JP2000515706A

JP2000515706A - ストリームサーバにおいてデータを取り出すシステム

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Publication number: JP2000515706A
Application number: JP10529413A
Authority: JP
Inventors: ヨハネスヘンリクスマリアコースト; パスカルフランシスカスアンナクーマンス
Original assignee: Philips Electronics NV
Current assignee: Koninklijke Philips NV
Priority date: 1997-05-26
Filing date: 1998-04-20
Publication date: 2000-11-21
Also published as: DE69810250T2; EP0916118B1; WO1998054646A3; EP0916118A2; US6061732A; DE69810250D1; WO1998054646A2

Abstract

(57)【要約】オーディオ／ビデオサーバ（１００）において、データのブロックが読取器（１８０）により記憶媒体（１１０）から読み取られ、データストリームの形でユーザに供給される。記憶媒体（１１０）は、複数の記録担体型記憶ユニット（１０２、１０４、１０６、１０８）を有している。読取器（１８０）は、記憶ユニットから、該記憶ユニットの読取ヘッドの該記憶ユニットの記録担体に対する単一の相対移動によりデータ単位のバッチを読み取る。スケジューラ（１７０）は、記憶媒体（１１０）からのブロックの読み取りを、当該ブロックに関して何の記憶ユニット（又は複数の記憶ユニット）からデータ単位（又は複数のデータ単位）を読み取る必要があるかを判断し且つ対応する担体アクセス要求を読取待ち行列に入力することにより制御する。スケジューラ（１７０）は上記記憶ユニットの各々に関して上記待ち行列から１つのバッチの担体アクセス要求を取り出し、当該記憶ユニットに対する以前のバッチに関わるデータ単位の読み取りを実質的に完了している読取器（１８０）に応答して、前記バッチを該読取器（１８０）に非同期的に供給する。

Description

【発明の詳細な説明】ストリームサーバにおいてデータを取り出すシステム技術分野本発明は、記憶媒体からオーディオ及び／又はビデオデータのようなデータのブロックを取り出し、これらブロックを複数のデータの流れ（データストリーム）の形でユーザに供給するようなシステムであって、上記記憶媒体が複数の記録担体型記憶ユニットを有し、前記ブロックが少なくとも１つのデータ単位を有し、データ単位は前記記憶ユニットの１つに記憶され、当該システムが、上記記憶ユニットの各々に対し、当該記憶ユニットの記録担体に対する該記憶ユニットの読み取りヘッドの単一の相対移動で対応する１つの群（１つのバッチ）のデータ単位を読み取ることにより１つのバッチの担体アクセス要求を処理する読取器であって、上記バッチのデータ単位の各単位が上記バッチの担体アクセス要求における担体アクセス要求の１つに関連付けられているような読取器と、前記記憶ユニットからの前記データストリームに関するデータブロックの読み取りを、各ブロックの少なくとも１つのデータ単位に関して該データ単位が何の記憶ユニットに記憶されているかを判定すると共に担体アクセス要求を読取待ち行列に入力することにより制御するスケジューラであって（前記担体アクセス要求は前記データ単位と前記判定された記憶ユニットとに関連付けられている）、前記複数の記憶ユニットの各々に関して当該記憶ユニットに関連づけられた１つのバッチの担体アクセス要求を前記読取待ち行列から巡回的に取り出し、これらバッチを前記読取器に送出するスケジューラと、を有しているようなシステムに関するものである。背景技術この種のシステムは、マルチメディアサーバ、もっと特定的にはビデオオンデマンドサーバ又は準ビデオオンデマンドサーバに使用されている。このようなシステムにおける一般的な要件は、連続した途切れのないデータストリームを各活動状態ユーザに供給することである。典型的には、データはハードディスクのような通常のディスク型記憶媒体から読み取られ、これら媒体はＲＡＩＤシステムのようなディスクアレイとして構成されている。一般的に、固定消費率システムと可変消費率システムとの間の区別がなされている。固定消費率システムにおいては、データは典型的には固定レートのデータストリームとしてユーザに供給される。通常、該システムにおける各データストリームに関してはレートは同一である。このようなシステムの一例は準ビデオオンデマンドシステムであり、該システムにおいては複数の映画を並列に再生することができると共に、同一の映画を数重に並列に再生することができ、その場合、例えば５分毎又は１５分毎のように規則的に同一の映画の新たな複写が開始されるようになる。可変消費率システムにおいては、ユーザがデータを消費するレートは時間にわたり変化する。典型的には、各ストリームに対して最大消費率を規定することができる。実際には、ストリームを異なる最大消費率（例えば、オーディオストリームに対して１つの最大値を、合成されたビデオ及びオーディオストリームに対して他の１つの最大値）で効率的に支援することもできるが、通常は全てのストリームに対して同一の最大消費率が使用される。可変消費率システムは、例えば、ポーズ又はスローモーションのようなＶＣＲ的な機能を支援するシステム、又はMPEG-2のような可変ビットレート符号化を可能とするデータ圧縮方法を使用するシステム用に使用される。上記システムは記憶媒体の各記憶ユニットからデータブロックを読み取る読取器を有している。ディスク型記録担体からは、データはディスクアクセスブロック（ＤＡＢ）として取り出される。同一のディスクから順次読み取られるＤＡＢは、典型的には、ディスク上に連続的には記憶されてはいない。通常、同一のディスクから順次読み取られるＤＡＢは、該ディスクが複数のデータストリームに関するＤＡＢを何らかのインターリーブされた態様で供給しなければならないので、異なるファイルに属している（ここで、１つのファイルは１つのタイトルに属するブロックの集合である）。結果として、当該ディスクヘッドはＤＡＢの読み取りの間で移動されねばならず、次のＤＡＢの適切な開始点を待たねばならない。このような切り替えには相当の時間が掛かり、その間データは読み取ることはできない。この切り替えオーバーヘッドを減少させるために、所謂ディスク掃引技術がしばしば使用される。このような方法においては、上記読取器は多数のＤＡＢをディスクから１バッチで読み取ることができる。該バッチのＤＡＢは、それらの物理的トラック位置に基づいて配列されている。読み取り動作に関しては、ディスクヘッドは１方向のみ（例えば、データが読み出されねばならない最内側位置から最外側位置へ、又はその逆）に移動され、上記バッチのＤＡＢを読み取るために停止するのみである。このようにして、上記切り替えオーバーヘッドは大幅に減少される。同様の技術がテープ型記録担体に対しても使用することができ、その場合は、ディスクの読取ヘッドの１つの掃引動作は読取ヘッドに対するテープの１つの巻き取り動作に対応する。読み取られたデータはバッファに記憶され、該バッファからデータがデータストリームとしてユーザに供給される。通常、各データストリームに対して別個のバッファが割り当てられる。上記バッファ中に十分な量のデータがあることを保証するため、スケジューリング方法が使用される。原理的に、スケジューラは何のストリームに関してデータを読み取る必要があるかを判断し、データを必要とする各ストリームに対してディスク（又は複数のディスク）からデータが読み取られるようにする。この目的のため、該ＤＡＢのための担体アクセス要求が読取待ち行列に入力される。該スケジューラは、周期的に、上記読取待ち行列から同一のディスクに対する担体アクセス要求を取り出すことにより１つのディスクに対する担体アクセス要求のバッチを生成し、該バッチを前記読取器に送出する。各ディスクの読み取り動作は同期して開始される。当該システム内で能力が依然として利用可能な場合は、新たなサイクルの開始時に当該システムに新たなストリームが登場する。この新たなサイクルが完了した後、データは上記の新たなストリームにより消費されることができる。従って、間隔の長さが当該システムの応答時間を決定することになり、該長さは平均して１と半サイクルである。活動状態ストリームに対して所望のデータレートでのデータの連続的供給を保証するために、何れのディスクに対する負荷も、当該ディスクの最悪状態性能を呈するような所与の時間内に読み取ることができるよりも重くてはいけない。典型的には、前記ディスクアレイ内のディスクの数は、並列に支援される必要のあるデータストリームの数に鑑みた所要の全帯域幅により決定される。能力が無駄づかいされるのを防止するために、負荷は当該システムの各ディスク上に相対的に一様に分散される必要がある。このことは、通常、特別な記憶方法により達成される。固定消費率システムに対しては、典型的には、スケジューラは固定のインターバルで動作する。このインターバルの間では、読取器は各ストリームに対して一定の量の（１インターバル継続するに十分な）データを読み取り、この読み取られたデータをバッファに記憶する。負荷のバランスは、或るタイトルの連続したブロックが順次のディスクに（巡回的に）記憶されるような記憶方法を用いることにより達成される。別々のストリームに対して、当該ストリームに関して再生されるべきタイトルの最初のブロックによる当該ディスクへの負荷が、許容される最大値より低い時点で再生が開始されるのを保証することにより、負荷が最大値を決して超えないことが自動的に保証される。可変消費率システムに関しては、異なるストリームが異なる時点でバッファの所定のブロックを空にする可能性があるので、スケジューリング方法はもっと複雑になる。典型的には、可変ビットレートスケジューラが、何のストリームが潜在的にもっとデータを必要としているかを、即ち何のストリームが新たなデータブロックのための余裕のあるバッファを有しているかを、繰り返し判断する。他のストリームは飛び越される。結果として、データを読み取るための上記インターバルの持続時間は、全ての活動状態ストリームが新たなデータブロックを必要とする状況により制限されて、可変となる。最も一般的に使用される記憶方法はストライピング（striping）であり、該方法においてはユーザに供給されるべきデータはデータを読み取る要求が各ディスクへのディスクアクセスを意味するように全ディスクにわたり分割される。結果として、各ディスクへの負荷は最適にバランスされる。全ディスクの部分集合上にデータを分割（ストライプ）することも知られている。ロサンゼルスのような町を経る建築学的歩行のような三次元対話型アプリケーション用のディスク利用型記憶サーバが、Compocon'96（4^stIE EE Computer Society International Conference，Santa Clara，25-28 Febr.， 1996）の“リアルタイムディスクＩ／Ｏ用のランダム化されたデータ割り当て” に記載されている。非常に大きな三次元モデルを考えている該システムにおいては、ユーザの予期せぬ行為により当該モデルの新たな部分が見えるようになる場合、該モデルのこの新たな部分を提示するために、少なくともテラバイト程度の広いピーク帯域幅が必要である。斯かる広い帯域幅を達成するため、データブロックは典型的には７個のディスク上にストライプされ、これら７個のディスクの各々が該ブロック用に１つの完全なデータトラックを有するようにする。各ディスクへの負荷が依然として妥当にバランスされるように、上記７個のディスクの群が利用可能なディスクの全組からランダムに選択される。これらディスクの内の６個は通常のデータ（ユーザに供給されるままの）を伴うデータ単位を記憶し、１個のディスクはパリティデータを伴うデータ単位を記憧する。各群のランダムな分散の結果、待ち行列の長さが統計的変化となる。上記可変性は、７つの単位の群の内の６つの単位のみを読み取り、これら単位が低い負荷のディスクから読み取られるようにして減少させることができる。読み取られなかった単位が通常のデータを有している場合は、パリティ単位が該読み取られなかった単位を再生するために使用される。発明の開示本発明の一つの目的は、冒頭で述べたようなシステムであって低減された応答時間を有するシステムを提供することにある。この目的を達成するため、本発明によるシステムは、前記スケジューラが、記憶ユニットの各々に対する巡回的な取り出しを、各個別の記憶ユニットに関し当該記憶ユニット用の担体アクセス要求のバッチを、前記読取器が該記憶ユニット用の担体アクセス要求の以前のバッチに関するデータ単位の読み取りを略完了したことに応答して、該読取器に送出することにより、非同期的に実行することを特徴としている。ディスク転送レートの変化（ディスクの外側のトラック上に位置するデータの読み取りは、内側のトラックからの読み取りよりも約５０％高い転送レートとなる）、シーク時間の変化及び回転待ち時間により、或るディスクは他のディスクよりも大幅に早く掃引を完了する。早く完了したディスクの次の掃引を全てのディスクが掃引を完了するまで遅らせる代わりに、新たなバッチの担体アクセス要求は該ディスクに対して、該ディスクの丁度完了した掃引の完了時点で発せされる。特定の掃引の間の最悪に動作しているディスクの効率よりも良好な平均効率のディスクから生じる余分な帯域幅容量を無駄にしないことにより、応答時間を減少させる余裕が生成される。当該システムにおいて追加のストリームを処理する容量が依然として利用可能であると仮定すると、従来のシステムにおいては、新たなストリームは、全ての現在活性状態のストリームが処理されるまでしか該システムに参加させることができず、次いでデータが当該ストリームのために読み出されるまでもう１サイクル待たねばならなかった。上記活性ストリームの処理は１つの大きなサイクル内で生じるか（ディスクの各々に対する１つの大きな掃引となる）、数個の小さな副サイクルに副分割される（各々がディスクの各々に対する１つの掃引となる）。１つの特定のディスクが他のディスク以上に連続して負荷を受けることがないような妥当にバランスされたシステムを想定すると、統計的に見て、連続したサイクル（又は副サイクル）の間に最悪に動作するディスクは変化するであろう。好ましくは前のバッチが完了した直後に読み取りを再開することにより、或る掃引の間の或るディスクの悪い効率は次の掃引の間のより良好な効率により相殺することすることができる。従って、連続する掃引の全持続時間は、全ての掃引が同期して開始された場合よりも短くなるであろう。結果として、スケジューラから見た総サイクル持続時間は短くなり、その結果、平均の応答時間が減少されることになる。シミュレーションは、ディスクを非同期的に制御することにより平均の応答時間の大幅な短縮が達成され得ることを示している。特定のシステムのシミュレーションは、平均応答時間の３なる係数による減少を示した。当該システムにおいてより多くのストリームが活性状態になる程、当該システムの非同期的構成の性能は同期的構成に比較して改善される。請求項２に記載された構成は、スケジューラが記憶ユニットの各々に対して別個の読取副待ち行列を維持することを述べている。このように、ディスクの負荷を判定し、ディスクに対して担体アクセス要求のバッチを送出することは、直裁的である。好ましくは、前のバッチが完了したとの指示に応答して、スケジューラは当該ディスクの副待ち行列から複数の担体アクセス要求を取り出し、これら要求をバッチとしてディスク読取器に送出するとよい。スケジューリングアルゴリズムに応じて、副待ち行列内の全ての読取アクセス要求をディスク読取器に送出するのが好ましいかもしれない（バッチが大きい程、読み取りは最適となる）。他の例として、最大数までの担体アクセス要求が一度に送出されるようにし、スケジューラに当該システムに対する一層良好な制御を与えるようにする。請求項３に記載の構成によれば、ブロックが冗長な形で記憶ユニットに記憶され、スケジューラは当該ブロックを再生するために何の記憶ユニットからデータ単位を読み取るかを選択することができる。一例として、分割（ストライピング）技術を使用することができ、その場合、ブロックはデータ単位に分割され、各データ単位は異なるディスク上に記憶されると共に、少なくとも１つの付加的なデータ単位が記憶されて（ここでも、当該ブロックのデータ単位（又は複数のデータ単位）を記憶するために使用されたディスク（又は複数のディスク）とは異なるディスク上に）、冗長な情報が提供される。一例として、上記ブロックは７つのデータ単位に分割することができ、８番目のデータ単位は良く知られたエラー検出及び訂正符号化技術を用いて作成され（単純なものは、上記７つのデータ単位上への排他的論理和演算である）、ここで、これら８つのデータ単位は８つの異なるディスクに記憶される。この例では、上記８つのデータ単位のうちの７つだけが前記ブロックの再生に必要とされる。従って、スケジューラはデータを読み取るために７つのディスクの８つの群の間で選択することができ、これにより当該スケジューラは記憶ユニットの負荷をバランスすることが可能となる。好ましくは、１つのブロックのデータ単位が記憶される記憶ユニットは適切なアルゴリズムを用いて選択されるものとする。例えば、上記記憶ユニットを実質的にランダムに選択することにより、可変レートシステムに対してさえも再生の間に比較的一様な負荷を達成することができる。斯様な可変レートシステムに対しては、さもなければ、活性ストリームに関して個々の記憶ユニットに時間的にどのように負荷が発生するかを予測するのは困難又は不可能でさえある。このようにして、上記スケジューラの（実際には仮想の）サイクルの持続時間は平均して一層短くなり、結果として応答時間が減少することが分かるであろう。単純なシステムにおいては、全てのタイトルの全てのブロックが冗長な形で記憶される。前記ブロックの選択組は全てのブロックのうちの一部とすることもでき、その場合、残りのブロックは１度だけ記憶される。この実施例により提供される解決策は、帯域幅と違って記憶媒体の容量は主要な決定要因ではなく、ハードディスクの容量は平均して帯域幅（典型的には年４０％の増加）より高いレート（典型的には、年６０％）で増加しているので、斯かる容量は益々決定要因ではなくなるという見通しから有利である。２年以内に典型的なディスクが２５Ｇバイトの記憶容量及び８５Ｍbits/secなる保証されたデータレートを持つようになると仮定すると、以下の２つの筋書きを描くことができる。第１の筋書きでは、本発明によるシステムのビデオオンデマンド版は、映画館におけるように、２０までの範囲の映画を最大で１０００人のユーザに提供するように使用される。これら映画はMPEG2を用いて４Ｍbits/secなる平均レートで符号化される。映画が平均して９０分の長さを有していると仮定すると、映画当たり90*60*4.10⁶＝21.6*10⁹bits＝2.5Ｇバイトなる合計記憶容量が必要とされ、結果として、必要とされる全記憶容量は約５０Ｇバイトとなる。全てのブロックが完全に冗長な形（実際に必要とされるよりも２倍のデータ単位の量）で記憶されるとすると、容量は約１００Ｇバイトでなければならず、これは４ないし５個のディスクに相当する。同時に１０００人のユーザを扱うことができるには、４０００Ｍbits/secなる合計の保証された帯域幅が必要とされ、これは４７個のディスクに相当する。このようなシステムにおいて２３５を越える映画を記憶する必要がある場合にのみ、上記ディスクの容量が妥当なものとなる。本発明によるシステムが、ホテルにおいて典型的であるように、１００人までのユーザに対して映画の選択を提供するよう使用されるような、もっと緩やかな第２の筋書きでは、帯域幅に関しては５つのディスクが必要となる。完全な冗長性の場合は、上記５つのディスクは２３の映画を記憶することができ、これは斯様なシステムにおいて通常提供されるよりも多い。この実施例の他の利点は、当該システムの改善された強さにある。１つ（又はそれ以上の）ディスクの故障は、当該システムの故障とはならない。何故なら、データを、最早アクセスすることができない該データを再生するのに使用することができるようなデータを記憶している他のディスクから取り出すことができるからである。請求項４に記載の構成によれば、幾つかの（又は全ての）ブロックが別個のディスク上で完全に二重化されている（又は３度以上記憶されている）。この実施例は、上記データは２度以上記憶されているが、典型的なシステムにおいては実際には、本発明によるシステムでは従来のシステムにおけるより少ない記憶容量しか必要とされないという洞察に基づいている。既に前記筋書きで示したように、帯域幅が殆どの実際のシステムに関しては制限要因であり、益々そうなるであろう。データブロックを個々の記憶ユニットにわたって最早分割（ストライプ）するのではなく、代わりに、１つのディスクから全体のブロックを読み取ることにより、記憶ユニットからデータを読み取る効率が改善される。前記第１の筋書きでは、丁度２％を越えるような効率の改善の結果、既に、ディスクが節約されている。本発明による本実施例の他の利点は、当該システムの強さが改善される点にある。一例として、１２個のディスクのうちの１つが故障し、全ブロックが二重化されているとすると、前記スケジューラは、１０個のブロックのうちの１つに関しては、当該ブロックを何のユニットから読み取るべきであるかを選択することができないであろう。パリティディスクのような他の手段は必要とされない。更に、システムの拡張性が増加する。もし追加の帯域幅（又は記憶容量）が必要な場合は、迫加のディスクを当該システムに付加することができる。既に存在するディスクから新たなディスクへ移動されるべきブロックは、ランダムに選択することができる。典型的には、移動されるべきブロックの数は、略、１つのディスク上に記憶されるブロックの平均数であろう。本発明によるシステムにおいては、当該システムの動作に対する影響は非常に少ない。５０個のディスクのシステムにおいては、ブロックの２％だけしか移動する必要がない。他の全てのブロックは全く影響を受けない。また、移動作業は、ブロックを移動させるための容量が利用可能な場合に何時でも実行することができる（即ち、該作業は当該システムが動作している間にバックグラウンドで実行することができる）。ブロックが上記の新たなディスクに移動されるにつれて、当該システムの容量は、最終的に所望の数のブロックが該新たなディスクに移動されてしまうまで、緩やかに増加する。これとは対照的に、ブロックが全ディスクにわたりストライプされている典型的なシステムにおいては、全てのディスクがアクセスされねばならず、新たなディスク上にデータを記憶するためにブロックは再構築さえされねばならない。このような大きな作業は、通常、当該システムがオフライン状態にある間になされねばならない。請求項５に記載された構成は簡単なスケジューリングのやり方を説明しており、この場合、記憶媒体からデータブロックを取り込むための要求はスケジューラにより個別に処理され、典型的には、これら要求が該スケジューラに到達する順に処理される。各要求に対して、スケジューラは、前記読取待ち行列内の既に割り当てられた担体アクセス要求の結果としてのその時点の実際の負荷に基づいて、当該ブロックを再生するのに必要とされる全てのデータ単位を記憶している何の群の記憶ユニットが最も低い負荷を有しているかを判定する。請求項６に記載された構成は、読み取られるべき一群のブロックのための要求を分散させることにより負荷をバランスさせる。これにより、既に割り当てられた要求が最早影響を受けないような上記要求を個別的に割り当てる場合に比較して、一層一様な負荷が可能となる。一例として、要求を個別に割り当てると結果として以下のような状況となる。或る要求が、等しい負荷を持つ２つの可能性のある記憶ユニットＡ及びＢから選択された記憶ユニットＡに割り当てられるとする。記憶ユニットＣの負荷は、Ａ及びＢの初期負荷より１だけ大きいとする。次の要求に対しては、記憶ユニットＡ及びＣの間で選択がなされねばならない。Ａ及びＣは共に等しい負荷を有しているから、どのような選択をしても、これらの記憶ユニットの一方の負荷を常に増加させる結果となる。一方、両要求を１つの群として扱うことにより、上記最初の要求がＢに第２の要求がＡに割り当てられるようにし、上記３つのユニットの最大負荷を低くすることができる。この実施例においては、スケジューラは何のストリームがブロックを必要とするかを判定し、記憶ユニットの負荷をバランスさせるという高いレベルの巡回的動作を実行することが分かるであろう。これとは別に、当該スケジューラは上記高いレベルのサイクル及び他の記憶ユニットの供給サイクルとは独立して、各記憶ユニットに担体アクセス要求のバッチを供給するという低いレベルの巡回的動作を実行する。上記の高いレベルのサイクルに使用されるアルゴリズムは、単一の同期されたサイクルに基づくシステム用にも使用されるような従来の如何なる好適なスケジューリングアルゴリズムでもよい。比較的速い掃引を行うディスクは、より早く再供給される。結果として、前記待ち行列はこれらのディスクに関してより少ない担体アクセス要求を含むことになり、その結果、新たなブロックに関するもっと多くのデータアクセス要求が、その時点で速く動作しているディスクに割り当てられることになる。これにより、その時点で遅い掃引を行っているディスクは解放され、結果として、全体として一層速い動作、従って低減された応答時間が得られる。請求項７に記載の構成は、新たなブロックのための要求の群に対して負荷をバランスさせる簡単なスケジューリング法を述べており、そこでは、前記記憶媒体からデータブロックを取り込むための要求は、スケジューラにより且つ典型的にはこれら要求が該スケジューラに到達する順序で個別に処理される。新たなブロックに関する各要求に対して、スケジューラは、既に割り当てられている担体アクセス要求から生じるその時点での実際の負荷に基づいて、これら要求が何の記憶ユニットに割り当てられるべきかを判定し、ここで、該記憶ユニットは読み取られるべき当該ブロックを記憶する全ての記憶ユニットのうちの最低の負荷を持つ記憶ユニットであるとする。更に、現在処理されている又は前記読取器に既に確実に送出されている（例えば、当該ディスクの次の掃引動作において読み取られるべきブロックに関する要求を記憶するハードウェアの読取要求バッファに既に送出されている）要求は、考慮する必要がない。請求項８に記載された構成によれば、当該システムを再バランスすることにより、より一層良好な負荷バランス（結果として、全体としての高速動作が得られる）を達成することができる。この再バランスは、データ単位に関する担体アクセス要求を或る記憶ユニットから、（同一のデータを再生することができる）他の記憶ユニットへ再割り当てすることにより達成される。新たなブロックの要求の結果としての担体アクセス要求が、当該システムがその時点でバランスされるように、最初から割り当てられていたとしても、当該システムは依然として後の段階での最バランスから利点を得ることができる。例えば、先に説明したように、前記初期割当がなされた際に、ディスクは、通常、最悪の場合の仮定よりも速くバッチを処理することができる。成るバッチの担体アクセス要求に対して個々のディスクがどのくらい速く掃引を行うかを予測し、当該システムをそれに応じてバランスしようと試みる代わりに、当該システムを後で再バランスする方が簡単である。更に、新たなデータのブロックのための要求が、新たなブロックのための１群の要求を順次処理することにより割り当てられるとすると、１群の要求を処理している間に、前の群において１又はそれ以上の特定の記憶ユニットが少なく負荷されていた方が良かったことが検出される事態が生じる場合がある。例えば、或るサイクルの間にスケジューラは新たな担体アクセス要求を全てのディスクの負荷が（略）同一となるように分散したとする。次のサイクルの間では、特定の記憶ユニットが当該サイクルの間に処理されるべきブロックに関するデータ単位の非常に大きな割合を記憶していることが分かる。もしそうなら、前のサイクルにおいて該記憶ユニットがより少なく負荷されていた方が有利であったことになる。このことが、未だ確実に読取器に送出されていない担体アクセス要求を再割り当てすることにより達成される。同様の再割り当てが１つのサイクル内でなされるようにしてもよい。例えば、成る群のブロックが割り当て過程の終わりに向かって順次処理されるとすると、多くの担体アクセス要求は少数の記憶ユニットに割り当てる必要があるが、実際には初期段階で担体アクセス要求が他の記憶ユニットに割り当てることができたような記憶ユニットに割り当てられてしまっていることが分かる場合がある。上記再バランスは、ブロックが１つのデータ単位として記憶されるか又は１群のデータ単位から再生される（この場合は、該群のデータ単位に関して割り当てられた全ての担体アクセス要求を待ち行列から除去し、続いて新たな群を選択すると共に新たなアクセス要求を割り当てる必要がある）ような状況に対して実施することができる。請求項９に記載された構成は、最適な負荷を達成する効果的且つ簡単な方法を提供する。図面の簡単な説明本発明の上記及び他の特徴を図示の実施例に基づいて説明するが、図面において：第１図は、本発明によるシステムのブロック図を示す。第２図は、再生のために記憶ユニットを選択する線形順次方法のフローチャートを示す。第３図は、再生のために記憶ユニットを選択する反復線形順次方法のフローチャートを示す。第４図は、ノードの回路網を経る最大のフローを解くことに基づいて再生のための記憶ユニットを選択する方法を図示する。第５図は、再生のために記憶ユニットを選択する他の反復手順を図示する。発明を実施するための最良の形態第１図は、本発明によるシステム１００のブロック図を示している。このようなシステム１００の一例はマルチメディアサーバである。マルチメディアアプリケーションは、視聴覚材料の広範な使用により特徴付けられる。オーディオ又はビデオの再生のためには、オーディオ／ビデオデータの（準）連続的な供給が必要とされる。マルチメディアサーバの既知の例は、準ビデオオンデマンドサーバ及びビデオオンデマンドサーバを含む。準ビデオオンデマンドサーバシステムにおいては、サービスプロバイダが何時タイトルが再生されるかを決定する。該タイトルのデータを含むデータストリームは、多くのユーザにより同時に受信することができる。ビデオオンデマンドシステムにおいては、典型的には、ユーザがタイトルを選択し、ＶＣＲ的な制御により該タイトルの再生出力を制御する。対話のレベルは高く、データストリームは典型的には一人のユーザによってのみ消費される。マルチメディアサーバは、通常、同様のデータレート（典型的には同一の最大データレートにより制限される）の多数のユーザ用の連続したデータストリームを並列に供給するように特別に設計されたファイルサーバを用いて実施化される。通常、１つ又はそれ以上のマルチメディアタイトルがバックグラウンド記憶媒体１１０に記憶される。現時点では、普通、ハードディスクのようなディスクが、それらの低価格大記憶容量及びランダムアクセスが可能であることから、該バックグラウンド記憶媒体１１０として使用されている。光ディスクのような他の記憶媒体を使用することもできることが分かるであろう。該記憶媒体は、一例として１０２、１０４、１０６及び１０８で示されているように、複数の記憶ユニットに分割されている。従って、記憶媒体１１０はＲＡＩＤシステムのような一群（クラスタ）の記憶ユニットにより形成されることになる。ハードディスクのような該記憶ユニットは、それ自体更に副分割することができる（結果として、階層的クラスタとなる）。本説明の目的で、この様に副分割された記憶ユニットは１つの記憶ユニット（記憶ユニット内の副ユニットよりも広い帯域幅及び／又は大きな記憶容量を持つ）とみなす。ディスク型の記憶媒体を使用する典型的なビデオオンデマンドシステムに関しては、記憶媒体１１０を形成する記憶ユニットの数は所要の帯域幅により決定される。典型的には、全てのデータストリームは毎秒Ｒ_maxデータ要素なる同一の最大消費率により制限され、ここで１データ要素は例えば１バイトである。MPEG-2で符号化された題材に関しては、最大消費率は、所望の品質に応じて、典型的には約２Ｍbits/secと約１５Ｍbits/s ecとの間に選定される。同時にＮ_max個のデータストリームを扱うよう設計されたシステムは、少なくとも略Ｎ_max＊Ｒ_max、／Ｂ個の記憶ユニットを必要とし、ここでＢは個々の記憶ユニットの保証された帯域幅である。実際には、幾つかのデータストリームに対する最大消費率は、もし例えば対応するタイトルが低品質又は異なる形式（例えばオーディオ、ところで殆どのストリームがオーディオとビデオとの組み合わせに関するものである）のものである場合は、当該システムが設計されている最悪の状況よりも低くてもよい場合があることが分かるであろう。当該システム１００は記憶媒体１１０からデータを読み取る読取器１８０を有している。該読取器１８０は、例えば、ＳＣＳＩインターフェースを用いて構成されている。有利には、記憶媒体１１０も当該システム１００に含まれるものとする。データは記憶媒体１１０から、ディスク型記憶媒体用のディスクアクセスブロック（ＤＡＢ）のようなデータ単位として取り出される。選択されたスケジューリングアルゴリズムに応じて、データを固定サイズのＤＡＢとして読み取るか又は可変サイズのＤＡＢとして読み取るかに優先度が付与される。同一のディスクから順次読み取られるＤＡＢは、典型的には、当該ディスク上には連続的には記憶されていない。通常、同一のディスクから順次読み取られるＤＡＢは、当該ディスクが複数のデータストリームに関するＤＡＢを何らかのインターリーブされた態様で供給しなければならないので、異なるファイルに属している（ここで、１つのファイルは１つのタイトルに属するブロックの集合である）。非連続なＤＡＢを読み取ることに起因する切り替えオーバーヘッドを減少させるために、ディスク掃引技術が使用される。この場合、読取器１８０は記憶ユニット１１０から多数のＤＡＢを１バッチで読み取ることができる。該バッチのＤＡＢは、それらの物理的トラック位置に基づいて配列されている。読み取り動作に関しては、ディスクヘッドは１方向のみ（例えば、データを読み取る必要がある最内側位置から最外側位置まで、又はその逆）に移動され、当該バッチのＤＡＢを読み取るためにのみ停止する。このようにして、上記切り替えオーバーヘッドは大幅に減少される。上記記憶ユニットはテープユニットにより形成することもできることが分かるであろう。この場合、非連続なテープアクセスブロックを読み取るには、通常、任意の方向への巻き取りが関連するであろう。かくして、該テープは当該バッチの最初のテープアクセスブロックの読取から開始して最後のブロックが読み取られるまで１方向に巻き取られる。階層構造の記憶ユニットも使用することができ、その場合、ディスクは例えば上記読取器がデータを得るキャッシュの形で作用する一方、テープはデータをディスクに供給するバックグラウンド記憶部を形成する。有利には、読み取り要求のバッチを受け、要求された読み取り動作の所要のスケジューリングを反復実施して特定のディスクに関して最適の掃引を行うような読取器１８０が使用される。読取器１８０は、ディスクから読み取られたデータを、潜在的にディスクから読み取られたのとは異なる順序で、バス１４０を介して当該システム１００の残部に供給する前に、一時的に記憶するためのキャッシュメモリも含んでいる。上記読み取りの制御、掃引順序の管理及び読み取られたデータのキャッシュ記憶のような当該読取器の役割は分散させることができ、その場合、上記記憶ユニットの各々がこれら機能を果たす自身のコントローラを有することが分かるであろう。もしそうなら、読取器１８０の主たる仕事は、これらの種々の“インテリジェント”制御ユニットの動作を協調させることとなる。特にビデオに関しては、データストリームは非常に大量となる。この量を減らすために、典型的には、圧縮技術が使用される。圧縮方法の結果、例えばMPEG-1 符号化の固定レート様式を用いた固定レートのデータストリームが、又は例えば MPEG-2符号化の可変レート様式を用いた可変レートデータストリームが得られる。可変データレートストリームに関しては、通常、毎秒Ｒ_maxデータ要素なる固定の同一の最大消費率が仮定され、該最大消費率は当該システムが最悪の状況（例えば、全てのデータストリームが最大のデータレートでデータを消費する場合）においても動作するのを保証するために該システムの規模（例えば、当該システムの帯域幅及び／又は記憶部のサイズ）の決定に使用される。通常、データは記憶媒体１１０内に記憶され、当該システムにより圧縮された形態で処理される。ユーザ１３０においてのみ、データストリームはデコーダを用いて伸張される。特に可変レートシステムの場合は、システム１００はＶＣＲ的な制御機能を扱うこともできる。このような場合は、データストリームは活性状態及び停止された状態のような複数の状態のうちの１つにあり、ここで、活性データストリームはユーザにデータを供給し、停止されたデータストリームは目下ユーザにはデータを供給しない。典型的には、ユーザがデータの消費を一時的に停止している場合は、当該ストリームは活性状態のままである。ユーザがストリームを切り替えると（例えば、明示的に新たなタイトルを選択するか、又は当該システムに高速順方向送りモードを指示する結果として同一のタイトルが高速で表示されるような新たなストリームが選択されることにより暗示的に新ストリームが提供される）、当該ストリームは一時的に停止され、新たなデータがロードされるのを可能とする。スローモーション機能はデータを低いレートで消費することにより（当該ストリームは活性状態のままである）、又は新しいストリームに切り替える（当該ストリームは一時的に停止される）ことにより実施することができることが分かるであろう。システム１００は、当該データストリームに対して、現在の状態を示すストリーム状態を維持する。１又はそれ以上のデータストリームのストリーム状態は、当該サーバの主メモリ（ＲＡＭ）又は特別なレジスタのような状態メモリ１９０に記憶することができる。データストリームの部分集合に対して、データが記憶媒体１１０から読み取られ、その場合、読み取られたデータはバス１４０を介して時間多重されたストリームとして供給される。何れの場合においても、記憶媒体１１０は当該システムの全てのユーザに対して連続したデータストリームを同時に供給することはできない。その代わりに、データストリームの部分集合に対するデータが読み取られ、当該システム１００の残りの部分に対して、対応するデータストリームにより消費されるよりも高いデータレートで供給される。従って、当該システム１００は、各ユーザ１３０へのデータの所要のレートでの供給を達成するために、バッファ１２０を有している。通常、バッファ１２０はＲＡＭを用いて構成される。当該システム１００は、更に、上記データストリームのデータをユーザに伝送するための通信手段１５０を有している。この通信手段１５０は、当該システム１００の近くに位置するユーザに対して上記データを供給するためのローカルエリアネットワークのような何らかの好適な手段により形成することができる。実際には、長い距離にわたり上記データを供給するために電気通信回路網又はケーブル回路網が使用される。システム１００は、当該システム１００を制御するための制御ユニット１６０も有している。該制御ユニットの主要部分はスケジューラ１７０により形成されており、該スケジューラはバッファ１２０のアンダーフロー又はオーバーフローを防止するために読取器１８０により記憶媒体１１０から何のＤＡＢが読み取られるべきであるかを決定する。該制御ユニットは、典型的には、ＲＩＳＣ型マイクロプロセッサ又はＣＩＳＣ型マイクロプロセッサのようなプロセッサにより形成され、該プロセッサはＲＯＭ又はハードディスクのような記憶媒体からロードされるリアルタイムオペレーティングシステムの制御の下で動作する。スケジューラ１７０は、上記オペレーティングシステムに統合されたソフトウェアモジュールとして構成されるか、又はアプリケーションプログラムとしてロードすることができる。典型的には、スケジューラ１７０は前記バッファの充填度のような状態情報を受け取り、該情報をスケジューラ１７０は判断の基とする。ＶＣＲ的な制御を提供するようなシステムに関しては、上記スケジューラはストリームの状態に関する情報も入力する。このようなシステムにおいては、典型的には、制御情報がユーザ１３０から通信手段１５０を介して入力される。本発明による該システムにおいては、ストリームに対して読み取られるべきデータのブロックは前記記憶ユニットの１つにＤＡＢのような１つのデータ単位として記憶することができ、又は、他の例として、数個のデータ単位として記憶することができる。数個のデータ単位が使用される場合は、これらデータ単位は異なる記憶ユニットに分散することができる。１つの形は、ブロックが全ての記憶ユニット上に分散されることである（同一の数のＤＡＢが各記憶ユニットから読み取られて、上記ブロックを形成する）。該ブロックを全てのディスク上に分割（ストライプ）する代わりに、ブロックは１群のディスク上にストライプすることもできる。ストリームに対してデータブロックを読み取る必要がある場合は、スケジューラ１７０は、何のデータ単位（２以上のデータ単位が関係している場合は、複数のデータ単位）が取り出されるべきであるかを決定する。このデータ単位に関しては、スケジューラ１７０は該データ単位が何の記憶ユニットに記憶されているかを判定し、担体アクセス要求を読取待ち行列１７２に入力する。この担体アクセス要求は、上記データ単位と上記判定された記憶ユニットとに関連付けられている（例えば、該担体アクセス要求は待ち行列へのレコード又はデータ構造のようなエントリの形をとり、そこでは該エントリの或るフィールドは上記データ単位を指示するために使用され、他のフィールドは上記記憶ユニットを指示するために使用される）。好ましくは、読取待ち行列１７２は複数の記憶ユニットの各々に対して、対応する読取副待ち行列を有するようにする。図示のものは副待ち行列１７４、１７５、１７６及び１７７であり、ここで副待ち行列１７４は記憶ユニット１０２に関連付けられ、副待ち行列１７５は記憶ユニット１０４に関連付けられ、副待ち行列１７６は記憶ユニット１０６に関連付けられ、副待ち行列１７７は記憶ユニット１０８に関連付けられている。このようにして、スケジューラ１７０は、或る記憶ユニットに対する担体アクセス要求を該記憶ユニットに関連付けられた読取副待ち行列に入力することにより、担体アクセス要求を当該記憶ユニットに簡単に関連付けることができる。巡回的に、スケジューラ１７０は特定の記憶ユニットに関する担体アクセス要求の１バッチを上記読取待ち行列から取り出し、該バッチを読取器１８０に送出する。副待ち行列が使用されている場合は、スケジューラ１７０は、或る記録担体に関する担体アクセス要求のバッチを該記憶ユニットに関連する副待ち行列から簡単に取り出すことができる。スケジューラ１７０は前記記憶ユニットの各々に対する上記の巡回的な取り出しを非同期的に実行する（即ち、記憶ユニットからのデータの読み取りは異なる時点で終了するのみならず、典型的には異なる時点でも開始する）。特定の記憶ユニットに対する担体アクセス要求のバッチは、同じ記憶ユニットに対する前のバッチが処理された際に（又は、読取器が担体アクセス要求の新らしいバッチを受け付ける準備ができている場合は僅かに早く）、読取器に送出される。スケジューラ１７０は、記憶ユニットに関して新たなバッチを送出することができるか否かを監視することができる。他の例として、読取器１８０が前のバッチが完了したことを示すトリガをスケジューラ１７０に供給することもできる。他の実施例では、ブロックはＮなる複数の対応するデータ単位により表され、ここで各データ単位は異なる記記憶ユニットに記憶される。これらデータ単位のＮ未満のものが該ブロックを再生するのに必要である。該ブロックは上記データ単位のＭ個までの２個以上の群から再生することができ、ここで１≦Ｍ＜Ｎである。殆どの状況では、各群はＭなる同一の数のデータ単位により形成されるであろう（もっとも、厳格に要求されるわけではない）。このような記憶戦略の一例は、当該ブロックが７つのセグメントに分割され、他の１つのセグメントがこれら７つのセグメントに対して計算されたエラー訂正符号を用いて形成される場合である。このようなエラー訂正符号の単純な形態は、上記７つのセグメントに対するパリティを計算する（例えば、全てのセグメントの一緒の排他的論理和をとることにより）ことであり、該パリティは何のディスクが故障したかの知識との組み合わせで、検出されたエラーの訂正を可能にする。この場合、上記７つのセグメント及びエラー符号化セグメントの各々が、前記データ単位の１つを形成し、且つ、異なる記憶ユニットに記憶される。一層の冗長度を提供するようなもっと進んだ符号化方法も使用することができる（即ち、上記ブロックを完全に再生することができるために、もっと少ないデータ単位しか取り出す必要がない）。７つのデータセグメントと１つのパリティセグメントとを使用する場合は、上記ブロックを再生することができる、各々が７つのセグメントからなる８つの異なる群が存在する。上記ブロックを再生するのに最小限必要とされるデータ単位の群が区別される。データ単位は各々別個の記憶ユニットに記憶されるので、データ単位の各群は記憶ユニットの各群に１対１に対応する。スケジューラ１７０が或るブロックの読み取りを準備しようとする場合は、該スケジューラは記憶ユニットの群のうちの１つを、これら記憶ユニットへの負荷がバランスするように、選択する。或る記憶ユニットへの負荷は、例えば、該記憶ユニットに対応する副待ち行列内の担体アクセス要求の数により決定される。もし可能であるなら、読取器１８０に対して既に送出されているが、未だ処理されていない担体アクセス要求も付加的に考慮に入れるようにしてもよい。記憶ユニットの１つの群に対する負荷は、該群の記憶ユニットの平均負荷として、又は例えば該群の記憶ユニットの負荷の最大値として定義することができる。スケジューラ１７０は、選択された群の記憶ユニット（又は複数の記憶ユニット）の各々に関して担体アクセス要求を前記読取待ち行列に入力する。担体アクセス要求は、記憶ユニットと該記憶ユニットに記憶されたブロックのデータ単位とに関連付けられている。当該システム内の全てのタイトルの全てのブロックは冗長な形で記憶することができる（即ち、データ単位の少なくとも２つの異なる群から再生可能である）。他の例として、幾つかのブロックは一度だけ記憶される。例えば、当該システムにおける全てのタイトルの部分集合のブロックは冗長な形で記憶される。有利には、このような部分集合は最も好まれているタイトル（例えば、ユーザによる全アクセスの９０％のような所定のパーセント、又は最も頻繁にアクセスされる全タイトルの１０％のようなパーセントをカバーするタイトルの集合）により形成される。代わりとして又は組み合わせとして、冗長な形で記憶されたブロックの選択は、或るタイトルのブロックの部分集合に対応するようにしてもよい。例えば、或るタイトルの１つ置きのブロックが冗長な形で記憶される一方、該タイトルの他のブロックは１回だけ記憶されるようにする。多くの変形が可能であることが分かるであろう。通常、記憶媒体１１０に記憶されるブロックは複数のタイトルに関係し、ここで各タイトル（通常ファイルとして記憶される）は一連のデータブロックを有している。好ましくは、各タイトル（又はタイトルの群）は所定の冗長係数に関連付けられている。タイトルの冗長係数は、当該タイトルに関して上記記憶媒体に記憶されたデータ単位の数と、当該タイトルのデータ単位の数との比に関係する。好ましくは、タイトルの冗長係数は当該タイトルの評判に依存させるようにする。有利には、最も好まれているタイトルに対しては高い冗長係数が選択され、それ程頻繁にアクセスされない“古い好み”のものに対しては低い冗長係数が使用される。冗長係数は、当該システムの典型的な使用に対して（即ち、評判のよいタイトルとそれ程評判がよくないタイトルとの間の平均したバランスで）、平均冗長係数が所望のレベルとなるように選定される。明らかに、上記冗長係数はタイトルの群に対して選択することもできるし、個々のタイトルに対しても選択することができる。当該システムの他の実施例においては、冗長な形で記憶された幾つかの又は全てのブロックは単に二重化（Ｎ＝２）されるか、又は多重化（Ｎ＞２）される。これは、該ブロックに対応するデータ単位が各々ブロック全体を有することにより表すことができる。結果として、該ブロックを再生するのに唯１個のデータ単位（Ｍ＝１）のみが必要とされる（或るブロックの１以上のデータ単位が他の記憶ユニットに記憶された他のデータ単位から再生することができる何らかの形のエラー検出及び訂正符号を使用する場合と対照的に）。有利には、同一のブロックを記憶する記憶ユニットは前記複数の記憶ユニットから実質的にランダムに選択されたものとする。当該システム（又は別のシステム）は、ブロックの選択群を、このようなブロックが少なくとも２つの記憶ユニットに確実に記憶されるようにして、前記記憶媒体に多重に記憶する手段（図示略）を有している。好ましくは、このようなブロックは正確に２つの記憶ユニットに記憶されるようにし、これら記憶ユニットは記憶媒体１１０の一群の記憶ユニットからランダムに選択される。ディスクの選択は、多重に記憶されるべき各ブロックに対して別途なされる。（疑似）ランダム順序発生器が、利用可能な記憶ユニットの範囲内でランダムな数を発生するために使用される。上記ブロックの選択群における順次のブロックの各々に対して、次のランダム数は当該ブロックが記憶されるべき記憶ユニットを示す。以下に詳述するように、記憶ユニットをランダムに選択することは、ブロックを取り出す場合に負荷の良好なバランスを可能にする。発見的アルゴリズムも使用することができ、該アルゴリズムは再生の間に統計的に“一様な ”負荷という同一の結果を達成する。明らかに、多重に記憶されるブロックが各々異なる記憶ユニットに記憶されるのが好ましく、さもなければ該多重化が負荷のバランスの改善（又は強さの改善）という結果をもたらさないからである。このことは、発生されたランダム数が当該ブロックを既に記憶している記憶ユニットに対応している場合は、次のランダム数を使用することにより、簡単に達成することができる。選択されたブロックを２つの記憶ユニットに記憶する代わりに、ブロックをもっと多くの記憶ユニットに記憶することもできることが分かるであろう。より多くの記憶ユニットが使用されるにつれて、ブロックの記憶ユニットへの割り当てはあまり“ランダム”である必要がなくなる。ここで、１９９４年の計算理論についてのＡＣＭシンポジウムの第５９３〜６０２頁に掲載された Y.Azar e.a.の“バランスされた割り当て”は、ｎ個のボールをｎ個の箱に投入されるようし、ここで各ボールにはランダムに２つの箱が選択され、当該ボールは投入時点においてより満たされていない箱に投入されるようにすると、最も満たされた箱は、高い確率で、ln ln n/ln2+0(1)個のボールを含むことになる、と述べている。これは、上記ボールが１個のランダムに選択された箱に投入された場合（この場合は、最も満たされた箱は、高い確率で、ln n/ln ln n(1+o(1))個のボールを含む結果になるであろう）よりも指数関数的に少ない。これらの結果は、特に多数のブロックに関しては、全てのブロックを完全に多重化し、これらブロックをランダムに２つのディスクに記憶すると、これらディスクは略同一の数のブロックを有する結果になることを示している。実用的目的のため、特定のディスクに記憶されるブロックの数は、全てのディスクに記憶されるブロックの数の平均に近いと仮定することができる。データストリームに対し新たなブロックが必要になった場合、スケジューラ１７０は対応するデータ単位が記憶された記憶ユニットの群を判定する。当該ブロックが１個の記憶ユニットにのみ記憶されている場合は（即ち、当該ブロックが多重に記憶されているブロックの選択群に属していない場合は）、上記スケジューラは該ブロックを読み取るための読取要求を、この記憶ユニットに割り当てる。上記ブロックが多重に記憶されている場合は、スケジューラ１７０は、それら記憶ユニットの１つを選択し、当該ブロックに対応するデータ単位を示す担体アクセス要求を該選択された記憶ユニットに割り当てる。スケジューラ１７０は、上記群から、記憶媒体１１０の各記憶ユニットの負荷がバランスするように、記憶ユニットを選択する。全てのディスクを同期的に動作させることにより各ディスクからデータ単位が読み取られる状況と、これらディスクが非同期的に動作される状況とを比較してシミュレーションが行われた。これらシミュレーションは各ブロックが２つのランダムに選択された記憶ユニットに記憶されるようなシステム対して実施された。同期式システムにおいては、全てのバッチが前記読取器に対して“同時に”送出される。次のバッチは、以前の全てのバッチが全てのディスクに関して完了するやいなや送出される。非同期式システムにおいては、個々の記憶ユニットに対して、次のバッチは同じ記憶ユニットに対する以前のバッチが完了するやいなや送出される。１０個のディスクを備えるシステムに関する結果が下記の表に示されている。これらシミュレーションは、ディスクを非同期的に制御することにより平均の場合の応答時間の大幅な減少が達成されることを示している。各ブロックが２つのランダムに選択された記憶ユニットに記憶されるようなシステムに関しては、応答時間は平均して３倍減少された。当該システムにおいてもっと多くのストリームが活性状態であると、この非同期的構成の性能は同期的構成に較べて一層改善される。本発明の一実施例においては、スケジューラ１７０はデータストリームのためのブロックの取り込み要求を個別に取り扱う。要求が到来する（又は、スケジューラ１７０が新たなブロックが必要であることを自ら検出する）毎に、該スケジューラは、当該ブロックに対応する記憶ユニットの群のうちの何れがその時点で最も負荷が軽いかを判断することにより、記憶ユニットの１つの群を選択する。負荷を判断するには、既に割り当てられている担体アクセス要求のみが考慮される。以前の読取要求の再割り当てはなされず、スケジューラ１７０に既に到来しているかも知れないブロックの他の取り込み要求は考慮されない。以前の担体アクセス要求の唯一の影響は、既に割り当てられているが未だデータが読み出されていないような担体アクセス要求の結果としての記憶ユニットの負荷を介してのものである。実際の状況では、スケジューラ１７０は、当該スケジューラ１７０が依然として状態を決定することができるような割り当てられた担体アクセス要求を考慮に入れることができるのみであることが分かる。一例として、読取器１８０（又は、上記記憶ユニットの個々のコントローラ）は掃引順序を最適化するためにハードウェア的に何らかの形の内部スケジューリングを実施することができる。一旦担体アクセス要求が発せられると、スケジューラ１７０は、最早、何時実際のデータ単位が読み取られようとしているか又は読み取られているかを判断することはできない。従って、スケジューラ１７０は斯かるディスクアクセス読取要求を完了されたもと及び負荷に最早寄与しないものと見なすことができる。このような割り当て方法は、如何なる形態の冗長記憶（完全な多重化は必要ではない）にも利用することができる。本発明によるシステムの他の実施例においては、スケジューラ１７０はブロックを一度に取り込むための２以上の要求の群を扱うことにより記憶ユニットへの負荷をバランスさせる。これは、一層良好なバランスを可能とするのみならず、ビデオサーバにおいて通常使用されている巡回的なやり方に調和しており、そこでは各サイクルにおいて何のデータストリームに対してブロックを読み取る必要があるかを先ず判断し、次いで対応する担体アクセス要求が割り当てられる。本発明によれば、スケジューラ１７０は、先ず、次のサイクルにおいて読み取られるべきブロックの群を決定する（これは、個々の記憶ユニットの掃引動作とは独立した高いレベルの巡回的動作であることに注意されたい）。スケジューラ１７０は、次に、該群の全てのブロックに関して、データ単位が読み取られるべき記憶ユニットの群を、これら記憶ユニットへの負荷がバランスするように選択する。負荷を判断するため、既に読取待ち行列内にあり且つ上記群のブロックに関連付けられている担体アクセス要求のみが考慮される。このようにして、負荷は関係する記憶ユニット（即ち、読み取られるべきブロックの１つにおけるデータ単位のうちの１つのコピーを有する記憶ユニット）に対して、比較的簡単にバランスさせることができる。典型的には、上記ブロックの群（従って、データ単位の数）は記憶ユニットの合計数より大幅に大きいので、通常は、全ての記憶ユニットが関係する。これにより、全記憶ユニット上の負荷の妥当なバランスを達成することができる。他の例として、スケジューラ１７０は、それらデータ単位が未だ全て読み取られていないなら、以前の群の割り当ての結果としての負荷も考慮することができる。第２図は、本発明によるシステムの他の実施例におけるスケジューラ１７０の動作のフローチャートを示し、ここで該スケジューラは前記群の各ブロックを順次取り扱う。これらブロックには何らかの順序が存在すると仮定する。この順序自体は重要ではない。この順序は、例えば、スケジューラ１７０がブロックを取り込むための要求を受ける順序である。他の例の順序は、当該ブロックが意図するバッファの順序に基づくものかもしれない。ステップ２００において、スケジューラは該順序の最初のブロックを選択する。選択されたブロックは、ステップ２１０、２２０及び任意選択的にステップ２３０において処理される。ステップ２４０においては、スケジューラ１７０は該群の全てのブロックが処理されたかを判定する。もしそうなら、動作は終了する。そうでない場合は、ステップ２５０において当該群の次のブロックが選択され、処理がステップ２１０において継続される。各ブロックに対して、スケジューラ１７０はステップ２１０において、当該ブロックを再生することができるデータ単位を有する記憶ユニットの群を判定する。ステップ２１５においては、全てのブロックが冗長な形で記憶されているのではないようなシステムで使用される任意選択的な判断がなされる。当該ブロックが記憶ユニットの１つの群のみから再生することができる（即ち、当該ブロックが冗長的に記憶されたブロックの選択群に属していない）場合は、スケジューラは、ステップ２２０において、当該ブロックに対応するデータ単位（又は複数のデータ単位）を関係する記憶ユニット（又は複数の記憶ユニット）から読み取るための担体アクセス要求を割り当てる。当該ブロックが冗長な形で記憶されている場合は、スケジューラ１７０はステップ２３０において記憶ユニットの群の内の１つの群を選択し、ステップ２２０において当該ブロックのデータ単位（又は複数のデータ単位）を読み取るための上記担体アクセス要求（又は複数の担体アクセス要求）を、この群の記憶ユニット（又は複数の記憶ユニット）に割り当てる。スケジューラ１７０は、その時点で当該群の以前に処理されたブロックのために既に割り当てられていた担体アクセス要求の結果として最も低い負荷を有している記憶ユニットの群を選択する。このアルゴリズムは、以下では、線形割り当てアルゴリズム（Llnear Assignment algorithm）と呼ぶ。本発明による一実施例においては、スケジューラ１７０は、前記読取待ち行列内の担体アクセス要求の結果としての記憶ユニットの負荷バランスを改善することができるかを判断する。もしそうなら、スケジューラ１７０は少なくとも１つのブロックに対して、最初に意図したのとは異なるデータ単位（又は複数のデータ単位）が確実に読み取られるようにする。これは、当該ブロックの結果としての担体アクセス要求（又は複数の担体アクセス要求）を上記読取待ち行列から削除することにより実行される。次に、スケジューラ１７０は当該ブロックを再生することができる記憶ユニット（又は複数の記憶ユニット）の群を再選択する。例えば、（当該ブロックに関連付けられた記憶ユニット（又は複数の記憶ユニット）の群から）その時点でより低い負荷を有している群を選択することができる。最後に、スケジューラ１７０は、上記の選択された群の記憶ユニット（又は複数の記憶ユニット）の各々に対して、担体アクセス要求を前記読取待ち行列に入力する。この担体アクセス要求は、上記記憶ユニットと該記憶ユニットに記憶されたブロックのデータ単位とに関連付けられる。第３図は、本発明によるシステムの他の実施例におけるスケジューラ１７０の動作のフローチャートを示す。ステップ３１０において、スケジューラ１７０は初期割り当てを実行する。スケジューラ１７０は当該群のブロックの各々に対して記憶ユニット（又は複数の記憶ユニット）の予備的な群を選択し、対応する担体アクセス要求（又は複数の担体アクセス要求）を、上記の予備的に選択された記憶ユニット（又は複数の記憶ユニット）の群の各記憶ユニットに割り当てる。上記の選択過程は、常に最初の群の記憶ユニットを選択するか（何らかの形で各群の順序付けが確立されていると仮定する）、又は可能性のある群から記憶ユニットの１つの群をランダムに選択するというように、単純なものとすることができる。好ましくは、ステップ３１０の初期割り当ては、ブロックの群内のバランスを考慮した第２図の順次割り当て方法を用いて実行される。この初期割り当てに続いて、スケジューラ１７０は、当該群の各ブロックに対して記憶ユニットの群が再選択されると共に対応する担体アクセス要求が再割り当てされるような反復手順を開始する。好ましくは、上記再割り当ては第２図に示した方法に対応するような下記の方法により実行される。再び、これらブロックには何らかの順序が存在すると仮定すると、スケジューラ１７０はステップ３２０において該順序の最初のブロックを選択する。選択されたブロックは、ステップ３２５、３３０、３４０及び３５０で処理される。ステップ３６０においては、スケジューラ１７０は当該群の全てのブロックが処理されたかを判断する。もしそうなら、該反復手順のループは完了する。もしそうでないなら、ステップ３７０において当該群の次のブロックが選択され、ステップ３２５において処理が継続される。ステップ３８０においては、スケジューラ１７０は当該ループを終了するための条件が満たされているかが判断される。もしそうなら、当該ループからは抜け出され、さもなければ次のループがステップ３２０において開始される。上記条件自体は、当該ループが所定の回数実行されたか否か、又は最後のループの結果としての最大負荷が当該ループが開始された以前と同じであるか否か等の、単純な条件である。各ブロックに対して、スケジューラ１７０はステップ３２５において、当該ブロックのデータ単位（又は複数のデータ単位）を読み取るために既に割り当てられている担体アクセス要求（又は複数の担体アクセス要求）の割り当てを外す。次に、スケジューラ１７０はステップ３３０において何の記憶ユニットの群が当該ブロックに対応するか（即ち、当該ブロックを再生することができるか）を判定する。ステップ３３５においては、全てのブロックが冗長な形では記憶されていないようなシステムで使用することができる任意選択的な判断がなされる。当該ブロックが１つの群の記憶ユニットにのみ記憶されている（即ち、当該ブロックが冗長的に記憶されたブロックの選択群に属していない）場合は、該スケジューラはステップ３４０において、当該ブロックのデータ単位（又は複数のデータ単位）を読み取るための担体アクセス要求（又は複数の担体アクセス要求）を該群の記憶ユニット（又は複数の記憶ユニット）に割り当てる。当該ブロックが冗長な形で記憶されている場合は、スケジューラ１７０はステップ３５０において記憶ユニットの群のうちの１つの群を選択し、ステップ３４０において当該ブロックのデータ単位（又は複数のデータ単位）を読み取るための担体アクセス要求（又は複数の担体アクセス要求）を該選択された群の記憶ユニット（又は複数の記憶ユニット）に割り当てる。スケジューラ１７０は、その時点で、当該群の以前に処理されたブロックに対して既に割り当てられていた担体アクセス要求の結果として最低の負荷を持つ記憶ユニット（又は複数の記憶ユニット）の群を選択する。このアルゴリズムは、以下では線形再割り当てアルゴリズム（Linear Rea ssignment algorithm）と呼ぶが、上記初期割り当ては線形割り当てアルゴリズム（Linear Assignment algorithm）により実行される。本発明による他の実施例においては、スケジューラ１７０は当該群のブロックに関する担体アクセス要求を、近似最大フロー問題（analogous maximum flow p roblem）を解くことから導出される割当に従って割り当てる。この割当アルゴリズムが、ブロックが完全に多重化されている（即ち、当該ブロックに対応するデータ単位が該ブロックを完全に含む）ような状況に関して説明される。当業者であれば、同じ原理をブロックが数個の記憶ユニットに分散されている状況にも使用することができるであろう。第３図のステップ３１０と同様に、スケジューラ１７０は当該群のブロックの各々に対して記憶ユニットを予備的に選択し、この予備的に選択された記憶ユニットに対して対応する担体アクセス要求を割り当てることにより、先ず初期割り当てを実行する。近似最大フロー問題は以下のように定義される。各記憶ユニットｓ_iに対して対応するノード（頂点）ｎ_iを含むようなノードｎ_iのネットワークが定義される。このネットワークは、ソースノード（ｓ）及びドレインノード（又はシンクノード）（ｄ）も有している。各ノードｎ_iは対応する弧（有向辺）を介してｎ_j（ｉ≠ｊ）に接続されており、該弧はｓ_i及びｓ_jの両方に記憶され且つ対応する担体アクセス要求がｓ_iに割り当てられているようなブロックの数に対応する容量を有する。従って、該容量はｓ_iからｓ_jに再割り当てすることができるブロックの数を示している。第４ａ図は、ノードｎ₁ないしｎ₃により各々表された３つの記憶ユニットｓ₁ないしｓ₃に関するネットワークを図示している。この例では、記憶ユニットｓ₁ないしｓ₃の各初期負荷が１５、１２及び１０であると仮定されている（対応するノードの中心に示されているように）。或るノードから他のノードへの弧の傍には、これらノードに対応する記憶ユニットの間で幾つの担体アクセス要求を再割り当てすることができるかが示されている（例えば、本例では、３個のブロックをｓ₁ からｓ₂に、２つのブロックをｓ₂からｓ₁に再割り当てすることができる）。前記問題は、記憶ユニットの最大負荷ｌ_maxをｋ単位だけ低下させることができるかを判断することができるというように定義され、ここで上記負荷は担体アクセス要求のこれら記憶ユニットへの前記予備的割り当ての結果である。この目的のため、ソースｓがmax(k+l_i-l_max，0)なる容量の対応する弧を介して各ノードｎ_i に接続される。この式において、ｌ_iは、予備的にｓ_iに割り当てられた担体アクセス要求の結果としての記憶ユニットｓ_iの負荷に対応する。結果として、最大負荷ｌ_maxは、全記憶ユニットにわたりｌ_max＝max{ｌ_i}により与えられる。第４ａ図の例では、ｌ_maxは１５である。更に、各ノードｎ_iはmax(l_max-l_i-k，0)なる容量を持つ対応する弧を介してドレインｄに接続されている。第４ａ図の例では、ｋは２に選択され、前記ソースから各ノードへの及びこれらノードから上記ドレインへの対応する容量が示されている。次に、当該ネットワークを経る最大フローが計算される。第４ｂ図は、算出されたフローの可能性のある結果を示している。各弧の隣に（第４ａ図では容量が示されたのとは異なり）フローが示されている。弧内のフローは該弧の容量を超えることはできない。ソースｓから各ノードへの弧の容量は、ソースｓから各ノードへの算出されたフローが当該容量に一致する（即ち、容量が完全に使用される）場合及びこのような場合にのみ、上記最大負荷がｋ単位だけ確かに低下させることができるというように、定義される。一例として、或るノードの負荷が最大負荷ｌ_maxに等しい場合は、容量max (k+l_i-l_max，0)＝max(k+l_max-l_max，0)＝ｋを反映して、該ノードの負荷をｋ単位だけ低下させることが望ましい。同様に、ｌ_max−１なる負荷を持つノードに関しては、容量max(k+l_max-1-l_max，0)＝max(k-1，0)＝k-1（ｋ＞＝０と仮定する）を反映して、該負荷はｋ−１単位だけ低下させることが望ましい。上記式は、ｌ_max−ｋ（又は、それよりもっと低い）なるノードの負荷は低下させる必要がないことも表している。同様に、各ノードからドレインｄへの弧の容量は、当該ノードへの負荷を、ｌ_max−ｋなる所望の最大負荷を越えることなく、どれだけ多くの単位だけ増加させることができるかを表している。各ノードからドレインへの算出されたフローは、当該システムがいっぱいには負荷されていないことを反映して（第４ｂ図ではｎ₃からドレインへのフローは１であるのに対し、その容量は３であり、ｎ₃への負荷は未だ更に２つのブロックまでは増加することができることを示している）、各容量よりは低いであろうことが分かるであろう。算出された最大フローが最大負荷をｋ単位だけ低下することができることを示している場合は、スケジューラ１７０は、結果として算出されたｎ_iからｎ_j へのフローに等しいようなｓ_iからｓ_j（ｓｉ≠ｓｊ）への担体アクセス要求の数を再割り当てする。第４ｃ図は、第４ｂ図に示される算出されたフローによる再割り当てを示している。当該ネットワークを介しての最大フローを計算するには、よく知られているフォード＆ファルカーソン（Ford&Fulkerson）アルゴリズムのような如何なる好適なアルゴリズムも使用することができる。最大フロー理論の詳細は、１９８９年のケンブリッジ大学出版の第９６〜１０６頁にアラン・ギブソンにより掲載された“アルゴリズム的グラフ理論”に記載されている。良好にバランスされたシステムの記憶ユニットに対する最大負荷は、（境界を含み）これら記憶ユニットへの切り上げ（upwardly rounded）平均負荷ｌ_avgと、前記予備的割り当ての結果としての最大負荷ｌ_maxとの間にあるであろう。従って、ｋは１とｌ_max−ｌ_avgとの間に選択することができる（ｌ_maxがｌ_avgに等しい場合は、負荷は低下させることはできない）。最大負荷を低下させることができるｋの最大値を決定するには、種々の方法を使用することができる。例えば、所望の結果に到達するまで、境界の一方から始めてｋの全ての値を順次試す（例えば、ｋ＝ｌ_max−ｌ_avgで開始して最大フローを計算する）；そして、成功しなかった場合は成功するまで又はｋ（ｋ＝１）なる最終値が不成功に試されるまでｋを低下させる。また、“二進サーチ”を実行することもでき、ここではｋは間隔の略中間に選択される。もし成功した場合は該間隔の上側半分で繰り返され、さもなければ該間隔の下側半分で繰り返される。斯かる処理は、ｋの値に到達するまで繰り返される。本発明によるシステムの一実施例においては、前述した最大フロー問題に基づくアルゴリズムを解くことにより得られるのと同じ結果が、反復手順を実行するスケジューラ１７０により達成され、これが第５図に示されている。前述と同様に、最初のステップ５１０は、当該群のブロックの各々に対して予備的な記憶ユニットを選択し、この予備的に選択された記憶ユニットに対応して担体アクセス要求を割り当てることにより初期割り当てを実行することである。この初期割り当てに続いて、スケジューラ１７０は反復手順を開始し、該手順においては担体アクセス要求を最大負荷を持つ記憶ユニットからｌ_max−１より少ない負荷を持つ記憶ユニットへ再割り当てする試みがなされる。該再割り当ては或る記憶担体から他の記憶ユニットへの直接的なものでもよいが、一連の再割り当ても起こり得る。ステップ５２０においては、スケジューラ１７０は、ｓ_iへの負荷が複数の記憶ユニットの最大負荷ｌ_maxに等しいような負荷を持つ記憶ユニットｓ_iを選択する。該負荷は現在割り当てられている担体アクセス要求からの結果である。１以上の記憶ユニットが最大負荷を持つ可能性があることが分かるであろう。もしそうなら、これらのうちの何れか（例えば、これらのうちの最初のもの）を選択することができる。ステップ５３０においては、スケジューラは、ｓ_iからｌ_m _ax −１未満の負荷を持つ別の記憶ユニットｓ_jへの経路が存在するか否かを判断する。該経路を介して１つの読取要求をｓ_iからｓ_jへ移動することが意図され、これによりｓ_iへの負荷を１つ減らし、ｓ_jの負荷を１つ増やす。改善を得るには、ｓ_jへの結果としての負荷がｌ_max未満でなければならず、これはｓ_jの初期負荷がｌ_max−１未満でなければならないことを意味する。上記経路に沿って読取要求を移動することができるように、該経路はｓ_i＝ｓ_p1及びｓ_j＝ｓ_pLであるような一連の記憶ユニットｓ_p1,ｓ_p2,…,ｓ_pLにより形成され、ここで各対ｓ_pk,ｓ_p(k+l) に対して担体アクセス要求がｓ_pkかｓ_p(k+l)に再割り当てされることができる（ｋは１からＬ−１の範囲である）。このような経路が存在するか否かの判断には、如何なる好適なアルゴリズムも使用することができる。一例として、記憶ユニットｓ₁ないしｓ₃（ノードｎ₁ないしｎ₃により表されている）に関して第４図に図示したようなグラフを形成することができ、該グラフを介してツリー検索を実行することができる。経路が存在した場合は、ステップ５４０においてスケジューラ１７０は、１からＬ−１のｋに対して担体アクセス要求をｓ_pk からｓ_p(k+1)に再割り当てする。次に、該手順はステップ５２０において再開される。その時点で、ｓ_iの負荷は１だけ低下されている。他の記憶ユニットが依然としてｓ_iが前に有していたのと同様の最大負荷を有している場合は、これらユニットのうちの１つがステップ５２０において選択される。ｓ_iが上記最大負荷を有する唯一の記憶ユニット（又は最後の記憶ユニット）であった場合は、これは自動的に当該システムの最大負荷を１だけ低下させたことになるであろう。結果として、前よりは１だけ低下しているが、ｓ_iは今や再び最大負荷を有する（通常、幾つかの他の記憶ユニットも該最大負荷を有する）ことになる。所望なら、この処理は繰り返される。好ましくは、この処理は（当該スケジューラ又は該スケジューラを実行するシステムが十分な余裕時間を有しているなら）バックグラウンドで実行される。該処理の如何なる繰り返しも、最大負荷を有する記憶ユニットに対して負荷を低下させるような経路を見つけることができない場合は、終了される（及び後に再開される）。３つのアルゴリズム、即ち線形割り当て（Linear Assignment;LA）、線形再割り当て（Linear Reassignment;LR）及び最大フロー割り当て（Maximum Flow Ass ignment;MFA）がシミュレーションされた。ｍ＝５〜３０個のディスクに関して（５のステップで）、シミュレーションが実行され、ここで更に活動ストリームの数が、ストリームの数をディスクの数で割った値が５〜３０（５のステップで）の範囲となるように、変化された。従って、当該システムにおける活動ストリームの数は２５〜９００の範囲である。下記の表は、該シミュレーションの1,00 0,000回の掃引に関する結果を示している。全ブロックが完全に二重化され、各掃引においてデータブロックが各活動ストリームに対して取り込まれ、全ストリームが最大レートで連続的に消費される最悪状況の筋書きを反映した。この表に示される３つの結果の各群のうち、上の結果はＬＡアルゴリズムに関係し、真ん中の結果はＬＲアルゴリズムに関係し、下の結果はＭＦＡアルゴリズムに関係するものである。各結果は最大の観測された負荷を示し、ここで該最大負荷が観測された回数が括弧内に示されている。シミュレーションの簡素化の理由で、これらシミュレーションはディスクが同期的に動作されるシステムに関して実施された。同様に良好な結果を、該システムの非同期構成に関しても達成することができる。これらシミュレーションは、比較的単純なＬＲアルゴリズムで以て、最大負荷が観測される回数はＭＦＡアルゴリズムの場合よりも多いが、殆ど全ての状況においてＭＦＡアルゴリズム（該アルゴリズムは達成可能な最良の負荷バランスを提供する）で得られるのと同様の最大負荷を伴うような良好な結果が達成され得ることを示している。また、これらシミュレーションは、ブロックを完全に二重化すると共にこれらブロックをランダムに記憶することにより、特にＬＲ及びＭＦＡアルゴリズムの場台に、殆どのシミュレーションされた状況に対して、下限である平均負荷より３ないし１０％だけしか高くないような最大負荷を達成することができることを示している。かくして、達成することができるバランスは極めて良好である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＣＹ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＪＰ【要約の続き】に供給する。

Claims

【特許請求の範囲】１．オーディオデータ及び／又はビデオデータのようなデータのブロックを記憶媒体から取り出すと共にこれらブロックを複数のデータストリームの形でユーザに供給し、前記記憶媒体が複数の記録担体型の記憶ユニットを有し、前記ブロックが少なくとも１つのデータ単位を有し、ここで、データ単位は前記記憶ユニットの１つに記憶されるものとするようなシステムであって、該システムが、前記記憶ユニットの各々に対して担体アクセス要求のバッチを、当該記憶ユニットの記録担体に対する該記憶ユニットの読取ヘッドの単一の相対移動により対応するデータ単位のバッチを読み取ることにより処理する読取器であって、前記データ単位のバッチの各単位が前記担体アクセス要求のバッチにおける担体アクセス要求の１つに関連付けられているような読取器と、スケジューラと、を有し、前記スケジューラは前記データストリーム用のデータブロックの前記記憶ユニットからの読み取りを、各ブロックの少なくとも１つのデータ単位に関して該データ単位が何の記憶ユニットに記憶されているかを判定すると共に、該データ単位と前記判定された記憶ユニットとに関連付けられた担体アクセス要求を読取待ち行列に入力し、前記複数の記憶ユニットの各々に関して当該記憶ユニットに関連する担体アクセス要求のバッチを前記読取待ち行列から巡回的に取り出すと共に、これらバッチを前記読取器に送出する、ことにより制御するようなシステムにおいて、前記スケジューラが、前記記憶ユニットの各々に対する前記巡回的な取り出しを、各個別の記憶ユニットに関し当該記憶ユニット用の担体アクセス要求のバッチを、前記読取器が該記憶ユニット用の担体アクセス要求の以前のバッチに関するデータ単位の読み取りを略完了したことに応答して、前記読取器に送出することにより、非同期的に実行することを特徴とするシステム。２．請求項１に記載のシステムにおいて、前記読取待ち行列が前記複数の記憶ユニットの各々に関して対応する読取副待ち行列を有し、前記スケジューラが、担体アクセス要求を、或る記憶ユニット用の当該担体アクセス要求を該記憶ユニットに対応する読取副待ち行列に入力することにより該記憶ユニットに関連付け、或る記憶ユニットに関する担体アクセス要求のバッチを、該記憶ユニットに対応する副待ち行列から取り出す、ことを特徴とするシステム。３．請求項１に記載のシステムにおいて、所定のブロックの選択組がＮなる複数の対応するデータ単位を有し、ここで、各データ単位は異なる記憶ユニットに記憶され、前記ブロックはＭ個までの対応するデータ単位の複数の異なる群から再生することができ（１≦Ｍ＜Ｎ）、これら群は前記ブロックに関連付けられ、データ単位の前記群の各々は当該群のデータ単位を記憶する記憶ユニットの群と１対１の対応関係を有し、前記スケジューラは前記ブロックの選択組におけるブロックの読み取りを、該ブロックに関連する記憶ユニットの複数の群から、記憶ユニットの群を、前記記憶ユニットの負荷がバランスするように選択し、この選択された群の記憶ユニットの各々に関して、当該記憶ユニットと該記憶ユニットに記憶されたブロックのデータ単位とに関連付けられた担体アクセス要求を前記読取待ち行列に入力する、ことにより制御することを特徴とするシステム。４．請求項３に記載のシステムにおいて、前記所定のブロックの選択組における他の選択組に関して、対応するデータ単位は各々完全なブロックを有し（Ｎ≧ ２；Ｍ＝１）、同一のブロックを記憶する記憶ユニットが前記複数の記憶ユニットから実質的にランダムに選択されていることを特徴とするシステム。５．請求項３に記載のシステムにおいて、前記スケジューラは、データストリームのためのブロックを取り込む要求に応答して、当該ブロックに対応する前記複数の群の記憶ユニットのうちの何れがその時点で前記読取待ち行列内に既にある担体アクセス要求の結果として最低の負荷を有しているかを判定することにより記憶ユニットの群を選択することを特徴とするシステム。６．請求項３に記載のシステムにおいて、前記スケジューラが巡回的に、次のサイクルにおいて読み取られるべきブロックの群を判定し、該群のブロックに対して、前記読取待ち行列内に存在し且つ前記群のブロックに関連付けられた担体アクセス要求の結果としての前記複数の記憶ユニットの負荷がバランスされるように、記憶ユニットの群の選択を実施する、ことにより前記複数の記憶ユニットの負荷をバランスさせること特徴とするシステム。７．請求項６に記載のシステムにおいて、前記スケジューラが、前記ブロックの群のブロックを順次処理し、各ブロックに対して、前記ブロックの群のブロックのために前記読取待ち行列内に既に入力されている担体アクセス要求の結果としてその時点で最低の負荷を有している記憶ユニットの群を当該ブロックに関連する記憶ユニットの複数の群から選択する、ことにより記憶ユニットの選択を実施することを特徴とするシステム。８．請求項３に記載のシステムにおいて、前記スケジューラが、前記読取待ち行列内の担体アクセス要求の結果としての前記記憶ユニットの負荷バランスを改善することが可能であるかを判定し、もし可能であるなら、少なくとも１つのブロックに関して、当該ブロックに対して選択された記憶ユニットの群の記憶ユニットの各々に関して担体アクセス要求を前記読取待ち行列から削除し、当該ブロックに関連する記憶ユニットの複数の群から、その時点で最低の負荷を持つ記憶ユニットの群を再選択し、この選択された群の記憶ユニットの各々に関して、当該記憶ユニットと該記憶ユニットに記憶されたブロックのデータ単位とに関連付けられた担体アクセス要求を前記読取待ち行列に入力する、ことにより前記複数の記憶ユニットの負荷をバランスさせることを特徴とするシステム。９．請求項８に記載のシステムにおいて、前記スケジューラが、前記負荷バランスを改善することが可能であるかを判定し、もし可能であるなら、ｓ_iの負荷が前記複数の記憶ユニットの最大負荷ｌ_maxに等しいような記憶ユニットｓ_iを選択し、ここで、記憶ユニットの負荷は当該記憶ユニットに目下関連する担体アクセス要求の結果であるものとし、ｓ_iからｌ_max−１未満の負荷を持つ記憶ユニットｓ_jへの経路が存在するか否かを判定し、ここで、前記経路はｓ_i＝ｓ_p1及びｓ_j＝ｓ_pLとした場合一連の記憶ユニットｓ_p1，ｓ_p2，…，ｓ_pLにより形成され、且つ、ｋがｌからＬ−１までの範囲である場合に各対ｓ_pk，ｓ_p(k+l)に対して担体アクセス要求がｓ_pk の代わりにｓ_p(k+1)に再関連付けされることができるものとし、経路が存在する場合は、１からＬ−１までの範囲のｋに関して、担体アクセス要求をｓ_pkの代わりにｓ_p(k+1)に再関連付けさせる、ことにより担体アクセス要求を再関連付けすることを特徴とするシステム。