JPS62125445A - デ−タ・オブジエクト・レプリカの管理方法 - 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】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、分散処理システムの複数のノートに記憶され
たデータ・オブジエクトのバージョン管理に関するもの
である。さらに詳細には、本発明は、分散システムのノ
ードにおけるデータ・オブジエクトの陳腐化した（使用
不適になった）バージョンを管理するための方法に関す
るものである。

Ｂ、従来技術 中央データ・ベースの原始記憶場所にアクセスするよう
に適合された知能作業端末から構成される分散処理シス
テムは、ますます多数の適用業務に利用されつつある。

これらの適用業務の多くでは、特定の作業端末がある原
始データ・ベースからの単一データ・オブジエクトに何
度もアクセスすることが必要である。このため、データ
・ベースおよびネットワークを管理するシステムの努力
が何倍も］Ｎｊｔして必要である。

この努力の重複を低減するには、頻繁にアクセスされる
データ・オブジエクトのレプリカを、かかるデータ・オ
ブジエクトで使用する作業端末に維持して、作業端末の
応答性を高め、同じオブジェクトに対する要求の繰返し
を防止することによった通信チャネルの可用性を向上さ
せ、費用を削減することが望ましい。しかし、頻繁にア
クセスされるデータのレプリカを維持する作業端末に記
憶装置を使用すると、データ陳腐化の問題が深刻になる
。中央データ・ベース中のデータが変更された場合１作
業端末に記憶されたそのデータのレプリカは陳腐化する
。したがって、作業端末で陳腐化したデータを管理する
ためのシステムが必要である。

作業端末で見られるデータ・オブジエクトのレプリカを
最新状態に維持するための、−ｒｔ性副制御プロトコル
ｃｃｐ）と呼ばれる周知のシステムは、変更によって陳
腐化された既存のレプリカの交換が完了するまで、変更
されたデータ・オブジエクトのレプリカに対するどの作
業端末からのアクセスも防止することにより、原始デー
タ・オブジエクトの変更に対処するものである。この技
法は５分散システム内のデータの陳腐化したレプリカを
すべて交換するのに比較的長い時間かかるため、電話回
線等比較的低速のまたは不完全なチャネルを介して通信
するシステムでは厄介であることがわかっている。また
、このシステムは可用度について一定の要件をチャネル
に課し、あるいは十分な数のチャネルが動作可能でない
ときに、データに対するアクセスを拒絶することを必要
とする。これについての詳ＩＩＩは、■ＥＥＥトランザ
クション・オン・コンピュータ（ＩＥＥＥ　Ｔｒａｎｓ
ａｃｔｉｏｎ。

ｎ　Ｃｏｍｐｕｔｅｒｓ）、第Ｃ−３４巻、第６号、１
９８５年６月、４８９−５００頁所載のウエスリイ（Ｗ
ｅｓｌｅｙ）、Ｗ−チェノ（Ｃｈｅｎ）およびヨゼフ・
ヘラ−シュタイン（Ｊｏｓｃｐｈ　１ｌｅｌｌｅｒｓｔ
ｅｉｎ）の論文「分散処理システム内の複製ファイルを
更新するための排他的ライタ技法（Ｔｈｅ　Ｅｘｃｌｕ
ｓｉｖｅ　ＷｒｊｔｅｒＡｐｐｒｏａｃｈ　　ｔｏ　　
Ｕｐｄａｔｉｎｇ　　Ｒｅｐｌｉｃａｔｅｄ　　Ｆｉｌ
ｅｓ　　１ｎＤｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ　Ｐｒｏｃｅｓｓ
ｉｎｇ　Ｓｙｓｔｅｍｓ）ｊに開示されている。

また、原始記憶場所のデータ・オブジエクトが変更され
、それらのデータ・オブジエクトのレプリカが原始記憶
場所から遠く離れた場所に記憶されるため、同じデータ
・オブジエクトの異なる派生物がいくつも作られる可能
性がある。たとえば、データ・オブジエクトを、ビデオ
端末上に表示されるテキストのフレームから構成するこ
とができる。テキストの第２のフレームからなる第２の
データ・オブジエクトが、最初のフレーム中の情報と合
致する情報を含むことがあり得る。したがって、原始記
憶場所が１つのフレームを更新して、システム全体にわ
たってレプリカ記憶場所でその１つのフレームの全ての
レプリカを陳腐化した場合、およびデータの一貫性を確
保するため第２のフレームを更新する前に、レプリカ記
憶場所が両フレームのレプリカを要求した場合、レプリ
カ記憶場所は、２つのデータ・オブジエクトの一貫性の
ないバージョンを受け取ることになる。作業端末で見ら
れるデータ・オブジェク１−のレプリカを最新のものに
維持するための従来技術にもとつくシステムは、作業端
末に記憶されたデータ・オブジェク１〜の陳腐化された
すべてのレプリカおよび関連するデータ・オブジエクト
のセットが無効になるまで、更新されたデータ・オブジ
エクトに対する全ての作業端末からのアクセスを阻止せ
ずに、この環境においてデータ・オブジエクトの様相の
一１ｉｚ性を確保することができなかった。低速度で通
信するシステムおよび幾つかの個別データ項目のレプリ
カを多数含むシステムでは、この技法はやはり非常に厄
介である。

米国特許第４４３２０５７号しこけ、各ノー１−におい
て共用データに関するステータス等を示すステータス兼
制御ファイルを利用する制御手順に従って、データの特
定のバージョンに対するアクセスを許可し且つ更新され
たデータの確認を選択的に遅延させる技法が開示されて
いる。この技法では、更新されたデータへのアクセスを
制御するための責任をシステム内の各ノートに分散して
いるため、システム内の全てのノードが作業を重複する
ことになる。

Ｃ０発明が解決しようとする問題点 前述の様に、従来の技法では、分散処理システムにおけ
るデータ・オブジエクトの変更に伴って陳腐化するレプ
リカの管理を効率良く迅速に行うことができず、システ
ム全体にわたってデータ・オブジエクトの一貫性を維持
することが困難であった。

Ｄ０問題点を解決するための手段 本発明は、分散システムの複数の処理ノードで使用中の
データ・オブジエクトのレプリカを管理するための方法
を提供する。システムの少なくとも一つのノートは、デ
ータ・オブジエクトを記憶するための手段を有する原始
記憶場所として働く。

他の少なくとも一つのノードは、原始記憶場所から受け
取った要求されたオブジェクトのレプリカを記憶するた
めの手段を有するオブジェクト・レプリカ記憶場所とし
て働く。原始記憶場所に記憶されたオブジェクトは変更
可能であり、そのために、レプリカ記憶場所に記憶され
た変更済みオブジェクトに対応するレプリカは陳腐化す
ることがあり得る。さらに原始記憶場所は、陳腐化した
レプリカの識別子のリストを維持する。

本方法は以下のステップからなる。

（イ）レプリカ記憶場所からのデータ・オブジエクトの
レプリカの陳腐化確認要求に応じて、識別子の原始記憶
場所リストから一組の陳腐化したレプリカの識別子を取
り出す。

（ロ）抜き出した識別子を、原子的な（即ち、里小単位
の）要求／応答トランザクションとして。

要求を出しているレプリカ記憶場所へ伝達する。

（ハ）要求を出しているレプリカ記憶場所にある伝達さ
れた識別子に対応するレプリカを全てアクセス不能にす
る。

本発明によれば、レプリカ記憶場所内のレプリカに対す
る記憶管理は、要求の交換により実現され、陳腐化した
データ・レプリカを識別するデータの作成が、かかるレ
プリカを識別するデータの使用から分離されている。ま
た、原始記憶場所とレプリカ記憶場所は互いに独立であ
り、したがってレプリカ記憶場所は、データ・オブジエ
クトのレプリカをいつ取り出すか、およびレプリカの陳
腐化をいつ確認するかを独立に選択できる。

Ｅ、実施例 これから図面を参照しながら本発明の実施例について詳
しく説明する。第１図は本発明を実施するための伝達サ
ブシステムを示し、第２図は斯かる伝達サブシステムを
含む分散処理システムを示している。残りの図は本発明
の実施例の動作シーケンスを示している。

（ＥＩ）システム概要 第２図は１本発明を実施する通信リンクによって接続さ
れたノードのネットワークから構成される汎用分散処理
システム１を示したものである。

第１図に示した分散処理システム１のノートは、伝達サ
ブシステム５と連絡する複数の作業端末２．３．４を含
んでいる。複数の通信サブシステムを備えることができ
る伝達サブシステム５は、さらにＪ！に始記憶場所６．
７．８として働く１つまたは複数のノートと連絡してい
る。もちろん、特定の分散システム１は１作業端末、伝
達サブシステムおよび原始記憶場所を含めて、任意の数
のノードを含むことができる。

作業端末２．３．４は、ふつう、各々１つまたは複数の
提示す−ビス部９およびデータをユーザに提示するため
のビデオ・モニタ１５等の表示システムを備えたコンピ
ュータである。

原始記憶場所６，７．８は、ふつう、関係データ・ベー
ス等のデータ・ベース１０、フレーム・ライブラリ、デ
ータ・ファイルの集合、または原始データ・オブジエク
トを記憶するその他のデータ記憶システムを含んでいる
。データ・ベース１０は、応答生成部１１を介して伝達
サブシステム５と連絡している。応答生成部１１は、各
データベース１０にアクセスして、要求に応じて応答メ
ツセージを伝達サブシステム５に供給する。応答メツセ
ージは、１つまたは複数の原始記憶場所６．７．８から
の、または原始記憶場所６．７，８内の１つまたは複数
のデータ・ベース１０がらのデータ・オブジエクトまた
はデータ・オブジエクトの一部分を含むことができる。

ふつう、要求は。

ユーザ入力またはノード制御プログラムに応じて、作業
端末２．３．４またはレプリカ記憶場所で発生される。

原始記憶場所６．７．８はまた、各データ・ベース１０
を維持するエディタ１２を含んでいる。

エディタは、各データ・ベース１０に記憶されているデ
ータ・オブジエクトについて、更新、削除、再編成また
はその他の編集サービスを実行する。

したがって、データ・ベース１０に記憶されたデータ・
オブジエクトは、時おり変更を受け、そのためにデータ
・オブジエクトの複数のバージョンが作成されることが
あり得る。したがって、作業端末２．３．４から見られ
るデータ・オブジエクトのレプリカは、所与の任意の時
間の原始データ・オブジエクトの陳腐化したバージョン
のレプリカであることがあり得る。

本発明の好ましい実施例では、伝達サブシステム５内に
、システム１中に存在するデータ・オブジエクトのバー
ジョンを管理し１作業端末２．３．４でデータ・オブジ
エクトのレプリカの一貫性ある様相を保持するための手
段が設けられる。

（Ｅ２）伝達サブシステム 第１図は、本発明の好ましい実施例にもとづく伝達サブ
システム５のブロック図である。第１図に示した伝達サ
ブシステム５は、１つまたは複数のデータ・ベース（第
２図参照）の応答生成部１１と連絡する少なくとも１つ
の原始記憶場所３０と、１つまたは複数の作業端末の提
示す−ビス部９と連絡する少なくとも１つのレプリカ記
憶場所２０を含んでいる。第２図には示してないが、本
発明は、レプリカ記憶場所２０等の多数のレプリカ記憶
場所をサポー１〜する。レプリカ記憶場所２０は、フレ
ーム伝達インターフェース２１、レプリカ記憶場所のた
めの通信サービス部２２、記憶サービス部２３．主記憶
管理部２４、キャッシュ管理部２５、および作業端末キ
ャッシュ２６を含んでいる。

作業端末は、たとえば、ビデオ・モニタ上で表示するた
めにデータ・フレームを使用することができる。したが
って、かがる作業端末の提示す−ビス部９は、ビデオ・
モニタ上で表示するための所与のフレームの必要を満た
すため、原始データ・オブジエクトに対する要求を生成
する手段を含んでいる。フレーム伝達インターフェース
２１は。

所与の作業端末で提示す−ビス部９が必要とする形のデ
ータ・オブジエクトを供給する。また、フレーム伝達イ
ンターフェース２１は、提示す−ビス部９からの要求信
号を通信サービス部２２に供給し、それが少なくとも１
つの通信リンク２７を介して原始記憶場所３０に転送す
る。通信サービス２２はまた、原始記憶場所３０がらデ
ータ・オブジエクトのレプリカを含む応答を受け取り、
それをフレーム伝達インターフェース２１を介して提示
す−ビス部９に供給する。レプリカ記憶場所２０で通信
サービス２２が受け取ったデータ・オブジエクトのレプ
リカは、要求信号を探索キーとして用いて、キャッシュ
管理部２５を介して作業端末キャッシュ２６に記憶され
る。主記憶管理部２４は記憶管理のパフォーマンスを一
層向上させるために設けられている。

好ましい実施例の作業端末キャッシュ２６は。

要求欄ＭＳＧ−ＩＤと応答欄ＭＳＧを有するテーブルと
しても編成されている。要求キーＭＳＧ−ＩＤはデータ
を要求している提示す−ビス部によって生成され、応答
ＭＳＧは応答生成部１１によって供給される。このよう
にして、作業端末キャッシュ２６は、レプリカ記憶場所
２０と連絡する作業端末の提示す−ビス部９が迅速にア
クセスできるように、共通に使用される応答ＭＳＧを記
憶する。作業端末キャッシュ２６は、ＬＲＵ交換アルゴ
リズム等の周知のキャッシュ管理体系を使って管理でき
る。もちろん、作業端末キャッシュ２６の管理は、特定
のユーザの要求を満たすように最適化できる。

第１図に示すように、通信サービス部２２は。

通信リンク２７を介して、伝達サブシステム５の少なく
とも１つのレプリカ記憶場所２０と少なくとも１つの原
始記憶場所３０との間で、要求、応答およびその他の情
報を伝達するための手段を提供する。原始記憶場所３０
と関連して、要求代行受信部３１．無効化サーバ３２、
無効化管理部３３、無効化データ・ベース３４、サーバ
・キャッシュ管理部３５およびサーバ・キャッシュ３６
が設けられている。

要求代行受信部３１は、レプリカ記憶場所２０から供給
された要求を代行受信し、それを適当な応答生成部に供
給する。レプリカ記憶場所２０からの要求が、システム
内の作業端末キャッシュ２６に記憶することができるデ
ータ・オブジエクトの陳腐化したレプリカの管理を伴う
ものである場合、要求代行受信部３１は、その要求を無
効化サーバ３２に供給する。無効化サーバ３２は、無効
化管理部３３と連絡して、レプリカ記憶場所２０からの
要求を処理し、作業端末キャッシュ２６に記憶されてい
るデータ・オブジエクトのレプリカの陳腐化を判定する
ための手段である。無効化サーバ３２は、作業端末キャ
ッシュ２６に記憶されているデータ・オブジエクトの陳
腐化したレプリカを識別する無効化管理部３３からのメ
ツセージを検索し、それを原子的な、即ち最小単位の要
求／応答トランザクションの形でレプリカ記憶場所２０
に伝える。

無効化管理部３３は、陳腐化したデータ・オブジェク１
−のレプリカの識別子のリストを含む陳腐化データを記
憶する無効化データ・ベース３４を維持する。無効化管
理部３３は、無効化データ・ベース３４を隠し、それを
使用して、レプリカ記憶場所２０にある一組の作業端末
キャッシュ２６に対する陳腐化を管理する。

無効化データ・ベース３４は、表１に示す複数のテーブ
ルを記憶する。各テーブルに含まれている種々の項目の
意義は表１に示されているとおりである。

」」−」− ＵＳＥＲ−ＩＤ　　：無効化サービスを使用するレプリ
カ記憶場所（ＲＬ） を識別する。

不良メツセージ（ＭＳＧ）テーブル ＭＳＧ−ＩＤ　　　：あるＲＬに送られたメツセージを
識別する。

ＵＳＥＲ−ＩＤ　　：識別されたメツセージがもはや有
効でないことをさら に知らされるべきＲＬを識 別する。

ＤＡＴＥＴＩＭＥ　：　ＲＬが一貫性のある内容を有す
るならば単位として適 用されるべきオーダ・セラ トに無効化オーダをグルー プ分けするためのバージョ ン番号。タイム・スタンプ を使用するが、他のフォー マットも可能である。

ｒテーブル（作業テーブルのみ ０Ｂ−ＩＤ　　　　：ｉ始ＤＢ　（デー９−　ベース）
内で変更されるテーブルお よびレコード・セットを識 別する。

ＤＡＴＥＴＩＭＥ：バージョン番号。

Ｌｆ：Ａｙｉ−ジ（ＭＳＧ　　（作業テーブルのみ）Ｉ
Ｄ　　　　　　：変更されることが知られているメツセ
ージＭＳＧ　（応 答）を識別する。

ＤＡＴＥＴＩＭＥ：バージョン番号。

従嵐ｊ！セージ（ＭＳＧ）テーブル ＭＳＧ−ＩＤ　　　：あるＲＬに送られたＭＳＧを識別
する。

ＤＢ−ＩＤ　　　　：メッセージＭＳＧを構成するため
に使われた原始ＤＢ からのテーブルおよびレコ ード・セットを識別する。

好ましい実施例では、伝達サブシステム５中の原始記憶
場所３０は、要求代行受信部３１と連絡するサーバ・キ
ャッシュ管理部３５からサービスを受けるサーバ・キャ
ッシュ３６を含んでいる。

サーバ・キャッシュ３６は、通信サービス部２２を介し
てシステム内のレプリカ記憶場所２０に送られたデータ
・オブジエクトのレプリカを記憶するために使用される
。サーバ・キャッシュ３６Ｊｎのキャッシュ管理部３５
は、ＬＲＵアルゴリズムなど各種のキャッシュ管理体系
を使って実施できる。サーバ・キャッシュ３６は、表２
に示すような編成である。

一人一」工 ＭＳＧ　　　　　　　　：　ＲＬに送られたメツセージ
ＭＳＧ　（応答）の レプリカ。

ＭＳＧ−ＩＤ　　　　　：メッセージ識別子またはキー
。

ＤＡＴＥＴＩＭＥ　　　：ＭＳＧのバージョン番号。

Ｍ　Ｓ　Ｇ　−Ｌ　Ｅ　Ｎ　Ｇ　Ｔ　Ｈ：記憶された応
答メツセージＭ　Ｓ　Ｇの憂さを識 別する。

操作に当っては、レプリカ記憶場所２０は、要求を出し
ているレプリカ記憶場所の作業端末２６に記憶されてい
るデータ・オブジエクトのレプリカの陳腐化確認要求を
通信サービス２２に供給する。陳腐化確認要求は、具体
的なインプリメンテーションに応じてレプリカ記憶場所
２０またはレプリカ記憶場所２０と関連する個々の作業
端末で生成できる。要求代行受信部３１は、データ・オ
ブジエクトの陳腐化確認要求を、無効化サーバ３２に伝
達する。無効化サーバ３２は、無効化管理部３３を介し
て、要求を出しているレプリカ記憶場所に関係するデー
タ・オブジエクトの一組の陳腐化したバージョンの識別
子を抜き出す。つぎに、無効化サーバ３２は、抜き出し
た識別子を、通信リンク２３を介して原子的な要求／応
答トランザクションの形で、要求を出しているレプリカ
記憶場所２０に伝達する。原子的な要求／応答トランザ
クションが完了すると、無効化管理部３３は。

陳腐化データ・テーブル（不良ＭＳＧテーブル及び従属
ＭＳＧテーブル）を更新して、無効化データ・ベース３
４内の要求を出しているレプリカ記憶場所に関係する一
組の識別子から、伝達された識別子を除去する。レプリ
カ記憶場所２０で、伝達された識別子に対応するレプリ
カは、キャッシュ管理部２５によってアクセス不能にさ
れ、アクセス不能なレプリカが記憶されていた作業端末
キャッシュ２６内のキャッシュ・スペースは、後で記憶
に使用できるようになる。

本発明では、レプリカ記憶場所２０からの要求のみに応
じて陳腐化データを供給することにより別々のレプリカ
記憶場所２０からデータの一貫性若しくは整合性のない
バージョンを見ることができる。ただし、各レプリカ記
憶場所２０からは、その作業端末キャッシュ２６に記憶
されたアクセス可能なバージョンと整合するデータしか
見えない。本発明に特有のこの整合性の要件のため、原
始記憶場所３０が、要求を出しているレプリカ記憶場所
２０でアクセス可能なバージョンと整合しないデータ・
オブジエクトのバージョンを、そのレプリカ記憶場所に
送るのを防止することが必要である。

レプリカ記憶場所２ｏが、原始データ・オブジェクｌ−
Ｍ　Ｓ　Ｇに対する要求Ｍ　Ｓ　Ｇ　−Ｉ　Ｄを、通信
サービス２２に供給するとき、要求代行受信部３１は、
その要求を応答生成部１１またはサーバ・キャッシュ３
６に伝達する。原始データ・ベースおよびサーバ・キャ
ッシュは、要求を出しているレプリカ記憶場所２０でア
クセス可能なデータ・オブジエクトのバージョンと整合
しないデータ・オブジエクトを含むことがあり得る。デ
ータ・オブジエクトの要求に応じて、要求代行受信部３
１は、レプリカ記憶場所でアクセス可能なバージョンを
識別する無効化サーバ３２から得られたバージョン番号
情報、即ちタイムスタンプを、サーバ・キャッシュ３６
または応答生成部１１に供給し、したがって要求を出し
ているレプリカ記憶場所と関連するバージョン番号と整
合する応答が供給される。このようにして、レプリカ記
憶場所２０が作業端末にいるユーザにデータ・オブジエ
クトの整合しない様相を提示することが防止される。

（Ｅ３）伝達サブシステムの機能的構成要素つぎに、無
効化管理部３３内のデータ・オブジエクトの陳腐化した
バージョンの識別子のリストを維持するための好ましい
方法の説明を含めて、伝達サブシステム５の構成要素の
動作について詳しく考察する。

（Ｅ３ａ）要求代行受信部 要求代行受信部３１の動作のフローチャートを第３図に
示す。要求代行受信機能３１は、通信サービス２２から
の入力として、要求を出している端末に対するレプリカ
記憶場所識別子ＵＳＥＲ−ＩＤを含むレプリカ記憶場所
２０からの要求または要求ストリングを受け取り、レプ
リカ記憶場所２０用のデータ・オブジエクトＭＳＧのス
トリングまたはその他のメツセージからなる応答を、出
力として通信サービス２２に供給する（ブロック３０１
）。

操作に当っては、要求代行受信部３１は、入力ストリン
グからレプリカ記憶場所識別子ＵＳＥＲ−ＩＤを取り出
し、ＰＬ／１入／１犬域ＳＧＳＴＭＰからのレプリカ記
憶場所に対するカレシンを示す同一性およびタイムスタ
ンプを確認する（ブロック３０２）。つぎに、サーバ・
キャッシュ３６を使用する場合、外部フラッグがセット
され、要求代行受信部３１がフラッグを検査する（ブロ
ック３０３）。好ましい実施例では、常にサーバ・キャ
ッシュ３６を使用する。次に、作業端末からの要求の接
頭部が検査され、それが実際に無効化サーバに対する要
求であるかどうか判定される（ブロック３０４）。それ
が無効化サーバに対する要求でない場合、その要求は、
後で第４図に関連して説明するデータ要求サブルーチン
として処理される（ブロック３０５）。ブロック３０４
で要求が無効化サーバに対する呼び出しであると判定さ
れた場合は、無効化サーバ・サブルーチン（第７図乃至
第１０図を参照）が呼び出される（ブロック３０６）。

ブロック３０６で無効化サーバ・サブルーチンの呼び出
しが不成功の場合、作業はロールバックされ、したがっ
てその要求をレプリカ記憶場所２０から再び呼び出すこ
とができる（ブロック３０７）、ブロック３０６での無
効化サーバ・サブルーチンに対する呼び出しがうまくい
った場合は、要求代行受信部３１が要求を出しているレ
プリカ記憶場所に応答を戻す（ブロック３０８）。

つぎに、ブロック３０５で呼び出された要求代行受信部
内のデータ要求サブルーチンについて、第４図を参照し
ながら説明する。データ要求サブルーチンは、原始デー
タ・ベースからデータ・オブジエクトのレプリカを検索
し、それをレプリカ記憶場所２０に戻す。最初に、無効
化管理部が照会されて、要求を出しているレプリカ記憶
場所で処理中のデータの様相を示すカレシン・タイムス
タンプが判定される（ブロック４０１）。つぎに、要求
されたデータ・オブジエクトをサーバ・キャッシュ３６
から検索する試みが行なわれる（ブロック４０２）。サ
ーバ・キャッシュに対するアクセスが機能しないか、ま
たはエラーに出会った場合、メツセージはロールバック
され、要求が再処理できるようになる（ブロック４０３
）。データ・オブジエクトに対する要求が処理中である
ことを示すため、状況カウンタがゼロにセットされる（
ブロック４０４）。状況カウンタは、下記で説明するよ
うに無効化サーバ３２が使用する。サブルーチンは次に
、サーバ・キャッシュに対するアクセスが成功したかど
うか判定する（ブロック４０５）。サーバ・キャッシュ
に対するアクセスが成功した場合、応答が要求代行受信
部に戻され（ブロック４０９）、要求代行受信部は要求
を出しているレプリカ記憶場所に応答を戻す（第３図の
ブロック３０８参照）。

サーバ・キャッシュに対するアクセスで要求された応答
がうまく検索できなかった場合、サブルーチンは、所与
の伝達サブシステムに関連する応答生成部に対する呼び
出しを行い（ブロック４０６）、応答生成部は、要求を
満たす応答を、要求を恭１だすために用いられた原始デ
ータ・ベースの特定部分を識別する一組のハツシュ・コ
ートＤＢ−ＩＤと共に戻す。応答生成部から受け取った
ノ＼ツシュ・コードＤＢ−ＩＤは、無効化管理部内の従
属ＭＳＧテーブルに戻され、特定の対が既にテーブル内
にある場合以外は、各ハツシュ・コードＤＢ−ＩＤは、
それが応答する要求ＭＳＧ−ＩＤと対にされる（ブロッ
ク４０７）。つぎに、希望するなら、応答のレプリカが
、応答のカレンシを示すタイムスタンプと共に、サーバ
・キャッシュに記憶される（ブロック４０８）。

（Ｅ３ｂ）サーバ・キャッシュ管理部 サーバ・キャッシュ管理部３５は、第５図および第６図
に示すサブルーチンに従って動作する。

第５図に示したサブルーチンは、呼び出しに応答して（
ブロック５０１）、ブロック５０２に記述するように、
サーバ・キャッシュ内のＭＳＧキャッシュ・テーブルか
らＭＳＧを検索する。ブロック５０２で、サブルーチン
は要求された応答メツセージＭＳＧと、応答の長さＭＳ
Ｇ−ＬＥＮＧＴＨおよび応答に対するバージョン番号、
即ちタイムスタンプＤＡＴＥＴＩＭＥを示すデータを検
索する。サブルーチンへの入力項目には、要求ＭＳＧ−
ＩＤ、要求を生成する記憶場所に対するレプリカ記憶場
所識別子ＵＳＥＲ−ＩＤ、そのレプリカ記憶場所が要求
を出しているレプリカ記憶場所から見たデータの不整合
を防止できるようにすることができる最新のタイムスタ
ンプＤＡＴＥＴＩＭＥがある。最新のタイムスタンプＤ
ＡＴＥＴＩＭＥは、以下で第１３図に関連して判定され
るように、要求を出しているレプリカ記憶場所に対する
次の１組の不完全な無効化のタイムスタンプによって示
される。ブロック５０３で、応答取得の成否と失敗の理
由を示すように、戻りコードがセットされる（ブロック
５０３）。最後に、このルーチンから出て、応答が要求
代行受信部に戻される（ブロック５０４）。

第４図のブロック４０８のように、サーバ・キャッシュ
に記憶するための呼び出しに応答して（ブロック６０１
）、第６図のサブルーチンは、サーバ・キャッシュ内の
ＭＳＧキャッシュ・テーブルに記憶されるべき応答ＭＳ
Ｇを検査して、それが十分かどうか判定する（ブロック
６０２）。

応答ＭＳＧが十分でない場合、サブルーチンから出る。

そうでない場合は、応答ＭＳＧ、要求キーＭＳＧ−ＩＤ
、タイムスタンプＤＡＴＥＴＩＭＥおよび応答長Ｍ　Ｓ
　Ｇ　−Ｌ　Ｅ　Ｎ　Ｇ　Ｔ　Ｈを含むＭＳＧキャッシ
ュ・テーブルに入る（ブロック６ｏ３）。

最後に、サブルーチンは、サブルーチンがうまくいった
かどうか、エラーが発生しなかったかどうかを判定する
（ブロック６０４）。エラーがあったか、またはサブル
ーチンがその他の形で不成功だった場合、変更は全てバ
ックアウトされ、不服申し立てメツセージが出される（
ブロック６０５）。

そうでない場合は、システムから出る（ブロック６０６
）。

（Ｅ３ｃ）無効化サーバ 第７図乃至第１０図に、本発明にもとづく無効化サーバ
および無効化管理部の動作を示す。４つの動作モードが
ある。動作モードは、「完了」または「未了」にセット
されるメツセージ・フラッグと、「１」または「Ｏ」に
セットされるカウンタによって決まる（第４図のブロッ
ク４０３参照）。

第７図に示すように、最初のモードでは、メツセージ・
フラッグは「完了」を示し、カウンタはゼロである（ブ
ロック７０１）。レプリカの陳腐化確認要求に応答する
このモードでは、無効化サービスがゲット（Ｇ　Ｅ　Ｔ
）サブルーチンを実行する。タイムスタンプが現在の時
間より以前の時点を示す場合、ＧＥＴサブルーチンはま
ず、要求を出しているレプリカ記憶場所ＵＳＥＲ−ＩＤ
に対する不良ＭＳＧテーブル内のセットから最初期のタ
イムスタンプＤＡＴＥＴＩＭＥをもつサブセットを選択
する（ブロック７０２）。無効化サーバは、選択された
サブセットから作業リストの開始場所と次に処理される
部分を指すポインタを含む作業リストを作成する（ブロ
ック７０３）。

作業リス１へを作成すると（ブロック７０３）。

サーバはセント・サム（Ｓ　Ｅ　ＮＤ　　Ｓ　ＯＭＥ）
サブルーチンを実行する。このサブルーチンは１作業リ
ストの最初の部分からメツセージを組立てる（ブロック
７０４）。つぎに、送られるメツセージが、その最初の
部分から組立てられたメツセージに等しく設定される（
ブロック７０５）。サーバは次に、作業リストが最初の
部分の使用によって、使いつくされたかどうか判定する
（ブロック７０６）。作業リストが使いつくされている
場合、メツセージ・フラッグが「完了」にセットされる
（ブロック７０７）。作業リストが使いつくされていな
い場合は、メツセージ・フラッグは「未了」にセットさ
れる（ブロック７０８）。つぎに、カウンタが１にセッ
トされて（ブロック７０９）、作業リストが、要求を出
しているレプリカ記憶場所に送られている最中であり、
したがって次のステップで、無効化サービスが、作業リ
ストの次の部分が転送可能であるかどうか検査できるこ
とを示す、最後に、無効化メツセージを含む応答が戻さ
れる（ブロック７１０）。

第７図に関連して説明したプロセスで示されるような通
常の事象シーケンスでは、要求を出しているレプリカ記
憶場所からの次の要求は、その作業端末キャッシュ内の
データ・オブジェク１〜のレプリカの陳腐化確認要求の
繰り返しであるはずである。この場合、カウンタは１に
セットされており、メツセージ・フラッグは、第７図の
フローチャートのブロック７０１，７０７および７０８
で示されるように、「完了」または「未了」にセットさ
れる。第８図は、メツセージ・フラッグが「完了」にセ
ラ１−されるモードを示す。

第８図は、メツセージ・フラッグが、「完了」を示し、
かつカウンタがゼロより大きいことを示す場合のモード
で働く（ブロック８０１）。このモードでは、アクノリ
ッジ（ＡＣＫＮＯＷＬＥＤＧＥ）サブルーチンが実行さ
れる。このサブルーチンの最初のステップは、要求を出
しているレプリカ記憶場所に対する不良ＭＳＧテーブル
内のセットから、最初期のタイムスタンプを有するサブ
セットを削除する（ブロック８ｏ２）。この時点で、最
小単位の要求／応答トランザクションが完了している。

何故ならば、要求を出しているレプリカ記憶場所は、そ
のキャッシュ内のデータの陳腐化に関する追加情報を要
求することによって、第７図に関連して説明したプロセ
スで生成されたもつと以前の応答の受取りを肯定応答し
、かつメツセージ・フラッグは、そのキャッシュ内のバ
ージョンの整合性を維持するためそのレプリカ記憶場所
に送られる情報がもう作業リストにないことを示すから
である。したがって、陳腐化に関する追加情報を要求す
ることによって、要求を出している作業端末はそのキャ
ッシュに記憶されたデータ・オブジエクトの陳腐化した
バージョンの削除を承認し、無効化処理部はその情報を
不良ＭＳＧテーブルから自由に削除できる。

第８図に示したプロセスの次のステップで、無効化サー
バは作業リストを空きにする（ブロック８０３）、つぎ
に、サーバは、要求を出しているレプリカ記憶場所に対
する不良ＭＳＧテーブル内のセットが追加エントリを含
むかどうか判定する（ブロック８０４）。、現在の時間
より以前のタイムスタンプを有する、要求を出している
レプリカ記憶場所に対するセット中にかかる追加エント
リがある場合、追加エントリは、ブロック８０２で削除
されたばかりのサブセットのタイムスタンプよりも後の
タイムスタンプを有する。要求を出しているレプリカ記
憶場所に対するセット中に追加エントリがある場合、サ
ーバは、第７図に関連して説明したのと同じやり方で、
ゲット・サブルーチンおよびセンド・サム・サブルーチ
ンを実行する（ブロック８ｏ５）。要求を出しているレ
プリカ記憶場所に対する不良ＭＳＧテーブル内に追加エ
ントリがない場合は、サーバは、ｒ　ｎ　ｊで示される
空きのセットに応答をセットする（ブロック８０６）。

いずれの場合にも、生成された応答は、つきに要求を出
しているレプリカ記憶場所に戻される（ブロック８０７
）。

第７図に示したプロセスに続く第２の状態を第９図に示
す。この状態は、メツセージ・フラッグが「未了」にセ
ットされ、カウンタがゼロより大きい状態である（ブロ
ック９０１）。この第３のモードでは、無効化サーバは
センド・サム・モア（ＳＥＮＤ　　ＳＯＭＥ　　ＭＯＲ
Ｅ）　サブルーチンを実行する。このサブルーチンの最
初のステップは１作業リストの次の部分からメツセージ
を組み立てることである（ブロック９０２）、このメツ
セージが生成されるもとになる作業リストは、第７図の
ブロック７０３で作成された。つぎに、応答がブロック
９０２で作成されたメツセージに等しく設定される（ブ
ロック９０３）。つぎに、無効化サーバは、作業リスト
が使いつくされているかどうか判定する（ブロック９０
４）。作業リストが使いつくされている場合、メツセー
ジ・フラッグが１完了」にセットされる（ブロック９０
５）。このシーケンスでは、カウンタは変更されない。

つぎに、要求を出している記憶場所に応答が戻される（
ブロック９０６）。

第１０図は、所与のレプリカ記憶場所のキャッシュに記
憶されたデータの陳腐化確認要求を、無効化サーバが受
け取ったとき、メツセージ・フラッグが「未了」にセラ
１〜され、カウンタがゼロである場合を示したものであ
る。この状態は、要求代行受信部がレプリカ記憶場所の
キャッシュ内のデータの陳腐化確認要求以外の要求を受
け取る場合に、第７図に関連して説明したプロセスの実
行と第８図および第９図に関連して説明したプロセスの
実行の間で発生し得る。この場合、第８図および第９図
に示したプロセスの実行を阻止するため、要求代行受信
部は、カウンタをゼロにセットしている（第４図のブロ
ック４０３参照）。

したがって、第１０図に示すプロセスは、メツセージ・
フラッグが「未了」であり、カウンタがゼロのときのも
のである（ブロック１００１）。

この状態で無効化サーバはリセット（ＲＥＳＥＴ）サブ
ルーチンを実行する。

第１０図に示したリセット・サブルーチンは、メツセー
ジ・フラッグを「完了」にセットすることによって開始
する（ブロック１００２）。つぎに、作業リスト機能に
割当てられたメモリ記憶場所に対するアドレス・ポイン
タを開始位置にセットすることにより、第７図のプロセ
スのブロック３０３によって生成された作業リストが５
リセツトされる（ブロック１００３）。応答はｒ　ｎ　
４によって示される空きのセットにセットされる（ブロ
ック１００４）。つぎに、要求を出しているレプリカ記
憶場所に空のセットの応答４が戻される（ブロック１０
０５）。

したがって、第１０図に示した場合では、作業端末キャ
ッシュに記憶されたデータ・オブジエクトの陳腐化した
レプリカを削除するためのメツセージを送るためのトラ
ンザクションが中断されるとき、不良ＭＳＧテーブルは
中断により影響を受けず、既存の作業リストがあればリ
セットされる。

メツセージ・フラッグとカウンタがそれぞれ「完了」お
よびゼロにセットされ、その結果、要求を出しているレ
プリカ記憶場所にあるデータ・オブジエクトの陳腐化を
判定するため、無効化サーバに対する次の呼出しが、第
７図の示すステップに従って処理される。このため、要
求を出しているレプリカ記憶場所で陳腐化しているデー
タ・オブジエクトの最初期のタイムスタンプに対する作
業リストの全体が、確実に最小単位の要求／応答トラン
ザクションで処理される。

（Ｅ３ｄ）無効化管理部 無効化管理部３３は、無効化データ・ベース３４、およ
び無効化サーバ３２と原始記憶場所データ・ベース・エ
ディタを介した無効化データ・ベースへのインターフェ
ースを処理するための仮想マシンとして実施できる。無
効化サーバおよび原始記憶場所と連絡するときの無効化
管理部の動作を示すサブルーチンを、第１１図ないし第
１７図及び第１８Ａ図乃至第１８Ｃ図に示す。

第１１図は、呼び出されたとき、要求を出しているレプ
リカ記憶場所に対するレプリカ記憶場所識別子ＵＳＥＲ
−ＩＤおよびそのレプリカ記憶場所のカレンシを示すタ
イムスタンプＤＡＴＥＴＩＭＥをＰＬ／１入／１犬域Ｓ
ＧＳＴＭＰから検索するサブルーチンのフローチャート
を示す（ブロック１１０２および１１０３）。つぎに、
レプリカ記憶場所ＵＳＥＲ−ＩＤおよびタイムスタンプ
１つＡＴＥＴＩＭＥが、両方とも要求側に戻される（ブ
ロック１１０４）。

第１２図に示したサブルーチンに対する入力項目は、現
在のレプリカ記憶場所識別子ＵＳＥＲ−ＩＤを含んでい
る（ブロック１２０１）。このサブル−チンは、ユーザ
ＩＤテーブルについて、入力されたレプリカ記憶場所識
別子ＵＳＥＲ−ＩＤを検査する（ブロック１２０２）。

テーブルが、レプリカ記憶場所に対する項目を含まない
場合。

レコードが挿入される（ブロック１２０３）。ブロック
１２０２で説明したステップで項目が見つからなかった
場合は、テーブルに変更は加えられない。次にサブルー
チンは、ユーザＩＤテーブルの検査が成功したかどうか
判定する（ブロック１２０４）。成功しなかった場合、
サブルーチンはバックアウトされ、再度アクセスが要求
できるようになる（ブロック１２０５）、テーブルの検
査が成功した場合、レプリカ記憶場所識別子ＵＳＥＲ−
ＩＤおよびタイムスタンプＤＡＴＥＴＩＭＥを記憶する
大域変数ＭＳＧＳＴＭＰが、第１３図に示したサブルー
チンを使って更新される（ブロック１２０６）。

第１３図は、識別されたレプリカ記憶場所に対する大域
変数Ｍ　Ｓ　Ｇ　Ｓ　Ｔ　Ｍ　Ｐを更新するためのサブ
ルーチンのフローチャートである。要求代行受信部がデ
ータの整合しない部分をレプリカ記憶場所に送るのを防
止するための、識別されたレプリカ記憶場所に対する最
も古いタイムスタンプ、即ちカレシン・バージョン番号
が戻される。このサブルーチンに対する入力項目は、レ
プリカ記憶場所識別子ＵＳＥＲ−■Ｄを含んでいる（ブ
ロック１３０１）。つぎに、このレプリカに対する最も
古い項目のタイムスタンプＤＡＴＥＴＩＭＥを戻すため
、不良ＭＳＧテーブルが探索される（ブロック１３０２
）。要求を出しているレプリカ記憶場所に対する項目が
見つかった場合（ブロック１３０３）、ルーチンは、こ
のレプリカ記憶場所に対する不良ＭＳＧテーブル内の最
も古いＤＡＴＥＴＩＭＥが現在の時間を示す現在のタイ
ムスタンプより古いかどうか判定する（ブロック１３０
４）。

ブロック１３０３に示したステップで項目が見つからな
い場合は、レプリカ記憶場所に対して返すべきタイムス
タンプは、現在のタイムスタンプに設定される（ブロッ
ク１３０５）。同様に、要求を出しているレプリカ記憶
場所に対する不良ＭＳＧテーブル内の最も古い項目のタ
イムスタンプがレプリカ記憶場所の現在のタイムスタン
プより新しい（将来有効となる変更を示す）場合、返す
べきレプリカ記憶場所のタイムスタンプは現在のタイム
スタンプに設定される。そうでない場合は、不良ＭＳＧ
テーブルから探索されたタイムスタンプが戻される（ブ
ロック１３０６）。

第１４図は、従属Ｍ　Ｓ　Ｇテーブル内の当該応答ＭＳ
Ｇに関するデータを無効化データ・ベースに記録し、応
答ＭＳＧを形成するために使用された最新のデータ要素
のタイムスタンプを判定するサブルーチンを示したもの
である。このサブルーチンに対する入力は、要求ＭＳＧ
−ＩＤ、および要求ＭＳＧ−ＩＤに対する応答を作成す
るために使用される原始データ要素を示す一組のハツシ
ュ・コードＤＢ−ＩＤである（ブロック１４０１）。

レコードを走査して従属ＭＳＧテーブルに記入するとき
、サブルーチンは、要求ＭＳＧ−ＩＤによって識別され
る応答を組み立てるために使用された最新のデータ・ベ
ース要素からのタイムスタンプを保管する（ブロック１
４０２）。つぎに、特定の原始データ・ベース要素がシ
ステム内のどこで使用されるかを示す情報を記録するた
め、サブルーチンは、ハツシュ・コード・セット中の各
ハツシュ・コードＤＢ−ＩＤと対になった要求ＭＳＧ　
−Ｉ　Ｄを、無効化管理部内の従属ＭＳＧテーブルに記
録する（ブロック１４０３）。最後に、システムは、従
属関係を記録した後、従属関係を記録しようと試みた際
に生じた問題を検出し、かかる問題が検出された場合に
不服申し立てを出しなから、このサブルーチンから出る
（ブロック１４０４）。

無効化管理部はまた。第４図のブロック４０８で使用さ
れる様に第１４図のブロック１４ｏ２で保管された特定
の応答を組立てるために使用された最後のデータ・ベー
ス要素のタイムスタンプを戻すサブルーチン（図示せず
）を含んでいる。

第１５図に示したサブルーチンは、無効化管理部内の変
更テーブルにデータを挿入する働きをする。このサブル
ーチンに対する入力項目は、原始データ・ベースの、原
始エディタの動作に応じて変更される原始データ要素お
よびこのサブジェクト動作によって影響される最新の原
始データ項目のタイムスタンプを含む部分を識別する、
原始エディタによって供給されるハツシュ・コードＤＢ
−ＩＤのセットである（ブロック１５０２）。

アクセスされた原始データ・ベースの編成力、要求ＭＳ
Ｇ−ＩＤが原始データ・ベース内の要素を識別し、ハツ
シュ・コードとして使用できるようになっているとき、
第１５図に示したサブルーチンの代りに第１６図に示す
サブルーチンが使用される。この場合、サブルーチンに
対する入力項目には、影響を受けた原始データ・オブジ
エクトを識別する要求ＭＳＧ−ＩＤ、およびその要求に
関連するタイムスタンプが含まれる（ブロック１６０１
）。サブルーチンは、ブロック１６０１でリストされた
各項目を変更ＭＳＧテーブルに挿入する（ブロック１６
０２）。

第１７図に示すサブルーチンは、−組の変更が、不良Ｍ
ＳＧテーブル内の記録によって処理されたことを伝える
働きをする。このサブルーチンに対する入力項目はタイ
ムスタンプである（ブロック１７０１）。入力されたタ
イムスタンプに対する全てのエントリが、変更テーブル
および変更ＭＳＧテーブルから除去される（ブロック１
７０２）。

第１８Ａ図乃至第１８Ｃ図に示すサブルーチンは、第１
５図および第１６図に示したサブルーチンによって作成
された変更テーブルおよび変更ＭＳＧテーブルを使って
、有効な各レプリカ記憶場所毎に、陳腐化したメツセー
ジの識別子のリストを組み立てるためのものである。そ
のリストに対するレプリカは、レプリカ記憶場所に保持
することができる。第１８Ａ図に示すサブルーチンに対
する直前の呼び出し以降にこれらの作業テーブルに記録
された全ての変更は集められて、各セットの変更と関連
するタイムスタンプによって識別される「整合セットＪ
になる。呼び出しに応じて（ブロック１８０１）、サブ
ルーチンは変更テーブルおよび変更ＭＳＧテーブルの集
まり中の最初期の整合セットに等しい変更セットを定義
し、変更セットに対するタイムスタンプＤＡＴＥＴＩＭ
Ｅを決定する（ブロック１８０２）、つぎに、変更セッ
トによって影響される可能性がある全ての応答を見つけ
るため、サブルーチンは、変更セットと従属ＭＳＧを組
み合わせて照会を定義する（ブロック１８０３）。この
照会にもとづいてレコードがループ・オーバーされ、陳
腐化している可能性のある候補応答が識別される。各候
補応答は、その要求キーＭＳＧ−ＩＤによってリストに
記録される（ブロック１８０４）。

要求キーＭ　Ｓ　Ｇ　−Ｉ　Ｄが、アプリケーション開
発者によりアルゴリズム上ハツシュ・コードＤＢ−ＩＤ
に関係するように選ばれた場合、この関係を表わすユー
ザ出口ルーチンが供給され、従属ＭＳＧの代りに使用で
きる。または、両者が共に包括的である限り、マツピン
グの組合せがあるものは従属Ｍ　Ｓ　Ｇテーブルによっ
て、また別のものは出口ルーチンによって供給できる。

ブロック１８ｏ４で生成された候補応答リストにもとづ
いて、各候補応答の古いバージョンが、サーバ・キャッ
シュから探索され（ブロック１８０５）、または、サー
バ・キャッシュがない場合は生成される。つぎに、各候
補応答の新しいバージョンに対するタイムスタンプと共
に原始データから生成される（ブロック１８０６）。各
旧バージョンおよびそれに対応する新バージョンが比較
されて、変更が発生したかどうか判定される。変更が発
生した場合、要求キーＭＳＧ−ＩＤが、変更済み応答リ
スクに入力される（ブロック１８０７）。

変更ＭＳＧテーブル内の各要求キー毎に、ユーザＩＤテ
ーブル内にリストされた各レプリカ記憶場所ＵＳＥＲ−
ＩＤに対する不良ＭＳＧテーブルに項目が加えられる（
ブロック１８０８）。

ブロック１８ｏ７で定義された変更済み応答リスト内の
各要求キー毎に、システムは、ユーザＩＤテーブル内 対する不良ＭＳＧテーブルに、要求キーＭＳＧ−ＩＤお
よびタイムスタンプを加える（ブロック１８０９）。

図には示してないが、将来有効となる変更は。

次のようにして不良ＭＳＧテーブルに記録される。

ブロック１８０４で生成されたリストにもとづき、また
以前の不良ＭＳＧテーブルが現在の変更のタイムスタン
プよりも大きいタイムスタンプに対する項目を含んでい
る場合（将来有効となる変更を示す）、かかる将来の変
更に対する項目が、不良ＭＳＧテーブルに加えられる。

候補応答リスト内の各応答キー毎に、上記で識別された
新しい応答が、最も近い将来の変更タイムスタンプに対
する要求キーに応答する値と比較される。この２つの値
が異なる場合、指示された将来の変更タイムスタンプ、
およびユーザＩＤテーブルで見つかった各レプリカ記憶
場所ＵＳＥＲ−ＩＤに対する項目が、不良ＭＳＧテーブ
ルに加えられる。

また、ブロック１８０７で定義した変更済み応答リスト
内の各要求キー毎に、将来有効となる変更が記録されて
いる場合、システムは、要求キーＭＳＧ−ＩＤを、ユー
ザＩＤテーブルにリストされた各レプリカ記憶場所に対
する最も近い将来の変更タイムスタンプと共に不良ＭＳ
Ｇテーブルに加える。

サブルーチンの間に何か問題が発生した場合、データの
損失も防ぐため、サブルーチンは確約解除される（ブロ
ック１８１０）。

最後に、処理済みの項目が、変更テーブルおよび変更Ｍ
ＳＧテーブルから除外される（ブロック１８１１）。こ
の２つのテーブルが空でない場合、サブルーチンは、ブ
ロック１８０１に戻り、不良ＭＳＧテーブルに記憶され
る新しい１組の変更を生成する（ブロック１８１２）。

テーブルが空きの場合、記憶管理は、後で使用できるよ
うに作業リストを払う　（ブロック１８１３）。

Ｆ１発明の効果 以上、プロセッサの分散ネットワーク全体にわたって、
レプリカ記憶場所に対する原始データの変更を管理し、
伝達するための技法を説明した。

本発明は、システム全体にわたって、個々のレプリカ記
憶場所におけるデータの一貫性（整合性）を保持するた
めの、データ・オブジエクトのバージョン管理をもたら
す。これは、原始データ・オブジエクトからφ答ヘマツ
ピングするためのどんなシステムとも一緒に働く。さら
に、陳腐化データを無効化管理部に保持し、且つ原子的
な要求／応答トランザクション・フォーマットを（ｌし
ているため、どん、なサービス途絶の際にもフェイルセ
ーフな動作が実現され、且つ諸経費も低くてすむ。

本発明によれば、比較的低速の又は不完全な通信リンク
を用いたシステム中でも耐えられ、作業端末の自律性、
データの一貫性および機構の経済性をもたらし、さらに
多数の作業端末が存在するときでも、各作業端末ですぐ
れた性能を保持し続けることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を実施するための伝達サブシステムのブ
ロック図、第２図は第１図の伝達サブシステムを含む分
散処理システムのブロック図、第３図および第４図は伝
達サブシステム内の要求代行受信部の動作を示すフロー
チャート、第５図および第６図は伝達サブシステム内の
サーバ・キャッシュ管理部の動作を示すフローチャー１
−１第７図乃至第１０図は本発明にもとづく伝達サブシ
ステム内の無効化サーバの動作を示すフローチャート、
第１１図乃至第１７図及び第１８Ａ図乃至第１８Ｃ図は
本発明にもとづく伝達サブシステム内の無効化管理部の
動作を示すフローチャートである。 １・・・・分散処理システム、２．３．４・・・・作業
端末、５・・・・伝達サブシステム、６，７．８．３０
・・・・原始記憶場所、９・・・・提示す−ビス部、１
０・・・・データ・ベース、１１・・・・応答生成部、
１２・・・・エディタ、１５・・・・ビデオ・モニタ、
２゜・・・・レプリカ記憶場所、２１・・・・フレーム
伝達インターフェース、２２・・・・通信サービス部、
２３・・・・記憶サービス部、２４・・・・主記憶管理
部、２５・・・・キャッシュ管理部、２６・・・・作業
端末キャッシュ、３１・・・・要求代行受信部、３２・
・・・無効化サーバ、３３・・・・無効化管理部、３４
・・・・無効化データ・ベース、３５・・・・サーバ・
キャッシュ管理部、３６・・・・サーバ・キャッシュ。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　岡　　１）　次　　生（外１名） 才２　ロ ーｆｆ１３　　図 才４　回 才５　日 オ６　回 才　８　口 （アクノリツク） オ９図 （ヤント、サム・モアり 才１０　口 （りヤント〕 第１１　日 才１２回 才１３回 才　１４圀 矛１８ＡＩＢ 第１８Ｂ回

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数のノードのうちの少なくとも１つのノードが原始デ
   ータ・オブジエクトにアクセスできる原始記憶場所とし
   て働き且つ少なくとも他の１つのノードが上記原始デー
   タ・オブジエクトのレプリカを受け取つて記憶するレプ
   リカ記憶場所として働く様になつている分散処理システ
   ムにおいて、上記原始データ・オブジエクトの変更に伴
   つて陳腐化するレプリカを管理するための下記ステツプ
   （イ）乃至（ハ）から成るデータ・オブジエクト・レプ
   リカの管理方法： （イ）レプリカが陳腐化したか否かを確認するために上
   記レプリカ記憶場所から生じる要求に応じて、上記原始
   記憶場所において変更済のデータ・オブジエクトに対応
   する陳腐化したレプリカの識別子を取り出し、 （ロ）上記識別子を原子的な要求／応答トランザクシヨ
   ンとして上記レプリカ記憶場所へ伝達し、 （ハ）上記レプリカ記憶場所において上記識別子に対応
   するレプリカをアクセス不能にする。