刻と自己のローカル時刻とのオフセ
ット値を求め、各ノードがトランザクションを発信する
とき、自己のローカル時刻にオフセット値を加えて得ら
れる論理時刻をトラザクジョンのタイム・スタンプの中
に書込むようにしたことを特徴とする分散データベース
・システムにおけるタイム・スタンプ同期方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57165677A JPS5955553A (ja) | 1982-09-22 | 1982-09-22 | 分散デ−タベ−ス・システムにおけるタイムスタンプ同期方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57165677A JPS5955553A (ja) | 1982-09-22 | 1982-09-22 | 分散デ−タベ−ス・システムにおけるタイムスタンプ同期方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS5955553A true JPS5955553A (ja) | 1984-03-30 |
Family
ID=15816933
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP57165677A Pending JPS5955553A (ja) | 1982-09-22 | 1982-09-22 | 分散デ−タベ−ス・システムにおけるタイムスタンプ同期方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS5955553A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6428761A (en) * | 1987-07-24 | 1989-01-31 | Toshiba Corp | Time managing method for data transmission text |
| EP0462751A2 (en) * | 1990-06-18 | 1991-12-27 | Kabushiki Kaisha Toshiba | A database management system |
| US5293627A (en) * | 1990-05-23 | 1994-03-08 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Method for adjusting curent clock counts in a distributed computer system |
-
1982
- 1982-09-22 JP JP57165677A patent/JPS5955553A/ja active Pending
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS6428761A (en) * | 1987-07-24 | 1989-01-31 | Toshiba Corp | Time managing method for data transmission text |
| JPH0516063B2 (ja) * | 1987-07-24 | 1993-03-03 | Tokyo Shibaura Electric Co | |
| US5293627A (en) * | 1990-05-23 | 1994-03-08 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Method for adjusting curent clock counts in a distributed computer system |
| EP0462751A2 (en) * | 1990-06-18 | 1991-12-27 | Kabushiki Kaisha Toshiba | A database management system |
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