JPS63263557A - 階層リレーテツド・リソースへの同時トランザクシヨンによるアクセスを調節する方法 - Google Patents
階層リレーテツド・リソースへの同時トランザクシヨンによるアクセスを調節する方法Info
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- XLYOFNOQVPJJNP-UHFFFAOYSA-N water Substances O XLYOFNOQVPJJNP-UHFFFAOYSA-N 0.000 description 1
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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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。
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
本発明は疎結合マルチプロセッサ・システムの動作に関
し、具体的には１以上の中央電子複合装置（ＣＥ Ｃ）
中で実行される複数のトランザクションによる共用シス
テム・リソースへの同時アクセスを調節するためのロッ
ク管理方法に関する。
し、具体的には１以上の中央電子複合装置（ＣＥ Ｃ）
中で実行される複数のトランザクションによる共用シス
テム・リソースへの同時アクセスを調節するためのロッ
ク管理方法に関する。
Ｂ、従来技術
分散処理は現代のマルチプロセッサ・システム中におい
て広く使用されている。それはシステムに使用可能性及
びモジュール性（拡張可能性）の改良を与えるからであ
る。分散処理システムは密結合システムから疎結合シス
テム迄存在する。
て広く使用されている。それはシステムに使用可能性及
びモジュール性（拡張可能性）の改良を与えるからであ
る。分散処理システムは密結合システムから疎結合シス
テム迄存在する。
密結合システムではＣＥＣが主メモリ及び単一のオペレ
ーション・システムの制御を共用する。他方疎結合シス
テム中の各ＣＥＣは別個のメモリ上で動作Ｕ、各々は独
立したオペレーシング・システムによって制御される。
ーション・システムの制御を共用する。他方疎結合シス
テム中の各ＣＥＣは別個のメモリ上で動作Ｕ、各々は独
立したオペレーシング・システムによって制御される。
疎結合システム中のＣＥＣ間の通信はＣＥＣが接続され
ているネットワーク中のメツセージの交換によって達成
される。
ているネットワーク中のメツセージの交換によって達成
される。
疎結合システムでは、ＣＥＣは共通のデータ・ベースへ
のアクセスを共用する。共通データ・ベースの保全性を
保つために、ＣＥＣ中で実行するトランザクションはデ
ータ・ベースのオブジェクｌ トにアクセ
スできるようになる前にデータ・ベースのオブジェクト
のロックを要求する。ロックはハードウェアもしくはソ
フトウェアのいずれかで具体化されるロック・マネジャ
に°よって制御される。
のアクセスを共用する。共通データ・ベースの保全性を
保つために、ＣＥＣ中で実行するトランザクションはデ
ータ・ベースのオブジェクｌ トにアクセ
スできるようになる前にデータ・ベースのオブジェクト
のロックを要求する。ロックはハードウェアもしくはソ
フトウェアのいずれかで具体化されるロック・マネジャ
に°よって制御される。
ロック・マネジャは効率的ではなくてはならない。それ
はトランザクションが通常各トランザクション毎に多く
のロックを獲得し、解放しなけらばならないからである
。メツセージの対が各ロックを獲得するのに必要なロッ
ク管理機構は高価である。それは要求メツセージを送る
コストと、返答メツセージが戻されて、ロックを容認す
る迄トランザクションを延期するコストの両方がかＮる
からである。プロセス・スイッチ及びメツセージの交換
単独のオーバーヘッドはこのようなロック・マネジャに
１０ツク要求当り１桁以上の命令を必要としている。
はトランザクションが通常各トランザクション毎に多く
のロックを獲得し、解放しなけらばならないからである
。メツセージの対が各ロックを獲得するのに必要なロッ
ク管理機構は高価である。それは要求メツセージを送る
コストと、返答メツセージが戻されて、ロックを容認す
る迄トランザクションを延期するコストの両方がかＮる
からである。プロセス・スイッチ及びメツセージの交換
単独のオーバーヘッドはこのようなロック・マネジャに
１０ツク要求当り１桁以上の命令を必要としている。
１９８５年１２月刊オペレーティング・システムの原理
についての第１０回ＡＣＭシンポジウム論文集オペレー
ティング・システム第１９巻第５号第１−９頁のクロー
ネンベルグ等著ｒＶＡＸクラスタ：密結合分散システム
」（“ＶＡＸｃｌｕｓｔａｒ ： Ａｃ１ｏｓｅｌｙ−
ｃｏｕｐｌｓｄ ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ Ｓｙｓ
ｔｅｍ”Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏｆ ｔｈｅ
Ｔｅｎｔｈ ＡＣＭ Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ ｏｎＯ
ｐｅｒａｔｉｎｇ Ｓｙｓｔｅｍｓ Ｐｒ１ｎｃｉｐｌ
ｅｓ、ＯｐｅｒａｔｉｎｇＳｙｓｔｅｍｓ Ｒｅｖｉｅ
ｗ、Ｖｏｌ、１９ 、Ｎｏ、５ 、Ｄｅｃｅｍｂｅｒ１
９８５、ＰＰ、１−９．にｒｏｎｅｎｂａｒｇ ｅｔ
ａｌ）には疎結合マルチプロセッサ間でリソースのアク
セスを制御するための分散ロックマネジャを開示してい
る。ＣＥＣがリソースにロックしている時は、これは大
域ディレクトリを見て、どのＣＥＣがリソースに関する
ロックを使用中かを知る。どのＣＥＣもロックを使用中
でない時には、要求したＣＥＣが責任を持ち、それ自身
を大域ディレクトリに記す。リソースはリソース木に分
割されている。
についての第１０回ＡＣＭシンポジウム論文集オペレー
ティング・システム第１９巻第５号第１−９頁のクロー
ネンベルグ等著ｒＶＡＸクラスタ：密結合分散システム
」（“ＶＡＸｃｌｕｓｔａｒ ： Ａｃ１ｏｓｅｌｙ−
ｃｏｕｐｌｓｄ ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ Ｓｙｓ
ｔｅｍ”Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏｆ ｔｈｅ
Ｔｅｎｔｈ ＡＣＭ Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ ｏｎＯ
ｐｅｒａｔｉｎｇ Ｓｙｓｔｅｍｓ Ｐｒ１ｎｃｉｐｌ
ｅｓ、ＯｐｅｒａｔｉｎｇＳｙｓｔｅｍｓ Ｒｅｖｉｅ
ｗ、Ｖｏｌ、１９ 、Ｎｏ、５ 、Ｄｅｃｅｍｂｅｒ１
９８５、ＰＰ、１−９．にｒｏｎｅｎｂａｒｇ ｅｔ
ａｌ）には疎結合マルチプロセッサ間でリソースのアク
セスを制御するための分散ロックマネジャを開示してい
る。ＣＥＣがリソースにロックしている時は、これは大
域ディレクトリを見て、どのＣＥＣがリソースに関する
ロックを使用中かを知る。どのＣＥＣもロックを使用中
でない時には、要求したＣＥＣが責任を持ち、それ自身
を大域ディレクトリに記す。リソースはリソース木に分
割されている。
単一リソースのためのすべてのロッキングは１つのＣＥ
Ｃ，即ち水中の一番上のリソースに最初にロック要求を
したＣＥＣにまとめて渡される。リソースについての最
後のロックが解放された時にだけ、ＣＥＣはリソースの
制御を放棄し、大域ディレクトリからその項目を除去す
る。
Ｃ，即ち水中の一番上のリソースに最初にロック要求を
したＣＥＣにまとめて渡される。リソースについての最
後のロックが解放された時にだけ、ＣＥＣはリソースの
制御を放棄し、大域ディレクトリからその項目を除去す
る。
他のＣＥＣがロックしていないリソースにロックしてい
る時は、このＣＥＣはリソースに独占的に関与すると呼
ばれる。明らかに、リソースに独占的に関与するＣＥＣ
は先ず他のＣＥＣ（もしくは大域ディレクトリ）と相談
することなく、そしてそのリソースの保全性を侵害する
ことなく、リソース及びその下位のリソースのロックを
獲得する。このような状態で、リソース及びその下位の
リソースの制御は局所的にそのＣＥＣに与えられ、メツ
セージ交換と処理待機時間が減少する。もし、さらにリ
ソース中のＣＥＣの独占的関与（もしくは局所的制御）
を動的に調節することによって最適化されるならば、さ
らにメツセージ交換と処理待機時間が減少する。従って
上記のクローネンベルグの論文の方法はロック要求によ
るメツセージ交換及び処理待ち時間を最小にしていると
は伝えない。
る時は、このＣＥＣはリソースに独占的に関与すると呼
ばれる。明らかに、リソースに独占的に関与するＣＥＣ
は先ず他のＣＥＣ（もしくは大域ディレクトリ）と相談
することなく、そしてそのリソースの保全性を侵害する
ことなく、リソース及びその下位のリソースのロックを
獲得する。このような状態で、リソース及びその下位の
リソースの制御は局所的にそのＣＥＣに与えられ、メツ
セージ交換と処理待機時間が減少する。もし、さらにリ
ソース中のＣＥＣの独占的関与（もしくは局所的制御）
を動的に調節することによって最適化されるならば、さ
らにメツセージ交換と処理待機時間が減少する。従って
上記のクローネンベルグの論文の方法はロック要求によ
るメツセージ交換及び処理待ち時間を最小にしていると
は伝えない。
Ｃ０発明が解決しようとする問題点
従って本発明の目的は１もしくは２以上の疎結合のＣＥ
Ｃ中で実行されている多くのトランザクションによって
同時にアクセス可能な共用リソースの保全性を保持する
方法を与えることにある。
Ｃ中で実行されている多くのトランザクションによって
同時にアクセス可能な共用リソースの保全性を保持する
方法を与えることにある。
この方法に従えばＣＥＣ間で通信されるべきメツセージ
の数が最小になり、トランザクションがリソースにアク
セスするのに待たねばならない時間も減少する。
の数が最小になり、トランザクションがリソースにアク
セスするのに待たねばならない時間も減少する。
Ｄ０問題点を解決するための手段
本発明は疎結合されて多重プロセッサ・システムのまわ
りに分散した階層的に関係するリソースについての同時
トランザクションによるアクセスを調整する方法を与え
る。各リソースはこれに関連してロックを有し、夫々の
局所プロセッサ及び中央プロセッサ中で各実行される複
数のトランザクションがリソースの識別、リソースの間
の階層的リレーション及びプロセッサの識別（Ｉ Ｄ）
の索引を保守する０本発明の方法はリソースにアクセス
するためのトランザクションからの要求に応答し、次の
段階を含む、（ａ）要求したトランザクションが実行さ
れつつある局所プロセッサにおいて、該局所プロセッサ
が要求したリソースもしくはその先行リソースを制御し
ているかどうかを確かめる。プロセッサは該プロセッサ
がリソースもしくはその先行リソースにアクセスしてい
る唯一のプロセッサである時に該リソースもしくはその
先行リソースを制御する。（ｂ）もし上記局所プロセッ
サが要求されたリソースもしくはその先行リソースを制
御していると、ロックがリソースの現在の組合せロック
状態と両立可能である時には上記要求リソースに関する
上記局所プロセッサによるロックを要求トランザクショ
ンに容認する（ｃ）もし局所プロセッサが要求リソース
を制御していない時は、該リソース要求を他の非局所プ
ロセッサに渡す。
りに分散した階層的に関係するリソースについての同時
トランザクションによるアクセスを調整する方法を与え
る。各リソースはこれに関連してロックを有し、夫々の
局所プロセッサ及び中央プロセッサ中で各実行される複
数のトランザクションがリソースの識別、リソースの間
の階層的リレーション及びプロセッサの識別（Ｉ Ｄ）
の索引を保守する０本発明の方法はリソースにアクセス
するためのトランザクションからの要求に応答し、次の
段階を含む、（ａ）要求したトランザクションが実行さ
れつつある局所プロセッサにおいて、該局所プロセッサ
が要求したリソースもしくはその先行リソースを制御し
ているかどうかを確かめる。プロセッサは該プロセッサ
がリソースもしくはその先行リソースにアクセスしてい
る唯一のプロセッサである時に該リソースもしくはその
先行リソースを制御する。（ｂ）もし上記局所プロセッ
サが要求されたリソースもしくはその先行リソースを制
御していると、ロックがリソースの現在の組合せロック
状態と両立可能である時には上記要求リソースに関する
上記局所プロセッサによるロックを要求トランザクショ
ンに容認する（ｃ）もし局所プロセッサが要求リソース
を制御していない時は、該リソース要求を他の非局所プ
ロセッサに渡す。
Ｅ、実施例
第２図は星状ネットワークとしてＩＢＭ３０８８マルチ
システム・チャンネル通信ユニット３に接続されたＩＢ
Ｍシステム／３７０のような複数の中央電子複合装置１
．２ａ、２ｂ・・・・、２ｎより成るマルチプロセッサ
・システムを示す、ＩＢＭシステム／３７０については
米国特許第３４００３７１号、及びＩＢＭ刊行物０Ａ２
２−７０００−６で参照されるｒＩＢＭシステム／３７
０の動作原理Ｊ （Ｉ Ｂ Ｍ ５ｙｓｔｅｉｔ／
３７０ Ｐｒ１ｎｃｉｐｌｅｓｏｆ ０ｐｅｒａｔｉｏ
ｎ）に説明されている。ＩＢＭ３０８８マルチシステム
・チャンネル通信ユニットの製品の説明についてはＩＢ
Ｍ刊行物ＧＡ２２−７０８１−２に見出される。各ＣＥ
Ｃはそれ自身の主メモリにアクセスする汎用中央処理ユ
ニットを有し、又入力／出力装置もしくは他の周辺装置
と通信するためのチャンネルを有する。各ＣＥＣは又Ｉ
ＢＭ刊行物０８２２−６５３４．０Ｃ２８−０６６１及
びＧＣ２０−１８００で参照されるＩＢＭシステム／３
７０オペレーテング・システム（Ｉ Ｂ Ｍ Ｓｙ
ｓｔｅｍ／ ３ ７ ０ ０ｐｅｒａｔｉｎｇ Ｓ
ｙｓｔｅｍ） のようなオペレーティング・システム
の制御の下に独立に動作する６ 第２図のマルチプロセッサ・システムで、ＣＥＣ２ａ、
２ｂ、・・・・・・、？ｎはトランザクション・プロセ
ッサ（ＴＰ）であり、その各々は共通のデータ・ベース
４のオブジェクトにアクセスする必要のあるトランザク
ションを実行する。ＣＥＣ２ａ、２ｂ、・・・・” ２
ｎは以下又ＴＰａ、ＴＰｂ、・・・・・・ＴＰｎとし
ても参照される。ＣＥＣＩは以下説明されるようにＴＰ
による共通のデータ・ベース４へのアクセスを調整する
プロセッサである。
システム・チャンネル通信ユニット３に接続されたＩＢ
Ｍシステム／３７０のような複数の中央電子複合装置１
．２ａ、２ｂ・・・・、２ｎより成るマルチプロセッサ
・システムを示す、ＩＢＭシステム／３７０については
米国特許第３４００３７１号、及びＩＢＭ刊行物０Ａ２
２−７０００−６で参照されるｒＩＢＭシステム／３７
０の動作原理Ｊ （Ｉ Ｂ Ｍ ５ｙｓｔｅｉｔ／
３７０ Ｐｒ１ｎｃｉｐｌｅｓｏｆ ０ｐｅｒａｔｉｏ
ｎ）に説明されている。ＩＢＭ３０８８マルチシステム
・チャンネル通信ユニットの製品の説明についてはＩＢ
Ｍ刊行物ＧＡ２２−７０８１−２に見出される。各ＣＥ
Ｃはそれ自身の主メモリにアクセスする汎用中央処理ユ
ニットを有し、又入力／出力装置もしくは他の周辺装置
と通信するためのチャンネルを有する。各ＣＥＣは又Ｉ
ＢＭ刊行物０８２２−６５３４．０Ｃ２８−０６６１及
びＧＣ２０−１８００で参照されるＩＢＭシステム／３
７０オペレーテング・システム（Ｉ Ｂ Ｍ Ｓｙ
ｓｔｅｍ／ ３ ７ ０ ０ｐｅｒａｔｉｎｇ Ｓ
ｙｓｔｅｍ） のようなオペレーティング・システム
の制御の下に独立に動作する６ 第２図のマルチプロセッサ・システムで、ＣＥＣ２ａ、
２ｂ、・・・・・・、？ｎはトランザクション・プロセ
ッサ（ＴＰ）であり、その各々は共通のデータ・ベース
４のオブジェクトにアクセスする必要のあるトランザク
ションを実行する。ＣＥＣ２ａ、２ｂ、・・・・” ２
ｎは以下又ＴＰａ、ＴＰｂ、・・・・・・ＴＰｎとし
ても参照される。ＣＥＣＩは以下説明されるようにＴＰ
による共通のデータ・ベース４へのアクセスを調整する
プロセッサである。
従ってこのマルチプロセッサ・システムは以下第１図に
論理的に表わされたような階層システムと見ることもで
きる。
論理的に表わされたような階層システムと見ることもで
きる。
共通のデータ・ベース４のデータ保全性を保持するため
に、データ・ベース４の各オブジェクトにはロックが関
連する。トランザクションはオブジェクトを要求して、
このオブジェクトにアクセスできる前に、データ・ベー
ス４のオブジェクトへのロックが授与されなければなら
ない。
に、データ・ベース４の各オブジェクトにはロックが関
連する。トランザクションはオブジェクトを要求して、
このオブジェクトにアクセスできる前に、データ・ベー
ス４のオブジェクトへのロックが授与されなければなら
ない。
ロックは論理的階層として配列されている。トランザク
ションはオブジェクト自体についてのロックを獲得する
前にオブジェクトの親についてのロックを獲得すること
が必要である。しがしながら、オブジェクトを階層へ構
造化することは必ずしもデータ・ベース・システムによ
って支援されるデータ・モデルが階層的でなければない
ことを意味しない。
ションはオブジェクト自体についてのロックを獲得する
前にオブジェクトの親についてのロックを獲得すること
が必要である。しがしながら、オブジェクトを階層へ構
造化することは必ずしもデータ・ベース・システムによ
って支援されるデータ・モデルが階層的でなければない
ことを意味しない。
この実施例では、データ・ベース４のために選択された
ロック階層のレベルは次の通りである。
ロック階層のレベルは次の通りである。
−データベース
−リレーション
−ページ
−チュープル（組）
各ＴＰ（トランザクション・プロセッサ）はそのＴＰ中
で実行中の局所トランザクションからのロック要求を処
理する１局所ロック・マネジャ（ＬＬＭ）を有する。各
ＬＬＭはこのＴＰ中で実行中のトランザクションによっ
てオブジェクトを束縛するすべてのロックを記述した表
をメモリ中に有する。
で実行中の局所トランザクションからのロック要求を処
理する１局所ロック・マネジャ（ＬＬＭ）を有する。各
ＬＬＭはこのＴＰ中で実行中のトランザクションによっ
てオブジェクトを束縛するすべてのロックを記述した表
をメモリ中に有する。
トランザクションはデータベース４のオブジェクトへの
アクセスを必要とする時、そのオブジェクトのためのロ
ック要求をＬＬＭに送る。
アクセスを必要とする時、そのオブジェクトのためのロ
ック要求をＬＬＭに送る。
ＬＬＭはそのオブジェクトの親を探知し、もし１
その親が存在する時は、これがその親に独占的側
こ関与しているかどうかをチェックする。
その親が存在する時は、これがその親に独占的側
こ関与しているかどうかをチェックする。
ＬＬＭがオブジェクトの親を探知しようと試みる時は、
次の３つの状態の１つが発生する。
次の３つの状態の１つが発生する。
（１）要求されたオブジェクトが親をもたない。
ＬＬＭはオブジェクトをその表に導入し、オブジェクト
のロックのためのウェイタの待ち行列にトランザクショ
ンを置く。次にＬＬＭは中央ロック・マネジャ（ＣＬＭ
）にメツセージを送り、オブジェクトのロックを要求し
、トランザクションに待機を命令する。
のロックのためのウェイタの待ち行列にトランザクショ
ンを置く。次にＬＬＭは中央ロック・マネジャ（ＣＬＭ
）にメツセージを送り、オブジェクトのロックを要求し
、トランザクションに待機を命令する。
ＣＬＭは種々のＬＬＭによるオブジェクトを束縛してい
るロック（夫々のＣＥＣ中にトランザクションのための
）を記述した表をメモリに保持している。ＣＬＭ表の例
を第１図に示す、ＣＬＭの表はシステムに保持されるす
べてのロックを含んでいない、ＣＬＭ表は２以上のＬＬ
Ｍによるオブジェクトを束縛中のロック及び独占的ＬＬ
Ｍによってオブジェクトを束縛している蛙上位レベルの
ロックだけを含んでいる。各ＣＬ Ｍ表の項目はロック
を保持するＬＬＭのセットを示している。
るロック（夫々のＣＥＣ中にトランザクションのための
）を記述した表をメモリに保持している。ＣＬＭ表の例
を第１図に示す、ＣＬＭの表はシステムに保持されるす
べてのロックを含んでいない、ＣＬＭ表は２以上のＬＬ
Ｍによるオブジェクトを束縛中のロック及び独占的ＬＬ
Ｍによってオブジェクトを束縛している蛙上位レベルの
ロックだけを含んでいる。各ＣＬ Ｍ表の項目はロック
を保持するＬＬＭのセットを示している。
ＣＬＭはＬＬＭからのロック要求を受取ると、そのオブ
ジェクトの表をチェクする。要求されたオブジェクトの
状態に依存して、ＣＬＭは次の応答の１つを与える。
ジェクトの表をチェクする。要求されたオブジェクトの
状態に依存して、ＣＬＭは次の応答の１つを与える。
（ｌａ）オブジェクトがＣＬＭの表に存在しない時は、
ＣＡＬＭはこれをその表へ導入し、これを要求したＬＬ
Ｍが独占的に関与するものとしてマークし、オブジェク
トに関するロックを容認する。この場合には、要求した
ＬＬＭはオブジェクトに独占的関与が容認される０本発
明の特徴に従えば。
ＣＡＬＭはこれをその表へ導入し、これを要求したＬＬ
Ｍが独占的に関与するものとしてマークし、オブジェク
トに関するロックを容認する。この場合には、要求した
ＬＬＭはオブジェクトに独占的関与が容認される０本発
明の特徴に従えば。
子供のオブジェクトについてのロックを獲得する前に親
のオブジェクトについてのロックを獲得しなければなら
ない、従って、ＬＬＭがオブジェクトについて独占的に
関与する時は、そのオブジェクトのすべての子孫につい
ても独占的に関与する。
のオブジェクトについてのロックを獲得しなければなら
ない、従って、ＬＬＭがオブジェクトについて独占的に
関与する時は、そのオブジェクトのすべての子孫につい
ても独占的に関与する。
ＬＬＭがオブジェクトへのロックを受取ると、ＬＬＭは
そのオブジェクトに独占的に関与するとしてマークし、
トランザクションを回復する。トランザクションの回復
とはそのオブジェクトのためのウェイタ待ち行列上のト
ランザクションの項目がホルダ（束縛を示す）の待ち行
列に移され、トランザクションの実行の継続が許容され
ることを意味する。
そのオブジェクトに独占的に関与するとしてマークし、
トランザクションを回復する。トランザクションの回復
とはそのオブジェクトのためのウェイタ待ち行列上のト
ランザクションの項目がホルダ（束縛を示す）の待ち行
列に移され、トランザクションの実行の継続が許容され
ることを意味する。
（１ｂ）オブジェクトがＣＬＭ表中にすでに存在する時
は、ＣＬＭは他のＬＬＭの各々に、要求と衝突するオブ
ジェクトのロックを保持したことを示す、要求したＬＬ
ＭはＬＬＭのリストにオブジェクトを保持したことを追
加する。ＬＬＭのすべてが新らしいロックの容認を認め
たことを示すメツセージを戻す時、ＣＬＭは要求したＬ
ＬＭにメツセージを送り、ＬＬＭはトランザクションを
回復する。
は、ＣＬＭは他のＬＬＭの各々に、要求と衝突するオブ
ジェクトのロックを保持したことを示す、要求したＬＬ
ＭはＬＬＭのリストにオブジェクトを保持したことを追
加する。ＬＬＭのすべてが新らしいロックの容認を認め
たことを示すメツセージを戻す時、ＣＬＭは要求したＬ
ＬＭにメツセージを送り、ＬＬＭはトランザクションを
回復する。
もし要求の時点で、他のＬＬＭ （たとえばＬＬＭ２）
がオブジェクトに独占的に関与している場合には、ＣＬ
Ｍは直ちに要求したＬＬＭ （たとえばＬＬＭＩ）のロ
ックをオブジェクトに加える。
がオブジェクトに独占的に関与している場合には、ＣＬ
Ｍは直ちに要求したＬＬＭ （たとえばＬＬＭＩ）のロ
ックをオブジェクトに加える。
ＬＬＭ２によって保持されている独占的関与はしばらく
持続する。この間に、ＣＬＭはＬＬＭ２に独占的に関与
しているオブジェクトの直ぐ下のオブジェクトの任意の
ロックをＣＬＭに送るように要求する。新しいオブジェ
クトは上述のようにＬＬＭ２に独占的に関与している。
持続する。この間に、ＣＬＭはＬＬＭ２に独占的に関与
しているオブジェクトの直ぐ下のオブジェクトの任意の
ロックをＣＬＭに送るように要求する。新しいオブジェ
クトは上述のようにＬＬＭ２に独占的に関与している。
すべての直ぐ下のロックがＬＬＭ２によってＣＬＭに渡
される時はＬＬＭ２による元のオブジェクトの独占的関
与が放棄される。
される時はＬＬＭ２による元のオブジェクトの独占的関
与が放棄される。
このようにして、リソース上のＬＬＭ２の独占的関与は
ダイナミックに調節され、結果的にシステムの局所的制
御が最適化される。
ダイナミックに調節され、結果的にシステムの局所的制
御が最適化される。
たとえば、第１図に示した状態を考える。先ずＬＬＭ２
がデータベースＡのページ１１−のレコード５にアクセ
スしているものとする。さらにＬＬＭ２がレコード５の
ロックを容認された時は、これがデータベースＡにアク
セスした最初で唯一のＬＬＭであるものとする。従って
データベースＡ（従ってデータベースＡの子孫、即ちペ
ージ１１゜ページ１４及びレコード５）がＬＬＭ２に容
認されている。
がデータベースＡのページ１１−のレコード５にアクセ
スしているものとする。さらにＬＬＭ２がレコード５の
ロックを容認された時は、これがデータベースＡにアク
セスした最初で唯一のＬＬＭであるものとする。従って
データベースＡ（従ってデータベースＡの子孫、即ちペ
ージ１１゜ページ１４及びレコード５）がＬＬＭ２に容
認されている。
ＬＬＭＩがデータベースＡのページ１４にアクセスする
時は、ＬＬＭＩはロック要求をＣＬＭに１
送る。ＣＬＭがＬＬＭＩのロックをデータベースＡに加
えている間は、データベースＡへの独占的関与はＬＬＭ
２に保持される。ＣＬＭはＬＬＭ２にデータベースＡの
直ぐ下のオブジェクト（即ちページ１１）のロックをＣ
ＬＭに送ることを要求する。ＥｊＬ在ページ１１はＣＬ
Ｍ表中４：、 Ｌ Ｌ Ｍ ２ ニ独占的に関与してい
るものとしてマークされている。ページ１１への独占的
関与がＣＬＭ中にＬＬＭ２に本来側するものとして登録
されると、データベースＡ中のＬＬＭ２への独占的関与
は剥脱される。
時は、ＬＬＭＩはロック要求をＣＬＭに１
送る。ＣＬＭがＬＬＭＩのロックをデータベースＡに加
えている間は、データベースＡへの独占的関与はＬＬＭ
２に保持される。ＣＬＭはＬＬＭ２にデータベースＡの
直ぐ下のオブジェクト（即ちページ１１）のロックをＣ
ＬＭに送ることを要求する。ＥｊＬ在ページ１１はＣＬ
Ｍ表中４：、 Ｌ Ｌ Ｍ ２ ニ独占的に関与してい
るものとしてマークされている。ページ１１への独占的
関与がＣＬＭ中にＬＬＭ２に本来側するものとして登録
されると、データベースＡ中のＬＬＭ２への独占的関与
は剥脱される。
（ｌｃ）オブジェクトのロックが他のＬＬＭの故障によ
って容認されない。
って容認されない。
トランザクションが呼起され、要求の失敗が通知される
。オブジェクトはＬＬＭ表がら除去される。
。オブジェクトはＬＬＭ表がら除去される。
（２）要求されたオブジェクトがＬＬＭの表中にあるが
、ＬＬＭがオブジェクトの親について独占的に関与して
いない。
、ＬＬＭがオブジェクトの親について独占的に関与して
いない。
ＬＬＭはトランザクションの要求をオブジェクトについ
てのウェイタの待ち行列には付加し、トランザクション
を延期し、要求をメツセージによってＣＬＭに伝える。
てのウェイタの待ち行列には付加し、トランザクション
を延期し、要求をメツセージによってＣＬＭに伝える。
可能なＣＬＭ応答及び関連するＬＬＭ動作は一′前の場
合と同じであるが、ＣＬＭがＬＬＭにロックを容認する
時に、要求したトランザクションと同じ複合装置で実行
中のこの要求と衝突するオブジェクトについてのロック
を保持している他のトランザクションがある点で異なっ
ている。この場合は、要求したトランザクションは局所
トランザクションがオブジェクトのロックを解放する迄
、局所トランザクションの後に待たれる。
合と同じであるが、ＣＬＭがＬＬＭにロックを容認する
時に、要求したトランザクションと同じ複合装置で実行
中のこの要求と衝突するオブジェクトについてのロック
を保持している他のトランザクションがある点で異なっ
ている。この場合は、要求したトランザクションは局所
トランザクションがオブジェクトのロックを解放する迄
、局所トランザクションの後に待たれる。
（３）ＬＬＭがオブジェクトの親に独占的に関与してい
る。この場合は、ＬＬＭはオブジェクトを制御していて
。ＣＬＭと通信する必要はない、トランザクションはオ
ブジェクトに対して衝突するロックを保持する他の局所
トランザクションがロックを解放する迄はウェイタ待ち
行列上に保持される。
る。この場合は、ＬＬＭはオブジェクトを制御していて
。ＣＬＭと通信する必要はない、トランザクションはオ
ブジェクトに対して衝突するロックを保持する他の局所
トランザクションがロックを解放する迄はウェイタ待ち
行列上に保持される。
ＬＬＭは局所トランザクション要求及びＣＬＭからの遠
隔要求に応答しなければならない。
隔要求に応答しなければならない。
ＬＬＭがＣＬＭからの遠隔要求を受取ると、含まれるオ
ブジェクトのための表をチェックする。
ブジェクトのための表をチェックする。
もし表がオブジェクトを含まない時は、ロックを容認す
るメツセージが直ちにＣＬＭに戻され、そのリソースの
ための対応する表の項目が形成される。
るメツセージが直ちにＣＬＭに戻され、そのリソースの
ための対応する表の項目が形成される。
要求されたリソースにＬＬＭが独占的に関与している場
合は、ＬＬＭは独占的関与を放棄する。
合は、ＬＬＭは独占的関与を放棄する。
ＬＬＭは又リソースの子孫についてのロックをＣＬＭに
送り戻す、ＬＬＭ表がオブジェクトを含むと、要求はロ
ックのための局所的現在のホルダ及びウェイタに対して
両立性をチェックする。要求が両立する時は、ロックを
容認するメツセージを直ちにＣＬＭに戻す、そうでない
時は、要求が容認できる迄（この時他のトランザクショ
ンはオブジェクトについてのロックを解放する）、オブ
ジェクトのための任意の待機中のロック要求の後にその
要求を待ち行列にしてつけ、メツセージがＣＬＭに戻さ
れてロックを容認する。
送り戻す、ＬＬＭ表がオブジェクトを含むと、要求はロ
ックのための局所的現在のホルダ及びウェイタに対して
両立性をチェックする。要求が両立する時は、ロックを
容認するメツセージを直ちにＣＬＭに戻す、そうでない
時は、要求が容認できる迄（この時他のトランザクショ
ンはオブジェクトについてのロックを解放する）、オブ
ジェクトのための任意の待機中のロック要求の後にその
要求を待ち行列にしてつけ、メツセージがＣＬＭに戻さ
れてロックを容認する。
トランザクションがオブジェクトのロックを開放する時
、ＬＬＭはウェイタの待ち行列を調べて新らしいホルダ
を形成できるかどうかを知る。もし形成できるような場
合には、両立可能な限り多くの新らしいウェイタが局所
時などある限りホルダ待ち行列に加えられる。遠隔であ
る両立可能なウェイタはメツセージをＣＬＭに送って要
求を容認する。オブジェクトの最後のロックがＬＬＭに
解放される時に、メツセージがＣＬＭに送られロックを
解放する。ＣＬＭはＬＬＭをオブジェクトのためロック
・ホルダのリストを除去する。もし１つだけのＬＬＭが
オブジェクトのロックを保持している時は、メツセージ
（「現在独占的に関与している」）がＬＬＭに送られ、
ＬＬＭがそのオブジェクトに関与する。ＣＬＭはさらに
その表中の現在独占的に関与しているオブジェクトの下
のすべてのオブジェクトを削除する。残りのＬＬＭがＣ
ＬＭからオブジェクトに関する独占的に関与を容認する
メツセージを受取り、これにともなって対応する表の項
目をマークし、リソースの局所ｌ 的な制御
を最大化する。
、ＬＬＭはウェイタの待ち行列を調べて新らしいホルダ
を形成できるかどうかを知る。もし形成できるような場
合には、両立可能な限り多くの新らしいウェイタが局所
時などある限りホルダ待ち行列に加えられる。遠隔であ
る両立可能なウェイタはメツセージをＣＬＭに送って要
求を容認する。オブジェクトの最後のロックがＬＬＭに
解放される時に、メツセージがＣＬＭに送られロックを
解放する。ＣＬＭはＬＬＭをオブジェクトのためロック
・ホルダのリストを除去する。もし１つだけのＬＬＭが
オブジェクトのロックを保持している時は、メツセージ
（「現在独占的に関与している」）がＬＬＭに送られ、
ＬＬＭがそのオブジェクトに関与する。ＣＬＭはさらに
その表中の現在独占的に関与しているオブジェクトの下
のすべてのオブジェクトを削除する。残りのＬＬＭがＣ
ＬＭからオブジェクトに関する独占的に関与を容認する
メツセージを受取り、これにともなって対応する表の項
目をマークし、リソースの局所ｌ 的な制御
を最大化する。
Ｆ０発明の効果
本発明に従えば、ＣＥＣ間で通信されるメツセージの数
が最小になり、トランザクションがリソースにアクセス
するのに待たねばない時間が減少する。そして、１もし
くは２以上の疎結合のＣＥＣ中で実行される多くのトラ
ンザクションによって同時に、アクセス可能な共用リソ
ースの保全性を保持する方法が与えられる。
が最小になり、トランザクションがリソースにアクセス
するのに待たねばない時間が減少する。そして、１もし
くは２以上の疎結合のＣＥＣ中で実行される多くのトラ
ンザクションによって同時に、アクセス可能な共用リソ
ースの保全性を保持する方法が与えられる。
第１図はマルチプロセッサ・システム、ＣＬＭのリソー
ス表及び２つのＬＬＭ中のリソース表の論理的表示図で
ある。第２図は本発明に従う方法を使用する疎結合マル
チプロセッサのブロック図である。 １・・・・特定プロセッサ、２ａ、２ｂ・・・・２ｎ・
・・・トランザクション・プロセッサ、３・・・・通信
ユニット、４・・・・データ・ベース。 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 山 本 仁 朗（外１名）
ス表及び２つのＬＬＭ中のリソース表の論理的表示図で
ある。第２図は本発明に従う方法を使用する疎結合マル
チプロセッサのブロック図である。 １・・・・特定プロセッサ、２ａ、２ｂ・・・・２ｎ・
・・・トランザクション・プロセッサ、３・・・・通信
ユニット、４・・・・データ・ベース。 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 山 本 仁 朗（外１名）
Claims (1)
- （１）各リソースが各々に関連するロックを有し、複数
個のトランザクションが夫々のプロセッサの各々の中で
実行され、中央プロセッサがリソースの識別、リソース
間の階層的リレーション及びプロセッサの識別の索引を
保守する疎結合マルチプロセッサ・システムのまわりに
分散している階層リレーテッド・リソースへの同時トラ
ンザクションによるアクセスを調節する方法であって、
トランザクションからリソースへのアクセス要求を受取
ることによって、 （ａ）要求したトランザクションが局所プロセッサにお
いて上記局所プロセッサが要求されたリソースもしくは
その先行リソースを制御しているかどうかを確かめ、該
プロセッサが要求されたリソースもしくはその先行リソ
ースをアクセスした唯一のプロセッサである時に該局所
プロセッサに該リソースもしくは先行リソースに制御を
与え、（ｂ）上記局所プロセッサが要求されたリソース
もしくはその先行リソースを制御している時は、上記局
所プロセッサが要求したリソースについてのロックを、
該ロックが上記リソースの現在の組合せロック状態と両
立可能である時に容認し、（ｃ）局所プロセッサが要求
されたリソースを制御していない時は、該リソース要求
を他の非局所プロセッサに渡す段階を有する、 階層リレーテッド・リソースへの同時トランザクション
によるアクセスを調節する方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US3789587A | 1987-04-13 | 1987-04-13 | |
| US037895 | 1987-04-13 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63263557A true JPS63263557A (ja) | 1988-10-31 |
Family
ID=21896935
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP3546488A Pending JPS63263557A (ja) | 1987-04-13 | 1988-02-19 | 階層リレーテツド・リソースへの同時トランザクシヨンによるアクセスを調節する方法 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| EP (1) | EP0286807A3 (ja) |
| JP (1) | JPS63263557A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US9164799B2 (en) | 2011-01-18 | 2015-10-20 | Toyota Jidosha Kabushiki Kaisha | Multiprocessor system |
Families Citing this family (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CA2011807C (en) * | 1989-03-20 | 1999-02-23 | Katsumi Hayashi | Data base processing system using multiprocessor system |
| US6574654B1 (en) * | 1996-06-24 | 2003-06-03 | Oracle Corporation | Method and apparatus for lock caching |
| US5805900A (en) * | 1996-09-26 | 1998-09-08 | International Business Machines Corporation | Method and apparatus for serializing resource access requests in a multisystem complex |
| US6697901B1 (en) * | 2000-10-24 | 2004-02-24 | Oracle International Corporation | Using secondary resource masters in conjunction with a primary resource master for managing resources that are accessible to a plurality of entities |
| US7209990B2 (en) | 2005-04-05 | 2007-04-24 | Oracle International Corporation | Maintain fairness of resource allocation in a multi-node environment |
| US10459810B2 (en) | 2017-07-06 | 2019-10-29 | Oracle International Corporation | Technique for higher availability in a multi-node system using replicated lock information to determine a set of data blocks for recovery |
Family Cites Families (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| DE2963264D1 (en) * | 1978-12-04 | 1982-08-19 | Ibm | Multiprocessor system with enqueue facility for access to sharable data facilities |
-
1988
- 1988-02-19 JP JP3546488A patent/JPS63263557A/ja active Pending
- 1988-02-24 EP EP19880102730 patent/EP0286807A3/en not_active Withdrawn
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US9164799B2 (en) | 2011-01-18 | 2015-10-20 | Toyota Jidosha Kabushiki Kaisha | Multiprocessor system |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EP0286807A2 (en) | 1988-10-19 |
| EP0286807A3 (en) | 1990-12-19 |
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