JPS62197858A - システム間デ−タベ−ス共用方式 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、複数のデータ処理装置が共用のデータ資源を
アクセスするコンピュータシステムに係り、データ資源
の整合性を保証しつつ効率的なアクセスを行うための制
御方式に関する。

〔従来の技術〕

複数のデータ処理装置が、ブロック単位での排他制御を
行いながら共用データ資源をアクセスする方式として、
例えば、特開昭５７−６４８５０号公報および特開昭５
７−６４８６１号公報に示されるように、２台のデータ
処理装置を通信装置で結合し、ロック情報を相互にやり
とりするものが知られている。この方式を従来方式Ａと
呼ぶ問題点は次項において説明される。

また、他の公知例として、特開昭５８−１７２７６４号
公報に示されるように、３台以上のデータ処理装置を通
信装置で結合し、ロック情報を回覧して、システムを構
成する過半数以上のデータ処理装置の占有許可を得るも
のが知られている。

この方式を従来方式Ａと呼ぶ。問題点は次項で説明する
。

また、他の公知例として、特開昭５９−８１７４８号公
報に示されるように、排他制御を行うための特別な制御
装置をデータ処理装置とは別途設ける方式がある。この
方式を従来方式Ｃと呼ぶ。

この問題点もまた次項で説明する６ また。上記従来例では、サブシステムの管理するバッフ
ァプール中のデータ内容が有効か無効かを判断する手段
に関する記載がない。この手段が提供されない場合につ
いての問題点についても次項で説明する。

〔発明が解決しようとする間層点〕

従来方式Ａは、データ処理装置およびコンクールアンク
ラスごとに関心ビットを設けることにより、２台のデー
タ処理装置間の通信オーバヘッドを低減させるよう工夫
されているが、３台以上のデータ処理装置が共用データ
資源にアクセスする場合が配慮されていない。

従来方式Ｂは、回覧にマークされた数が過半数を越えた
時点で即アクセス元へは、許可または拒否を通知し、他
システムへは直ぐに通知せず、スタッカにスタックして
おき、他の電文送出時に。

該送信電文に付すようにして、共用データ資源の占有状
態を送出するためのデータ処理装置間の通信オーバヘッ
ドを低減させるよう工夫されているが、他の電文送出時
までスタッカにスタックしているため、占有許可を与え
た過半数以上のデータ処理装置が同時にダウンした場合
の、他の正常なデータ処理装置における継続処理の記載
がない。

従来方式Ｃは、排他制御を別制御装置に任せることによ
りデータ処理装置の処理オーバヘッドを低減できるが、
特別な制御装置が必要であり、またこの制御装置がシス
テム全体の性能および信頼性上のボトルネックになり得
る。

前述の有効か無効かを判断する手段が提供されない場合
は、各サブシステムはデータ資源へアクセスするごとに
ファイル装置への入出力を行う必要があり、データ資源
（ブロック）のバッファリングの効果が期待できなくな
る。

従って、本発明の目的は、複数のデータ処理装置が共用
データ資源をアクセスするための通信オーバヘッドが少
なく、かつ特別なハードウェアを必要としない排他制御
方式を提供することにある。

本発明の他の目的は、共用データ資源をアクセスする複
数サブシステムが各々管理するバッファプール中のデー
タの内容が、有効か無効かを判断できるようにする排他
制御方式を提供することにある。

本発明の他の目的は、サブシステムの故障２通信装置の
故障、データ処理装置の故障等各種の故障に対して、デ
ータ資源の整合性を保証するために、データ資源を選択
的にアクセス禁止にするような排他制御方式を提供する
ことにある。

本発明の他の目的は、単数または複数のデータ処理装置
が同時または断続的に故障した場合、そのデータ処理装
置上のロックマネジャが行っていた機能を他のデータ処
理装置上のロックマネジャで速やかに代行できるような
排他制御方式を提供することにある。

〔問題点を解決するための手段〕

上記目的は、共用データ資源を論理的に分割し、各々の
分割されたデータ資源の集合ごとにマスタとなるデータ
処理装置を定め、ロック対象データ資源のマスタとなる
データ処理装置上のロックマネジャに送ってそこで排他
制御を行い、交代用データ処理装置を設定することによ
り達成される。

〔作　用〕

共用データ資源の排他制御は、データ資源のマスタとな
るデータ処理装置上のロックマネジャで行われる。それ
によって、共用データ資源の排他制御が１つのロックマ
ネジャ内で行われ、二重にロックを許すというような誤
動作はない、また、データ処理装置やサブシステムの故
障に対し、仕掛り中の共用データ資源をアクセス禁止状
態にするため、データ資源の整合性を保つことができる
。

また、交代用データ処理装置の設定を可能とし、多重の
データ処理装置障害においても、排他マスタを動作中の
交代用データ処理装置に移動させるため、信頼性を高め
ることができる。

〔実施例〕

以下１本発明の一実施例を図面を参照して説明する。

第１図は１本発明が適用される典型的なコンピュータシ
ステムのブロック図である。第１図では、３台のデータ
処理袋［１，２，３上で動作する６個のサブシステム３
１〜３６が、ファイル装置６１〜６６を共用してアクセ
スする例を示しである。データ処理装置（以下、ホスト
またはホストコンピュータと呼ぶ）は、通信装置４を介
して相互接続されている。通信装［４の例としては、チ
ャネル間結合装置（ＣＴＣＡ）、通信制御装置（ＣＣＰ
）、先ループネットワーク装置などがある。各ホス１ヘ
コンピユータは、１つのオペレーティングシステム（１
１〜１３）、１つのロックマネジャ（２１〜２３）、１
つまたは複数のサブシステム（３１〜３６）を含む。共
用データ資源は。

共用ファイル装置（６１〜６６）に記憶される。

共用ファイル装置（６１〜６６）は、各ホストコンピュ
ータ（１〜３）に接続され、サブシステム（３１〜３６
）は、ロックマネジャ（２１〜２３）にロック要求を行
って、共用データ資源に対するロックを獲得した後、オ
ペレーティングシステム（１１〜１３）を介して共用デ
ータ資源にアクセスする。ロックは、ブロック巣位に行
う。各サブシステム（３１〜３６）は、各々バッファプ
ール（４１〜４６）およびジャーナルファイル（５１〜
５６）を備える。またロックマネジャ（２１〜２３）は
、共用システム制御ファイル（７）に。

システムの履歴を記録する。

共用データ資源は、論理的な資源グループに分割され、
各々の資源グループごとにマスタとなるホストコンピュ
ータが定められる０本実施例では、共用ファイル装置６
１．６２に記憶されている共用データ資源を資源グルー
プＡ、共用ファイル装［６３，６４に記憶されている共
用データ資源を資源グループＢ、共用ファイル装ｆ１６
５．６６に記憶されている共用データ資源を資源グルー
プＣ゛とし、資源グループＡのマスタをホスト１．資源
グループＢのマスタをホスト２．資源グループＣのマス
タをホスト３として説明を行う。資源グループの分類と
マスタの割り当ては任意であり１例えば、１つのホスト
が２つ以上の資源グループのマスタとなってもよいし、
マスタとなる資源グループを１つも持たないホストがあ
ってもよい。また、資源グループの数とホストの数が一
致しなくてもよい、資源グループの分類とマスタの割り
当ては、後述するようにシステムの性能に関連してくる
ものであり、システムの特性に応じて調整できる。

実際にロック要求を発行するのは、各サブシステムの管
理下で動作するトランザクションである。

トランザクションには、各サブシステム内で一意な識別
子がつけられており、この識別子とサブシステムの識５
１１子を組み合わせることにより、トランザクションを
システム内で一意に識別できる。

各トランザクションは、同一ホストコンピュータ上のロ
ックマネジャに対してロック要求を行う。

要求を受けたロックマネジャは、ロック対象データ資源
（１つのデータブロック）のマスタが自系であれば、必
要な排他制御を行い、ロック対象データ資源（１つのデ
ータブロック）のマスタが他系であれば、マスタのホス
トコンピュータへロック要求を転送する。ロック要求元
トランザクションは、ロック対象データ資源のマスタが
どのホストコンピュータであるかを意識する必要はない
。

上記の説明かられかるように、各ロックマネジャはロッ
ク対象データ資源のマスタのホストコンピュータ（Ｏ８
）とのみ通信を行えばよく、その他のホストコンピュー
タに連絡を行わなくてもよい。

今ル台のホストコンピュータからなるシステムを考え、
共用データ資源をπ等分にグループ分けして各ホス１−
コンピュータをマスタとして割り当てるとする。あるホ
ストコンピュータ上のサブシステムが、全ての共用デー
タ資源に均等な確率でアクセスを行うとすると、そのサ
ブシステムが発行なり、ルに大きく依存しない。もし、
マスタを定めず、全てのロックマネジャが同一のロック
情報を持つような方式だと、σ＝ニル−となり１通信オ
ーバヘッドはルと共に比例的に増大するであろう。また
、ロック要求元サブシステムの属するホストコンピュー
タがマスタである資源に対しては。

通信はそもそも発生しない。従ってサブシステムの共用
データ資源に対するアクセスに局所性があることを予め
わかっている場合には、そのサブシステムが主にアクセ
スする共用データ資源のマスタを、そのサブシステムの
属するホストコンピュータに割り当てることにより１通
信オーバヘッドを減少させることが可能となる。

第２図は、ロックマネジャ（２１〜２３）のテーブル構
成図である。システム管理テーブル（１，００）には、
自系ホストのホストコンピュータ番号、ホスト管理テー
ブル１１０のチェーン情報、サブシステム管理テーブル
１２０のチェーン情報、資源管理テーブル１３０のチェ
ーン情報を格納している。ホスト管理テーブル１１０に
は、各ホストコンピュータが稼動中か障害中かまた終了
かのホストステータス情報と、各ホストへ通信可能か否
かまた１通信障害回復時の同期合せ処理中かという通信
ステータス情報、各ホストのホストコンピュータ番号該
ホストコンピュータ上で稼動しているサブシステムのサ
ブシステム管理テーブル１２０のチェーン情報及びバッ
クアップとなるホストのホストコンピュータ番号を格納
している。サブシステム管理テーブル１２０には、各サ
ブシステムが稼動中か障害中か、また終了かの当該サブ
システムのステータス情報、各サブシステムの識別子１
次のサブシステム管理テーブルのチェーン情報、バック
アップテーブルのチェーン情報、トランザクションテー
ブルのチェーン情報を格納している。資源グループ管理
テーブル１３０には、資源グループ識別名称、排他マス
タのホストコンピュータ番号、排他マスタのアクティブ
及び稼動処理中というステータス情報、資源ハツシュ−
テーブルのチェーン情報、更新同期マツプのチェーン情
報、保留ビットマツプテーブルのチェーン情報を格納し
ている。トランザクションテーブル（１４１〜１４３）
には、各サブシステム内で一意的につけられたトランザ
クション識別子と当該トランザクションテーブルを割当
てたサブシステムの識別子、該サブシステム内トランザ
クションのシノニム発生時の次のトランザクションテー
ブルのチェーン情報、該１〜ランザクジヨンが保有して
いるロックの数、該トランザクションが待ち状態である
か否か、また自系のトランザクションか否かのステータ
ス情報、該トランザクションの最初のロック要求時に割
当てたロックテーブルのチェーン情報を格納している。

資源ハツシュ−テーブル（１５１〜１５３）には、資源
テーブルのチェーン情報を格納している。更新同期マツ
プ（１６１〜１６３）の内容は、４バイト（３２ビツト
）単位で、Ｎ個のエントリより成る。Ｎは資源名称をキ
ーとしてハツシングを行ったときのハッシュスヘース（
ハツシュ値の集合）である。資源テーブル（１７１〜１
７５）には、ロック対象の資源名称、シノニム発生時の
次に割当てた資源テーブルのチェーン情報、当該資源の
属する資源グループの一連番号、当該資源にかけられて
いるロックの総数、当該資源が保留されたときの第３図
で示すロックモード、当該資源を保留しているか否かの
ステータス情報、当該資源を最初にロック要求のときに
割当てたロックテーブルのチェーン情報を格納している
。ロックテーブル（１８１〜１８６）には、資源テーブ
ルのアドレス、該当資源のロック要求の次のロック要求
時の割当てたロックテーブルのチェーン情報、１つのト
ランザクションで２回以上のロック要求が行われた場合
の、トランザクション内の次のロックテーブルのチェー
ン情報、ロック要求時のロックモード、当該ロックが待
ち状態か否か、または保留状態か否かのステータス情報
を格納している。バックアップテーブル（１９１〜１９
６）は、資源名称をキーとしてハツシングしたハツシュ
スペース（ハツシュ値）対応のビット列テーブルである
。保留ビットマツプテーブル（２０１〜２０３）も、バ
ックアップテーブルと同じでありハツシュスペーズ対応
のビット列テーブルである。

以下第２図に従って排他制御の手段を詳細に説明する。

説明の便宜上、ホストコンピュータ１上のサブシステム
３１が、ロックマネジャ２１にロック要求を行う場合を
考える。

（１）資源グループＡに属する共用データ資源に対する
ロック要求の場合； この場合、ロック対象データ資源のマスタはホストコン
ピュータ１であるため１通信は発生しない。ロックマネ
ジャ２１は、サブシステムから要求ロックモードを伴な
うロック要求を受けると、資源管理テーブル１３０．資
源ハツシュテーブル１５１をたどって資源テーブル１７
１をサーチする。即ち、ロック要求された。資源が既に
ロックの対象として登録されているかどうかを調べる。

１つの資源テーブルが１つのロック対象データ資源（フ
ァイル中の１つのデータブロック）に対応する。要求さ
れたロック対象のデータ資源に対応する資源テーブルが
存在しない場合は、新たな資源テーブルを作成して資源
ハツシュテーブル１５１からのチェーンにつなぐ。資源
ハツシュテーブル１５１は、資源名称を検索キーとして
ハツシング法により資源テーブルをサーチするためのテ
ーブルである。次にロックマネジャ２１は１個々のロッ
ク要求に対応したロックテーブル１８１を作成し、資源
テーブルからのチェーンにつなぐ。

ロックテーブルはまた。トランザクションに対応するト
ランザクションテーブル１４１からのチェーンにもつな
がれる。上記２つのチェーンにより、ロックテーブルが
どのトランザクションのどのデータ資源に対するロック
要求に対応したものであるかが表現される。サブシステ
ムから発生されたロック要求は、対象データ資源に他の
ロックがかかっていないか、もしくは他のロックがかか
っていたとしてもそのロックモードが要求ロックモード
と両立する場合は、ただちに許可される。この比較はロ
ック要求モードと資源テーブル中に記憶されているロッ
クモードを比較することにより行なわれる。ロック対象
データ資源に対して、要求ロックモードと両立しないモ
ードのロックが既にかかっている場合は、そのロック要
求は、先行するロックが開放されるまで待たされる。本
実施例では５種類のロックモードを使用し、モード間の
両立性は第３図のマトリックスに従う。モードの設定の
仕方は、第３図に示す以外の任意のものでもよい。

（２）資源グループ已に属する共用データ資源に対する
ロック要求の場合； この場合、ロックマネジャ２１は、資源グループ管理テ
ーブル１３０を参照して、ロック対象データ資源のマス
タがホストコンピュータ２であることを判断し、オペレ
ーティングシステム１１の堤供する通信機能を使用して
ホストコンピュータ２上のロックマネジャ２２にロック
要求を転送する。転送されたロック要求を受けたロック
マネジャ２２では、（１）の場合と同様な処理を行い、
ロックが許可された時点でその旨の応答をホストコンピ
ュータ１上のロックマネジャ２１に送信する。

応答を受信したロックマネジャ２１は、資源グループ管
理テーブル１３０．資源ハツシュテーブル１５２をたど
って資源テーブル１７３をサーチ（資源テーブルが無い
場合は新たに作成）シ、ロックテーブル１８４を作成し
てチェーンをつなぐ。

ここで注意しておきたいのは、この場合には、ロック要
求に対応した資源テーブルとロックテーブルが、ロック
要求元サブシステムと同一ホストコンピュータ上のロッ
クマネジャ２１とロック対象資源のマスタのホストコン
ピュータ２のロックマネジャ２２とで２重に設定される
ということである。このことは、後述のバックアップ系
によるロック情報の再構成に関係する。サブシステム３
１が、資源グループＣに属する共用データ資源に対して
ロック要求を発行する場合も、上記の説明と同様である
。

次に、各サブシステムのバッファプール（４１〜４６）
の内容の同期の方法について説明する。

各サブシステム（３１〜３６）は、各々バッファプール
（４１〜４６）を使用して、共用データ資源へのアクセ
スを行う。即ち、フィイルから読み出したデータは一旦
バッファプール（４１〜４６）に格納し、これがサブシ
ステムによって利用される。これは同じデータを繰り返
して使用するときファイルへアクセスする処理を省略す
るためである。サブシステムは、アクセス対象のデータ
資源（ブロック）が既にバッファプール中に存在する場
合は共用ファイル装置（６１〜６６）との間で入出力を
行うことなくバッファプール中のデータ内容を使用し、
アクセス対象のデータ資源（ブロック）がバッファプー
ル中にない場合のみ入出力を行うようにすることにより
、共用ファイルＩ装置（６１〜６６）に対する入出力回
数を減少させている。ところが、バッファプールはサブ
システムごとに独立して保有するため１本発明の関する
ような複数ホストコンピュータによるデータ資源の共用
環境下では、自サブシステムのバッファプール中のデー
タ内容が必ずしも最新のものではない（他サブシステム
でそのデータ資源を更新してしまった）という事態が起
こり得る。ロックマネジャ（２１〜２３）は、ロック要
求に対する応答情報として、他サブシステムで更新が発
生した（従ってバッファプール中のブロックの内容は無
効である）ことを要求元のサブシステムに通知する。こ
れにより、サブシステムは、共用フィイル装置Ｆ（６１
〜６６）に対する入出力を、個々のアクセスごとにでは
なく、必要な場合、すなわちアクセス対象データ資源（
ブロック）がバッフ７プール中に無い場合、およびアク
セス対象データ資源がバッファプール中にあるが他サブ
システムで更新が行われたため、その内容が無効になっ
ている場合のみに行えばよくなる。

上記応答情報を与えるため、ロックマネジャ（２１〜２
３）は、自ホストコンピュータがマスタである資源グル
ープに対して、更新同期マツプ（１６１〜１６３）を設
定し、各サブシステムの更新処理を記憶する。即ち、更
新があった資源名称に対応するエリアのビットをパ１”
とする。本実施例では、更新同期マツプは、Ｎ個のエン
トリより成り各エントリは４バイトである。Ｎは資源名
称をキーとしてハツシングを行ったときのハツシュスペ
ース（ハツシュ値の集合）の大きさに対応するものであ
り、システム定義で指定する。Ｎの値は、更新処理を記
憶するデータ資源の単位（Ｎが大きいほど細かい単位で
更新が記憶できる）と、更新同期マツプのために必要な
メモリ（Ｎが大きいほど多くのメモリが必要）の兼ね合
いで決定されるべきものである。更新同期マツプの各エ
ントリは、本実施例では４バイト（３２ビツト）より成
り、各ビットが１つのサブシステムに対応する。

第１図に示すシステムでは６個のサブシステムが稼動し
ているため、３２ビツトのうちの６ビツトが実際に使用
される。上記ビットが１であることは、そのビットに対
応するサブシステムが該当エントリに対応するハツシュ
値を持つデータ資源を白系のバッファプール中に保有し
ている場合、そのデータの内容が有効であることを意味
する。

ここで更新同期マツプの使い方を詳しく説明する。ロッ
クマネジャはサブシステムからのロック要求を許可する
ときに、ロック対象データ資源のハツシュ値に対応する
更新同期マツプのエントリ中の上記サブシステムに対応
するビットを“１″にする。同時に、上記ロック要求が
データ資源を更新するためのロック（本実施例では、第
３図のＳｔＪ、ＰＵ、ＥＸモードのロックがこれに相当
する）であれば、上記エントリ中の他のビットを全て′
“０”にする。ロック要求元サブシステムに対しては、
上記ビット操作を行う直前の該当するビットの状態を応
答情報として伝える。このビットの値が“１”であれば
、該当データ資源に対してロック要求元サブシステムが
前回行ったロック要求から今回のロック要求までの間に
、他サブシステムがそのデータ資源に対して更新処理を
行っていないことを意味し、ロック要求元サブシステム
のバッファプール中にそのデータ資源が存在する場合そ
の内容は有効である。逆にこのビットの値が“０”であ
れば、該当データ資源に対して他サブシステムが更新を
行った可能性があることを意味し、ロック要求元サブシ
ステムはデータ資源の内容を必ず共用ファイル装置から
読み込まなければならない。以上のような方法を用いれ
ば、各サブシステムが行うバッファリングの効果を損な
うことなくデータ資源をサブシステム間で共用できるよ
うになる。

次にシステム内で各種の故障が発生した場合の対策を説
明する。故障には次の３種類が考えられる。

（１）サブシステムの故障 （２）通信装置の故障 （３）ホストコンピュータの故障（オペレーティングシ
ステムの故障を含む、） 上記３種類の故障が発生した場合のロックマネジャの動
作を以下に述べる。これにより、故障が発生しても、デ
ータ資源の整合性を保ちつつシステムの運転を効率的に
継続することができる。

まずサブシステムの故障の場合を説明する。サブシステ
ムが故障すると共用データ資源に対するアクセスが完結
していないためデータの内容に矛盾が含まれている可能
性がある。従って故障したサブシステムがロックを保有
していた共用データ資源をアクセス禁止にして、データ
の復元処理が完了するまで、その禁止状態を保持する必
要がある。今、第２図に示されるロックマネジャ２１に
おいて使用されるテーブル群を参照しながら、サブシス
テム３１が故障した場合を想定して説明を行う。他のロ
ックマネジャの処理や他のサブシステムが故障した場合
の処理も全て同様に行われる。

サブシステムの故障は１本実施例では別途設けたサブシ
ステムの監視モニタにより検出してロックマネジャに通
知する。上記監視モニタは従来からサブシステムの立ち
上げや、終了や異常終了などを検出するために設けられ
ているものである。

さて、ロックマネジャ２１がサブシステム３１の故障を
検出すると、サブシステム管理テーブル１．２０．トラ
ンザクションテーブル１４１゜１４２をたどってサブシ
ステム３１が保有するロックに対応するロックテーブル
１８１，１８２゜１８４．１８５をサーチする。次に上
記ロックテーブル中にロック保留ステータスを設定し、
同時に上記ロックの対象データ資源に対応する資源テー
ブル１７１，１７２，１７３，１７４にも保留ステータ
スおよび保留したロックのモードを記録する。以後保留
ステータスにあるデータ資源に対して、保留されたロッ
クモードと両立しないロック要求が他サブシステムから
発行された場合、ロックマネジャ２１はそのロック要求
を拒絶する。

上記ロックの保留は、サブシステム３１が回復してデー
タ復元処理を完了した時点でその旨をサブシステム３１
がロックマネジャ２１に報告することにより解除される
。なお、参照系のロック（第３図のＳＲ，ＰＲ）はデー
タ資源を更新しないためデータ資源の矛盾が発生しない
。そこで、サブシステム障害および、後で説明するデー
タ処理装置障害においては、参照系のロックを保留する
ことなく開放している。以上の処理により、サブシステ
ムが故障した場合、矛盾を有する可能性のある共用デー
タ資源に対するアクセスを禁止とすることができる。

次に通信装置の故障の場合のロックマネジャの動作を説
明する。便宜上１通信装置４が故障してホストコンピュ
ータ１とホストコンピュータ２との連絡が不可能になっ
たとして、ロックマネジャ２１の動作を説、明する。こ
の場合、ロックマネジャ２１は通信不能相手ホストコン
ピュータ２がマスタであるデータ資源（資源グループＢ
に属するデータ資源）に対する自ホストコンピュータ１
上のサブシステム３１．３２からのロック要求を拒絶す
ることにより、サブシステム３１．３２に対して資源グ
ループＢへのアクセスを禁止する。同時にロックマネジ
ャ２１は、通信不能相手ホストコンピュータ２上のサブ
システム３３．３４が、自系がマスタであるデータ資′
ｇ（資源グループＡに屈するデータ資源）に対して保持
しているロックを保留状態とし、保留されたロックと両
立しないロック要求を拒絶する。通信装置障害では、口
ツクを獲得したサブシステムは動作しており、獲得した
ロックによりデータ資源を参照して、他のデータ資源を
更新する場合があり、データ資源の保全性を保つため、
参照系のロックも保留する。

上記のアクセス禁止状態とロックの保留状態は。

通信装置の故障が回復した時点で解除される。ホストコ
ンピュータ１とホストコンピュータ２の間の通信が回復
すると、ロックマネジャ２１とロックマネジャ２２は相
互に自系のトランザクションの状態を相手に報告する。

例えば、トランザクションテーブル１４１に対応するト
ランザクションが、通信装置の故障中に終了していたと
すると。

そのトランザクションは、保留しているロック１８１．
１８４を解放するが、ロック１８４の解放は、ロック対
象データ資源１７３のマスタであるホストコンピュータ
２には連絡できない。通信回復時に、互いのトランザク
ションの状態を報告することにより、ロックマネジャ２
２はトランザクション１４１の終了を認識し、自系のテ
ーブルからロックテーブル１８４に対応するテーブルを
解放する。このようにして、ロックマネジャ間のテーブ
ルのずれが解消できる。以上の処理により。

通信装置が故障した場合、データ資源の内容に矛盾が発
生しないようにサブシステムからのアクセスを禁止し、
故障の回復と共にロックマネジャ間の整合性を回復させ
ることが可能となる。

最後に、ホストコンピュータの故障（オペレーティング
システムの故障を含む）の場合のロックマネジャの動作
について説明する。ホストコンピュータ１が故障したと
すると、ロックマネジャ２１は動作できなくなるため、
他のホストコンピュータ上のサブシステム３３，３４，
３５，３６は、ホストコンピュータ１がマスタであるデ
ータ資源（資源グループＡに屈するデータ資源）にアク
セスが不可能となる。ホストコンピュータ１の故障が回
復するまで上記アクセス不可能状態が続くことは、デー
タ資源の可用性の視点からは望ましくない。そのため、
ロックマネジャ２１　（これをオリジナル系と呼ぶ）に
対して、単数または複数の交代用ロックマネジャ（これ
をバックアップ系と呼ぶ）を設け、ロックマネジャ２１
が動作不能になったときは、バックアップ系が新たに資
源グループＡのマスタとなり、資源グループＡに属する
データ資源に対するアクセスが続行できるようにする。

オリジナル系に対するバックアップ系の選定は任意であ
る。バックアップ系の指定はシステム定義で行ない、そ
の定義順位に従がい、オリジナル系の交代先順位となる
。例えば、ロックマネジャ２１のバックアップ系として
ロックマネジャ２２．２３の順に前述したホスト管理テ
ーブルに定義され、ロックマネジャ２１が動作不能にな
った場合、ロックマネジャ２２が動作中であれば資源グ
ループＡのマスタはロックマネジャ２２に移動し、ロッ
クマネジャ２２が動作不能状態で。

かつロックマネジャ２３が動作中であれば資源グループ
Ａのマスタはロックマネジャ２３に移動する。本実施例
では、ホストコンピュータ１のバックアップ系をホスト
コンピュータ２，３の順位に。

ホストコンピュータ２のバックアップ系をホストコンピ
ュータ３，１の順位に、ホストコンピュータ３のバック
アップ系をホストコンピュータ１゜２の順位に定義され
ていると便宜止定める。従って、ホストコンピュータ２
，３が動作中でホストコンピュータ１が故障した場合、
資源グループＡに関する排他制御はホストコンピュータ
２上のロックマネジャ２２が行うことになる。

ここで問題となるのは、ロックマネジャ２２は。

新たに資源グループＡのマスタの機能を果たそうとする
場合、動作不能となった時点でロックマネジャ２１が管
理していたロック情報と同じ情報を持つ必要があるとい
うことである。筬に述べたように、サブシステムが保有
しているロック情報は。

ロック対象資源のマスタとなるホストコンピュータがサ
ブシステムの動作するホストコンピュータと異なる場合
は、双方のコンピュータ上のロックマネジャで同一のロ
ック情報を２重に持っている。

説明中の場合に即して言うと、サブシステム３３゜３４
が資源グループＡに属するデータ資源にかけているロッ
ク情報は、ロックマネジャ２１と２２が保有し、サブシ
ステム３３．３６が資源グループＡに属するデータ資源
にかけているロックの情報は、ロックマネジャ２１と２
３が保有している。

従ってロックマネジャ２２は、ロックマネジャ２３と通
信を行うことにより、サブシステム３３゜３４．３５．
３６が資源グループＡに居するデータ資源にかけている
ロックの情報を再構成できる。

しかし、この場合、ロックマネジャ２３がロックマネジ
ャ２１とほぼ同時に故障するとロック情報の再構成がで
きなくなる。そこで次に示す２種類の手段を用意しロッ
ク情報の再構成を行っている。

この２　ｆｌ　角の手段のうち、どちらか一方を使うが
。

２種類を併用して使用するか、またはどちらも使用せず
従ってマスタのバックアップを設けないがは１個々のシ
ステムの特性に応じてシステム管理者が決定すればよい
。

第１の手段を以下に説明する０本手段では、仕掛り中の
排他制御情報をサブシステムのトランザクション単位に
、１つまたは複数のバックアップ系のロックマネジャに
転送し、排他制御情報の退避を行う。なお、排他制御情
報の退避に伴う通信オーバヘッド削減のため、各サブシ
ステムのトランザクションでジャーナルファイル装置に
履歴を取得する直前に「ジャーナル取得報告」をロック
マネジャに報告させ、「ジャーナル取得報告」とトラン
ザクション終了時のロックマネジャに対する「一括アン
ロック要求」で、今までトランザクションで獲得した共
用データ資源の数に関係せず、１つのバックアップ系に
対して１回の転送で行っている。以下第２図と第４図に
従って説明する。

説明の便宜上、ホストコンピュータ１上のサブシステム
３１のトランザクションが、資源グループＡと資源グル
ープＢの共用データ資源のロックを獲得した後、ロック
マネジャ２１にジャーナル取得報告と一括アンロック要
求を行う場合を考える。

（なおジャーナルとは、各サブシステムのトランザクシ
ョンの履歴であり、共用データ資源の更新履歴もジャー
ナルファイル装置に記憶され、サブシステムがサブシス
テム故障後の回復、およびファイル装置の故障後の回復
情報として使用される）ロックマネジャ２１は、ジャー
ナル取得報告を受けると、第２図のサブシステム管理テ
ーブル１２０、トランザクション管理テーブル１４１を
たどってロックテーブル１８１，１８４をサーチする。

ロックテーブル１８１，１８４より資源テーブル１７１
，１７３をサーチし、資源名称をキーとしハツシングし
、資源グループに対応するバックアップテーブル１９１
，１９２をサーチする。

バックアップテーブル１９１，１９２のハツシュ値に該
当するビットをＯＮにしたバックアップ情報を第４図に
示すようにバックアップ系ロックマネシャ２２．２３に
転送する。一括アンロック要求を受けた場合も、同様に
してテーブルをサーチし、ハツシュ値に該当するビット
をＯＦＦにしたバックアップ情報をバックアップ系ロッ
クマネジャ２２．２３に転送する。ロックマネジャ２２
゜２３はバックアップ情報より、自システムのバックア
ップテーブル１９１，１９２を更新する。本手段により
、バックアップ系ロックマネジャ２２゜２３は、バック
アップに必要なロック情報をオリジナル系のロックマネ
ジャ２１と同期して保有することになる。また、本方式
ではバックアップするロック情報を更新系のロック要求
（第３図のＳＵ、ＰＵ、ＥＸ）のみにしたり、バックア
ップ系がマスタであるデータ資源は、バックアップ系の
ロックマネジャで記憶しているため送信しないというよ
うな工夫をしている。

ここで、バックアップテーブル１９１〜１９６と保留ビ
ットマツプテーブル２０１〜２０３の使い方を説明する
。コンピュータシステム１が故障するとバックアップ系
ロックマネジャ２２．２３は、自システムのバックアッ
プテーブル１９１〜１９６を第１図の共用システム制御
ファイル７に記録する（この情報は、故障したコンピュ
ータシステム１のサブシステム３１．３２が回復する前
に、排他マスタが他のコンピュータシステムへ移動した
場合に引継がれる。）ロックマネジャ２２は、ロックマ
ネジャ２３が動作中であるため、ロックマネジャ２１の
管理していた排他マスタを山系へ移動させるため、ロッ
クマネジャ２３に対してその旨のメツセージを送信する
。ロツクマネジャ２３は、該当メツセージを受けると資
源グループＡに対するロック要求を一時保留状態とし、
ロックマネジャ２３は既に獲得済みの資源グループＡに
関するロック情報をロックマネジャ２２に送信し、排他
マスタの移動完了メツセージを受信するまで待ち状態と
する（ロックマネジャ２３の資源グループＡに関するロ
ック獲得待ち状態のものは、排他マスタの移動完了後に
新排他マスタに対して再度ロック要求が行われる）。ロ
ックマネジャ２２は、ロックマネジャ２３より得た獲得
済みの資源グループＡに関するロック情報を再構成する
とともに、サブシステム３１の資源グループＡに対する
バックアップテーブル１９１とサブシステム３２の資源
グループＡに対するバックアップテーブル１９４のビッ
ト列を論理和し、結果を資源管理テーブル１３１の保留
ビットマツプテーブル２０１に格納する。その後、資源
グループＡの排他マスタ情報を自系に更新してその情報
とバックアップテーブル１９１〜１９６の内容を共用シ
ステム制御ファイルに記録したのち、排他マスタ移動完
了メツセージをロックマネジャ２３に送信する。ロック
マネジャ２３は、排他マスタ移動完了メツセージを受け
ると自系の資源グループＡの排他マスタ情報を更新し、
一時保留状態を解除し以後、資源グループＡに関するロ
ック要求をコンピュータシステム２上のロックマネジャ
２２に対して行う。ロックマネジャ２２は、資源グルー
プＡに関するロック要求を受けると、資源名称をキーと
しハツシングし、そのハツシュ値に対応する資源グルー
プＡの保留ビットマツプテーブル２０１上の該当ビット
が“１”かＨＯ′７かをチェックする。“１”であれば
保留状態であるため、その旨を要求元へ返し、ＩＩ　Ｏ
ＩＦであれば排他制御を行う。

コンピュータシステムの多重障害においても、上記手順
で仕掛り中のロックを保留し、排他マスタを移動させ継
続して排他制御を行うことができる。

次に第２の手段を第５図に従って説明する。本手段は、
各サブシステムのトランザクションの履歴であるジャー
ナルをジャーナルファイルより読むことにより、そのサ
ブシステムのトランザクションで更新中であるデータ資
源（すなわち更新のためのロックをかけている資源）を
特定し、ロック情報を再構成する。再構成したロック情
報は、更新処理中のため、データ資源に矛盾が含まれて
いる可能性があり、他のサブシステムからのアクセス禁
止状態とする。

第５図の場合、バックアップ系のロックマネジャ２３が
動作中のため、バックアップ系のロックマネジャ２２が
、ホストコンピュータ１の故障を検出するとサブシステ
ム３１．３２のジャーナルファイル５１．５２を読み、
仕掛り中のトランザクションのジャーナルレコードより
、サブシステム３１．３２が更新処理中の資源グループ
Ａに関するデータ資源を求め、そのデータ資源に対応す
る資源テーブルとロックテーブルを作成して保留状態と
する。本手段では、ロック情報の再構成が必要となった
場合にサブシステムのジャーナルファイルを読んでテー
ブルを設定するという処理が必要となるが１通常のサブ
システム動作時には余計なオーバヘッドはかからない。

なお、ロックマネジャ２２がジャーナルファイル装置５
１．５２を読むことができるためには、ジャーナルファ
イル装置５１．５２がホストコンピュータ２と接続され
ている必要がある。第１図にはそのことは示されていな
い。

第６図から第１２図までは、ロックマネジャ２１〜２３
による本発明によるロック、アンロックの手順のフロー
チャートである。

第６図において各トランザクションは、同一ホストコン
ピュータ上のロックマネジャに対してロック要求を行う
。ロックマネジャはロック要求元に対応したトランザク
ションテーブルをサーチし。

なければ新たに作成する（ステップ６０Ｆ）。ロック対
象データ資源の屈する資源グループテーブルをサーチす
る（ステップ６０２）。資源グループテーブルのステー
タスが排他マスタ移動処理中であれば（ステップ６ｏ３
）排他マスタの移動が完了するまで待つ（ステップ６０
４）。排他マスタ移動処理中でなければ、資源グループ
テーブル中の排他マスタ情報をチェックし、ロック対象
デ−タ資源のマスタが自系であれば（ステップ６０５）
、ロック対象データ資源に対する資源テーブルをサーチ
し、なければ新たに作成する（ステップ６０６）。ロッ
ク対象データ資源が保留ピッｌ−マツプテーブル上で保
留済み（ステップ６０７）か、データ資源テーブル上で
保留済でかつロックモードと両立しなければ（ステップ
６０８）、エラーリターン／エラ一応答送信を行い、両
立するならばロックテーブルを作成してチェーンを設定
する（ステップ６ｏ９）。

第７図では、ロックが即時許可されるならば（ステップ
７０１）、更新同期マツプのエントリをサーチして、ビ
ット状態を応答領域にセットする（ステップ７０３）。

また、ロックが許可できなければ、許可されるまでロッ
ク要求を待たせる（ステップ７０２）。更新同期マツプ
エントリ中のロック要求元サブシステムに対応するビッ
トをＯＮにする（ステップ７０４）。また、更新のため
のロック要求であれば、更新同期マツプエントリ中の他
のサブシステムに対応するビットをクリアする（ステッ
プ７０５，７０６）。

第８図においては、他系上のサブシステムからのロック
要求であれば、正常応答を要求元に送信する（ステップ
８０１．８０２）。一方、自系がマスタのデータ資源に
対するロック要求でない場合には、第９図において、ロ
ック要求をロック対象データ資源のマスタのホストに転
送して応答を待つ（ステップ９０１）。排他マスタ移動
処理中応答であれば（ステップ９０２）、第６図のステ
ップ６０４に戻る。排他マスタ移動処理中でなくかつ正
常応答でなければ、要求元サブシステムにエラーリター
ンする（ステップ９０３）。正常応答であれば、ロック
対象データ資源に対応する資源テーブルをサーチし、な
ければ新たに作成する（ステップ９０４）。次に、ロッ
クテーブルを作成してチェーンを設定する（ステップ９
０５）。

次にアンロックの場合には、第１０図に示すように、解
放すべきロックに対応するロックテーブルと資源グルー
プテーブルをサーチする（ステップ１００１）。排他マ
スタ移動処理中であれば排他マスタの移動が完了するま
で待ち（ステップ１００２．１００３）、排他マスタが
移動処理中でなければ、第４図の方式のバックアップ系
ありでかつ自系サブシステムからの一括アンロックであ
れば、資源テーブル内の資源名称をキーとしてハツシン
グし、ビットＯＦＦのバックアップ情報を作成し、バッ
ファにスタックする（ステップ１００４．１００５）。

自系がマスタのデータ資源にかけられているロックであ
ればロックテーブルを解放する（ステップ１００５．１
００６）。

また、第１１図に示すように、そのデータ資源にかかっ
ている最後のロックの解放であるときには（ステップ１
１０１）、資源テーブルを解放する（ステップ１１０２
）。また、最後のロックの解放でなければ、そのデータ
資源に対する待ち状態のロック要求があるときには（ス
テップ１１０３）、このアンロック要求により許可が可
能となった待ち状態のロック要求について、待ちを解除
する（ステップ１１０４．）。次に一括アンロツタ要求
であるときにはくステップ１１０５）、一括アンロック
要求したトランザクションのロックを全て解放していな
ければ（ステップ１１０６）、第１０図のステップ１０
０１に分岐して次のロックの解放処理を行う。トランザ
クションのロックを全て解放し、第４図の方式のバック
アップ系で、かつ自系サブシステムからの一括アンロッ
ク要求・であるときには、（ステップ１１０７）、第１
０図ステップ１００６において、バッファにスタックし
たバックアップ情報をバックアップ系に通知する（ステ
ップ１１０８）。

また、第１２図においては、アンロック要求を対象デー
タ資源のマスタのホストに転送（ステップ１２０１）、
ロックテーブルを解放する（ステップ１２０２）。次に
、そのデータ資源にかかっている最後のロックの解放で
あれば（ステップ１２０３）、資源テーブルを解放する
（ステップ１２０４）。

〔発明の効果〕

本発明によ九ば、複数のデータ処理装置によるデータ資
源の共用が、データ処理装置の台数にあまり依存しない
少ない通信オーバヘッドによって実現できるので、経済
的、高性能なデータベース共用システムが構築できる効
果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明を含む典型的コンピュータシステ１１
のブロック図、第２図は第１図のロックマネジャ２１，
２２．２３のブロック図、第３図はロックモードの両立
性マトリクス、第４図および第５図はバックアップ系の
設定の例である。また。 第６図から第１２図は、ロック、アンロック手順の流れ
図である。 １．２．３・・・データ処理装置（ホスト、ホストコン
ピュータ）、４・・・通信装置、１１，１２゜１３、・
・・オペレーティングシステム、２１，２２゜２３、・
・・ロックマネジャ、３１，３２，３３゜３４．３５．
３６・・・サブシステム、４１，４２゜４３．４４，４
５，４６・・・バッファプール、５１゜５２．５３，５
４，５５，５６・・・ジャーナルファイル装置、６１，
６２，６３，６４，６５，６６・・・共用ファイル装置
、７・・・共用システム制御ファイル装置、１００・・
・システム管理テーブル。 １１０・・・ホスト管理テーブル、１２０・・・サブシ
ステム管理テーブル、１３０・・・資源グループ管理テ
ーブル、１４１，１４２，１４３・・・トランザクショ
ンテーブル、１５１，１５２，１５３・・・資源ハツシ
ュテーブル、１６１，１６２，１６３・・・更新同期マ
ツプ、１７１，１７２，１７３，１７４゜１７５・・・
資源テーブル、１８１，１８２，１８３゜１８４．１８
５，１８６・・・ロックテーブル。 １９１．１９２，１９３，１９４，１９５゜１９６・・
・バックアップテーブル、２０１，２０２゜２０３・・
・保留ビットマツプテーブル・第１　区 １５　２３　　　ＪＡ　　　りｇ 晃コ凹 ○：両ｉする Ｘ　：白止し一代ハ 晃４畠 ２り 第５１！１ 寿８ｎ あり呂

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １、複数のデータ処理装置と、上記データ処理装置を相
   互接続する通信装置と、上記データ処理装置によって共
   用されるデータ資源を記憶するファイル装置とを有し、
   上記データ処理装置は各々、上記共用データ資源へアク
   セスを行う単数または複数のサブシステムと、これらの
   サブシステムの共用データ資源へのアクセスに対する排
   他制御を行うロックマネジャを含むコンピュータシステ
   ムにおいて、上記共用データ資源を論理的に分割し、各
   々の分割されたデータ資源の集合ごとにマスタとなるデ
   ータ処理装置を定め、前記共用データ資源に対するロッ
   ク要求を、ロック対象データ資源のマスタであるデータ
   処理装置上のロックマネジャに送ってそこで排他制御を
   行うとともに、各ロックマネジャは前記コンピュータシ
   ステム内に障害が発生したときロックを保留して、選択
   的にデータ資源をアクセス禁止にする手段を有し、また
   、上記各ロックマネジャが、単数または複数のデータ処
   理装置の故障で動作不能となった場合に、故障したデー
   タ処理装置がマスタであった共用データ資源に関して別
   のデータ処理装置が新たなマスタとなることにより、共
   用データ資源へのアクセスが続行できるようにしたこと
   を特徴とするシステム間データベース共用方式。