JP3512439B2 - チェックイン・チェックアウトモデルにおける施錠方式 - Google Patents

チェックイン・チェックアウトモデルにおける施錠方式

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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はチェックイン・チェック
アウトモデルにおける施錠方式に関する。近年，クライ
アント・サーバ型のワークステーション等の情報処理シ
ステムにおいて，共用のデータベースの資源にアクセス
してトランザクション処理をする方式が利用されてい
る。この場合，銀行のオンラインシステムのように，ト
ランザクションの処理単位が短い場合は，クライアント
からの要求に対してサーバが備えるデータベースに対す
るトランザクション処理が高速に行われる。
【０００２】このようなシステムをトランザクションの
長さや利用形態が異なるＣＡＤ（Computer Aided Desig
n)や，ＣＡＳＥ（Computer Aided Software Environmen
t ）等のエンジニアリング分野のデータの格納庫として
データベースを適用することが望まれ，その試みが頻繁
に行われている。そして，複数の開発者による設計業務
等の協調作業を支援するファイルシステムでは，従来の
一般的な利用形態であるチェックイン・チェックアウト
モデルに加えて，データベースの利点であるトランザク
ションサービス，高度なデータモデル，データ検索等の
処理機能等の利点を生かすことができるデータベースが
導入されている。
【０００３】このチェックイン・チェックアウトモデル
を，データベースに導入することによりエンジニアリン
グ分野に固有のトランザクションの性質である編集作業
が長時間にわたったり，対話的な作業であることから発
生する種々の問題を解決する。
【０００４】
【従来の技術】図５は従来のトランザクションモデルの
構成図，図６は従来のチェックイン・チェックアウトモ
デルの構成図である。
【０００５】図５において，クライアントＡ，クライア
ントＢ及びサーバＳはそれぞれ個別のワークステーショ
ン上に設けられている，サーバＳには各クライアント
Ａ，Ｂが共用するパブリックデータベースＤＢが設けら
れている。具体的には，例えば，パブリックデータベー
スＤＢが銀行の元帳データを保持し，サーバがその管理
を行うワークステーションに搭載され，クライアント
Ａ，クライアントＢがサーバに対しオンラインで接続す
る端末（ワークステーション）に搭載されているものと
する。この構成では，クライアントＡやＢからパブリッ
クデータベースＤＢに対しその内容を参照したり，内容
を更新する要求が発生すると，サーバは要求に応じてト
ランザクションの処理を実行する。この場合，処理され
るトランザクションのデータは，短いデータであるため
高速に処理が行われると共に，発生した順に処理が実行
される。
【０００６】従って，一方のクライアントＡから要求さ
れたトランザクション処理により，パブリックデータベ
ースＤＢの内容が更新された後に，他のクライアントＢ
がパブリックデータベースＤＢの内容を参照すると，更
新された後の内容が得られて，時間経過に応じて発生し
たトランザクションに対応してデータが発生し，データ
の一貫性が保障される。
【０００７】このような，トランザクションモデルをＣ
ＡＤやＣＡＳＥ等のエンジニアリング業務に適用する
と，クライアントによる作業の性質上，パブリックデー
タベースＤＢを長い時間（例えば数時間〜数日）にわた
って占有して，会話的に使用されてしまい，長時間にわ
たる資源の占有による性能の劣化か，デッドロックが起
こった時の長時間にわたる作業のアボート等の問題を引
き起こす。これを改善する方式として，図６に示すチェ
ックイン・チェックアウトモデルが利用されている。
【０００８】図６に示すチェックイン・チェックアウト
モデルの構成では，サーバＳにパブリックデータベース
ＤＢを設ける点は図５と同様であるが，各クライアント
Ａ，ＢにそれぞれプライベートデータベースＰＤＢ１，
ＰＤＢ２が設けられ，プライベートデータベースＰＤＢ
１，ＰＢＤ２は，それぞれのクライアントＡ，Ｂのユー
ザ毎にアクセス権を与え，パブリックデータベースＤＢ
のアクセス権は利用者全員に与えられクライアントＡ，
Ｂにより共有される。
【０００９】クライアントＡのユーザが，パブリックデ
ータベースＤＢを使用して編集等を行う場合，サーバＳ
に対し必要なデータの複写を要求すると，サーバＳはパ
ブリックデータベースＤＢからデータを取り出して，ク
ライアントＡに転送され，クライアントＡはそのデータ
を自分用のプライベートデータベースＰＤＢ１に複写す
る。この処理をチェックアウトという。クライアントＡ
が，複写したデータを保持するプライベートデータベー
スＰＤＢ１について，長時間にわたって，会話型のデー
タについて編集等の処理を行うことができる。クライア
ントＢも，同様にサーバＳからパブリックデータベース
ＤＢからチェックアウトにより必要なデータを，自分用
のプライベートデータベースＰＤＢ２に格納して処理を
行うことができる。
【００１０】クライアントＡがプライベートデータベー
スＰＤＢ１の内容について編集等の処理を終了した場
合，そのデータをサーバＳのパブリックデータベースＤ
Ｂへ戻して更新する。その場合，クライアントＡによ
り，プライベートデータベースＰＤＢ１を取り出して，
サーバＳのパブリックデータベースＤＢに戻す処理をチ
ェックインという。
【００１１】従来の図５に示す構成において，データベ
ースのデータの一貫性を保つために，二相施錠方式が用
いられる。ここで，データの一貫性（または直列可能
性）とは，トランザクションの発生順に従ってデータベ
ースの内容が変化することを保障することで，あるデー
タＤに対するトランザクションによりＤ’に更新する処
理を実行している間に，データＤに対し他のトランザク
ションによる処理が発生する二重更新や，障害発生時の
更新の紛失等の発生によりデータの一貫性が保たれな
い。
【００１２】従来の二相施錠方式とは，一つのトランザ
クション内において，データを施錠する相とデータの施
錠を解除する相に分けて，他のトランザクションを締め
出す施錠（ロック）を行うよう管理する方式である。
【００１３】一方，チェックイン・チェックアウトモデ
ルでは，チェックアウトした後データを編集する等の処
理に長時間かかるため，上記図５のような厳密なデータ
の一貫性を保つ方式は現実的ではない。そのため，チェ
ックイン・チェックアウトモデルでは緩い施錠方式が用
いられている。この緩い施錠方式では，トランザクショ
ンに基づくデータの一貫性を保持することはせず，チェ
ックアウトの相とチェックインの相が二相に分かれてい
なかったり，更新モードでチェックアウトしているデー
タを，他のユーザが参照モードでチェックアウトするこ
とを許す方式である。
【００１４】
【発明が解決しようとする課題】上記図５に示すような
トランザクション方式による既存のデータベースに，図
６のようなチェックイン・チェックアウトモデルを組み
込むことにより短時間の処理と長時間の処理を同じシス
テムにより実現することが要求されている。例えば，Ｃ
ＡＤにおいて，データベースからチェックアウトした設
計データに対して会話型で設計を行っている時に，必要
な部品についてのデータをデータベースから参照するこ
とができるようなシステムである。
【００１５】ところが，既存のデータベースにチェック
イン・チェックアウトモデルを組み込む時，既存のデー
タベースの上記二相施錠方式とチェックイン・チェック
アウトモデルにおける上記緩い施錠方式が相互に影響し
合い，既存のデータベースのデータの一貫性が損なわれ
る場合がある。
【００１６】二相施錠方式によるトランザクションとチ
ェックイン・チェックアウトモデルの単純な併合におけ
る従来例のデータの一貫性の損失の具体例を図７に示
す。図７において，ＬＴはクライアントＡによるチェッ
クイン・チェックアウトモデルにおけるトランザクショ
ンを表し，ＳＴはクライアントＢの二相施錠方式による
トランザクションを表している。データベースに格納さ
れた初期値では口座Ｘ，口座Ｙが共に残高１００万円で
ある。この状態で，ＬＴは，口座Ｘから口座Ｙに２０万
円を振り込む仕事をし，ＳＴは口座Ｘと口座Ｙの残高の
合計を計算する仕事をするものとする。
【００１７】最初に，ＬＴにより口座Ｘをチェックアウ
トして，２０万円を引算する処理を行い（Ｘ＝８０にな
る），次に口座Ｙをチェックアウトして，２０万円を加
算する処理を行う（Ｙ＝１２０になる）。この後各Ｘ，
Ｙをチェックインする。
【００１８】一方，ＳＴは口座Ｘと口座Ｙを参照（リー
ド）して加算するトランザクション処理を行う時，最初
のオープントランザクションに続く口座Ｘのリードが上
記ＬＴによるＸのチェックアウトの後に実行可能となっ
て，Ｘ＝１００を読み出す。
【００１９】この後，口座ＹのリードはＬＴによるチェ
ックインの後に可能となって，リードが行われると，こ
の時Ｙ＝１２０（ＬＴにより加算された結果のデータ）
がリードされるため，「ＰＲＩＮＴ Ｘ＋Ｙ」の処理に
よりＸ＋Ｙ＝２２０が得られる。この結果は，Ｘ＋Ｙ＝
２００という正解と異なり，誤ったデータである。
【００２０】このようにデータに誤りが発生する方式は
問題がある。これに対しチェックイン・チェックアウト
モデルを既存のデータベースの施錠方式に合わせて，こ
の問題を解決することが考えられる。しかし，チェック
イン・チェックアウトモデルを用いて複数の開発者によ
る設計作業をするとき，ある開発者が修正している設計
図のある部分を他の開発者が参照したい場合が頻繁にあ
る。さらに，修正作業等は一般的に長期にわたるため
に，その修正作業が終わるのを長時間待つことは現実に
許容できないという問題がある。
【００２１】本発明は既存のデータベースのトランザク
ションに基づくデータの一貫性を保持しつつチェックイ
ン・チェックアウトモデルの長時間にわたる資源の占有
による性能の劣化を避けることができるチェックイン・
チェックアウトモデルにおける施錠方式を提供すること
を目的とする。
【００２２】
【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理構成
図である。図１において，１はサーバ，２は長時間トラ
ンザクション管理部，３はチェックアウト部，４はチェ
ックイン部，５は短時間トランザクション管理部，６は
参照部，７はトランザクションリスト，７ａは更新リス
ト，７ｂは参照リスト，８はパブリックデータベース，
９はクライアントである。
【００２３】本発明は従来のトランザクションと区別す
るためチェックインとチェックアウトの間を長時間トラ
ンザクションとし，トランザクションがデータのチェッ
クアウトだけからなる第一相と，データのチェックイン
だけからなる第二相との二つの相からなるようにし，サ
ーバは長時間トランザクション毎にどちらの相の状態に
あるか判別し，チェックアウト後にチェックインする時
他のトランザクションの状態に応じてチェックインの時
間を制御して一貫性を保つようにする。
【００２４】
【作用】クライアント９からあるデータを更新モードで
チェックアウトする要求をすると，サーバ１の長時間ト
ランザクション管理部２は二相に分かれたチェックアウ
トであることを識別し，正当であれば長時間トランザク
ションがオープンしてチェックアウト部３を起動する。
チェックアウト部３は要求されたデータをチェックアウ
トする。すなわち，パブリックデータベース８から取り
出しクライアント９側へ複写する。この時，トランザク
ションリスト７内の更新リスト７ａに長時間トランザク
ションＩＤ（識別番号），データＩＤ及びトランザクシ
ョンのステータス（処理中，終了等）を登録する。
【００２５】短時間トランザクション管理部５は，従来
の二相施錠方式によりデータを管理する（データベース
側で施錠管理を行う）。他のクライアントからあるデー
タを参照する短時間トランザクションが発生すると，短
時間トランザクション管理部５は，そのデータが更新リ
スト７ａに登録されているチェックアウトされたデータ
であるか識別し，同じデータの場合は参照リスト７ｂに
トランザクションＩＤ，データＩＤ及びステータスを登
録し，この短時間トランザクションが終了すると登録情
報を参照リスト７ｂから削除する。なお，データの参照
は，クライアントから参照モードでチェックアウトを要
求した場合にも，長時間トランザクション管理部２がト
ランザクションをオープンしてチェックアウト部３によ
り実行される場合もある。その場合も更新リスト７ａの
識別や参照リスト７ｂへの登録が同様に行われる。
【００２６】クライアント９がデータ操作を終了して，
データのチェックインを要求すると，サーバ１の長時間
トランザクション管理部２のチェックイン部４は，その
チェックインがチェックアウトに対応する二相に分かれ
たものであるか識別し，正当であると，次にそのデータ
を参照するオープンされた他のトランザクションがある
か，参照リスト７ｂを調べて判別する。オープンしてい
る場合には，そのトランザクションが終了（クローズ）
するまで待機し，無い場合はチェックインを行いパブリ
ックデータベース８を更新する。このチェックイン待ち
状態の時，そのチェックアウトしたデータを他のトラン
ザクションが参照するのを一時的に禁止する。
【００２７】このように，同一データに対しチェックイ
ン・チェックアウト機構によるチェックアウトとトラン
ザクションによる参照が同時に発生すると，チェックア
ウトの前にチェックアウトとチェックインの間にあるト
ランザクションによる参照を強制的にスケジューリング
し，トランザクションのデータの一貫性を保持する。
【００２８】
【実施例】図２は本発明の実施例のシステム構成図，図
３は実施例の処理フローである。図２において，２０〜
２４はクライアント側の構成であり，実際には複数のク
ライアントがサーバに対して接続されるが，図には１つ
のクライアントだけ示す。２０はユーザが占有するプラ
イベートデータベース，２１はプライベートデータベー
ス２０に入出力するデータのバッファ用のストレージ，
２２はプライベートデータベース管理部，２３は短時間
トランザクション管理部，２４はサーバとの間の通信制
御を行う通信機能部である。
【００２９】２５〜２９はサーバ側の構成であり，２５
はクライアント側との通信制御を行う通信機能部，２６
はクライアント側から要求された各種のトランザクショ
ン管理を行うトランザクション管理部，２６ａはデータ
の複写を伴わない参照（更新？）等のトランザクション
を管理する短時間トランザクション管理部，２６ｂはデ
ータの複写を伴う（チェックイン・チェックアウト型）
の長時間トランザクション管理部，２６ｃは更新モード
リスト，参照モードリストを含むトランザクションリス
トである。２７はパブリックデータベース管理部，２８
はバッファ用のストレージ，２９はパブリックデータベ
ースである。
【００３０】クライアント側は長時間トランザクション
の場合，サーバからパブリックデータベース２９をチェ
ックアウトしてプライベートデータベース２０に複写し
た後は，そのデータを占有するので，長時間トランザク
ションの管理を行う必要がないが，マルチプロセスによ
り同じユーザによる複数の短時間トランザクションが発
生してサーバのパブリックデータベース２９を参照する
等の処理を行うため短時間トランザクション管理部２３
が設けられている。
【００３１】サーバ側は通信機能部２５により複数のサ
ーバとの間で通信を行い，トランザクション管理部２６
は要求されたトランザクションを識別して，チェックイ
ン・チェックアウトを行わない参照等のトランザクショ
ンは短時間トランザクション管理部２６ａで処理を行
い，チェックイン・チェックアウトモデル型の更新モー
ドや参照モードの長時間トランザクションについては長
時間トランザクション管理部２６ｂで処理を行う。
【００３２】トランザクションリスト２６ｃは各トラン
ザクション管理部２６ａ，２６ｂの処理において，登録
したり，参照が行われ，更新リスト及び参照リストに
は，トランザクションＩＤ，データＩＤ及びステータス
情報が格納される。ステータス情報としては，トランザ
クションが処理中であるか，処理が終了したかを表し，
処理の終了状態として，トランザクションが実行されて
データに反映した状態（コミット）か，トランザクショ
ンが実行されないでトランザクション開始前の状態（ア
ボート）かを表示するコミットフラグが設けられてい
る。
【００３３】パブリックデータベース管理部２７はトラ
ンザクション管理部２６からの指示によりパブリックデ
ータベース２９に対しアクセスして，ストレージ２８を
介してパブリックデータベース２９から要求されたデー
タの取り出し，書き込みの管理を行う。
【００３４】図２の実施例の構成において実行される，
本発明の施錠方式による処理フローを図３に示す。図３
において，最初にクライアント側で必要なデータをチェ
ックアウトし，パブリックデータベース（図２の２９）
からプライベートデータベース（図２の２０）に必要な
データを複写する。更新モードのチェックアウトの時
は，そのデータ（パブリックデータベース２９内で）に
更新施錠をかける。参照モードの時は参照施錠をかける
（図３のＳ１）。この後，サーバ側のトランザクション
管理部２６においてそのクライアントの識別子（ＩＤ）
とチェックアウトしたデータの識別番号（ＩＤ）とトラ
ンザクションの状態を示すコミットフラグをトランザク
ションリストに登録する（同Ｓ２）。この後，他のクラ
イアントがチェックアウトしたデータへの参照が起こっ
ても，既にそのデータに更新施錠がかかっていても，そ
の更新前の状態を保持しているパブリックデータベース
上のデータを参照できる。また，この参照が行われたこ
とでデータ一貫性を保つため，サーバ側のトランザクシ
ョンリスト（図２の２６ｃ）に登録する（図３のＳ
３）。
【００３５】トランザクションリストに登録したトラン
ザクションがコミット（トランザクションが終了してデ
ータに反映した状態）またはアボート（トランザクショ
ンが失敗してトランザクション実行前の状態）した時，
リストのコミットフラグに終了状態を示すフラグをたて
る（図３のＳ４）。クライアント側でチェックアウトし
たデータについてプライベートデータベース（図２の２
０）上の編集作業が終了すると，クライアント側でサー
バ側にデータのチェックインを要求する（図３のＳ
５）。
【００３６】この場合，チェックインするデータと同じ
データ（同じデータＩＤを持つデータ）に関連するトラ
ンザクションリスト（図２の２６ｃ）を調べる（図３の
Ｓ６）。この時，同じデータに関連する終了状態にない
コミットフラグをもつトランザクションが存在するか判
別する（図３のＳ７）。終了状態にないトランザクショ
ンが存在する場合，チェックアウトしているデータの参
照を禁止し，チェックインの終了を待機する状態に入る
（図３のＳ８）。この待機状態は，前記のトランザクシ
ョンが終了状態になると解除され，サーバでチェックイ
ン要求を実行して，要求されたデータをパブリックデー
タベース２９にチェックインして終了する（図３のＳ
９）。
【００３７】上記のＳ８の処理は，チェックインの待ち
の状態の時，他のトランザクションによるデータの参照
が連続して起こり，チェックインを実行できなくなる可
能性があるので，これに対処するために行われる。すな
わち，チェックイン待ち状態の時，そのチェックインの
前提となるチェックアウトで取り出したデータを他のト
ランザクションが参照するのを禁止する。この場合，チ
ェックアウトとチェックインの長期にわたる期間と，従
来の比較的短い参照等のトランザクションの期間を比較
すれば，その禁止による短いトランザクションの待ち時
間は無視できる。更新モードでチェックアウトしたデー
タを占有する長時間トランザクションがそのデータを参
照モードでチェックアウトした長時間トランザクション
がクローズ（終了）するのを待ち，性能が劣化すること
も考えられるが，通知機能を利用して待ち時間を短縮す
ることも可能である。さらに，短時間トランザクション
は，基本的な二相施錠方式によって管理されるので，短
時間トランザクションが長時間トランザクションを待つ
ことはない。
【００３８】なお，図３の処理フローに示されないが，
図２のトランザクション管理部（特に図２の長時間トラ
ンザクション管理部２６ｂ）では，一つの長時間トラン
ザクション内でチェックインとチェックアウトの相が二
つに分割されていないような，ユーザの陽のチェックイ
ンやチェックアウトの要求を検出し，検出した場合はそ
の要求を実行させず，エラーメッセージを出す処理を行
う（具体的な処理内容は図示省略）。
【００３９】本発明によるデータの一貫性を保持する具
体例を図４に示す。図４に示す具体例は，上記図７に示
す従来のデータの一貫性の損失の具体例に対応するもの
である。
【００４０】図４において，ＬＴはクライアントＡによ
るチェックイン・チェックアウトの長時間トランザクシ
ョン，ＳＴはクライアントＢによる参照の長時間トラン
ザクションを表している。サーバのパブリックデータベ
ースに格納された初期値では口座Ｘ，口座Ｙが共に残高
１００万円である。この状態で，ＬＴは，口座Ｘから口
座Ｙに２０万円を振り込む仕事をし，ＳＴは口座Ｘと口
座Ｙの残高の合計を計算する仕事をするものとする。
【００４１】最初に，ＬＴにより口座Ｘをチェックアウ
トして，２０万円を引算する処理，口座Ｙをチェックア
ウトして，２０万円を加算する処理，及び口座Ｘのチェ
ックインまでの仕事と，ＳＴにおけるトランザクション
のオープン，口座Ｘの参照（リード）までは，上記図７
の場合と同じである。しかし，口座Ｙのチェックインの
処理を実行する時，このトランザクション（ＬＴ）で扱
うデータ（口座Ｘ）について他のトランザクション（Ｓ
Ｔ）が終了していないことを判別（上記図３に示すトラ
ンザクションリストにより判別）し，チェックインＹを
待機する。その後，トランザクションＳＴにおいて，リ
ードＹが実行され，Ｘ＋Ｙのプリントを行った後，トラ
ンザクションがクローズされると，トランザクションＬ
ＴのチェックインＹが実行される。この結果，トランザ
クションＳＴのＸ＋Ｙの結果は“２００”となり，上記
図７の従来例と異なり，データの一貫性を保つことがで
きる。
【００４２】この例は，チェックインの実行時に関連し
たトランザクションがクローズするまで一時的な待ち状
態を導入することによりチェックイン・チェックアウト
モデルとトランザクションとの整合性を保ち統合する例
を示す。
【００４３】
【発明の効果】本発明によれば従来のトランザクション
モデルにおけるデータの一貫性を壊したりすることな
く，チェックイン・チェックアウトモデルを従来のデー
タベースシステムに組み込むことができる。さらに，チ
ェックイン・チェックアウトモデルの施錠方式に新たな
施錠方式を取り入れることで，ユーザが運用上データの
一貫性を保持する必要がない。すなわち，従来のトラン
ザクションモデルとチェックイン・チェックアウトモデ
ルを併用する時，両者の利点を生かしつつ矛盾なく統一
することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の原理構成図である。
【図２】実施例のシステム構成図である。
【図３】実施例の処理フローである。
【図４】本発明によるデータの一貫性を保持する具体例
である。
【図５】従来のトランザクションモデルの構成図であ
る。
【図６】従来のチェックイン・チェックアウトモデルの
構成図である。
【図７】従来例のデータの一貫性の損失の具体例であ
る。
【符号の説明】
１ サーバ ２ 長時間トランザクション管理部 ３ チェックアウト部 ４ チェックイン部 ５ 短時間トランザクション管理部 ６ 参照部 ７ トランザクションリスト ７ａ 更新リスト ７ｂ 参照リスト ８ パブリックデータベース ９ クライアント
フロントページの続き (56)参考文献 特開 平３−250219（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−176829（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−226347（ＪＰ，Ａ) Ｗａｌｐｏｌｅ Ｊ．，Ｂｌａｉｒ Ｇ．Ｓ．，Ｍａｌｉｋ Ｊ．，Ｎｉｃｏ ｌ Ｊ．Ｒ．，Ｍａｉｎｔａｉｎｉｎｇ Ｃｏｎｓｉｓｔｅｎｃｙ ｉｎ Ｄｉ ｓｔｒｉｂｕｔｅｄ Ｓｏｆｔｗａｒｅ Ｅｎｇｉｎｅｅｒｉｎｇ Ｅｎｖｉｒ ｏｎｍｅｎｔｓ，Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇ ｓ ｏｆ ｔｈｅ ８ｔｈ Ｉｎｔｅｒ ｎａｔｉｏｎａｌ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃ ｅ ｏｎ Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ Ｃ ｏｍｐｕｔｉｎｇ Ｓｙｓｔｅｍｓ，米 国，ＩＥＥＥ，1988年 ６月，ｐ．418 −425 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 12/00,13/00 G06F 15/00,9/06

Claims (3)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 サーバが保持するパブリックデータベー
    スにクライアントがアクセスするチェックイン・チェッ
    クアウトモデルにおける施錠方式であって， サーバに，クライアントからのパブリックデータベース
    を複写するチェックアウト処理とデータを書き戻すチェ
    ックイン処理の各トランザクションを管理する長時間ト
    ランザクション管理部と，データの複写を行わないトラ
    ンザクションを管理する短時間トランザクション管理部
    とを備え， 前記各トランザクション管理部において実行されるトラ
    ンザクションの内容を表す情報を保持するトランザクシ
    ョンリストを設け， 前記長時間トランザクション管理部は，チェックアウト
    とチェックインの間に，同じデータに対し他のトランザ
    クションによりデータ参照の発生を前記トランザクショ
    ンリストにより検出すると，該データ参照のトランザク
    ションが終了するまでチェックインの実行を待機するこ
    とを特徴とするチェックイン・チェックアウトモデルに
    おける施錠方式。
  2. 【請求項２】 請求項１において， 前記長時間トランザクション管理部は，前記チェックア
    ウトとチェックインの間に発生したデータ参照のトラン
    ザクションが終了するのを待機するチェックインのトラ
    ンザクションが発生すると，他の同じデータを参照する
    トランザクションの実行を禁止することを特徴とするチ
    ェックイン・チェックアウトモデルにおける施錠方式。
  3. 【請求項３】 請求項１において， 前記トランザクションリストは，更新モードと参照モー
    ドに対応し，それぞれトランザクションの識別番号，デ
    ータの識別番号及びトランザクションのステータス情報
    を備え， 前記長時間トランザクション管理部及び短時間トランザ
    クション管理部は，それぞれトランザクションの実行に
    応じて，前記トランザクションリストを参照して，実行
    時に対応するモードのリストに登録し，終了時に削除す
    ることを特徴とするチェックイン・チェックアウトモデ
    ルにおける施錠方式。
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