Brevet FR2630838A2 — publié le 19891103

FR 2630838 A2 19891103 FR 8805631 A 19880427 "UNITE DE GESTION D'ACCES EN MEMOIRE, A IDENTIFIANTS LOGIQUES INVARIANTS, NOTAMMENT POUR LA GESTION DE BASES DE DONNEES, ET PROCEDE DE GESTION D'ACCES CORRESPONDANT". La présente demande constitue une addition à la demande de brevet français n 87 09970 du 15 juillet 1987 aux noms des mêmes déposants. Le domaine de l'invention est celui des unités de gestion d'accès en mémoire, du type destiné à être interposé entre l'unité centrale et les unités de mémorisation d'un ordinateur, notamment pour la gestion de bases de données. Dans la demande de brevet principal, l'unité de gestion mémoire présentée (ou cache MMU), assure l'accès à des objets, de sémantique quelconque, qui ont une taille généralement très inférieure à la page, mais qui peut aussi être supérieure. Il est compatible avec le placement des objets, par exemple par un hachage linéaire. Il permet notamment de mettre en oeuvre de façon quasi-transparente une mise à jour en place, une gestion d'espaces de travail propres à chaque transaction, et un verrouillage deux phases au niveau de l'objet. Ce verrouillage est adapté à un nombre élevé de transactions simultanées. L'identification des transactions qui ont verrouillé en lecture n'est pas conservée dans le verrou, ce qui permet d'atteindre jusqu'à plusieurs dizaines de milliers de transactions simultanées. Le support d'identifiants au niveau de l'objet permet de réduire de façon drastique les transferts lors 3G des opérations d'interrogation des bases de données. Les relations (ou fichiers) résultats se réduisent à des suites d'identifiants et ne contiennent pas de données. L'opération de projection (suppression de certains attributs ou champs) sans dédoublage disparaît. Le nombre d'accès mémoire qui était de six à neuf pour l'accès à un objet et A son verrou en masquage (qui indique si l'objet est visible par la transaction courante) passe à trois, et les tests nécessaires lors de la plupart des accès sont effectués par matériel. D3 Deux limites apparaissent toutefois à la solution de la demande de brevet principale: - les identifiants supportés dans la version de la demande principale sont des identifiants que l'on peut qualifier de "physiques", dans la mesure o ils sont modifiés en cas de modification de la valeur de l'objet référencé. Il n'y a donc pas invariance des identifiants, et ceci peut être grandement pénalisant dans le cas d'objets partagés o l'on aura alors des mises à jour multiples. - moyennant une gestion de références arrière, il est possible d'utiliser ces identifiants pour gérer les graphes d'objets, nécessaires pour des modèles de données généraux. Cependant cette gestion de références arrière manque de simplicité, et elle est coûteuse à mettre en oeuvre. L'invention a pour objectif de pallier ces différents inconvénients des dispositifs existants, notamment au travers de trois caractéristiques essentielles, nouvelles et complémentaires: - l'accès à l'unité de gestion au moyen d'identifiants "logiques" d'objets au lieu d'identifiants "physiques"; - la création du concept d'un identifiant logique étendu, incluant une référence de version d'objet, de façon à pouvoir accéder pour un même objet à des versions différentes, alternatives ou historiques, de l'objet. La mise en oeuvre de ce concept se traduit par la création de tables de versions des objets, que l'on peut accéder à travers diverses modalités; - une procédure de gestion de conflit d'accès aux objets, basée sur le protocole de verrouillage deux phases, mais permettant un nombre très élevé de transactions simultanées. Plus précisément, un premier objectif de la présente invention est, en conséquence, de fournir une unité de gestion d'accès en mémoire permettant d'offrir des identifiants d'objets complètement invariants, de façon à rendre les adresses d'objets appelés par des requêtes de l'unité centrale de l'ordinateur, transparentes au déplacement de l'objet dans les unités de mémorisation ou à sa modification. Il s'agit de supprimer la corrélation entre l'identifiant de l'objet dans la requête, et la valeur et la position de l'objet correspondant en mémoire. Un second objectif de l'invention est de fournir une unité de gestion d'accès en mémoire qui gère les demandes d'accès, ainsi que les conflits d'accès, de telle manière à accélérer la vitesse d'accès auxdits objets par rapport aux dispositifs existants. Un troisième objectif de l'invention est de fournir une telle unité de gestion de mémoire, qui permette de supporter l'existence de versions alternatives, et/ou historiques aux objets accédés. Une application avantageuse d'une telle gestion de versions d'objets est à trouver par exemple dans le cas de bases de données de gestion d'une entreprise (avec stockage des valeurs historiques successives des données comptables et financières), ou dans le domaine de la CAO (mémorisation des versions successives ou concurrentes de conception, par une ou plusieurs équipes). Un objectif complémentaire du premier objectif de l'invention est de fournir une telle unité de gestion d'accès en mémoire qui permette une gestion de graphes d'objets sans références arrières. Ainsi par exemple, dans les solutions connues à gestion d'identifiants 4 263083.8 physiques, dans le cas de deux objets liés, il est nécessaire de remonter à l'objet source lorsque l'objet cible est déplacé, afin de modifier l'identifiant physique de l'objet cible parmi les attributs de l'objet source. L'objectif de la présente invention est de fournir une décorrélation entre l'identifiant de l'objet cible, et son placement physique en mémoire, afin d'économiser la remontée et la mise à jour de l'objet source. Ainsi, par exemple, la jointure par traversée de graphes, considérée comme la solution logicielle la plus rapide, devient alors possible. L'invention a ainsi pour avantage de supporter des modèles relationnels étendus, du type, par exemple, du modèle FAD (BANCILHON, F., BRIGGS, T., KHOSHAFIAN, S., VALDURIEZ, P., "FAD, a Powerful and Simple Database Language", Proc. 13th Int. Conf. on Very Large Data Bases, Brighton, 1987). Ces objectifs de l'invention ainsi que d'autres qui apparaitront par la suite sont atteints a l'aide d'une Unité de gestion d'accès en mémoire, destinée à être interposée entre l'unité centrale et des unités de mémorisation d'un ordinateur, notamment pour la gestion de bases de données, de façon à réaliser par exemple une opération d'association, à des adresses logiques sources appelées par des requêtes de l'unité centrale, des adresses physiques résultats d'objets stockés dans lesdites unités de mémorisation, et constituant le résultat de ladite association, lesdites adresses logiques (10) étant constituées d'au moins deux champs distincts contenant chacun une adresse indirecte, chaque champ correspondant à un adressage indirect de niveau différent, unité du type comprenant une hiérarchie d'ensembles de tables d'adressage, contenues dans au moins un espace mémoire spécifique, ladite unité de gestion et susceptibles de délivrer chacune une information secondaire d'adressage lorsqu'elles sont accédées, unité caractérisée en ce qu'elle comprend au moins deux étages de tables d'adressage regroupées au sein d'un premier étage supérieur et d'un second étage D5 inférieur d'adressage, en ce que ledit premier étage supérieur d'adressage comprend un jeu d'au moins deux ensembles de tables d'adressage organisé de façon hiérarchique, chacun des ensembles de tables correspondant à un desdits niveaux d'adressage indirect de l'adresse logique source, ledit premier étage fournissant en sortie une adresse logique intermédiaire constituée d'au moins deux champs distincts correspondant chacun à un niveau d'adressage indirect distinct, et en ce que ledit second étage inférieur comprend un jeu d'au moins deux ensembles de tables d'adressage inférieurs organisé de façon hiérarchique, chacun des ensembles de tables correspondant à un niveau distinct d'adressage indirect de ladite adresse logique intermédiaire fournie en sortie dudit étage supérieur d'adressage. Ainsi, on obtient un remplacement des identifiants physiques du brevet principal, par des identifiants logiques,-qui restent invariants même en cas de modification de l'objet accédé. Dans un mode de réalisation avantageux de l'invention, ladite Unité est caractérisée en ce que ledit premier étage supérieur d'adressage comprend un ensemble de tables d'adressage des versions d'objets accédés, du type des versions alternatives ou historiques des objets accédés, en ce que ledit ensemble de tables des versions est adressé à partir d'informations secondaires d'adressage contenues dans l'ensemble de tables d'adressage immédiatement supérieur et/ou d'un numéro de version fourni par l'unité centrale en entrée de l'unité de gestion d'accès en mémoire, et en ce que chacun des enregistrements contenus dans ledit ensemble de tables des versions comprend au moins un champ de stockage d'un identifiant physique de version, et un champ de stockage d'une étiquette de version. Ainsi, le support des versions au niveau de la mémoire virtuelle permet une gestion de celles-ci plus indépendante du système de bases de données qu'une gestion utilisant impérativement des informations du journal ou des informations contenues dans les objets. Le résultat d'un accès à un objet (ou à un ensemble d'objets), selon l'invention, peut ainsi être soit une adresse d'objets, soit un ensemble d'identifiants logiques d'objets, de numéros de versions, et d'étiquettes de versions. Selon une autre caractéristique de l'invention, l'unité de gestion de mémoire comporte un premier étage supérieur d'adressage contenant au moins un ensemble de tables d'adressage de pages, un ensemble de tables d'adressage d'objets, et un ensemble de tables d'adressage de verrous d'accès auxdits objets, auxdites versions d'objets respectivement, chaque enregistrement dudit ensemble de tables d'adressage correspondant à une information de verrouillage et/ou une adresse d'information de verrouillage, associée à une page différente de l'ensemble de tables de pages logiques. De façon avantageuse, ladite information de verrouillage contenue dans chaque enregistrement de la table de verrou comporte, à l'état initialisé, un champ d'état de verrouillage contenant une information de verrouillage spécifique pour chaque objet de la page associée audit enregistrement, lesdites informations spécifiques de verrouillage étant placées consécutivement à l'intérieur dudit champ unique d'état de verrouillage, chaque information de verrouillage spécifique d'objet comprenant au moins un sous-champ compteur de pose de verrous, un sous- champ d'estampille de transaction, et un bit de famine. Le procédé de gestion de conflit suivant l'invention est caractérisé en ce que: - on incrémente l'information spécifique de verrouillage de chaque objet, ou. version d'objet, pour chaque demande d'accès en lecture audit objet provenant d'une transaction quelconque, - à chaque fin d'une des transaction en cours, on décrémente l'information spécifique de verrouillage de' chaque objet de la relation source du nombre d'occurrences dudit objet dans la ou les relation(s) résultat(s) de ladite transaction terminée. Dans le cas o une demande de verrouillage en écriture est formulée par une opération d'une transaction Tl, sur un objet ou une version d'objet verrouillé(e) en lecture: - on positionne, le cas échéant, le bit de famine de l'information.spécifique de verrouillage dudit objet, de façon à éviter qu'une transaction lectrice ultérieure n'accède audit objet, (toutefois, ce positionnement peut intervenir à la fin de la détection du conflit), - on stocke ledit objet, ou son identifiant, dans une relation temporaire de conflit possible associée à ladite transaction, - à la fin de ladite opération, on recopie le champ compteur de l'information spécifique de verrouillage de chacun desdits objets stockés dans ladite relation temporaire de conflit, - on décrémente lesdites copies de compteur du nombre d'occurrences desdits objets correspondants dans la ou les relation(s) résultat(s) associés à ladite transaction, - on constate un conflit et on annule ladite opération, au moins pour lesdits objets en conflit d'accès, lorsque le résultat de la décrémentation est différent de zéro, c'est-à-dire lorsqu'au moins une autre transaction non encore achevée a obtenu l'accès audit D5 objet, - on constate l'absence de conflit lorsque le résultat de la décrémentation est égal à zéro. D'autres caractéristiques et avantages de l'invention apparaîtront à la lecture suivante de modes de réalisation préférentiels de l'invention donnés a titre illustratif, et des dessins annexés dans lesquels: - la figure 1 schématise la structure à deux etages d'adressage de l'unité de gestion d'accès en mémoire selon l'invention, - la figure 2 illustre la composition d'un enregistrement d'une table des versions de l'unité de gestion de l'invention, - la figure 3 illustre le mode de réalisation préférentiel des tables de versions sous forme de listes circulaires à entêtes, - la figure 4 schématise les relations d'adressage et de pointage hiérarchiques entre les ensembles de tables de l'unité de gestion de l'invention, dans le cas d'un mode de réalisation avec gestion de verrous de versions, 23 - la figure 5 illustre les relations d'adressage et de pointage hiérarchiques entre les ensembles de tables de l'unité de l'invention, dans le cas d'une gestion de concurrence d'accès (cas sans versions d'objets), - la figure 6 représente la même chose que la figure 5 mais (cas avec versions d'objets), - la figure 7 est un schéma complet d'implantation d'un premier mode de réalisation avantageux de l'unité de gestion d'accès en mémoire de l'invention, supportant des versions d'objets, - la figure 8 est un schéma complet d'implantation d'un second mode de réalisation avantageux de l'unité de gestion d'accès en mémoire de l'invention, supportant des versions d'objets. Dans la solution présentée dans le brevet principal, la conversion des identifiants physiques en adresse physique repose de façon classique sur des indirections à plusieurs niveaux. L'identifiant est composé de plusieurs - champs: numéro de segment (implicite), numéro de paquet de placement, numéro de page, numéro d'objet . Le numéro de paquet est l'indice dans la table des paquets du segment d'un élément qui contient l'adresse d'une table des pages. Le numéro de page est l'indice dans la table des pages d'un élément qui contient l'adresse d'une table des objets, et l'adresse d'une table des verrous. L'adresse peut être une adresse en mémoire ou sur disque, ces deux cas sont distingués par un bit de l'adresse. Le numéro d'objet est l'indice dans une table des objets d'un élément contenant l'adresse de l'objet recherché. Les pointeurs sur les tables de niveau inférieur peuvent être remplacés par des identifiants de ces tables, afin de permettre leur déplacement ou leur swapping sur disque. Il existe donc des "tables des tables". 23 -Les tables sont des objets que nous définissons comme des objets de type "tableau", qui sont formés d'une suite d'éléments de même type et de longueur fixe précédés par le nombre d'éléments. Les opérations associées aux tableaux permettent, entre autres, l'accès au ième élément ou l'adjonction ou la suppression d'un dernier élément. L'espace physique alloué à un table est augmenté par granules dépendant de la taille de l'objet, ceci afin de limiter le nombre moyen de recopies d'un élément lors de l'adjonction de nouveaux éléments. Dans le cas des tables, cette adjonction intervient lorsque le nombre de paquets d'un segment, de pages d'un paquet ou d'objets dans une page, augmente, L'adresse d'un élément recherché dans une table peut être obtenue par le cache- MMU qui additionne le numéro de l'élément dans cette table avec l'adresse de celle-ci. Ces additions peuvent s'effectuer en utilisant de pistes distinctes pour l'adresse de début de table et pour l'adresse d'élément, ce qui conduit à des tables de longueur fixe, ou en utilisant des additionneurs, ce qui permet des tables de longueur variable. Le "cacheMMU" utilise des tables de longueur variable. Le mécanisme énoncé dans le paragraphe précédent n'assure cependant pas l'invariance des identifiants. En effet, quand on modifie un objet, il faut modifier son identifiant. Un tel identifiant est appelé OID (Object Identifier) physique. Ceci peut être grandement pénalisant dans le cas d'objets partagés o l'on aura alors des mises à jour multiples. Afin de pallier cet inconvénient on introduit une nouvelle notion: l'identifiant (ou OID) logique. Les OID physiques seront alors stockés dans un vecteur paginé. En effet, la place nécessaire pour stocker tous les identifiants physiques d'une relation (ou segment) sera supérieure à une page. De ce fait, le vecteur sera paginé et une hiérarchie de tables permettra l'accès aux pages contenant les identifiants physiques. Il convient de disposer d'une hiérarchie permettant de gérer un nombre suffisant d'objets dans un segment (donc d'identifiant physiques dans un vecteur paginé). Les identifiants physiques seront alors stockés dans des tables systèmes appelées tables des objets (TOBJ) 13. Ces TOBJ 13 seront accédées au travers des tables de niveau supérieur: les tables des pages logiques (TPAGL) 12, elles-mêmes accédées au moyen de tables de paquets logiques (TPAQL) 11. Un OID logique 10 est alors l'indice il - 2630838 d'un identifiant physique dans le vecteur paginé. De plus, les identifiants physiques étant de taille fixe, il n'est jamais nécessaire de les déplacer, mais simplement de les remplacer, et de ce fait, un OID logique 10 est donc invariant et aura le format suivant: . De même que pour les OID physiques, les divers champs de 1'OID logique permettent de descendre la hiérarchie des tables décrivant le vecteur paginé. Ce mécanisme permet d'offrir des identifiants d'objets invariants. En effet, si un objet est déplacé, son OID physique sera modifié comme précédemment, mais son OID logique, lui, n'aura aucune raison de l'être, et reste de ce fait transparent au déplacement d'objet. Les TPAQL 11, TPAGL 12, et TOBJ 13, seront qualifiés de "tables logiques", alors que les tables des paquets 14 et de pages 15 physiques seront désignées par l'tables physiques". Il est important de noter que la table des paquets logique 11 est seulement un niveau du vecteur paginé. Elle ne peut servir à un placement. En effet, le numéro de paquet logique ne peut être modifié en cas de changement de valeur d'un objet. Cependant, chaque niveau du vecteur paginé peut avoir une structure particulière, comme nous le verrons pour les tables des pages logiques 12. L'identifiant physique 17, qui représente donc une adresse logique intermédiaire, est modifié par rapport à la version précédente; son numéro d'objet est remplacé par un déplacement dans la page. En effet, en cas de modification de l'adresse d'un objet dans une page, il est aussi simple de modifier le déplacement correspondant à l'objet dans l'identifiant physique 17 (situé dans la TOBJ 13), que de changer la correspondance entre un numéro d'objet et-le déplacement correspondant. Cette solution évite de consacrer un niveau de table à cette correspondance, et diminue donc, d'une unité, le nombre de niveaux de tables. Les niveaux de tables 12 2630838 nécessaires au décodage des identifiants physiques sont donc au moins au nombre de deux, pour permettre un nombre suffisant d'identifiants: les tables des paquets physiques (TPAQP) 14 et les tables des pages (TPAGP) 15 (figure 1). Avec les pages de 4 K octets et des pointeurs ou identifiants sur 32 bits la taille autorisée pour un segment est ainsi de 4 giga-octets. Pour aller au delà de cette valeur des relations multisegments ou un niveau supplémentaire de tables seraient nécessaires. La TPAQP 14 (ou plus généralement chaque niveau de tables physiques supérieur au tables des pages physiques) permet un placement des objets dans chaque segment. Pour les requêtes les plus fréquentes, il est ainsi possible de ne monter en mémoire que les objets effectivement nécessaires. Par contre, les identifiants physiques n'étant pas placés, il sera en général nécessaire d'avoir en mémoire l'ensemble des tables "logiques" d'une relation (TPAQL 11, TPAGL 12, TOBJ 13), sauf pour des accès tuple à tuple. S'il existe des versions de l'objet nous associerons à chaque objet une table des versions (TVERS 30) de cet objet. L'adresse ou l'identifiant de cette table sera rangée dans la table des objets (TOBJ 13). Ceci revient à ajouter un niveau au vecteur paginé d'identifiants physiques. La table des versions 30 contiendra des éléments formés de paires physique de version 21> . L'étiquette de version 22 est une information sur les caractéristiques spécifiques à la version considérée de l'objet, qui sont propres à cet objet (par exemple les droits d'accès à une version alternative d'un ensemble d'objets ne sont normalement pas rangés dans l'étiquette de version) (figure 2). Dans le cas le plus fréquent, l'étiquette de version 22 est utilisée pour les versions historiques, elle peut correspondre, par exemple, à la date d'enregistrement de cette version. Comme les tables 13 2630838 de versions utilisées dans le cache-MMU ont au plus une page et que l'étiquette de version et l'identifiant ont 32 bits, le nombre maximum de versions est 512; en fait, il est alors d'au plus 510, compte tenu de l'entête de la table et de la duplication de la version courante. D$ L'élément correspondant à une version d'un objet peut être accédé à partir du numéro de version, qui est l'indice de cet élément dans la table de versions. Nous parlerons alors d'accès direct; celui-ci est supporté par le dispositif matériel. Un autre mode d'accès aux versions d'un objet est l'accès ensembliste à l'ensemble des versions de cet objet, en vue d'une sélection pouvant faire intervenir l'étiquette de version. Bien que l'étiquette de version ne soit pas physiquement rangée dans le tuple, elle sera considérée comme un attribut créée par le système. Si l'étiquette représente la date d'enregistrement de l'objet, et si l'objet représente la promotion d'un individu à un emploi, il sera possible de sélectionner toutes les mesures rétroactives en comparant date d'enregistrement et date d'effet (que nous supposons être un des attributs créés par l'usager). Les résultats de la sélection doivent permettre d'accéder au verrou de chaque version de l'objet, que nous définirons plus loin. Selon un aspect avantageux de l'invention, une version d'objets est identifiée à l'aide d'un ensemble de 25. 25. -triplets . Ce référencement des versions est par exemple adopté lors de la création d'une relation résultat après lecture de la table des versions. Ces modes de référencement est essentiellement utile dans le cas de la manipulation de versions historiques d'un objet'; elle n'a pas de sens dans le cas de versions alternatives. Dans le cas de versions historiques, c'est-à-dire classées chronologiquement, l'accès à un ensemble de versions à partir d'un critère d'un intervalle de dates, s'effectue de la manière suivante: - on range, dans une relation intermédiaire, l'ensemble des objets vérifiant le critère, sous la forme d'une liste d'identifiants étendus . Chaque identifiant étendu est obtenu en prenant, d'une part, une valeur de l'identifiant logique, utilisée comme adresse, en faisant varier le numéro de version, et en associant, pour chaque numéro de version, l'étiquette de version correspondante, lue dans la table des versions 30; - on effectue une sélection par logiciel sur cette relation intermédiaire, de façon à en extraire la liste des identifiants qui vérifie les critères cherchés, c'est-à-dire le critère de date de la version. Dans un premier mode de réalisation, la date de la version peut se trouver dans l'étiquette de version, et l'opération d'extraction des objets pertinents, s'effectue directement sur la relation intermédiaire. Dans un autre mode de réalisation, il peut être nécessaire d'accéder également à l'objet lui-même, et plus précisément, à au moins un attribut de l'objet, nécessaire à prendre en compte pour vérifier le critère de sélection. Dans ce cas, l'accès à l'objet s'effectue, par exemple, par une nouvelle traversée de la hiérarchie de table de l'unité de gestion. On constate donc que le concept d'identifiant étendu, ainsi que le fait de construire les relations résultats par simple stockage de ces identifiants étendus, permet une très grande souplesse et rapidité d'accès et de traitement des opérations portant sur des versions. En d'autres termes, dans le cas o chacun des objets accédés est susceptible de figurer sous la forme d'au moins deux versions alternatives distinctes, on construit les relations résultats par stockage d'un 15. 2630838 numéro de version commun aux objets résultats, et de l'identifiant logique de chacun desdits objets résultats. Dans le cas o chacun des objets accédés est susceptible de figurer sous la forme d'au moins deux versions historiques distinctes, on construit les relations D5 résultats par stockage, pour chaque objet résultat, de triplets constitués de l'identifiant logique de l'objet, de son numéro de version, et d'une étiquette de version. L'implantation des versions au niveau de la mémoire virtuelle, comme préconisé par l'invention, permet des solutions très peu dépendantes de la sémantique des versions. Les principaux types de versions étudiés à l'heure actuelle sont des versions "alternatives", correspondant à différentes représentations ou vues d'un même objet, et les versions historiques. Les versions historiques représentent des valeurs successives d'un même objet. On peut distinguer des versions historiques systématiques, dans lesquelles chaque modification entraine l'apparition d'une nouvelle version, des versions historiques périodiques, o les versions antérieures représentent la valeur de l'objet à la fin de chaque période, et des versions "manuelles", o l'usager décide, lors d'une modification, si il va créer une nouvelle version ou non. Les mécanismes essentiels de l'accès aux versions par le cache-MMU s'appliquent aux accès les plus fréquents pour l'ensemble de ces types de versions. Ainsi, l'existence d'une "version zéro" 33, contenant l'étiquette 22 et l'identifiant physique 21 de la version la plus récente, permet d'utiliser le plus souvent un mécanisme d'accès direct par des indirections pour accéder à des versions historiques. En effet, la vers. ion la plus récente est souvent la plus accédée. les versions périodiques peuvent aussi être accédées par leur numéro de version 20, qui est le même pour toute la relation. i6 2630838 Cependant, certaines caractéristiques de l'implantation permettent une implantation efficace de certains choix sémantiques. En particulier il doit être possible de limiter le nombre de versions historiques accédés par le mécanisme de mémoire virtuelle, lesversions plus anciennes étant éventuellement rangées dans une archive ou dans un autre segment. Ceci est d'autant plus nécessaire que le nombre de versions est en pratique limité par la taille maximum d'une table TVERS (de l'ordre d'une page). Il doit d'autre part être aisé d'accéder aux versions dans l'ordre chronologique, sans effectuer de décalage des éléments de la table des versions lorsque l'on ajoute un nouvel élément et lorsqu'on supprime l'élément le plus ancien. La solution préférentielle pour atteindre ces divers objectifs, est d'organiser la table des versions 30 comme une liste circulaire rangée dans un tableau. L'entête du tableau va donc contenir le nombre d'éléments 31 et un numéro 32 (ou un pointeur) de premier (ou dernier) élément dans l'ordre chronologique. Cette organisation est présentée à la figure 3. Dans la mesure o les tableaux sont définis comme des objets formés d'un nombre d'éléments et d'une suite d'éléments, le numéro de premier élément sera une interprétation du premier élément du tableau. L'invention concerne également la réalisation de moyens de verrouillage de l'accès aux objets mémorisés, à travers l'unité de gestion d'accès mémoire. Ces moyens de verrouillage, selon l'invention, sont utilisés selon des procédures de gestion de conflit spécifiques, permettant de minimiser la place mémoire utilisée, et d'augmenter les vitesses d'accès aux objets appelés. Dans le mode de réalisation le plus simple de l'invention, tel que représenté en figure 1, les verrous sont gérés d'une manière similaire à la solution des identifiants physiques présentée dans le brevet principal. Plus précisément, on prévoit une table de verrou 41, contenant des informations spécifiques de verrouillage associées à chaque objet accédé. Toutefois, à la différence de la solution du brevet principal, les identifiants physiques 17 de la présente invention ne comportent plus un numéro d'objet, mais un déplacement. Par suite, il n'est pas possible d'associer une table de verrous à une table des pages physiques, puisqu'on ne pourrait déterminer le numéro d'élément de cette table à accéder pour un objet donné. Aussi, comme illustré en figure 4, la table des verrous TVERROUS 41 est associée à une table des pages logiques, et accédée à partir de la TPAGL 12. La table des verrous 41 sera associée à une TOBJ 13, c'est-à-dire qu'elle contiendra autant de verrous qu'il y a d'identifiants physiques 17 dans la TOBJ 13 concernée. Ce nombre d'éléments sera en général de l'ordre de 1K, sauf pour les relations comportant moins de 1K objets. Il est à noter qu'il existe une homothétie entre les éléments d'une table des verrous 41 et les OID physiques 17 de la TOBJ 13 correspondante, à savoir que le ième élément de la table des verrous 41 représentera le verrou de l'objet référencé par le ième OID physique de la TOBJ 13. C'est donc le champ de l'OID logique 10 de l'objet qui permet de retrouver son verrou dans la table des verrous 41. Dans le cas o il existe des verrous au niveau des versions, le verrou de la table TVERROUS 41 est remplacé par un pointeur ou un identifiant 43 permettant d'accéder à une table des verrous de version (VERROU- VERSION) 42 de l'objet. L'existence de verrous au niveau des versions n'est pas obligatoire, en particulier elle n'est pas nécessaire dans le cas de versions historiques. On peut en effet, considérer que les modifications portent en général sur les dernière version, les modifications rétroactives étant soit plus rares, soit dépourvues de sens. Si la date rangée dans l'étiquette de version est la date de la mise à jour, et non la date d'effet, il ne peut y avoir de modifications que sur la dernière version. Un seul verrou suffit alors pour l'ensemble de l'objet. Cependant, si la sémantique de l'objet admet les modifications sur les versions passées, elles restent tout à fait réalisables par le cache-MMU. Dans le cas de versions alternatives, on aura alors un verrou par version. On peut noter qu'en général le nombre de versions (donc de verrous de l'objet) est très inférieur au nombre maximum possible dans une page (512 avec les pages usuelles de 4K). Un nombre de versions alternatives supérieur à 64 parait déjà très élevé. Ceci pourra être utilisé pour l'optimisation de l'implantation dans la solution préférentielle. Les procédures de gestion de concurrence utilisées sont semblables à celles mises en oeuvre pour la solution avec des identifiants physiques, telle que décrite dans le brevet principal. Un verrou est composé d'un champ compteur, d'une estampille de transaction et d'un ou plusieurs bits. Le compteur est incrémenté à chaque pose d'un verrou en lecture sur un objet (ou une version d'objet), et décrémenté à chaque retrait de ce verrou. D'autre part, il est égal à - 1 pour un verrouillage en modification, et à -2 pour un masquage. Une opération de modification correspond à une opération d'écriture. Une opération de masquage correspond à la situation dans laquelle une écriture a résulté en une insertion d'.,i objet dans une relation source; dans ce cas, seule sera autorisée à l'accès audit objet, la transaction courante ayant effectué l'opération d'écriture, du fait de la pose du verrou de 19 2630838 masquage. Ceci signifie que les autres transactions se poursuivent en ignorant l'objet masqué. Un bit sert à signaler qu'au moins une transaction s'est mise en attente sur cet objet (ce qui sert à éviter les problèmes de famines). D5 Tant qu'un objet n'est accédé en lecture que par une seule transaction, il est intéressant de conserver l'estampille de celle-ci dans le verrou. Ceci permet d'autoriser cette transaction à accéder l'objet en modification tout en changeant le mode de verrouillage. Par contre, si l'objet est verrouillé en lecture par plusieurs transactions, l'estampille n'est pas renseignée. La liste des verrous à décrémenter en fin de transaction est constituée par la relation temporaire résultat de l'opération o ces verrous ont été posés. En cas de demande de verrouillage en écriture d'un objet verrouillé en lecture (c'est-à-dire dont le champ compteur du verrou est supérieur à zéro et dont l'estampille n'est pas renseignée), il faut vérifier si le compteur a été incrémenté uniquement par la transaction courante ou par d'autres transactions. Nous dirons qu'il y a "conflit possible"; il faut vérifier s'il s'agit ou non d'un "conflit réel". Le mécanisme adopté est alors le suivant: soit une transaction Tl souhaitant accéder l'objet Ol en écriture. Le verrou Vl de cet objet indique qu'il est verrouillé en lecture et qu'aucune transaction n'est en attente dessus. L'estampille de Vl n'est pas renseignée; il y a donc conflit possible sur 01. La transaction Tl positionne alors le bit de famine de Vl (bit destiné à éviter qu'une transaction lectrice ne verrouille alors qu'une transaction Zcrivain est en attente) afin d'empêcher toute transaction ultérieure à Tl de modifier l'état de Vl. L'OID de 01 est alors stocké dans une relation temporaire des conflits possibles (TEl) de Tl. A la fin de l'opération Tl, une procédure est chargée de recopier 2630838 - 20 les compteurs des verrous sur lesquels porte un conflit possible (trouvés grâce à la temporaire TEl) dans des tables copies. Les relations temporaires résultats de T1 sont alors parcourues et les copies des compteurs sont décrémentées suivant les OID correspondants figurant dans ces temporaires. Il s'agit évidemment des seules relations temporaires référençant la relation permanente à laquelle appartient l'objet. En fin de décrémentation, si toutes les copies ont un compteur nul, il n'y a pas de conflit, et il est possible de créer un verrou en écriture pour chaque identifiant rangé dans la relation auxiliaire. Dans le cas contraire, il faut défaire l'opération, au moins en ce qui concerne les objets pour lesquels il y a conflit et qui ne peuvent valablement participer au résultat tant que les verrous qui causent le conflit existent. La solution consistant à défaire tout ou partie d'une opération, permet aussi d'utiliser le verrouillage deux phases avec un système d'exploitation ne gérant pas les attentes. L'abandon d'une partie de l'opération est en tout cas possible si le verrouillage est effectué en début de requête lors des opérations de sélection, car il est trivial de retirer de la relation résultat (ou de ne pas les y ranger) les objets pour lesquels il y a conflit, et de reprendre l'opération pour ces objets ensuite. Cette méthode originale respecte le protocole de verrouillage deux phases. Pour décrémenter les copies de verrous correspondant à des conflits possibles, il serait possible d'effectuer une intersection entre la liste des identifiants correspondants de la relation auxiliaire des conflits possible et ceux des relations temporaires de la transaction, et de décrémenter le compteur de la copie pour chaque élément appartenant à l'intersection. Cependant, cette solution demanderait une intersection de listes normalement effectuée par hachage, et qui serait 21 2630838 beaucoup plus coûteuse que les autres opérations de gestion de verrous considérées jusqu'ici. Une solution beaucoup plus favorable paraiît être de créer pour chaque table de verrous dont au moins un élément fait partie de la relation auxiliaire, une table COPIE 50 accédée par un D pointeur rangé dans la table des pages logiques 12. L'accès à la copie de verrou et sa décrémentation se fera alors exactement comme la mise à jour d'un verrou ordinaire. Le nombre de pages des tables COPIE 50 sera toujours limité car ces pages sont locales à l'opération de décrémentation, et sont désallouées aussitôt après. Le nombre total de ces pages gérées par le système est donc au plus égal au nombre de verrous en écriture demandés par l'opération, et au nombre de pages de verrous de la relation considérée. Dans le cas d'opérations de grande taille (par exemple plus de 1000 verrous demandés et plus d'un million d'objets dans la relation), il est possible de décomposer l'opération au cours de laquelle sont demandés les verrous en plusieurs opérations, et d'effectuer la décrémentation des copies & la fin de chacune d'elles. Cette décomposition est particulièrement aisée si les verrous sont demandés au cours des opérations de sélection effectuées en début de requête; en effet, ces opérations peuvent être décomposées de façon arbitraire. Cependant, ce mécanisme perdrait tout intérêt - si la création des pages de COPIE 50 se faisait en recopiant la totalité de la page de verrous correspondante (dont la plupart des éléments ne font pas partie de la relation auxiliaire des conflits possibles). Il est nécessaire de limiter la recopie aux verrous pour lesquels il y a un conflit possible au moins en ordre de grandeur. Cet objectif est atteint en utilisant un mécanisme de masquage des mots de la page de copie. Le mécanisme utilise un bit de masque pour chaque mot; l'ensemble de ces bits est rangé dans un tableau de bits 22 2630838 appelé EXISTE 51. Les mots pour lesquels le bit de masque est à O sont non significatifs et n'ont pas à être initialisés. Comme les tables de verrous 41 font en général une page, le masque sur la page de copie 50 comporte environ 32 mots de 32 bits et son initialisation complète augmenterait beaucoup le coût de la copie. On définit donc un masque du masque, appelé SUPEREXISTE 52, qui comporte 32 bits. Ce masque du masque est seul à être complètement initialisé. Le coût de recopie d'un verrou est donc l'initialisation ou la recopie de 3 mots de 32 bits. Lorsque l'on accède à un identifiant d'objet d'une temporaire au cours de la décrémentation, on recherche s'il existe une copie de verrou de même identifiant en accédant d'abord au pointeur sur la table de copie dans TPAGL 12, puis au SUPEREXISTE 52 et au EXISTE 51, enfin à la copie. A chacun de ces accès, il y a une forte probabilité (qui dépend cependant de l'application) que le mot accédé indique que le niveau suivant est non significatif, ou que la copie est déjà nulle (figure 5). De façon avantageuse, lesdits premier 51 et/ou second 52 tableaux de bits de masquage sont stockés dans un espace mémoire de tables distinct de celui contenant lesdits ensembles de tables de verrous 41, copies de verrous 50 respectivement, et sont accessibles parallèlement auxdits espaces mémoire contenant les ensembles de tables d'objets 13 ou de versions d'objets 30. Cette méthode présente l'avantage de ne demander aucune structure matérielle particulière dans le cache-MMU en dehors de celles qui sont déjà nécessaires pour la gestion des objets et des verrous. Le cache-MMU, qui n'est pas conçu initialement dans ce but, est parfaitement adapté à cet algorithme. Au surplus, il permet d'accéder à une copie, de la tester et éventuellement de la décrémenter dans une durée qui parait minimum. En général, cette durée est égale à celle 23 2630838 de 3 accès mémoire (deux pour recopier l'OID de l'objet dans le cache-MMU, un pour lire la copie) et un test. Aucune méthode logicielle ne parait susceptible d'être aussi rapide. Les pages de verrous 41 peuvent être supprimées si tous les verrous qu'elles contiennent sont nuls. La réinitialisation de la page 41 lorsque celle-ci devra être de nouveau accédée, est moins coûteuse qu'une lecture sur disque. La sauvegarde d'une page de verrous 41 contenant des verrous non nuls est également possible, mais la relecture de la page sur disque sera nécessaire au plus tard dès que la transaction qui a posé les verrous sera terminée (pour la phase de déverrouillage). De façon avantageuse, selon l'invention, on effectue une gestion de type "SWAP" sur les pages de verrous, c'est-à-dire qu'on réalise leur appel de mémoire et leur réintroduction en mémoire, de façon alternative, selon les besoins et en fonction des disponibilités en mémoire centrale. Par swap des verrous au sens large, on entend ici les deux opérations de sauvegarde des pages de verrous, et de relecture de ces pages sur disque, étant entendu que la suppression de pages vides est préférable à l'opération de swap proprement dite. En conséquence pour gérer efficacement ce swap, il faut savoir si la page est vide. Deux solutions sont possibles, soit un compteur des verrous non nuls, soit un masque et un masque du masque comme pour les copies de verrous. Avec la première solution, le compteur doit être mis à jour chaque fois qu'un verrou passe de l'état nul à l'état non nul ou réciproquement. Cependant, cette solution ne permet pas d'accélérer l'initialisation de la page de verrous. Comme celle-ci représente une fraction non négligeable de la durée d'une E/S, il sera alors préférable de ne pas désallouer la page de verrous lorsqu'elle sera vide. Ceci constitue un obstacle à une bonne gestion de l'espace mémoire, surtout si les verrous sont rangés dans le cache-MMU qui représente un espace mémoire plus limite que l'espace mémoire global. La deuxième solution est d'utiliser un masque (TEXISTE) et un masque du masque (SUPEREXISTE) pour les pages de verrous. L'espace O5 nécessaire à ces deux structures doit de toute façon être réservé pour qu'une correspondance simple soit possible entre les pages de verrous et les pages de copies de verrous. D'autre part, les fonctions d'accès à travers ces deux structures existent de toute façon pur la copie de verrous. Dans le cas le plus fréquent, l'accès a un verrou à travers ces masques demande un ou deux accès mémoire de plus que la solution utilisant un compteur. Par contre, l'initialisation d'un verrou demandera seulement trois accès mémoire au lieu de 1000 environ. Par suite, il sera possible de toujours désallouer les pages de verrous vides, ce qui paraît susceptible de beaucoup améliorer la gestion de la mémoire. La solution préférentielle que nous présentons utilise donc ce mécanisme, qui est supporté par le.circuit de cache-MMU étendu. Avec celui-ci, l'accès aux masques et au verrou se fait en parallèle. La gestion de conflit, à partir de tables de verrous, dans le cas d'une mise en oeuvre de l'invention avec versions d'objets, est très semblable au mécanisme décrit précédemment. En suivant le principe d'une correspondance simple entre les tables d'identifiants physiques et les tables de verrous, il est proposé pour les verrous de versions, une structure très voisine de celle des tables de versions. A chaque table des versions alternatives correspond une table des verrous de versions (TVERROUSVERSION), qui comporte le même nombre d'éléments. Dans la table de verrous TVERROUS le verrou est remplacé par un pointeur ou un identifiant de la table de verrous de versions. Dans cette table, le numéro de version est l'indice du verrou de la version. Afin de pouvoir désallouer les tables vides, un masque (TVERROUSVERSION.TEXISTE) définit les verrous significatifs ou non. La consuitation du masque permet de savoir s'il existe encore au moins un verrou non nul (dans le cas contraire le masque est à zéro). On peut s'interroger s'il faut également un masque du masque. En pratique, cette solution n'est utile que si le nombre de versions de l'objet dépasse 64 (le masque a alors plus de deux mots de 32 bits). D'autre part, l'existence d'un verrou par version n'est pas utile pour les versions historiques, o en général, seule la dernière version est modifiée. Pour les versions alternatives, il paraît improbable qu'on dépasse souvent 64 versions et un seul niveau de masque peut suffire. Cependant, pour des raisons de simplicité et de généralité, il peut être préférable que la solution matérielle supporte les deux niveaux de masque. Notons que la place d'un masque identique à un ou deux niveaux devra être réservée dans la table TVERSIONS. Cette place peut être ou non utilisée. Une utilité d'une masque sur TVERSIONS peut être de permettre de laisser certaines versions non définies, pour certains des objets, sans devoir mettre l'identifiant d'objet à NIL. Dans la gestion des copies de verrous, la structure de la copie de la table des verrous de versions (TVOPVERROUS_VERS) 60 est la même que celle de la table des verrous de versions 42. Grâce au masque de cette copie de verrous, seuls deux ou trois mots de données doivent être initialisés lors de la création d'une copie de verrous de versions contenant un seul verrou (figure 6). Cette évaluation ne tient pas compte de la gestion des trous nécessaire pour déterminer l'emplacement de cette table 60. L'espace mémoire supplémentaire nécessaire pour gérer des copies de verrous de versions dépend du nombre de versions de l'objet, mais comme on se limite ici en général aux versions alternatives, cet espace est en général de l'ordre de 16 à 64 mots par verrou, ce qui augmente peu l'espace mémoire occupé par les copies de verrous. D'autre part, l'accès à la TCOPVERROUS_VERS 60 ne sera nécessaire que si l'élément de la table TVERROUS 41 qui correspond à l'objet est non nul, ce qui ne sera habituellement pas le cas. Par suite, ce mécanisme n'augmente pas non plus de façon significative le nombre d'accès mémoire pour la gestion des copies de verrous. Nous pensons donc qu'il s'agit d'un mécanisme tout à fait sain pour ces opérations. L'unité de gestion suivant l'invention permet également de résoudre les problèmes d'interblocage d'au moins deux transactions sur une même relation. En effet, lorsqu'une transaction verrouille en lecture au moins un objet d'un segment ou d'une relation, ou est mise en attente par suite d'un verrou d'unè autre transaction sur un tel objet, elle pose un verrou en intention de lecture ou d'écriture ou une demande d'un tel verrou sur la relation, ou un verrou en intention de lecture seulement, lesquels verrous ou demandes de verrou, contiennent chacun l'identification de la transaction qui le demande. Lesdits verrous sont sans effet sur la mise en attente des transactions, et peuvent être représentés de façon classique à raison d'un bit par transaction source possible, par relation, et le cas échéant, par type de verrou (lecture, écriture, demande de verrou). Lorsque plusieurs transactions sont en attente, la possibilité d'un interblocage est recherchée en traitant des verrous intentionnels comme des verrous effectifs, par exemple, par la méthode du graphe des attentes, l'interblocage ainsi détecté étant en général un interblocage possible et non certain, puisque seuls 27 2630838 les conflits dûs à une demande de verrou sur un objet donné d'une relation ou segment, lequel objet est déjà verrouillé, peuvent déterminer la mise en attente d'une transaction selon le procédé de la revendication. Les cycles d'attente possible ainsi détectés sont alors éventuellement vérifiés en tout ou partie en recherchant, pour au moins une première transaction ayant un verrou intentionnel sur une relation pour laquelle une autre transaction du cycle est en attente sur un ou plusieurs objets, si ladite première transaction a elle- même au moins un verrou sur un de ces objets, ce qui se vérifie si l'intersection entre la relation résultat de l'opération, o ont été posés les verrous par ladite première transaction, et les identifiants des objets sur lesquels ladite autre transaction est en attente, est non nulle. De façon avantageuse, toute recherche d'une intersection entre deux relations résultat d'une opération, représentés par des ensembles d'identifiants d'objets ou d'identifiants étendus, et notamment la recherche d'intersection non nulle du processus de résolution d'interblocage, est effectuée en positionnant, à une valeur donnée, les bits de masque associés aux copies de verrous de chaque objet selon l'une quelconque des revendications 11 et 12, pour les objets dont les identifiants font partie de l'une des relations résultat, et en testant ces bits de masque pour chaque identifiant d'objet de l'autre relation; la recherche d'une intersection non nulle pouvant être arrêtée après la rencontre du premier bit de masque correspondant à l'existence d'une objet de l'autre relation résultat, et l'accès à chaque bit de masque pouvant être effectué à l'aide de l'unité de gestion de mémoire faisant l'objet de la présente demande de certificat d'addition. Dans le but d'effectuer une étape de relance des transactions en attente de la levée d'un verrou en 2'8 2630838 lecture sur un objet, le processus est préférentiellement le suivant: - on mémorise, dans un tableau d'attente, les références des transactions en attente sur ledit objet, - on range la référence dudit tableau d'attente dans le champ estampille dudit objet, et on incrémente dans le descripteur 'de chacune des transactions, un nombre d'objets sur lesquels elle est en attente; -- on décrémente ledit compteur dudit descripteur de chacune des transactions en attente sur un objet, lors du déverrouillage complet dudit objet; - on relance toute transaction dont le compteur d'objets bloquant est revenu à zéro. La figure 7 représente un premier mode de réalisation avantageux d'une implantation pratique du second étage supérieur d'adressage de l'unité de gestion incluant les versions d'objets suivant l'invention. L'unité de gestion est principalement composée de plusieurs espaces mémoire 101, 102, 103, 104, 105, 106, 107 interconnectés sans passer nécessairement par le bus de la machine hôte, d'additionneurs et de multiplexeurs. Dans la solution préférentielle, les espaces mémoires de la version initiale sont conservés. Le cache-MMU étendu inclut donc les espaces TPAQL 101, TPAGESL 102 et TOBJVER 103 (qui contient les tables TOBJ 13, TVERROUS 41, et TCOPIES 50). Le cache-MMU contient aussi trois espaces mémoires supplémentaires: TVERSIONS 104 et TTEXISTE 106, qui contient les attributs SUPEREXISTE 52, et EXISTE VERSIONS 107, qui contient les masques 61 sur les verrous de versions. Comme pour TEXISTE 105 par rapport à TOBJVER 103, l'adresse d'un objet de TTEXISTE 106 exprimée en bits, est la même que l'adresse de l'objet correspondant de TEXISTE 105 exprimée en mots. Avec la taille des mots utilisée, le rapport de ces deux espaces mémoire dans la solution préférentielle est donc de 32. Un petit espace mémoire supplémentaire, d'une trentaine de mots, peut contenir les bases d'adresse des tables de paquets logiques et physiques des segments accédés par le cache-MMU (nous l'appellerons,TSEG 70). Dans ce premier mode de réalisation, les ensembles de tables de paquets physiques TPAQP 14, et les ensembles de tables de pages physiques TPAGP 15 sont stockés respectivement dans les espaces mémoires 103 et 104 contenant déjà des ensembles de tables 13, 41, 50 d'une part, et 30 d'autre part, appartenant au premier étage supérieur d'adressage 18. De cette façon, il est possible de reboucler sur l'unité de gestion mémoire de la figure 7, à travers l'une des connexions 78 ou 79 fournissant l'adresse logique intermédiaire 17 en sortie du premier étage supérieur d'adressage 18. En d'autres termes, dans ce mode de réalisation, l'unité de gestion est caractérisée en ce que lesdits ensembles de tables 11, 12, 13 du premier étage supérieur d'adressage 18 sont répartis dans un jeu d'au moins deux espaces mémoires 101, 102, 103, 104 distincts, et organisé de façon hiérarchique, en ce que les ensembles de tables 14, 15 dudit second étage inférieur d'adressage 19 sont répartis dans au moins certains desdits espaces mémoires 103, 104 de façon à respecter la hiérarchie desdits ensembles de tables 14, 15, et en ce que chacun desdits espaces mémoires 103, 104 est associé à des moyens de commandes d'accès 73, 76-, 78, 79 de façon à être accédé en deux cycles alternés: - un premier cycle de détermination de ladite adresse logique intermédiaire à partir de ladite adresse logique source, au cours duquel sont adressés sélectivement les ensembles de tables 11, 12, 13 appartenant audit premier étage supérieur d'adressage (18), 2630838 - un second cycle de détermination de ladite adresse physique résultat, & partir de ladite adresse logique intermédiaire 17, au cours duquel sont adressés sélectivement les ensembles de tables 14, 15 appartenant audit second étage inférieur d'adressage 19, 3. lesdits moyens de commande d'accès comprenant des moyens de rebouclage 78, 79 à l'intérieur dudit jeu d'espaces mémoires 101, 102, 103, 104 pour l'enchainement dudit premier cycle audit second cycle. On notera que les ensembles de tables, de paquets physiques 14 et de pages physiques 15 peuvent être stockés à des niveaux différents de la hiérarchie d'espaces mémoires 101, 102, 103, 104, pourvu que soit respecté leur ordre hiérarchique propre. Ainsi, moyennant une modification des circuits de rebouclage et de commande d'accès 78, 79, 73, 76, il serait possible, notamment, de stocker l'ensemble de tables de paquets physiques 14 dans l'espace mémoire 102 et l'espace mémoire 103 respectivement, l'adresse physique résultat étant prélevée en sortie de cet espace mémoire 103. Chacun desdits ensembles de tables dudit premier étage supérieur d'adressage 18, second étage inférieur d'adressage 19 respectivement, est associé à des moyens de sélection d'un enregistrement dans l'ensemble de tables, lesdits moyens de sélection recevant en entrée, d'une part,l'adresse indirecte contenue dans un champ de l'adresse logique source 10, de l'adresse logique intermédiaire 17 respectivement, ledit champ étant de même niveau que l'ensemble de tables d'adressage associé, et d'autre part, pour les ensembles de tables d'adressage autres que l'ensemble de tables de plus haut niveau de chaque étage, une information secondaire d'adressage provenant de l'ensemble de tables de niveau supérieur, et fournissant en sortie l'adresse sélectionnée d'accès à un enregistrement dudit ensemble de tables associé. Dans le mode de réalisation de la figure 8, l'unité de gestion de mémoire est caractérisée en ce que tous les ensembles de tables 11, 12, 13, 14, 15 desdits premier et second étages d'adressage 18, 19 sont regroupés dans un espace mémoire unique 90, et en ce que ledit espace mémoire 90 est associé à des moyens de regroupage et de commande d'accès 91, 92, 93, 94 audit espace mémoire 90, de façon à assurer la séquence d'accès successifs auxdites tables 11, 12, 13, 14, 15 contenus dans ledit espace mémoire 90 au cours d'une opération donnée d'association d'une adresse physique de sortie à une adresse logique source. Dans le schéma, les moyens de rebouclage 91 sont constitués par un bus alimentant d'une part le registre d'entrée des identifiants 10, 17, et d'autre part, un registre non transparent 92 connectant un circuit additionneur 93 en entrée de l'espace mémoire 90. Le circuit additionneur 93 reçoit également les informations provenant du multiplexeur d'entrée 94, et, pour la détermination de l'adresse physique résultat à partir de l'adresse logique intermédiaire, au moyen du second étage inférieur d'adressage, une adresse de tables de paquets 100. (On retrouve également cette adresse de tables de paquets physiques en entrée d'un multiplexeur 73 dans le premier mode de réalisation de la figure 7. Les informations secondaires d'adressage délivrés par l'espace mémoire 90 traversent ensuite un circuit de tests 95. L'adresse physique résultat est enfin délivrée à travers un registre de sorties 98 et un multiplexeur 99. La mise à jour des informations secondaires d'adressage contenues dans l'espace mémoire 90 est effectuée par l'intermédiaire du bus 97 sur lequel est monté l'arrêt de bus 96. 32 2630838 * L'implantation de la figure 8 inclue également les espaces mémoires 115, 116 correspondant aux ensembles de tables de masquage de verrous TEXISTE et SUPEREXISTE. Comme pour le mode de réalisation de la figure 7, ces espaces mémoires 115, 116 peuvent être accédés en D parallèle & l'espace mémoire 90. Les espaces mémoires , 116 comportent, en sortie, d'une part des circuits tests 95, et d'autre part des bus 97 et arrêts de bus 96 servant à leur initialisation et/ou mise à jour. Le cache-MMU possède deux modes d'accès: le mode direct et le mode transparent. En mode transparent, les espaces mémoires du cache sont accédées par leurs adresses à travers le bus de la machine hôte, comme pour n'importe quelle mémoire. Ce mode est utilisé notamment pour les initialisations et pour les swaps, et pour l'accès à des objets dont une partie de tables n'est pas présent dans le cache-MMU. En mode direct, les tables sont adressées par l'intermédiaire d'un identifiant logique 10, chaque niveau de table participant à l'adressage de la table de niveau inférieur. La sélection de l'un des deux modes s'effectue par l'écriture d'un mot d'état dans le registre STATUS du cache-MMU. Nous n'envisagerons maintenant que l'accès direct, qui peut se faire avec ou sans gestion des verrous. Les ports d'entrée du cache-MMU sont alors le registre STATUS, le registre de numéro de segment et le registre de numéro de version. Le port de sortie contient selon le cycle considéré et le mode de fonctionnement une adresse d'objet ou de valeur de verrou. Ces deux types de résultat peuvent également être délivrés dans deux ports de sortie différents. L'adresse d'objet peut être remplacée par une adresse de début de la table des versions, destinée à permettre la lecture de celle-ci en mode transparent. Certaines valeurs spéciales de 33 2630838 l'adresse d'objet et de la valeur de verrou indiquent que ces informations n'ont pas été trouvées ou représentent d'autres codes réponses. Le fonctionnement du cache-MMU est a séquencement par les données, l'écriture d'un résultat dans le ou les ports de sortie est déterminé par D5 l'écriture d'un identifiant logique dans le port d'entrée. Un mécanisme de synchronisation utilisant le protocole du bus de la machine hôte peut éventuellement être utilisé. Dans certains cas, les relations temporaires dont les identifiants sont décodés par le cache- MMU sont formées de n-uplets de longueur fixe composés d'identifiants de plusieurs relations permanentes, et éventuellement d'autres informations, comme les étiquettes de versions. Il est souhaitable de ne pas avoir à transmettre un nouveau numéro de segment et de version à chaque décodage d'identifiant appartenant à une relation différente. Dans ce cas, la solution préférentielle est de ranger les adresses de tables de paquets logiques et physiques et le numéro de version pour chaque identifiant du n-uplet dans un groupe de lignes 71 contig es de TSEG 70. Le parcours de ces lignes -20 successives se fait alors de façon cyclique lors du décodage de chaque n-uplet d'identifiants. Le contenu de TSEG 70 est alors chargé une fois pour toutes avant une opération ou un groupe d'opérations, la seule autre information nécessaire avant le début de décodage de plusieurs n-uplets d'identifiants de même type est l'adresse de début du groupe de lignes courant de TSEG 70 et le nombre de lignes de ce groupe. Ces informations sont rangées dans des registres ad hoc en mode transparent. Un séquencement minimum du cache-MMU est alors nécessaire. Les opérations d'accès en lecture réalisées dans le cache-MMU étendu utilisent les calculs suivants: 3j4 2630838 * numéro relatif de segment (pour le cache- MMU)*2 + type de table adressée -> adresse de table des paquets physique ou logique (facultativement) * adresse de table des paquets + numéro de paquet logique -> adresse de table de page logique * adresse de table des pages logique + numéro de page logique*4 + numéro de colonne (objets, verrous ou copie) -> adresse de table des objets ou de table des verrous ou de table des copies * adresse de table des objets (ou verrous ou copie) + numéro d'objet -> identifiant physique d'objet ou verrou ou copie de verrou ou adresse de table de version ou de table de verrous de versions ou de tables de copies de verrous de versions. * adresse de table de versions (ou de verrous de versions ou de copie de table de verrous de versions) + numéro de version -> identifiant de version d'objet ou verrou de version ou copie de verrou de version * adresse de table des paquets physique + numéro de paquet physique -> adresse de table des pages physique * adresse de table des pages physiques + numéro de page physique -> adresse de page physique. D'autre part, le cache-MMU permet des accès en écriture sans passer par le mode transparent. Les espaces mémoire sont connectés à un port d'entrée ou au bus de la machine hôte, selon le mode de fonctionnement, par un bus interne. Dans la réalisation préférentielle, la connexion de chaque espace mémoire avec le bus interne se fait par l'intermédiaire d'un arrêt de bus 72 (un NAND de chaque piste avec le signal d'arrêt). En effet, les pistes de données des autres espaces mémoire ne doivent pas être accédées, puisqu'elles transmettent une valeur aux pistes d'adresse des niveaux suivants. L'existence d'arrêts de bus 72 n'a pas d'incidence sur la synchronisation du bus en mode asynchrone. l'accès jusqu'à l'élément. à écrire, 2630838 se fait comme pour une lecture, en utilisant l'adressage de chaque niveau de table par le niveau immédiatement supérieur. Au cas o cet accès n'est pas possible (défaut d'objet dans le MMU), le cache-MMU délivre un code réponse qui indique à quel niveau est intervenu le défaut de page, comme on le verra au paragraphe suivant. Ceci permet ensuite d'effectuer la mise à jour du pointeur dans la page o a lieu ce défaut de page. Les indirections entre tables déterminent donc un chemin d'accès depuis la table de paquets logique jusque vers la 1 0 table des pages physique, dont une partie inférieure est éventuellement non significative. L'écriture intervient le cas échéant au cours d'un des cycles qui suivent les cycles d'accès à l'objet. Si la partie non significative inclut l'espace mémoire sur lequel on cherche à écrire, l'adresse dans cet espace mémoire, est changée au cours d'un cycle suivant dans une adresse non significative, ou bien ce qui est plus simple, l'écriture est abandonnée. Sinon, l'espace mémoire dans lequel on doit écrire, passe en mode écriture, et l'arrêt de bus entre le bus interne de la carte et l'espace mémoire est fermé. Le cache-MMU permet aussi l'initialisation à zéro des masques de SUPEREXISTE 52 et TEXISTE 51. Dans ce but, les bits de poids faible de l'adresse de ces espaces mémoire, qui sélectionnent le bit, sont multiplexés avec un ensemble de bits à 1, à travers des circuits 2, multiplexeurs 73. Il est donc possible de passer d'une écriture d'un bit à l'écriture d'un mot. Une autre solution possible est d'accéder à chaque fois au niveau d'un mot de ces espaces-mémoire, et de positionner ou tester le cas échéant un seul bit. Les opérations dont dispose le cacheMMU sur les espaces mémoire existe 51 et SUPEREXISTE 52 sont: l'initialisation d'un mot (adresses de poids faible à 1, valeurs de données à 0), l'écriture d'un bit à 1, l'écriture d'un bit à 0, la lecture d'un bit. L'initialisation d'un mot peut se faire au niveau de 36 2630838 EXISTE 51 (avec positionnement d'un bit correspondant à 1 dans SUPEREXISTE 52) ou dans SUPEREXISTE 52. En cas de lecture d'un bit, celui- ci est testé par le cache-MMU et s'il est a zéro (dans EXISTE 51 ou SUPEREXISTE 52) la valeur de l'élément lu dans l'espace TOBJ 13 est remplacée par un code réponse, grâce à l'usage d'un multiplexeur en sortie de TOBJ 13. En fonctionnement non transparent, les bits de EXISTE 51 ou de SUPEREXISTE 52 ne sont jamais lus directement par la machine hôte, afin de permettre un accès parallèle à ces deux espaces mémoire et à TOBJ 13. D'une manière générale, le procédé de mise à jour des espaces mémoires de ladite unité de gestion est caractérisé en ce que: - on utilise comme adresse de mise à jour, l'identifiant logique, et éventuellement, un numéro de version, ainsi que la référence à l'espace mémoire o doit s'opérer la mise à jour, ladite référence étant constituée d'un numéro d'espace mémoire, et ledit numéro d'espace mémoire étant décodé pour obtenir le signal d'autorisation d'écriture dans ledit espace mémoire considérée. La gestion de l'accès aux tables s'effectue de la manière suivante. Dans ce qui précède nous avons considéré que les adresses contenues dans les tables étaient des adresses physiques. Toutefois, il peut aussi s'agir d'identifiants; dans ce cas, la table de niveau inférieur n'est pas présente dans le cache-MMU. Son adresse physique peut éventuellement être obtenue dans les tables des différents segments de relations de type "tables" (de façon préférentielle les tables des paquets, des pages, des objets et des versions ainsi que les verrous et copies correspondantes sont rangés dans des segments séparés, ce qui évite d'avoir plusieurs niveaux dans une même page ou Un même espace mémoire), 37 2630838 normalement rangées dans le cache-MMU. Les identifiants et les pointeurs sont distingués par un bit de poids fort. Il est également possible de distinguer les données rangées dans le cache-MMU et dans la mémoire principale (soit par un bit, soit par la valeur du pointeur). Enfin, on peut envisager que le verrouillage d'un ensemble de versions d'un objet soit fait soit au niveau de cet ensemble, soit au niveau de chacune des versions, ce qui peut être distingué par un bit dans l'élément correspondant de la table TVERROUS 41. L'ensemble de ces cas particuliers est distingué du fonctionnement normal par un test effectué en sortie de chacune des tables o le problème est susceptible de se poser. L'existence d'un identifiant au lieu d'un pointeur ou tout autre cas particulier entraîne le remplacement de l'adresse d'objet ou du verrou par un code réponse, lui aussi distingué de la réponse normale par au moins un bit. On peut aussi noter que la table des pages logique 11 a trois colonnes (en pratique, quatre dont une quatrième réservée, pour éviter les divisions par trois), alors que la table des pages physique 15 n'en a qu'une. D'autre part, le nombre des adresses d'objets en sortie de la TPAGP 15 est égal au nombre des identifiants de versions dans la TVERS 30, lorsqu'il existe des versions. Aussi, la table des paquets physiques est rangée dans la TOBJ 13, et la table des pages physique 15 est rangée dans la TVERS 30. De même, les verrous de versions et copies de verrous de versions sont rangés dans la TVERS 30. Dans le schéma de la figure 7, les références T75 représentent des circuits de test, et les références A76 des circuits additionneurs. Une évaluation du gain de performances dû au cache-MMU selon l'invention, a été réalisée. Nous examinons d'abord le gain de performances pour une opération de sélection avec gestion de 38 2630838 concurrence. Cette opération est susceptible de représenter une part importante de la durée de la plupart des requêtes, en particulier si les calculs de la sélection et des autres opérations sont accélérées par un processeur de bases de données utilisant les algorithmes ô de [FAUD87a]. Le système accède a l'objet et au verrou, puis réécrit éventuellement celui-ci après l'avoir modifié, si le tuple fait partie du résultat de la sélection. Nous supposons que la machine hôte est un 68020, et que les instructions résident dans le cache d'instructions. Par contre, nous supposons que leur éxécution n'est pas masquée par celle d'instructions précédentes. La durée des principales instructions est alors de 2 cycles pour un calcul simple, et de 4 cycles pour un branchement conditionnel avec une condition non vérifiée. la durée du cycle est de 60 ns. Nous admettons que la durée d'un accès mémoire a travers le bus du 68020 est de 250 ns (la durée minimum est de 180 ns). Avec une éxécution logicielle de l'accès aux tables, la durée de l'accès aux données et aux verrous est la suivante: * lecture de l'identifiant logique 250 ns * lecture du numéro de version 250 ns * lecture de l'adresse de la TPAQL 250 ns * lecture de l'adresse de la TPAQP 250 ns * accès à l'adresse de l'objet 1il calculs d'adresse (1) 1320 ns 6 accès mémoire 1500 ns 4 tests 1440 ns * accès au verrou de la version' 7 calculs d'adresse 840 ns 7 accès mémoire 1750 ns 7 tests 2940 ns (réécriture du verrou:s*250 ns, s'étant la sélectivité de la sélection) TOTAL pour s=0: 10790 ns (1) Le gain de performances attendu est donc d'un facteur 6,3 environ. Il peut être augmenté du fait que le cache-MMU permet une simplification importante du code qui doit être exécuté & chaque tuple, et diminue donc la probabilité de débordement du cache d'instructions. Si le 39 2630838 cache d'instructions déborde, il peut être nécessaire d'ajouter plusieurs microsecondes au total. Une autre opération qui peut être fréquente, est l'initialisation d'un verrou. Cette opération est susceptible d'intervenir à chaque-demande d'un verrou au D cours d'une sélection, lorsque l'objet vérifie l'expression de qualification. Il s'agit donc d'une opération qui intervient moins souvent que l'accès à l'objet, puisque le ratio entre ces deux opérations est au plus égal à la sélectivité de l'opération 13 d'interrogation (par exemple, la sélection). Lorsque le tuple de verrous correspondant au verrou n'existe pas, il faut aussi créer ce tuple dans le segment VERROUS 41 et/ou VERROUS_VERSIONS 42. Nous nous plaçons dans cette hypothèse défavorable, o le verrou est un verrou de version, et o la page de VERROUS et le tuple de VERROUS_VERSIONS n'existent pas. l'allocation de la page de VERROUS et du tuple de VERROUS_VERSIONS peut rendre un pointeur, à condition que ces objets contiennent les références arrière nécessaires pour mettre à jour ultérieurement les tables système en cas de besoin (par exemple en cas de swap en mémoire primaire). Dans ce cas, elle ne nécessite pas de création immédiate d'un objet avec mise à jour des tables du segment VERROUSVERSIONS. Elle demande cependant en tout cas l'accès à une liste de pages libres et à une liste de trous dans ce segment. 2, Par logiciel, la durée de cette initialisation est la suivante: * recherche du défaut de page 6 calculs 720 ns (2 pour l'accès à TPAQL, 4 pour l'accès à TPAGL: extraction du champ, décalage, addition de l'adresse de table, addition du numéro de colonne) 3 accès mémoire 750 ns 2 tests 720 ns (la tentative d'accès à l'objet donne pour résultat: 'le pointeur sur la page de verrous dans la TPAGL est à NIL) * allocation d'une page de TOBJ 3 accès mémoire 750 ns 1 test 360 ns * mise à jour de TPAGL 250 ns * accès à la liste de trous de VERROUS VERSIONS 2 calculs 240 ns (numéro de liste de trous, adresse dans le tableau d'entêtes) 4 accès mémoire 1000 ns 2 tests 720 ns * initialisation de SUPEREXISTE, TEXISTE 4 calculs (adresse de mot et adresse de bit) 480 ns 2 accès mémoire 500 ns * mise à jour de TOBJ 1 calcul 120 ns 1 accès mémoire 250 ns * initialisation de VERROUS-VERSIONS, 3 calculs (2 pour EXISTE et 1 pour TVERSIONS) 360 ns 2 accès mémoire 500 ns TOTAL 7720 ns En utilisant le cache-MMU cette durée devient: * allocation de TOBJ et d'un objet de VERROUS VERSIONS: 3070 ns * recherche des défauts de page sur les verrous 860 ns (écrire l'identifiant, lire le verrou tester le verrou) * écrire TPAGL 250 ns * écrire TOBJ 250 ns * écrire VERROUS VERSIONS 250 ns TOTAL 4680 ns Le gain n'est ici que d'un facteur 1.65 mais il peut être beaucoup plus important si l'utilisation du circuit permet de faire résider une plus grande 2- proportion des instructions dans le cache d'instructions. Rappelons qu'avec nos hypothèses, la présence de 10 instructions hors du cache peut se traduire par un délai supplémentaire de 2500 ns, et conduit donc à un ratio entre les deux solutions de l'ordre de 2.2. Notons que par objet accédé, l'incidence des initialisations de verrous est au plus s fois les valeurs précédentes, s étant la sélectivité de l'opération (en général, la sélectivité de la sélection). On constate donc que l'unité de gestion d'accès en mémoire de la présente invention permet un accès a l'objet et un contrôle de ses verrous dans un temps de l'ordre de 1.7 microsecondes par objet accédé. Ce temps de réponse est environ 6 fois plus rapide que l'éxécution des mêmes opérations par logiciel. Comme le temps d'accès aux objets est une part importante du temps de calcul total dans un système évolué de gestion de mémoire virtuelle, l'emploi de ce type de carte pour accélérer un gérant d'objets est très justifié. Cette part du temps d'accès dans la durée d'une opération est en fait plus ou moins importante selon les algorithmes utilisés pour les calculs. La durée minimum est obtenue avec une machine base de données effectuant les opérations (telles que la sélection-jointure) dans le temps de transfert des données utiles sur le bus de la machine hôte. Les principes d'une telle machine utilisant un parcours appelé "RAPID", ont été décrits dans la demande de brevet américain n'USSN 061 642, qui a été déposée le 15/6/87 pour le compte du CNRS avec la participation de deux des inventeurs de la demande de brevet visée dans cette note. Avec cette machine, le temps d'éxécution d'une opération, par exemple d'une jointure de n tuples avec m, est égal au temps d'accès aux n+m objets,- plus le temps d'accès à un attribut de jointure et de transfert de cet attribut, qui peut être de l'ordre de 3 cycles bus pour chaque objet accédé (environ 750 ns). Il est alors particulièrement important que les temps d'accès soient réduits au minimum par l'usage d'une unité de gestion mémoire adaptée. A ce titre, la présence conjointe dans le portefeuille de brevets du CNRS de ce brevet américain et du brevet français visé par cette note, est particulièrement importante. Avec ce type de machine, le gain d'un facteur 6 obtenu par le cache-MMU se répercute en effet entièrement sur la durée de l'opération. En combinant l'usage du cache-MMU et du processeur RAPID, il est possible de réaliser à chaque seconde, au moins une centaine de transactions comprenant des requêtes ensemblistes, avec des "temps de réflexion" dans chaque transaction de l'ordre e plusieurs dizaines 3 de secondes, conduisant à plusieurs milliers de transactions simultanées. La combinaison de RAPID et du cache-MMU, constitue donc une solution pour évoluer vers les machines à taux de transactions par seconde, très élevés (de l'ordre de 1000 TPS avec 10 processeurs), pour un prix bas et dans un contexte relationnel étendu aux versions et aux identifiants logiques. REVENDICATIONS 1é Unité de gestion d'accès en mémoire, destinée à être interposée entre l'unité centrale et des unités de mémorisation d'un ordinateur, notamment pour la D5 gestion de bases de données, de façon à réaliser par exemple une opération d'association, à des adresses logiques sources appelées par des requêtes de l'unité centrale, des adresses physiques résultats d'objets stockés dans lesdites unités de mémorisation, et constituant lerésultat de ladite association, lesdites adresses logiques (10) étant constituées d'au moins deux champs distincts contenant chacun une adresse indirecte, chaque champ correspondant à un adressage indirect de niveau différent, unité du type de la revendication 1 du brevet principal, et comprenant une hiérarchie d'ensembles de tables d'adressage, contenues dans au moins un espace mémoire spécifique à ladite unité de gestion et susceptibles de délivrer chacune.une information secondaire d'adressage lorsqu'elles sont accédées, unité caractérisée en ce qu'elle comprend au moins deux étages de tables d'adressage regroupées au sein d'un premier étage supérieur (18) et d'un second étage inférieur (19) d'adressage, en ce que ledit premier étage supérieur 23 d'adressage (18) comprend un jeu d'au moins deux ensembles de tables d'adressage (12, 33) organisé de façon hiérarchique, chacun des ensembles de tables correspondant à un desdits niveaux d'adressage indirect de l'adresse logique source (10), ledit premier étage (18) fournissant en sortie une adresse logique intermédiaire (17) constituée d'au moins deux champs distincts correspondant chacun à un niveau d'adressage indirect distinct, 44 2630838 et en ce que ledit second étage inférieur (19) comprend un jeu d'au moins deux ensembles de tables d'adressage (14, 15) inférieurs organisés de façon hiérarchique, chacun des ensembles de tables correspondant & un niveau distinct d'adressage indirect D5 de ladite adresse logique intermédiaire (17) fournie en sortie dudit étage supérieur d'adressage (18). 2) Unité de gestion d'accès en mémoire suivant la revendication 1, caractérisée en ce que lesdits ensembles de tables (11, 12, 13) du premier étage supérieur d'adressage (18) sont répartis dans un jeu d'au moins deux espaces mémoires (101, 102, 103, 104) distincts, et organisé de façon hiérarchique, en ce que les ensembles de tables (14, 15) dudit second étage inférieur d'adressage (19) sont répartis dans au moins certains desdits espaces mémoires (103, 104) de façon à respecter la hiérarchie desdits ensembles de tables (14, 15), et en ce que chacun desdits espaces mémoires (103, 104) est associé à des moyens de commandes d'accès (73, 76,- 78, 79) de façon à être accédé en deux cycles alternés: - un premier cycle de détermination de ladite adresse logique intermédiaire à partir de ladite adresse logique source, au cours duquel- sont adressés sélectivement les ensembles de tables {11, 12, 13) appartenant audit premier étage supérieur d'adressage (18), - un second cycle de détermination de ladite adresse physique résultat, à partir de ladite adresse logique intermédiaire (17), au cours duquel sont adressés sélectivement les ensembles de tables (14, 15) appartenant audit second étage inférieur d'adressage (19), lesdits moyens de commande d'accès comprenant des moyens de rebouclage (78, 79) à l'intérieur dudit jeu d'espaces mémoires (101, 102, 103, 104) pour l'enchaînement dudit premier cycle audit second cycle. 3) Unité de gestion d'accès en mémoire suivant la revendication 1, caractérisée en ce que tous les ensembles de tables (11, 12, 13, 14, 15) desdits premier D et second étages d'adressage (18, 19) sont regroupés dans un espace mémoire unique (90), et en ce que ledit espace mémoire (90) est associé à des moyens de rebouclage et de commande d'accès (91, 92, 93, 94) audit espace mémoire (90), de façon à assurer la séquence d'accès successifs auxdits ensembles de tables (11, 12, 13, 14, 15) contenus dans ledit espace mémoire (90) au cours d'une opération donnée d'association d'une adresse physique de sortie à une - adresse logique source. 4) Unité de gestion d'accès en mémoire selon l'une quelconque des revendications 1 à 3, caractérisée en ce qu'au moins un desdits ensembles de tables d'adressage (11, 12, i3, 14, 15), espaces mémoires d'adressage (101, 102, 103, 104) respectivement, est associé à des moyens de test (75, 95) de la nature de l'information secondaire d'adressage délivrée en sortie dudit ensemble de tables, dudit espace mémoire respectivement, et en ce que ladite unité de gestion comprend également des moyens d'utilisation de ladite information secondaire d'adressage et/ou d'annulation de l'adresse physique obtenue en sortie de l'unité de gestion, lorsque ladite information secondaire d'adresse délivrée renvoie à une adresse située hors de.l'unité de gestion. ) Unité suivant la revendication 1, caractérisée en ce que ledit premier étage supérieur (18) d'adressage comprend un ensemble de tables (30) d'adressage des versions d'objets accédes, du type des versions alternatives ou historiques des objets accédés, 46 2630838 en ce que ledit ensemble de tables des versions (30) est adressé à partir d'informations secondaires d'adressage contenues dans l'ensemble de tables d'adressage immédiatement supérieur et/ou d'un numéro de version fourni par l'unité centrale en entrée de l'unité de gestion d'accès en mémoire, et en ce.que chacun des enregistrements contenus dans ledit ensemble de tables des versions (30) comprend au moins un champ de stockage d'un identifiant physique de version, et un champ de stockage d'une 1C étiquette de version. 6) Unité suivant la revendication 1, caractérisée en ce que chacun desdits ensembles de tables dudit premier étage supérieur d'adressage (18) , second étage inférieur d'adressage (19) respectivement, est associé à des moyens de sélection d'un enregistrement dans l'ensemble de tables, lesdits moyens de sélection recevant en entrée, d'une part, l'adresse indirecte contenue dans un champ de l'adresse logique source (10), de l'adresse logique intermédiaire (17) respectivement, ledit champ étant de même niveau que l'ensemble de tables d'adressage associé, et d'autre part, pour les ensembles de tables d'adressage autres que l'ensemble de tables de plus haut niveau de chaque étage, une information secondaire d'adressage provenant de l'ensemble de tables de niveau supérieur, et fournissant en sortie l'adresse sélectionnée d'accès à un enregistrement dudit ensemble de tables associé. 7) Unité suivant la revendication 1, caractérisée en ce que les enregistrements de l'ensemble de tables d'adressage (13) de niveau inférieur dudit premier étage supérieur d'adressage (18) comprennent au moins un champ de stockage d'un numéro de page, et un champ de stockage d'une valeur de déplacement dans la page. 8) Unité suivant la revendication 5, caractérisée en ce que ledit ensemble de tables d'adressage des versions (30) est organisée sous forme d'une liste circulaire rangée dans un tableau. 9) Unité suivant l'une quelconque des D revendications 1 à 5, caractérisée en ce que ledit premier étage supérieur d'adressage (18) contient au moins un ensemble de tables d'adressage de pages (12), un ensemble de tables d'adressage d'objets (13), et un ensemble de tables d'adressage (41, 42) de verrous * d'accès auxdits objets, auxdites versions d'objets respectivement, chaque enregistrement dudit ensemble de tables d'adressage (41, 42) correspondant à une information de verrouillage et/ou une adresse d'information de verrouillage, associée à une page différente de l'ensemble de tables de pages logiques (12). ) Unité suivant la revendication 9, caractérisée en ce que ladite information de verrouillage contenue dans chaque enregistrement de chaque table de verrou comporte, à l'état initialisé, un champ d'état de verrouillage contenant une information de verrouillage spécifique pour chaque objet de la page associée audit enregistrement, lesdites informations spécifiques de verrouillage étant placées consécutivement à l'intérieur dudit champ unique d'état de verrouillage, en ce que chaque information de verrouillage spécifique d'objet comprend au moins un sous-champ compteur de pose de verrous, un sous-champ d'estampille de transaction, et un bit de famine. 11) Unité suivant l'une quelconque des revendications 9 et 10, caractérisée en ce que lesdits ensembles de tables de verrous (41, 42) coopèrent avec des tableaux (51, 52, 61) de bits de masquage des mots de chaque page de verrous, lesdits tableaux étant stockés dans des espaces mémoires (105, 106, 107; 115, 116) accédes en parallèle aux espaces mémoires (90, 103, 104) associés. 12) Procédé d'utilisation d'une unité de gestion suivant la revendication 8 du brevet principal ou la revendication 10 du présent certificat d'addition, pour la gestion de conflits de demandes d'accès à un même objet provenant d'au moins d'autres transactions différentes, ladite unité étant adressée au cours de requêtes de l'unité centrale provenant de transactions comprenant chacune des opérations appelant chacune au moins un accès à un objet stocké dans les unités de mémorisation de l'ordinateur, procédé caractérisée en ce que: - on incrémente l'information spécifique de verrouillage de chaque objet, pour chaque demande d'accès en lecture audit objet provenant d'une transaction quelconque, - à chaque fin d'une des transaction en cours, on décrémente l'information spécifique de verrouillage de chaque objet de la relation source du nombre d'occurrences dudit objet dans la ou les relation(s) résultat(s) de ladite transaction terminée. 13) Procédé suivant la revendication 12, caractérisé en ce que chaque première transaction accédant un objet, place une étiquette de transaction dans le champ d'estampille de transaction de l'information spécifique de verrouillage dudit objet, ladite estampille. étant effacée en cas de demande d'accès audit objet par une seconde transaction distincte de ladite première transaction. 14) Procédé suivant la revendication 12, caractérisé en ce que, dans le cas d'une demande de verrouillage en écriture formulée par une opération d'une transaction Tl, sur un objet, ou une version d'objet, verrouillé(e) en lecture: - on positionne, le cas échéant, le bit de famine de l'information spécifique de verrouillage dudit objet, de façon à éviter qu'une transaction lectrice ultérieure n'accède audit objet, - on stocke ledit objet, ou son identifiant, dans une relation temporaire de conflit possible associée à ladite transaction, - -à la fin de ladite opération, on recopie le champ compteur de l'information spécifique de verrouillage de chacun desdits objets stockés dans ladite relation temporaire de conflit, - on décrémente lesdites copies de compteur du nombre d'occurrences desdits objets correspondants dans la ou les relation(s) résultat(s) associés à ladite transaction, - on constate un conflit et on annule ladite opération, au moins pour lesdits objets en conflit d'accès, lorsque le résultat de la décrémentation est- différent de zéro, c'est-à-dire lorsqu'au moins une autre transaction non encore achevée a obtenu l'accès audit objet, - on constate l'absence de conflit lorsque le résultat de la décrémentation est égal à zéro. ) Procédé suivant la revendication 12 ou 14, caractérisé en ce que les tables de verrous (41, 42), copies de tables de verrous (50, 60), respectivement, contenant lesdites informations spécifiques de verrouillage desdits objets, ou version d'objets, coopèrent avec un premier tableau (51, 61) de bits de masquage des mots de chaque page de verrous, copie de page de verrous respectivement, chacun desdits bits étant non significatif par défaut, et spécifiquement initialisé lorsque le mot correspondant contient au moins un verrou significatif. 16) Procédé suivant la revendication 15, caractérisé en ce que lesdites tables de verrous (41, 2630838 42), copies de tables de verrous (50, 60) respectivement, contenant lesdites informations spécifiques de verrouillage desdits objets,. ou. versions d'objets, coopèrent avec un second tableau (52) de bits de masquage, chacun des bits de masquage dudit second tableau (52) étant associé à un mot dudit premier tableau (51) de bits de masquage, chaque bit de masquage dudit second tableau (52) étant non significatif par défaut, et étant spécifiquement initialisé lorsqu'au moins un des bits de masquage est significatif dans le mot associé dudit premier tableau (51) de bits de masquage. 17) Procédé suivant l'une quelconque des revendications 15 ou 16, caractérisé en ce que lesdits premier (51) et/ou second (52) tableaux de bits de masquage sont stockés dans un espace mémoire distinct desdits espaces mémoires contenant des ensembles de tables de verrous (41), copies de verrous (50) respectivement, et sont accessibles parallèlement auxdits espaces mémoires contenant les ensembles de tables d'objets (13) ou de versions d'objets (30). 18) Procédé d'utilisation d'une unité de gestion selon la revendication 5, dans le cas o chacun des objets accédés est susceptible de figurer sous la forme d'au moins deux versions alternatives distinctes, caractérisé en ce qu'on construit les relations résultats par stockage d'un numéro de version commun auxdits objets résultats, et de l'identifiant logique de q chacun desdits objets résultats. 19) Procédé d'utilisation d'une unité de gestion selon la revendication 5, dans le cas o chacun des objets accédés est susceptible de figurer sous la forme d'au moins deux versions historiques distinctes, caractérisé en ce qu'on construit les relations résultats par stockage, pour chaque objet résultat, de triplets constitués de l'identifiant logique de l'objet, de son numéro de version, et de son étiquette de version. ) Procédé de gestion de conflit selon la revendication 12, du type destiné à traiter les problèmes d'interblocage d'au moins deux transactions sur une même relation, caractérisé en ce que: D - on mémorise, pour chaque relation, les transactions qui ont verrouillé ou sont en attente par suite d'au moins un verrou posé sur un objet de ladite relation par une autre transaction; - on détermine, de façon classique, la possibilité d'un interblocage au niveau de la relation, par exemple en construisant un graphe d'attente des transactions; - on vérifie, pour chaque transaction susceptible d'avoir un verrou en lecture sur lesdites relations bloquant une autre transaction en attente, si ce conflit est effectif, en explorant si l'intersection est non nulle entre la relation résultat de l'opération o ont été posé les verrous par ladite transaction verrouillante, et les identifiants des objets sur lesquels ladite autre transaction est en attente. 21) Procédé de gestion de conflit selon l'une quelconque des revendications 12 à 14 et 20, dans le but d'effectuer une étape de relance des transactions en attente de la levée d'un verrou en lecture sur un objet, caractérisé en ce que: - on mémorise, dans un tableau d'attente, les références des transactions en attente sur ledit objet, - on range la référence dudit tableau d'attente dans le champ estampille dudit objet, et on incrémente dans le descripteur de chacune des transactions, un nombre d'objets sur lesquels elle- st en attente; on décrémente ledit compteur dudit descripteur de chacune des transactions en attente sur un objet, lors du déverrouillage complet dudit objet; 263083.8 - on relance toute transaction dont le compteur d'objets bloquant est revenu à zéro. 22) Procédé de mise à jour des espaces mémoires de ladite unité de gestion selon l'une quelconque des revendications 1 à 10, caractérisé. en ce que: - on utilise comme adresse de mise à jour, l'identifiant logique, et éventuellement, un numéro de version, ainsi que la référence à l'espace mémoire o doit s'opérer la mise à jour, ladite référence étant constituée d'un numéro de banque mémoire, et ledit numéro de banque mémoire étant décodé pour obtenir le signal d'autorisation d'écriture dans ladite banque mémoire considérée. 23) Procédé d'utilisation d'une unité de 1- gestion suivant l'une quelconque des revendications 1 à , notamment dans le but d'effectuer l'exploration de l'intersection entre deux relations résultats d'une opération, représentés par des ensembles identifiants d'objets, caractérisé en ce que: - on positionne à une valeur-donnée les bits de masquage associés aux copies de verrous de chaque objet selon l'une quelconque des revendications 11 et 12, pour les objets dont les identifiants font partie de l'une des relations résultats, - on teste lesdits bits de masquage pour chaque identifiant de l'autre relation, - on établit que ladite intersection est non nulle dès la rencontre du premier bit de masquage correspondant à l'existence d'un objet de ladite autre relation résultat.