CN102591795B - 确定存储在磁带介质上的数据的访问序列的方法和系统 - Google Patents

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Abstract

本发明的实施方式涉及确定存储在磁带介质上的数据的访问序列的方法和系统。具体地，提供了用于确定存储在磁带介质上的多个数据组的访问序列的方法、计算机系统和计算机程序产品。基于多个数据组中的哪个数据组的开端最接近磁带介质的当前位置，选择访问序列中的第一数据组。基于多个数据组中的哪个剩余数据组的开端最接近访问序列中的第一数据组的结尾，选择访问序列中的第二数据组。

Description

确定存储在磁带介质上的数据的访问序列的方法和系统
技术领域
本发明总体上涉及计算机，并且更具体地，涉及用于确定存储在磁带介质上的数据的访问序列的方法、计算机系统和计算机程序产品。
背景技术
随着技术的发展，磁带介质(例如，磁带驱动器)的存储容量持续增长。近期的进展使得一些磁带介质具有1.5千兆字节(TB)的容量。随着磁带介质容量的增加，磁带介质可被用于从传统的数据备份和存档到文件系统的各种应用中。
与硬盘相比，诸如磁带驱动器的磁带介质在容量和传输速率上具有优势，但是，找到分散在长度可达到几百米的磁带介质上的数据经常需要几分钟的数据搜寻时间。驱动器搜寻时间一直被认为是一个重要问题，并且已经提出了用于降低针对各种形式数据的搜寻时间的多种方法。
为了可用于一些现代应用，可能需要磁带驱动器能够连续读取多个文件或逻辑卷(例如，记录组)，该过程通常被称为“整理碎片”或“回收”。当顺序访问多个记录组时，这给降低总搜寻时间的新挑战。一种降低总搜寻时间同时仍保持缩短单独搜寻操作的搜寻时间的潜在方法是修改记录组的访问序列。使用这种方法来降低总搜寻时间在很大程度上取决于特定于磁带驱动器的多种条件，包括磁带驱动器移动磁带介质的速度和加速度，以及总数据带传输时间，它使访问序列修改对磁带驱动器是理想的。为了在磁带驱动器上修改访问序列并使修改所需的处理时间量最小，需要具有低计算复杂度的算法。
发明内容
在一个实施方式中，提供一种用于确定存储在磁带介质上的多个数据组的访问序列的方法。基于多个数据组中的哪个数据组的开端最接近磁带介质的当前位置，选择访问序列中的第一数据组。基于多个数据组中哪个剩余的数据组的开端最接近访问序列中的第一数据组的结尾，选择访问序列中的第二数据组。
在另一实施方式中，提供了一种计算机系统。所述计算机系统包括计算机可读介质和可操作与所述计算机可读介质通信的处理器。所述处理器用于基于多个数据组中的哪个数据组的开端最接近磁带介质的当前位置，选择存储在磁带介质上的多个数据组的访问序列中的第一数据组；以及基于多个数据组中的哪个剩余数据组的开端最接近访问序列中的第一数据组的结尾，选择访问序列中第二数据组。
在又一实施方式中，提供一种计算机程序产品，用于确定存储在磁带介质上的多个数据组的访问序列。所述计算机可读存储介质上存储着计算机可读程序代码部分。所述计算机可读程序代码部分包括第一可执行部分，用于基于多个数据组中的哪个数据组的开端最接近磁带介质的当前位置，选择访问序列中的第一数据组；以及第二可执行部分，用于基于多个数据组中的哪个剩余数据组的开端最接近访问序列中的第一数据组的结尾，选择访问序列中的第二数据组。
附图说明
为了更容易理解本发明的优点，通过参考附图中所示的特定实施方式将对以上简短说明的本发明给出更具体的说明。应理解这些图描述的本发明的实施方式不是要限制其范围，通过使用附图将用更多特性和细节说明和解释本发明，其中：
图1是根据本发明的一个实施方式的带盒的截面视图；
图2是图1的带盒中的磁带介质的示意平面视图；
图3和4所示为根据本发明的多个方面方法的流程图；
图5是代表性的虚拟带系统的示范实施方式的示意框图；以及
图6是虚拟带服务器(VTS)和库管理器的示范实施方式的框图。
具体实施方式
本发明的实施方式提供用于确定存储在磁带介质上的数据的访问序列的方法、计算机系统和计算机程序产品。
根据本发明的一个方面，基于文件系统或虚拟带服务器(VTS)可按任何给定的顺序读取多个记录组这一事实，定义一个称为“记录组之间距离”的新概念，其可被用于修改记录组访问序列，并由此降低总搜寻时间。在仿真测试中，该方法以低计算量显著降低了总搜寻时间，当涉及大量记录组时尤其如此。
图1所示为根据本发明一个实施方式的磁带盒(或称磁带驱动器盒)10。磁带盒10包括磁带介质(或磁带)12。在一个实施方式中，磁带介质12的宽度(即，在水平方向)约1.25厘米(cm)和长度(即，在纵向)约800米(m)。如图所示，磁带介质12被分成4个数据带14，其基本上是被夹在伺服带16之间的细长区域(图1)。数据带14被编号为(0-3)，表明它们被使用的顺序。虽然未示出，被称为“伺服模式”的数据被写进伺服带16，用以控制读和写数据的读/写头18(与伺服带头19一起)的定位。如图所示，伺服带头19被放置在读/写头18的侧部。虽然仅示出一个物体，但是可以存在16个读/写头18。在现代磁带介质系统中，在数据带中横向移动头所需时间是相当短的，但是把头移动到相邻的数据带可能会用几秒钟。
为了把数据写到磁带介质中，应用请求磁带驱动器把数据写进记录，记录可以从几字节到几兆字节(MB)。当被写到磁带介质12时，记录接收唯一的记录号，其用于在应用试图从磁带介质访问数据时指定要读取的数据。文件系统中使用的文件以及VTS中使用的逻辑卷包含多个记录。磁带驱动器将从应用接收的记录重新打包成称为数据集的固定长度的包(例如，约2.4MB)，然后它被写到磁带介质。
在一个实施方式中，磁带驱动器系统使用以平行方式布置的16个头，用于将数据集以数据集片段写到磁带介质，其可具有几微米(μm)的宽度和约10cm的长度。为了写入足够数据以将磁带介质容量填满，头必须在磁带介质12上完成许多次向前向后的轮次，这取决于磁带介质中绕线数目。数据集容量和大小、带长度和绕线数可以不同。
磁带介质12可包含例如几百万到一千万个记录。因此，很难维护与介质上每个记录的物理定位相对应的信息。为了高效地找到被写入磁带介质的记录，磁带盒上的非易失盒存储器的集合(例如，4KB或8KB集合)被用于存储磁带目录(即，存在在每个绕线上的记录号的范围以及执行搜寻操作)。
一种在连续访问多个记录组降低总搜寻时间的方法是修改记录组访问序列。实际上，这是在组合优化中的非确定多项式-时间(NP-hard)问题，如同通常所理解的，它在很多方面类似于“旅行商问题”。但是，在旅行商问题中，从点A到点B的旅行成本与从点B到点A的旅行成本是相同的。在多记录组访问序列问题中，记录组是长的，这意味着从记录组A的结尾到记录组B的开端的旅行成本与从记录组B的结尾到记录组A的开端的旅行成本不同。
根据本发明的一个方面，旅行成本被设想为记录组之间的距离。通过使用这个概念以及组合新开发的最近邻居和成对交换算法(下面所述)来建立记录组访问序列，可降低总搜寻时间。
记录组之间的距离被定义为记录组旅行成本的表示。这个距离不是指存储在磁带介质上的记录组之间的物理距离，而是在记录组之间移动所需的时间。记录组A与记录组B之间的距离(t(A，B))主要受以下2个因素影响：tL(A，B)，沿磁带介质的纵向(较长的方向)移动所需的时间；以及tD(A，B)，在数据带上移动所需的时间。
由此，记录组A与B之间的距离t(A，B)可定义为：
t(A，B)＝tL(A，B)+tD(A，B)    (1)
用于确定tL(A，B)的变量包括：IE(A)，磁带介质的开端与记录组A的结尾之间的距离；IS(B)，磁带介质的开端与记录组B的开端之间的距离；s(A)，读取记录组A时的磁带介质传输速度；s(B)，读取记录组B时的磁带介质传输速度；sR，执行搜寻操作时的磁带介质传输速度；a，磁带介质加速度；IR(A)，从s(A)移位到sR的移动距离；以及IR(B)，从sR移位到s(B)的移动距离。
使用以上变量，沿磁带介质纵向移动所需的时间tL(A，B)可表达在以下公式中。然而，假设IE(A)与IS(B)之间的距离足够长，使其在加速和减速期间不会被达到。当距离太短时，认为变量是明显的且可被消除。
tL(A，B)＝|sR-s(A)|/a+(|IE(A)-IS(B)|-IR(A)-IR(B))/sR+|sR-s(B)|/a.(2)
用于确定tD(A，B)的变量包括：tD，移动到相邻数据带所需的时间，以及d(A，B)，返回当从记录组A的结尾到记录组B的开端搜寻时经过的数据带的数目的函数。
使用以上变量，在数据带上移动所需的时间tD(A，B)可表达为tD和d(A，B)的积：
tD(A，B)＝tDd(A，B).                (3)
如果要访问的记录组的数目相对较小(例如，10)，可应用强力(brute-force)方法来分析每个访问序列组合并计算总搜寻时间(即，每个访问序列中记录之间的总距离)。由此，产生最短总搜寻时间的访问序列将是最有效的选择。但是，当涉及较多的记录组时，计算每个可能组合的总搜寻时间需要较高级别的计算，使得很难在理想的时间量内建立访问序列。
通过开发、组合和应用最近邻居和成对交换算法(或方法)的新体现，可以限制建立针对大量记录组的访问序列所需的时间量。与随机访问或按记录号顺序访问组相比，也可以更为有效地降低总搜寻时间。
图2示出了图1的磁带介质12，并且可以用于示出最近邻居方法和成对交换方法，这将在下文描述。磁带介质12包括开端(即，磁带的开端)部分20和结尾(即，磁带的结尾)部分22，以及具有被写入其上的4个记录组24(即，记录组A，记录组B，记录组C和记录组D)。箭头26表明每一记录组24被写入和/或读取的方向。
图3所示为根据本发明的实施方式的最近邻居方法30。在步骤32，方法30开始于如图2所示而被布置的记录组24(即，记录组A-n)。在步骤34，建立磁带介质12(图2)位置。在一个实施方式中，磁带介质定位在开端20(即，磁带介质系统的头被定位在开端20)。
在步骤36，开始处(即，取决于读/写方向26)最接近当前位置的记录组24被选作要读取的第一记录组24。在图2所示的示例中，记录组A被选择，其开始处最接近磁带介质12的开端部分20。也是在步骤36，带位置被重置到所选择记录组24的结尾。
在步骤38，如果存在未被置于记录序列中的剩余记录组24，方法30返回步骤36。在图2所示的示例中，其开端最接近记录组A的结尾的记录组是记录组B。因此，在这个示例中，记录组B被选作访问序列中的第二组，并且带位置被重置到记录组B的结尾。
在步骤38，方法30再次返回步骤36，因为有未被放在记录序列中的剩余记录组24。在步骤36，记录组C接下来被选择，因为它的开始处最接近记录组B的结尾。此方法继续，直到记录组24的全部被放在访问序列中。在这个示例中，序列中最后的记录组24是记录组D。
在步骤38，如果所有记录组24已被置于访问序列中，方法30继续到步骤40，在此按照访问序列的所选顺序访问记录组24，此后方法30结束于步骤42。
由此，利用最近邻居算法，在当前位置与记录组24之间具有最短距离的记录组24被选作访问序列中的第一组。继而，在记录组24中具有与第一记录组结尾的最短距离的记录组24被选作序列中的第二个。这个过程继续直到记录组24的全部已被放置。
最近邻居方法在序列的前半部分中提供较短的记录组搜寻时间，但是在后半部分中可能无法显著降低搜寻时间。
图4所示为根据本发明的一个实施方式的可用于修改最近邻居方法30产生的访问序列的成对交换方法40。
方法40开始于步骤42，记录组24按照图3的最近邻居方法30所确定的访问序列的顺序而被布置。对于这个示例，可以假设：最近邻居方法30所确定的访问序列为ABCD(即，A被第一个访问，B被第二个访问，C被第三个访问，D被最后访问)。
在步骤44，访问序列中最后的记录组(例如，记录组D)被放置在所有可能的序列位置中，并且计算针对每一可能序列的总搜寻时间。由此，对于每一访问序列DABC、ADBC、ABDC和ABCD，总搜寻时间被计算。
在步骤46，如果将最后的记录组放置在不同于最近邻居方法30所确定的位置降低了总搜寻时间，方法40继续到步骤48。在步骤48，使用具有最短搜寻时间的访问序列来修改将要使用的访问序列，方法返回步骤44。作为一个示例，可以假设：访问序列DABC提供最短搜寻时间。因此，当返回步骤44时，DABC被使用。
因此，在步骤44，目前占据序列中最后位置的记录组C被放置在所有可能的序列位置，以估算总搜寻时间。不同的序列则变为CDAB、DCAB、DACB和DABC。
在步骤46，如果具有最短总搜寻时间的序列是DABC，方法40进行到步骤50。这种情况是因为这个结果与最新的结果匹配(来自步骤2)。因此，DABC被选作最优读取序列(除了序列的最后元素，序列的最后n个元素也可被重新布置)。最近邻居交换方法也可应用于记录组之间的距离最长之处。在步骤50，方法40例如结束于以最新修改的访问序列被访问的记录组24。
因此，在成对交换方法中，访问序列中的记录组的最终位置(或最后几个位置)被放置在不同的访问序列位置，并且产生最短总搜寻时间的访问序列被选择。重复这个过程直到在序列最终位置的记录组不再改变。成对交换方法可以改善访问序列后半部分中的组搜寻时间。
为了评价上述方法降低总搜寻时间的效果，创建了仿真环境。仿真可被分为4个部分：输入产生，记录组之间的距离计算，记录组访问序列修改部分，以及总搜寻时间显示。
在输入产生部分，为每一记录组产生5个元素的随机值。这5个元素包括：记录组开端的纵向位置、记录组结尾的纵向位置、包含记录组的数据带、当读记录组的开端时磁带介质移动的方向，以及当读记录组的结尾时磁带介质移动的方向。
为了简化模型，假设每个记录组的开端和结尾总是存在于相同数据带上。此外，记录组的数目允许在8到1024之间变动，因为记录组的总数可能影响方法的效果。而且，为了防止由记录组的位置关系引起的效果变化，通过为每个记录组量产生1000个关系集合以及对平均总搜寻时间进行比较来评估该方法。
在记录组之间距离的计算部分，为了简化计算，加速、减速所需的时间以及在这些时间期间覆盖的距离被忽略。反之，在记录组之间纵向移动所需的时间、在数据带之间移动所需的时间、以及改变带传输方向所需的时间被计算。这些值继而被求和，以找到记录组之间的距离。
在记录组访问序列修改部分，基于3个原则修改在输入产生部分创建的多个记录组的访问序列：强力方法，与成对交换方法组合的最近邻居方法，以及记录编号序列。
当改变记录号序列时，每一记录组根据数据带编号而被放置。具有相同数据带编号的组以输入产生部分所创建的顺序被访问。
在总搜寻时间显示部分中，当记录按照在记录组访问序列修改部分中建立的序列被连续访问时，总搜寻时间和修改访问序列所需的时间被显示。
首先，对使用强力方法时修改访问序列所需的时间与结合最近邻居方法和成对交换方法的方法(此处所述的本方法)进行比较。结果在表1中示出。
  记录组的数目   强力方法(秒)   本方法(秒)
  8   0   0
  9   1   0
  10   8   0
  11   91   0
  128   n/a   0
  1024   n/a   1
表1修改访问序列所需的时间
在表1中，值被四舍五入到最近的整数。在强力方法下，当涉及超过10个记录组时，修改访问序列所需的时间超过总搜寻时间降低效果，这将在下面详述。与之对比，即使当记录组的数目超过1000时，本方法可用于以最小时间量修改访问序列。
因为这个仿真是在膝上型计算机上进行的，不是在实际的磁带驱动器上，预计本方法在磁带驱动器上的实现会对记录组数目与序列修改所需的时间之间的相关性产生稍微不同的结果，但是预计总体趋势会保持相同。
表2和表3示出了使用记录号序列做基线比较，在强力方法和本方法之间总搜寻时间的不同。如上所述，为每一记录组量准备1000个随机产生的集合，以及每一集合中的平均降低时间被用于比较。降低率对应于由各种方法降低的搜寻时间的百分比。
  组的数目   常规   强力   降低   每组   降低率
  8   112   68   44   5.5   39
表2通过强力方法的降低
在表2和表3中，“组的数目”是指连续访问的记录组的数目。“常规”是指按照记录号序列访问的1000集合的平均总搜寻时间(即，秒)。“强力”是指当通过强力方法修改访问序列时100集合的平均总搜寻时间(即，秒)。“降低”是指在常规方法和强力方法之间平均总搜寻时间的差(即，秒)。“每组”是指每记录组的搜寻时间的差(即，秒)。“降低率”是指强力方法与常规方法相比降低的搜寻时间的百分比(即，百分比)。
  组的数目   常规   本方法   降低   每组   降低率
  8   112   74   38   4.8   34
  16   191   113   78   4.9   41
  32   327   172   155   4.8   47
  64   614   256   358   5.6   58
  128   1193   398   795   6.2   67
  512   4592   1011   3581   7.0   78
  1024   9114   1716   7398   7.2   81
表3通过本方法的降低
在表3中，“本方法”是指当通过本方法修改访问序列时100集合的平均总搜寻时间(即，秒)。“降低”是指在常规方法和本方法之间平均总搜寻时间的差(即，秒)。
让我们首先考虑8个记录组的情况。表2和表3示出：强力方法和本方法比常规记录号访问序列产生更短的总搜寻时间(分别为44秒和38秒)。因此，当修改访问序列所花的时间多于6秒时，通过应用强力方法或通过使用本方法可降低总搜寻时间，包括修改访问序列所需的时间，假如修改访问序列所需的时间是6秒或更少。
接下来，表3示出：记录组的数目越大，降低每记录组搜寻时间的差越显著。因此，记录组的数目越大，修改访问序列承受的时间损失越大。当记录组的数目超过1000时，总搜寻时间可降低超过80％。
为了确定仿真和使用磁带驱动器进行的实际搜寻操作的结果之间的差别，使用LTO-5磁带驱动器进行测试。该测试使用为8个记录组随机产生的位置信息。结果表明误差约为10％并展示在表4中。
  计算值(秒)   测量值(秒)
  记录号序列   141   138
  强力方法   81   90
  本方法   115   125
表4仿真结果与测量结果之间的差异
如上所述，仿真忽略了加速和减速所需的时间以及假设一致的快速度，所以预计计算值比测量值短。
但是，如表4中记录号序列所示，计算值是意外地缓慢。在记录组之间移动所需的时间的计算值和测量值的比较表明当在不同段上在记录组之间移动时，计算值比测量值长。当沿纵向移动显著的距离时，实际磁带驱动器能移动到不同的数据带而不影响纵向移动所需的时间，但是仿真增加了数据带移动所需的恒定时间，而不管纵向的位置。
因此，在本方法的实现中，通过考虑加速/减速时间可能降低计算值与测量值之间的差，纵向距离与在数据带之间移动所需的时间之间的相关性也是这样。
当使用记录号序列、强力方法或本方法时，仿真结果和测量结果之间的差可能几乎以相同频率发生，所以不认为这个差会影响平均1000集合估算的上述结果。
通过使用本方法，可能显著降低总搜寻时间，特别是当涉及很多记录组时。但是，对于使用文件系统或VTS的磁带驱动器的用户，重要因素不是总搜寻时间的差别，而是整理碎片和回收操作所需的时间差异。以下讨论，用VTS作为示例，研究本方法怎样影响回收所需的时间。
假设VTS磁带介质(例如，1TB)包含2560个逻辑卷(例如，每个400MB)。此外，80％的逻辑卷是到期的，且剩余的20％(即，512个逻辑卷)要被拷贝到不同的磁带介质上，同时将原来的卷清空。这个过程称为回收。磁带驱动器在磁带介质上读取和写入数据的速度是相同的，在回收期间写到磁带介质的数据被直接写入到最近写入的逻辑卷之后，无需在每个卷上执行搜寻操作。因此，当在回收期间读取逻辑卷时，分散在磁带介质上的逻辑卷搜寻操作形成了瓶颈。用数学术语，回收所需的时间tT可表示为总搜寻时间tR与总逻辑卷读时间tV之和：
tT＝tR+tV    (4)
根据表3，当在常规记录号序列中读时总搜寻时间tR的值是4592秒，或者在使用本方法时是1011秒。
假设磁带驱动器数据传输速率是140MB/sec，读取512个逻辑卷(即，每个400MB)所需的总时间(即，秒)tV可表示如下：
tV＝400/140*512＝1,463    (5)
表5是基于以上信息对使用常规方法和本方法回收所需的时间的比较。
表5回收所需时间的降低
很明显，在典型的VTS中应用本方法降低回收时间约60％(即，在这个示例中1小时)。因此，本方法不仅降低了总搜寻时间，而且也是改善整个基于磁带驱动器系统性能的有效工具。
综上所述，提出了记录组之间的距离这一概念，其可用于修改记录组访问序列。在仿真测试中，本方法使总搜寻时间降低约80％，并且当涉及大量的记录组时特别有效。当使用文件系统或VTS时，本方法降低总搜寻时间的能力，磁带驱动器的显著性能缺点之一，也对降低整理碎片和回收操作所需的时间有用。
图5所示为有代表性的VTS系统100的示范实施方式，其可根据本发明使用。系统100包括磁带库102，至少一个VTS 104(主高速缓存)，以及至少一个主机106(示出为106a和106b)。每个主机106可以是大型计算机。备选地，主机(用户)106可以是使用各种操作系统的服务器或个人计算机。主机106和VTS 104通过存储区域网络(SAN)108或另一适合的通信信道连接，例如，用于IBM大型计算机的企业系统连接(ESCON)信道。
磁带库102可包括库管理器110、一个或更多数据驱动设备，其可以是磁带盒112(所示为112a-e的二级高速缓存)、访问器114以及多个可安装介质116。在一个实施方式中，可安装介质116包括磁带盒、磁盘、光盘、CD、DVD、其他可存储数据且可安装到驱动单元的设备等等。库管理器110，其包括至少一个计算处理器，可互连且可控制磁带盒112和访问器114的动作。下面将详细示出和说明库管理器110的配置。示出的实施方式的机制使用两种高速缓存，分级存储管理(HSM)系统中的主高速缓存(VTS 104)和二级高速缓存。这种配置使得VTS 104在盘高速缓存上向用户或主机106呈现文件，如同它是虚拟磁带一样，并且用户向文件写入数据或从文件读取数据。作为主机产生的虚拟磁带，文件稍后在适当的时间被迁移到真实的磁带。但是，所示实施方式的机制可以用于真实磁带或真实或虚拟的磁带盒。
在图5中，展示了5个磁带盒112a、112b、112c、112d和112e。本发明可以有一个或更多磁带驱动器113。磁带驱动器113用于帮助安装和卸下用户数据和日志数据。磁带盒112可分享可安装介质116的单个仓库。备选地，磁带盒112可使用可安装介质116的多个仓库。磁带盒112有利地可被分配在多个位置上以降低多个磁带盒112因一个位置的灾难而失去能力的可能性。
库管理器110、磁带盒112和访问器114之间的互连被示为虚线，表明库管理器110向磁带盒112和/或访问器114发送和接收控制信号，而不是存储或获取数据。存储或获取的数据可在VTS 104和磁带盒112之间通过网络118被直接发送，网络118可以是存储区域网络(SAN)、局域网(LAN)、广域网(WAN)或其他合适的网络类型，包括因特网或VTS 104和磁带盒112之间通过点对点或多点通路连接的直接连接，例如，小型计算机存储接口(SCSI)接口。备选地，磁带驱动器112的控制信号可通过VTS 104和库管理器110之间以及VTS 104和磁带驱动器112之间的连接通过网络118被发送和接收。
访问器114可以是机械手或用于在存储箱和磁带盒112之间传输选择的可安装介质116的其他机械设备。访问器114通常包括夹具和条码扫描器，或安装在夹子上的类似的读系统。条码扫描器用于读贴在磁带盒112上印在盒标签上的卷序列号(VOLSER)。在可替换的实施方式中，磁带盒112可被光盘驱动器或其他磁驱动器替换。类似的，可安装介质116和磁带驱动器113可包括磁介质、光介质或对应于采用的驱动器类型的任何其他可移除的介质。控制台120可连接到库管理器110。控制台120可以是与库管理器110通信的计算机，使得用户可独立于主机106控制磁带库102的操作参数。
此外，所述的示范实施方式可通过各种方式实现，比如硬件、软件、固件、或可运行于其上或与计算环境相关的组合。例如，方法100，以及下面图示的示意方法可部分或全部实现为计算机程序产品，其包括其中存储着计算机可读程序代码部分的计算机可读存储介质。计算机可读存储介质可包括盘驱动器、闪存、数字通用盘(DVD)、压缩盘(CD)和如以上所述的其他类型的存储介质。
图6所示为描述VTS 104的一个实施方式和图1的库管理器110的一个实施方式的示意框图。VTS 104和库管理器110的形式可以是具有总线、处理器、存储器等的计算机。图6省略了这些元件以更清楚地描述有关本发明的VTS 104和库管理器110的各种可执行模块和数据块。也可有本领域公知的实现VTS 104和库管理器110的其他可执行模块和数据块，但是被省略以关注本发明主要的元件。
如图所示，VTS 104包括多个虚拟磁带驱动器200、文件系统管理器202、自动存储管理器206、队列208以及至少一个直接访问存储设备(DASD)高速缓存210。DASD高速缓存210临时存储虚拟或逻辑卷上形式为文件的来自主机106的数据，以及因此可被称为主高速缓存。在从DASD高速缓存210向可安装介质或物理卷116(图5)传送更新的逻辑卷之前，来自主机106的写命令被VTS 104处理，通过虚拟磁带驱动器200进入DASD高速缓存210。根据一个示例，DASD高速缓存210采取一个或更多硬盘驱动器的形式，其可被布置在独立驱动器(RAID配置)的冗余阵列中，比如RAID5。虚拟磁带驱动器200还处理来自主机106的控制命令。
文件系统管理器202管理和协调DASD高速缓存210中的数据存储。自动存储管理器206控制文件系统管理器202和磁带盒112之间的接口通信。自动存储管理器206还控制VTS 104和库管理器110之间的通信。在一个实施方式中，主机106可请求特定的逻辑卷。自动存储管理器206确定逻辑卷是否在DASD高速缓存210中。如果不在，自动存储管理器206请求从物理卷或可安装介质116再调用它。自动存储管理器206也可包含用于临时放置附加的再调用请求的队列208。因此，自动存储管理器206是用于通过磁带驱动器112a、b、c、d和e(图5)从可安装介质116再调用逻辑卷的装置.
库管理器110管理虚拟和物理卷以及构造。更具体地，库管理器110包括从虚拟磁带驱动器200接收控制命令的命令处理器225以及自动存储管理器206。命令处理器225将有关虚拟和物理卷管理的指令传递给卷管理器235。卷管理器235存储库管理器110的数据库230上的有关虚拟和物理卷的信息。此外，根据收到的指令，卷管理器向磁带盒112和/或访问器114发送指令以加载或“安装”其上要制作或获取虚拟卷的拷贝的盒或其他可安装介质116。多个盒116的安装通常可以是同时的或按照特定的顺序，这取决于访问器114和磁带盒112的配置。
库管理器110还具有构造管理器240，其从控制台120接收关于针对给定构造名称的、要遵循的卷管理动作的用户指令。卷管理动作被库管理器110的数据库230上的构造管理器240存储和获取。对于命令处理器225接收的某些控制命令，命令处理器225命令构造管理器240为特定的虚拟卷提供卷管理动作。然后命令处理器225将返回的用于特定虚拟卷的卷管理动作传递给自动存储管理器206.
虽然已基于实施方式说明了本发明，本发明的技术范围不限于以上实施方式。显然对于本领域技术人员可以对以上实施方式增加各种修改或改进。
应注意，处理的执行顺序，比如权利要求范围中所示的操作、过程、步骤和设备中的阶段、系统、程序和方法、说明和图，不是清楚地通过使用比如“以前”和“之前”的措辞特别说明。因此，这些处理以任何顺序被执行，除非来自前面的过程的输出被使用在后续的过程中。即使为了方便，说明中或者图中的权利要求的范围中的任何操作流被使用比如“首先”、“接下来”的措辞来描述，这并不意味着必须按这些措辞所表明的顺序执行操作流。
本领域技术人员会理解，本发明的方面可体现为系统、方法或计算机程序产品。因此，本发明的方面可采取完整的硬件实施方式、完整的软件实施方式(包括固件、驻留软件、微代码等)或组合软件和硬件方面的实施方式的形式，一般都可称为“电路”、“模块”或“系统”。而且，本发明的方面可采取包含在一个或更多其上含有计算机可读程序代码的计算机可读介质上的计算机程序产品的形式。
可使用一个或更多计算机可读介质的任何组合。所述计算机可读介质可以是计算机可读信号介质或计算机可读存储介质。计算机可读存储介质可以是，例如，但不限于，电的、磁的、光的、电磁的、红外的或半导体系统、装置或设备或任何合适的上述的组合。计算机可读存储介质的更多具体的示例(非穷举清单)可包括下列：具有一个或更多连线的电连接、便携计算机盘、硬盘、随机访问存储器(RAM、只读存储器(ROM)、可擦除可编程只读存储器(EPROM或闪存)、光纤、便携压缩盘只读存储器(CD-ROM)、光存储设备、磁存储设备或任何合适的上述的组合。在本文档的上下文中，计算机可读存储介质可以是任何实际的介质，其可包含或存储被指令执行系统、装置或设备使用或与之有关的程序。
可使用任何适当的介质发送包含在计算机可读介质上的程序代码，该介质包括但不限于无线、有线、光纤缆、射频等或任何合适的以上的组合。用于执行本发明的方面的操作的计算机程序代码可以写在一种或更多编程语言的任何组合中，包括面向对象的编程语言，比如Java、Smalltalk、C++等以及常规的过程编程语言，比如“C”编程语言或类似的编程语言。程序代码可全部在用户的计算机上执行、部分在用户的计算机上执行，作为独立的软件包，部分在用户的计算机上以及部分在远程计算机上或全部在远程计算机或服务器上。在后面的场景中，远程计算机可通过任何类型的网络，包括局域网(LAN)或广域网(WAN)连接到用户的计算机，或可连接到外部计算机(例如，使用因特网服务提供商通过因特网)。
以上结合根据本发明的实施方式的方法、装置(系统)和计算机程序产品的流程图、图示和/或框图说明了本发明的方面。将会理解流程图图示和/或框图的每个框，以及流程图图示和/或框图中框的组合可通过计算机程序指令实现。这些计算机程序指令可被提供给通用计算机、专用计算机或其他可编程数据处理装置的处理器以产生机器，使得通过计算机的处理器或其他可编程数据处理装置执行的指令创建用于实现流程图和/或框图框中指定的功能/行动的装置。
这些计算机程序指令也可存储在计算机可读介质中，可指引计算机、其他可编程数据处理装置或其他设备以特定方式运行，使得存储在计算机可读介质中的指令产生一件产品，其包括实现流程图和/或框图框中指定的功能/行动的指令。计算机程序指令也可被加载到计算机、其他可编程数据处理装置或其他设备上，使一系列操作步骤在计算机、其他可编程数据处理装置或其他设备上执行以产生计算机实现的处理，使得在计算机或其他可编程装置上执行的指令提供用于实现流程图和/或框图框中指定的功能/行动的过程。
以上图中的流程图和框图图示出了架构、功能性和根据本发明各种实施方式的系统、方法和计算机程序产品的可能实现的操作。这样，流程图或框图中的每个框可表示一个模块、段或代码部分，其包括用于实现指定的逻辑功能的一个或更多可执行指令(即，可执行部分)。应注意，在一些可替换实施方式中，框中提到的功能可以不按图中所示的顺序发生。例如，相继示出的两个框，实际上，可以基本上同时执行，或者框有时可按相反顺序执行，取决于涉及的功能性。还要注意，框图的每个框和/或流程图，以及框图中的框和/或流程图的组合，可通过执行指定功能或行动的基于专用硬件的系统，或专用硬件和计算机指令的组合来实现。
虽然详细说明了本发明的一个或更多实施方式，本领域技术人员将理解，可做出对这些实施方式的修改和适配而不脱离在下列权利要求中提出的本发明的范围。

Claims (10)

1.一种用于确定存储在磁带介质上的多个数据组的访问序列的方法，所述方法包括：
基于所述多个数据组中的哪个数据组的开端最接近所述磁带介质的当前位置，选择所述访问序列中的第一数据组；
基于所述多个数据组中的哪个剩余数据组的开端最接近所述访问序列中的所述第一数据组的结尾，选择所述访问序列中的第二数据组；
重复修改所述访问序列，直到修改的访问序列与先前修改的访问序列相同；以及
基于在所述多个数据组之间移动所需的时间，计算针对所述访问序列的多个总搜寻时间。
2.根据权利要求1所述的方法，还包括：基于所述多个数据组中的哪个剩余数据组的开端最接近所述访问序列中的第(n-1)数据组的结尾，选择所述访问序列中的第n数据组。
3.根据权利要求2所述的方法，其中如果所述多个数据组中没有剩余数据组，则所述第n数据组是所述访问序列中的最后数据组。
4.根据权利要求3所述的方法，还包括：计算针对所述访问序列的多个总搜寻时间，所述多个总搜寻时间的每一个对应于所述最后数据组在所述访问序列中的不同位置。
5.根据权利要求4所述的方法，还包括：基于所述最后数据组在所述访问序列中的哪个位置对应于最短总搜寻时间，修改所述访问序列以产生修改的访问序列。
6.一种计算机系统，包括：
磁带介质；以及
可操作与所述磁带介质通信的处理器，所述处理器适于：
基于多个数据组中的哪个数据组的开端最接近所述磁带介质的当前位置，选择所述多个数据组的访问序列中的第一数据组；
基于所述多个数据组中的哪个剩余数据组的开端最接近所述访问序列中的所述第一数据组的结尾，选择所述访问序列中的第二数据组；
重复修改所述访问序列，直到修改的访问序列与先前修改的访问序列相同；以及
基于在所述多个数据组之间移动所需的时间，计算针对所述访问序列的多个总搜寻时间。
7.根据权利要求6所述的计算机系统，其中所述处理器还适于：基于所述多个数据组中的哪个剩余的数据组的开端最接近所述访问序列中的第(n-1)数据组的结尾，选择所述访问序列中的第n数据组。
8.根据权利要求7所述的计算机系统，其中如果所述多个数据组中没有剩余数据组，所述第n数据组是所述访问序列中的最后数据组。
9.根据权利要求8所述的计算机系统，其中所述处理器还适于：计算所述访问序列的多个总搜寻时间，所述多个总搜寻时间的每一个对应于所述最后数据组在所述访问序列中的不同位置。
10.根据权利要求9所述的计算机系统，其中所述处理器还适于：基于所述最后数据组在所述访问序列中的哪个位置对应于最短总搜寻时间，修改所述访问序列以产生修改的访问序列。
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