JP3326131B2 - スケジューリングシステム及びその方法 - Google Patents

スケジューリングシステム及びその方法

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JP3326131B2 JP03015199A JP3015199A JP3326131B2 JP 3326131 B2 JP3326131 B2 JP 3326131B2 JP 03015199 A JP03015199 A JP 03015199A JP 3015199 A JP3015199 A JP 3015199A JP 3326131 B2 JP3326131 B2 JP 3326131B2
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    • G—PHYSICS
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  • Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
  • Television Signal Processing For Recording (AREA)

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、リアルタイム要件
及び高帯域幅の存在下でユーザによって行われる読取り
及び書込みの同時要求をサポートするための新規ディス
クスケジューリングアルゴリズムに関する。
【０００２】
【従来の技術】過去数年の間、ユーザによるビデオデー
タベースの内容の操作を可能にするシステムが人気を得
てきている。非線形編集システムと称されるこうしたシ
ステムは、基礎をなす保存サーバーが生放送供給の記
録、記録済みデータの修正及び著されたプレゼンテーシ
ョンの放送を同時に行う能力がなければならないような
娯楽産業に於いて広く適用されている。現在こうした非
線形編集システムの大部分はアナログであるが、デジタ
ル編集のサポートを提供する製品が相次いで出現してい
る。
【０００３】デジタル編集システムの重要な構成要素
は、デジタルビデオを表示し記録することのできるマル
チメディア保存サーバーである。こうした保存サーバー
の設計上の複雑さは、利用者とアプリケーションが参与
することのできる活動範囲が広いことに起因している。
例えば、ＴＶニュースの編成に使用される編集システム
について考えてみると、編集者は、オリンピック競技が
テレビで生放送されている間に、そのプログラムを記録
しモニターして、後の放送で使用することのできるハイ
ライトを同定しなければならない。また編集者達は、異
なる現場で同時に異なるクリップの編集作業を行ってい
る。例えば、ある任意の編集ステーションは水泳を、他
のステーションは体操を担当するということが考えられ
る。従って保存サーバーは、カメラから供給されるデジ
タルデータの書込み、編集者による精査のためのディス
ク上データの読取り、切り接ぎ等の編集作業の結果とし
てのディスク上データの更新及び放送用または画像視聴
用のディスク上データの読取りを担当することになる。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】こうした画像視聴のリ
アルタイム需要に起因して、保存データの読取り要求は
任意の締め切りまでに満たされなければならない。そう
でなければ、保存データは失われたものと見なされる。
但し、保存ディスク上への書込みが予定されているデー
タはもともと主メモリバッファ（または書込みバッフ
ァ）に保存されているため、書込み要求は、重要な要求
が処理されるまで延期されることが可能である。しか
し、やはり書込み要求は、無制限に延期されることなく
適当な時間内に処理されなければならない。これは、主
メモリバッファサイズの物理的制約の結果である。
【０００５】前記に鑑みて、そのプレゼンテーションの
最終期限に適合しないディスクの読取り量を最小にし、
ディスクの書込みの場合の無期限延長及び大型バッファ
サイズを回避することが望ましい。さらに、ディスクか
らのページ検索に於いて最も時間を消費する部分はシー
ク時間であることから、利用可能なディスク帯域幅の使
用を拡大して保存サーバーの処理能力を向上させること
が望ましい。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明は、記憶装置の読
取り要求と書込み要求の同時処理を、こうした要求に関
連したリアルタイム要件の存在下でサポートする装置、
製造品及び方法を提供する。本方法は、複数のシーク経
路に対応する複数のパーティションを有する記憶装置デ
ータ構造を構築することを含んでいる。この記憶装置デ
ータ構造は、読取り要求及び書込み要求の両方を保存す
る。読取り要求には、少なくとも部分的に読取り要求を
処理するためのユーザが希望する応答時間に基づいた読
取り要求期限が割り当てられる。書込み要求には、少な
くとも部分的に書込みバッファの容量に基づいた書込み
要求期限が割り当てられる。書込みバッファは、書込み
要求に関連するデータを、そのデータが記憶装置に書き
込まれるまで保存する。読み書き要求は、読み書き要求
期限に対する違反を最小にしつつ、複数のパーティショ
ンの各々にとって最適なシーク経路が保持されるよう
に、記憶装置データ構造内に配置される。
【０００７】本発明の適用可能性のさらなる範囲は、本
明細書に於ける詳細な説明によって明らかとなるであろ
う。但し、詳細な説明及び特定例は本発明の好適な実施
例を表示するものであるが、単に例示的なものであるこ
とは理解されなければならず、当業者にはこの詳細な説
明から本発明の精神及び範囲内にある様々な変更及び修
正が明らかとなるであろう。
【０００８】
【発明の実施の形態】本発明は、画像視聴及び編集の両
アプリケーションのリアルタイム要件の存在下での同時
的読み書き要求のためのディスクスケジューリングに関
する。こうしたアプリケーションは共に、その独自のシ
ステム要件を有している。今回の焦点は、ディスクスケ
ジューリング要件にある。ディスクの観点から言えば、
ビデオ−オン−デマンド・アプリケーションはディスク
に読取り専用要求を発行し、画像編集アプリケーション
は、読取り要求と書込み要求の両方を発行する。さら
に、アプリケーションによっては、リアルタイム期限を
有する場合もそうでない場合もある読取り及び／或いは
書込み要求を発行することができる。
【０００９】期限の性質 ビデオ−オン−デマンドの場合、各読取り要求は典型的
には任意の期限内に満たされなければならないが、アプ
リケーションによっては、読取りまたは書込み要求の一
部がシステムによって失われることを許容する、即ち要
求がディスクによって運用されない、或いは満たされな
いものがある。例えば、幾つかのフレームは、ディスク
内の輻輳によって画像視聴の間に失われる場合がある。
【００１０】より形式的にディスクスケジューリングの
観点から言えば、ディスク読み書き要求は、各々が異な
る要件を有し、任意クラスのアプリケーションに有効で
ある４つの項類の１つに帰属するものとして分類するこ
とができる。
【００１１】４つの項類は、以下の通りである。 １． ｄｌ要求：これは期限を有する読取りまたは書込
み要求であって、要求はコンテンションの場合に失われ
る場合がある。この項類の読み書き要求は、各々Ｒdl要
求、Ｗdl要求と称される。 ２． ｄｎ要求：これは期限を有する読取りまたは書込
み要求であって、要求はシステム内のコンテンションに
関わらず失われることがない。この項類の読み書き要求
は、各々Ｒdn要求、Ｗdn要求と称される。 ３． ｎｌ要求：これは期限のない読取りまたは書込み
要求であって、要求はコンテンションの場合に失われる
場合がある。この項類の読み書き要求は、各々Ｒ nl要
求、Ｗnl要求と称される。 ４． ｎｎ要求：これは期限のない読取りまたは書込み
要求であって、要求はシステム内のコンテンションに関
わらず失われることがない。この項類の読み書き要求
は、各々Ｒnn要求、Ｗnn要求と称される。
【００１２】こうした要求項類の各々には、異なるディ
スクスケジューリング手順が設計されなければならな
い。ｎｌ項類に属する要求（Ｗnl、Ｒnlを問わない）は
常時、期限がないため処理されるまで遅延される可能性
がある。従って本システムは、これらがサービスを受け
るまで待機できることを理由とするこの種の要求の喪失
を回避しなければならない。結果的には、Ｗnl及びＲnl
要求は各々Ｗnn及びＲnn要求と同様に処理され、絶対に
失われない。こうした理由により、本明細書では、特に
ｄｌ、ｄｎ及びｎｎ項類のためのスケジューリング技術
について考察する。本システムは、大部分のビデオ−オ
ン−デマンド・アクセスを構成するＲdl要求、及び大部
分の編集指向のアクセスを構成するＲnn及びＷnn要求を
含む画像編集及びビデオ−オン−デマンド・アプリケー
ションの同時的サポートを可能にする。また、本発明は
Ｒdn、Ｗdl及びＷdn要求をも処理するように簡単に拡張
が可能であることも理解されなければならない。
【００１３】ビデオサーバーアーキテクチャの例 本発明は、本明細書に参照用として編入されている１９
９４年５月のマルチメディア通信に関する第５回国際ワ
ークショップに於ける「連続媒体のファイルシステム」
３４１−３４６ページで最初に提案されたビデオサーバ
ーアーキテクチャ上で実施することができる。このアー
キテクチャの主要構成要素は、図１に示されている。ビ
デオサーバー１０は、ＭＰＥＧで符号化（圧縮）された
ビデオストリームをサポートする。各ストリームは、メ
ディアセグメントファイル（ＭＳＦ）ブロックと称され
る固定長の小部分に分割される。任意のビデオストリー
ムのＭＳＦブロックは、ファイルシステム全体に渡って
個々に保存される。ファイルシステムは複数のディスク
記憶サーバーを有しており、各記憶サーバーはメディア
セグメントファイルサーバー（ＭＳＦＳ）１２と称され
ている。
【００１４】ＭＳＦＳ１２は、様々なビデオストリーム
に属するＭＳＦブロックを保存する。画像を適正な順序
で検索するために、シーケンス制御ブローカー（ＳＣ
Ｂ）１４は、ビデオストリームの全てのＭＳＦブロック
に関する配列されたポインタリストを保存している。Ｓ
ＣＢ１４は、ユーザのために画像再生ストリームを維持
する働きをする。ＳＣＢ１４は、複数のユーザ端末１６
（６４ユーザ等）を同時にサポートすることができる。
１基のＳＣＢ１４に接続されるユーザ端末１６の数は、
システム全体が全てのユーザに対して連続的な画像再生
を保証するように予め決定されている。
【００１５】画像再生セッションの初期設定に際して、
ＳＣＢ１４は要求された画像のポインタリストをフェッ
チする。再生の間ＳＣＢ１４は、サービスが中断されな
いようにユーザのためにＭＳＦＳ１２へ読取り要求を送
信する。ＳＣＢ１４はまた、高速早送り及び巻き戻し等
の仮想ビデオカセットレコーダ（ＶＣＲ）要求の取扱い
も行なう。
【００１６】ＳＣＢ１４及びＭＳＦＳ１２は、画像演算
処理装置（ＰＵ）１８と称される１つの主要なビルディ
ングブロックとして構築されている。１つのビデオサー
バーには、複数のＰＵ装置（１５基等）を配置すること
ができる。各ＳＣＢ１４は、その対応するＭＳＦＳ１２
の局所に存在するデータに直接アクセスすることができ
る。但し、ＭＳＦブロックは他のＭＳＦＳ１２に渡って
保存されているため、ＳＣＢ１４は他の演算処理装置１
８のＭＳＦＳ１２にアクセスする必要がある。
【００１７】全てのＰＵ１８は、通信を行うために非同
期伝達モード（ＡＴＭ）スイッチ２０に接続されてい
る。ＳＣＢ１４は、ＡＴＭスイッチ２０を使用して多重
ＰＵ１８に存在するＭＳＦＳ１２に渡って分配されたＭ
ＳＦブロックを検索することができる。ＡＴＭスイッチ
２０は、システム内の各ＳＣＢ１４から全ＭＳＦＳ１２
への接続を保証するメッシュネットワークを提供する。
【００１８】ＳＣＢ１４はまた、ビデオサーバー１０を
エンドユーザ１６に接続する外部ネットワーク２２に接
続されている。ユーザ１６は、ＭＰＥＧで符号化された
画像データの復号、仮想ＶＣＲ要求のためのユーザイン
タフェースの提供及びＳＣＢ１４との通信といった機能
を有するセットトップボックスによって外部ネットワー
ク２２に接続されている。
【００１９】ディスクスケジューリング概念の精査 ビデオ−オン−デマンド・アプリケーションでは、読取
り要求は、ユーザが任意の時間に任意の映画またはビデ
オクリップの視聴を希望することの結果である。一旦シ
ステムに入り込むと、ユーザにはある一定のサービス品
質（ＱＯＳ）が保証される。これは、フレーム損失率が
極めて少ないため視聴者には知覚されない連続するフレ
ームストリームを視聴することによって表される。フレ
ーム損失は、多くの理由から発生する可能性がある。特
に懸念されるのは、ＭＳＦＳ１２に於けるディスクの輻
輳による損失である。
【００２０】ディスクへの各読取り要求は、リアルタイ
ム期限を有している。ＭＳＦＳ１２は、ディスクが要求
をこの期限内に満たすことが可能であるかどうかを決定
する。この決定に基づいて、読取り要求は受容或いは拒
絶される。後者の場合、拒絶される読取り要求に対応す
るページは失われたものとされる。
【００２１】シーク時間は、ディスク検索に於いて最も
時間を消費する部分である。ディスクスケジューリング
アルゴリズムの目的の１つは、このシーク時間の低減に
ある。これは、シーク時間が最小となるようにディスク
アクセス要求を待機させ配列することによって達成する
ことができる。
【００２２】プロセスＳＣＡＮは、シーク時間の最小化
を試行する従来のディスクスケジューリングアルゴリズ
ムの１つである。（Ａ．Ｓｉｌｂｅｒｓｃｈａｔｚ、
Ｐ．Ｂ．Ｇａｌｖｉｎ共著「オペレーティングシステム
概念」第４版、アディソン−ウェズレイ、１９９４年参
照）ＳＣＡＮでは、ディスクヘッドが一方向（内側また
は外側）に移動し、ディスクヘッドが現行配置されてい
るところにシリンダが降りるディスク要求に対してサー
ビスを行なう。ディスクヘッドは、シリンダの高位置に
到達すると反転し、新たな経路に沿ってたまたま存在す
るディスク要求に対してサービスを行なう。リアルタイ
ム要件が含まれている場合は、ＳＣＡＮはリアルタイム
事由に適合するように修正される。
【００２３】プロセスＳＣＡＮ−ＲＴ（リアルタイム事
由を有するＳＣＡＮ）は、ＳＣＡＮの修正版である。Ｓ
ＣＡＮ−ＲＴはＳＣＡＮ配列でディスク要求のサービス
を行ない、待ち行列に既に存在しているディスク要求の
リアルタイム要件が挿入によって侵害されない場合に限
って、ＳＣＡＮ配列に新たな要求を挿入する。ＳＣＡＮ
配列への新規要求の挿入によってディスク待ち行列に既
に存在している他の要求がその期限を果たせなくなるよ
うな場合、その新規要求は待ち行列の最後に挿入され
る。この時点で、新たに挿入されるディスク要求がその
固有の期限を守ってサービスされ得るかどうかが決定さ
れる。要求がその固有の期限を守って挿入され得ない場
合、要求は放棄され、失われたものとされる。
【００２４】シーク時間の最小化だけでは十分とは言え
ない。例によっては、ユーザに対して、損失が少なく逸
失されたフレームが知覚されずにデータが特定時間に配
信されることを保証しなければならない場合がある。デ
ータ配信の遅延は様々な理由によって発生するが、ディ
スクスケジューリングアルゴリズムがＱＯＳ保証の維持
に積極的に関与しなければならないことが多くある。
【００２５】最早期限優先（ＥＤＦ）アルゴリズムは、
ディスク帯域幅使用の最適化を試行することなく、従っ
てサーバーの容量を制限することなくこの問題を処理す
る。プロセスＳＣＡＮ−ＥＤＦは、ＥＤＦ工程を使用す
るもう１つのＳＣＡＮ修正版である。ＳＣＡＮ−ＲＴア
ルゴリズムの場合と同様に、ＳＣＡＮ−ＥＤＦアルゴリ
ズムは、帯域幅の使用を不当に侵害することなくリアル
タイム制約を配列するように試行する。ＳＣＡＮ−ＥＤ
Ｆは、要求をその期限に従ってＥＤＦと全く同様に処理
し、同一期限の要求がＳＣＡＮ配列でサービスされる。
要求が全て独自の期限を有する場合、ＳＣＡＮ−ＥＤＦ
は、ＥＤＦに縮退する。反対に、要求が全て同一の期限
を有する場合、ＳＣＡＮ−ＥＤＦはＳＣＡＮと同様に機
能する。
【００２６】リアルタイムスケジューリングアルゴリズ
ムが読取り要求の処理に必ず使用されることは理解され
ているが、スケジューリングアルゴリズムは従来、ディ
スクの書込み要求をディスクの読取り要求と共に成功裡
に処理するようには開発されていない。アプリケーショ
ン固有の期限の欠落によって、リアルタイムスケジュー
リングアルゴリズムを書込みに使用することが妨げられ
ている。ここで、「アプリケーション固有の期限の欠落」
とは、リアルタイムのビデオアプリケーションを提供す
るために必要な期限を付与されることなく、ディスクス
ケジューリングシステムに入力される書込み要求のこと
を意味し、この時間的制約により必要な期限が付与され
ていなければ、書き込み要求は待ち行列内に挿入するこ
とはできない。現在提示されている可能な解法の１つ
は、１行列を読取り用、１行列を書込み用とする２つの
別々の行列を保持することである。読取り要求は、任意
の上記アルゴリズム、即ちＳＣＡＮ−ＥＤＦ、ＳＣＡＮ
−ＲＴ他等を使用してスケジュールされる。各書込み要
求は、一定のタイムアウトに関係している。ディスクへ
の書込みは、（１）それが保留中の書込み要求の期限を
侵害しない、（２）書込みバッファの容量が満杯（或い
はほぼ満杯）である、或いは（３）書込みの固定期限が
切れている、の何れかの場合に発行される。
【００２７】この解法には、幾つかの欠点のあることが
証明されている。第１に、（シーク時間を低減すること
により）多数の書込みをバッチしてディスク帯域幅使用
を増大させれば、システムが新たに到着する読取り要求
の期限を侵害する確率の増大、或いは書込み要求の欠乏
の何れかに繋がる可能性がある。また、存在中の読取り
のＳＣＡＮ配列を中断して書込みをスケジュールすれ
ば、平均シーク時間が増大し、ディスク使用が低下する
可能性がある。これにより、サーバーに於ける読取り要
求の全体的遅延が増大し、同アプリケーションによって
観測される通り、ＱＯＳが低下する結果となる。従って
本発明は、読み書き要求を均一の方法で処理し、書込み
要求に期限を割り当てて単一の待ち行列を保持するよう
な技術を提示している。
【００２８】読み書き要求の均一処理 図２は、ビデオ−オン−デマンド要求２４及び非線形編
集要求２６の両方を受信し処理する本発明の記憶装置ア
クセススケジューラを示している。図から分かるよう
に、ビデオ−オン−デマンド要求２４は単に読取り要求
であるのに対して、非線形編集要求は読み書き双方の要
求３０を構成している。編集操作の一部としてディスク
に書き込まれる予定のデータ３２は、対応する要求が処
理されるまでまず書込みバッファ３４に保存され、次い
でデータがディスク３６に伝達される。
【００２９】読取り要求２８及び読取り及びこれに結合
された書込み要求３０は、読取り要求期限割当て器３８
及び書込み要求期限生成器４０に供給される。各読取り
要求４２は、読取り要求期限割当て器３８によって期限
４４を割り当てられ、各書込み要求４６は、書込み要求
期限生成器４０によって期限を割り当てられる。こうし
た読み書き要求は次に、ディスク待ち行列編成器５０に
よって、細分化されたデータ構造（または複数のパーテ
ィションによる待ち行列）５２を有するメモリ５１に挿
入される。この場合の各パーティションは、最適なシー
ク経路に対応している。この方法により、読み書き要求
双方の期限の侵害が最小化される。
【００３０】図３から分かるように、多重に仕切られた
待ち行列５２の複数のパーティション（５６、５７、５
８、５９）は、パーティション１（５６）のディスク要
求がパーティションＮ（５９）のディスク要求より先に
ディスクサーバーによって処理されるように連続して配
置され、付番されている。従って、パーティションＮに
於ける要求は、システムで最長の遅延を経験する。この
多重パーティション構造及び処理技術を使用する場合
は、２つの問題を処理する必要がある。第１は、いつ、
どのように新規パーティションが生成或いは形成される
か、であり、第２は、到着するディスク読取り要求また
は書込み要求がどのパーティションに配置されるか、で
ある。
【００３１】ディスク読み書き要求は、続いて詳述され
る様々な規則に従って、待ち行列の適当なパーティショ
ンに挿入される。但し、読取り要求または書込み要求の
性質に基づいて、パーティションは前から後ろ、或いは
後ろから前の順に審査が可能である。前から後ろの順と
は、要求が到着すると、システムがパーティション１の
審査によって開始され、次にパーティション２、等々
と、挿入条件を満足する最初のパーティションを見い出
すまで進むことを意味している。反対に、後ろから前の
順は、システムが逆の順序でパーティションを審査す
る、即ちパーティションＮから開始してパーティション
Ｎ−１等々と続けていくことを意味している。
【００３２】図４は、本発明の工程の概観を示してい
る。まず、各パーティションが記憶装置またはディスク
の１つの走査またはシーク経路に対応している多重パー
ティション待ち行列が構築される。待ち行列のパーティ
ションは、要求が読取りであるか書込みであるかに関わ
らずこれを保有し、全要求を走査配列に配置する。多重
パーティション待ち行列が構築された（５５４）後は、
まず受信された要求が読取り要求であるか書込み要求で
あるかについての決定が行われる（５６０）。要求が読
取り要求であれば、読取り要求期限割当て器が期限を割
り当てる（５６２）。続いて、割り当てられた期限及び
走査配列に基づいて、データ保存編成器が読取り要求を
挿入する（５６４）。期限の割当て（５６２）及び挿入
手順（５６４）については共に、続いて詳述する。
【００３３】要求が書込み要求である場合は、要求に対
応するデータが書込みバッファの次の利用可能なスロッ
トに挿入される（５６６）。書込みバッファへのデータ
挿入（５６６）に続いて、ディスク書込み要求の到着割
合（arrival rate）の算出値（λＷ）が更新される。以
後、このλ Ｗ は到着速度とも呼び、単位時間当たりに到
着する書込み要求数を意味し、書込みバッファが満杯に
なるであろうと予測される時間（期限）の推定に関与す
るファクターである。このλ Ｗ を用いて書込み要求に対
する期限を算出している。従って、λＷの精度はシステ
ムの性能にとって重要である。λＷの値はディスクサー
バーの実行中は一定であって、優先的依存性を付与され
ることが想定できる。但し、λＷが過大に推定されてい
る場合は、現実を反映していない限定過多の期限が形成
されかねない。その結果、より多くの読取り要求が失わ
れる可能性がある。反対にλＷが過小に推定されている
場合は、システムが書込みバッファに於ける輻輳を考慮
しない場合がある。これは、期限が緩すぎる場合には、
スケジュールされる書込み要求の数が不十分である可能
性があるためである。従って、書込みバッファが早急に
満杯となり、書込み要求のバーストが必ず発生し、多く
の連続的読取り要求が失われることになる。
【００３４】λWの計算値が更新されると（５６８）、
λWの変動が大幅であって期限の計算の前に更新が必要
であるかどうかの決定が行われる（５７０）。ディスク
要求が大幅に変化していれば、ディスク待ち行列内に既
に存在している書込み要求の期限が計算し直され、行列
が再編成される（５７２）。但しλWがあまり変化して
いない場合は、期限の再計算は実行されず、行列の再編
成も行われない。
【００３５】λWに関する対策の実行或いは非実行が完
了すると、受信された書込み要求に対する期限が計算さ
れ（５７４）、要求が走査配列に基づいてディスク待ち
行列に挿入される（５７６）。この期限に基づいて、読
取り要求及び書込み要求は共に、複数のパーティション
の各々に対して最適なシーク経路が保持され、同時に読
み書き要求双方の期限の侵害が最小となるように処理さ
れ、引き続く処理のためにディスク待ち行列へと挿入可
能であることが分かる。
【００３６】本発明の工程のこの概観を踏まえて、次
に、両読み書き期限の割当て及び計算、要求の挿入、処
理要求、λWに関連する後続の動的演算及びλWの変動処
理について詳述する。ここで、「動的に演算する」とは、
変動する値を演算することを意味し、例えば、「状態λW
を動的に演算する」とは、２つの記録されたλWの変動値
の差を計測することおよびそれと同等の計測手段を使用
することを意味する。従ってこの動的演算手段は、変動
するλWの値の算術平均値を維持すること、λWの現在の
値を単に演算すること、またはこれらの組合せを含む。
【００３７】書込み要求の期限の計算 画像編集セッションに於いては、書込み要求がＷnn項類
に属するものとしてモデル化される。Ｗnn書込み要求
は、以下のような特徴を有している。 １． ディスクへの書込みを予定された任意のページが
既に主メモリバッファプールに保存されている。 ２． Ｗnn書込み要求が、リアルタイム期限を有してい
ない。従ってこれは、読取り要求よりも長い遅延を可能
にする。 ３． Ｗnn書込み要求は期限を有していないが、システ
ムの圧潰または電力異常の場合の損失の危険性により、
主メモリバッファに無期限に保持しておくことはできな
い。これは、書込みバッファプールが満杯となることを
回避するために将来的に何れは処理されなければならな
い。一気にディスクへと強制的に書き込まれるまでに書
込み要求がバッファ内で待機できる最長持続時間（Ｔ
Wmax）、同調可能なシステムパラメータ、は、故障間の
平均時間値に基づいて計算される。 ４． Ｗnn書込み要求は、システム負荷他によって失わ
れることがない。Ｗnn書込み要求は、システムによって
いつかは果たされなければならない。 ５． システム負荷に基づいて、書込みバッファプール
は満杯となる可能性がある。この時点で待機中のＷnn書
込み要求の幾つかはディスクへと一気に書き込まれなけ
ればならないため、新たに到着する書込み要求のための
バッファスペースが放出される。
【００３８】期限は、全ての書込みに対して課す必要が
ある。Ｗdn及びＷdlの期限はアプリケーションによって
指定されるが、Ｗnn要求に付随する期限は、利用可能な
バッファ数及び予測される書込み要求の到着速度
（λW）に基づいて記憶サーバーによって「人工的」に
計算されなければならない。
【００３９】Ｗnn書込み要求の人工的期限の計算に際し
ては、以下のようなパラメータが使用される。 １． ＮBは、書込みバッファプールのサイズ、単位は
バイト、である。但し、より大規模な書込みバッファ
は、書込み要求によってシステムに賦課される要求事項
を低減するものと予想されている。 ２． ＰWは、書込みページのサイズ、単位はバイト、
である。ＮBとＰWとを使用すれば、書込みバッファプー
ルが収容可能な書込みページ数、これはＮWで表され
る、を計算することができる。 ３． Ｗmaxは、システムが見込む、Ｗnn書込み要求が
ディスクへと一気に強制移動されるまでにバッファ内で
待機する最長時間である。 ４． 先に論議したように、λWはシステムへのディス
ク要求の到着速度であり、書込み要求間の到着間時間ま
たは時間周期の計測に基づいてシステムにより動的に測
定される。代替的に、λWは、視聴者数に対する編集者
数の割合、及び編集者に関しては書込み要求数に対する
読取り要求数の割合（即ち、（（編集者数）／（ユーザ
総数））*（（編集者に対する書込み要求数）／（編集
者に対する合計要求数）））に基づく値が一定であると
考えることができる。
【００４０】ここで、時間ｔに於いてユーザが、あるペ
ージ、例えばＰi、のディスクへの書込みを要求すると
仮定する。期限前のディスクへの書き込みを確定するよ
うに、ページＰiには期限を割り当てることが望まし
い。Ｗnn書込み要求の期限は、以下のようにして計算す
る。ｎW（ｔ）を時間ｔに於いてバッファ内に存在して
いる書込み要求数とし、ｎF（ｔ）を時間ｔに於いてバ
ッファプール内に存在する自由バッファスロット数とす
ると、以下の式が成り立つ。 (1)
【００４１】最悪の場合のシナリオでは、Ｒdl読取り要
求に起因して、書込みバッファからディスクへ全くペー
ジが書き込まれず、同時に新たな要求が速度λWで書込
みバッファプールへと次々に到着する。その結果、書込
みページＰiが（新たな書込み要求に起因して）書込み
バッファプールに到着した時点に於ける、書込みバッフ
ァプールが満杯となるまでの推定時間（ｄ（ｔ））は、
以下のようにして計算することができる（最悪ケースシ
ナリオ）。 (2) 但し、ｄ（ｔ）は事実上、時間ｔに於いて書込みバッフ
ァプールに存在している任意ページの期限、即ち書込み
バッファ内に現に存在する全ページの大域的期限であ
る。結果的に、こうした任意のページがスケジューリン
グアルゴリズムによって物理的にディスクに書き込まれ
ると、ｄ（ｔ）の値は以下のようにして緩和される。
【００４２】Ｐiの一部が物理的にディスクに書き込ま
れると、バッファプール内の１つのバッファスロットが
解放される。その結果、バッファプールに於ける全ペー
ジ用の期限が緩和される。即ち、バッファが満杯になる
までの時間が増える。故に、ｄ（ｔ）は以下のようにし
て緩和される。但し、ｔ0はｄ（ｔ）が修正された最終
時間とする。 (3) これはまた、ｄ（ｔ）についての上記式に一致する。即
ち、 (4) (5) (6) (7) 但し、ｔ0はバッファプール内に変化のあった最終時間
であることから、ｎF（ｔ）＝ｎF（ｔ0）＋１は書込み
ページが物理的にディスクへ書き込まれた後の新たなス
ペース量である。書込みページ要求が到着すると、対応
するページ、例えばＰi、が書込みバッファプールに配
置される。書込み要求をディスク待ち行列へ挿入するた
めには、Ｐiに書込みバッファプールの大域的期限ｄ
（ｔ）に一致する期限、例えばｄW（ｔ）、即ちｄ
W（ｔ）←ｄ（ｔ）、が割り当てられなければならな
い。最後に、Ｐi及びその期限ｄW（ｔ）がディスク待ち
行列に挿入される。理解されるとおり、書込み要求は、
ＳＣＡＮ−ＲＴスケジューリングアルゴリズムが読取り
要求を処理する場合と同様の方法で走査配列に挿入され
る。続いて、これが達成されるメカニズム、及び対応す
る読み書き要求間の相互作用について説明する。
【００４３】読取り要求の期限の計算 ２タイプの読取り要求、即ちＲdl及びＲnn読取り要求が
サポートされなければならない。Ｒdl要求の期限はビデ
オサーバーによって決定されるため、定数として供給さ
れる。例えば、ビデオ−オン−デマンド・アプリケーシ
ョンを行うためには、視聴者は１秒に３０フレームを見
なければならない。これは、毎３３ミリ秒に１フレーム
に相当する。１フレームが１つの読取り要求に対応して
いると仮定すれば、この読取り要求の期限は３３ミリ秒
である。
【００４４】よって、以下の説明は、Ｒnn読取り要求に
関して行う。Ｒnn項類の読取り要求は、画像編集アプリ
ケーションに関して有効である。Ｒ nn読取り要求には、
以下のような特徴がある。 １． Ｒnn読取り要求は、リアルタイム期限を有してい
ない。従って、本要求は、他の要求よりも長い遅延を可
能にする。 ２． リアルタイム期限を有していないとはいえ、Ｒnn
読取り要求は無期限に待機できるわけではない。これは
将来的に何れは果たされなければならず、本要求を保持
可能な最長持続時間が同調可能なシステムパラメータと
して供給される。例えば、システム管理者は、編集者読
取り要求の待ち時間の最大量を０．５秒と決定すること
ができる。この例では、Ｔｒmaxが０．５秒に設定され
る（即ち、Ｒnn要求の期限は０．５秒）。
【００４５】Ｒnnの「人工的」期限を決定する際には、
以下のようなパラメータが使用される。 １． Ｔｒmaxは、（先にも明示したとおり）ディスク
によって強制的にサービスされるまでシステムがＲnn要
求を待機させる最長時間である。 ２． λrは、システムへのＲnn要求の到着速度であ
る。Ｗnn書込み要求は、期限がないことに起因してＲdl
読取り要求よりも優先性が低いとされている。同様に、
期限の欠落を理由に、Ｒnn読取り要求はＲdl読取り要求
よりも低い優先性を有すると考えられる。但し、書込み
要求と対比しても、Ｒnn読取り要求にはバッファ問題が
ない（ページ読取りの余地のある限り）ため、Ｒnn要求
を書込み要求よりも低い優先性を有するものと考えるこ
とができる。従って、Ｒnn読取り要求にはスケジューリ
ングに関して最小の優先性が与えられる。
【００４６】時間Ｔｒmaxは、Ｒnn読取り要求の「人工
的」期限として観測される。言い替えれば、Ｒnn読取り
要求、例えばｒi、がシステム内でＴｒmax時間ユニット
を越えて待機しているとすると、ｒiは、この読取りに
よって被る損失に関わらず、システムにより強制的に処
理されなければならない。
【００４７】ＷNN書込み要求の挿入 先に示したとおり、書込み要求、例えばｗi、がサービ
スされるためにディスクに到着すると、対応するページ
が書込みバッファプールの次の利用可能なバッファスロ
ットに挿入され、先に説明した技術を使用して書込み要
求に人工的期限が割り当てられる。書込み要求に期限が
割り当てられると、書込み要求がディスク待ち行列に挿
入される。
【００４８】書込み要求ｗiをディスク待ち行列に挿入
する際には、以下のような段階が実行される。以下の説
明に加えて、付録ＡにはＷnn書込み要求を挿入するため
の擬似コードが示されている。まず、ディスク待ち行列
のどの部分に書込み要求Ｗiを挿入するかについての決
定が行われ、第２に、部分の決定の後、書込み要求ｗ i
を適当な走査配列に挿入するための試みが実行される。
【００４９】第１の段階は、待ち行列のパーティション
を前から後ろ、または後ろから前の順に走行することに
よって達成可能である。例えば、後ろから前の順の場合
には、アルゴリズムはパーティションＰn（ディスクサ
ーバーから最遠）から開始し、ｗiをＰnの走査配列に挿
入しようとする。ｗiの期限が侵害されていれば、ｗiの
期限が侵害されることなくｗiをＰjの走査配列に挿入で
きるような最初のパーティションＰjをアルゴリズムが
発見するまで、ｗiのＰn-1、Ｐn-2、等々への挿入が試
行される。パーティションＰ1を含む全てのパーティシ
ョンがｗiの期限を侵害している場合も可能性としては
あるが、これは極端なケースであって、実際にはまず発
生しない。しかしながら、こうした極端なケースの場合
に講じる措置についても以下で述べる（ケース５参
照）。
【００５０】第２の段階では、スケジューリングアルゴ
リズムが、新たな書込み要求ｗiを現行パーティショ
ン、例えばＰj、のその走査配列に挿入するように試行
する。この挿入工程の間には、５つのケースが発生する
可能性がある。 ケース１：未処理の読み書き要求（新たな書込み要求を
含む）の期限がこの挿入によって侵害されない。 ケース２：新たな書込み要求の期限は、それが走査配列
に挿入されれば侵害されないが、挿入時点で他の幾つか
のＲnn読取り要求の期限が侵害される。 ケース３：新たな書込み要求の期限は、それが走査配列
に挿入されれば侵害されないが、挿入時点で他の幾つか
のＲdl読取り要求の期限が侵害される。 ケース４：新たな書込み要求の期限は、それが走査配列
に挿入されれば侵害されないが、挿入時点で他の幾つか
の書込み要求の期限が侵害される。 ケース５：新たな書込み要求の期限が侵害される（Ｐ1
を含む全てのパーティションが新たな書込み要求の期限
を侵害する場合に発生する）。 ケース１は処理が最も簡単であり、可能な限り最良のシ
ナリオを表している。スケジューリングアルゴリズム
が、待ち行列に既に存在している読み書き要求のどの期
限も、また新たな書込み要求ｗiの期限をも侵害するこ
となく、書込み要求ｗiを待ち行列パーティションＰjに
挿入可能であることを発見すると（待ち行列パーティシ
ョンを後ろから前の順に走行した結果）、ｗiはディス
ク待ち行列のその走査配列に挿入される。
【００５１】ケース２では、新たな書込み要求の期限
は、それがその走査配列に挿入されれば侵害されない
が、挿入された時点で、他の幾つかのＲnn読取り要求の
期限が侵害される。侵害されるＲnn要求ｒiがパーティ
ションＰlに在ると仮定すると、この場合は、ｒiをＰ
l-1に挿入する試みが実行される。この試行が他のどの
要求の期限をも侵害することなく成功すれば、ｗi及び
ｒiの両挿入が実行される。そうでなければ、ｒiの期限
が侵害されてもｒiはＰlに於けるその現行位置に残留さ
れる。これは、Ｗnn書込み要求がＲnn読取り要求よりも
高い優先性を有しているためである。
【００５２】ケース３では、新たな書込み要求（ｗi）
が走査配列に挿入されれば、その期限は侵害されない。
但し、その挿入の時点で、他の幾つかのＲdl読取り要
求、例えばｒiの期限が侵害される（複数のＲdl読取り
要求の期限が侵害される場合は、この段階の反復が可能
であることに注意）。本アルゴリズムは、ｒi損失の回
避を試行する。ｗiが、その固有の期限を侵害されるこ
となく次のパーティションの走査配列に配置可能であれ
ば、ｗiはこの次のパーティションに配置される。これ
によりｒiの損失は回避される。しかしながら、ｗiによ
る次のパーティションへの移動がｗiの期限を侵害する
場合は、ｗiはその現行のパーティションから移動され
ず、幾つかのＲi要求が優先性のあるもとして同定され
る。
【００５３】待ち行列に於いてｒiに先行し、その場所
からｒiの場所より先のパーティションに事前に移動さ
せることのできる任意のＲnn読取り要求が探索される。
こうしたＲnn読取り要求が発見され、しかもこの読取り
要求の移動がｒiをセーブするものであれば、配置され
た要求はその位置からｒiの先の位置へと移動される。
そうでなければ、ｗiはその現行位置に挿入され、ｒiは
失われる。
【００５４】ケース１−３は、通常のシステムオペレー
ションの間の典型的なシナリオを構成している。これに
対して、ケース４及び５は極端なケースであり、書込み
要求の速度がシステム構成時間に於ける既定の上限を超
過する場合にのみ発生する。例えば、（編集者数）／
（ユーザ総数）が変化する等、システム負荷が変化する
と、λWの事前計算値が影響を受け、結果的にシステム
性能が劣悪となり（ケース４＆５）、λWの計算をし直
さなければならない。
【００５５】ケース４及び５の発生頻度が高くなれば、
要求パターンが大幅に変化していて書込みバッファプー
ルのサイズを拡大する等、システムパラメータを再評価
する時期であることを表している点に留意しなければな
らない。これはシステムパラメータの再評価の時期であ
ることを表示しているわけであるが、ケース４及び５の
処理は必ず行わなければならない。
【００５６】ケース４では、新たな書込み要求が、ディ
スク待ち行列に既に存在している他の書込み要求の期限
を侵害する。このケースでは、本アルゴリズムは、先の
場所へと移動する任意のＲnn要求を探索する。Ｗnn要求
は、Ｒnn要求よりも高い優先性を有しているため、侵害
されるＲnn要求はその場所から事前に出され、その現行
パーティションの次のパーティションへと移される。何
も発見されない場合、或いはＲnn要求の移動が書込み要
求をその期限の侵害からセーブしない場合は、期限を侵
害された全ての書込み要求がディスク待ち行列に於ける
先行パーティションに移動される、或いはこうしたパー
ティションが存在しない場合はディスク待ち行列の先頭
に移動される。こうした措置の結果、その期限が侵害さ
れるに至るＲdl読取り要求は、失われたものとされる。
先にも示したように、ケース４（新たな書込み要求が他
の書込み要求の期限を侵害する）は、書込みバッファプ
ールが輻輳しつつあること、及びシステムがオーバーロ
ードになりつつあることを示すような極端なケースを表
している。こうした状況は、ビデオサーバーの進入制御
アルゴリズムによって回避されなければならない。
【００５７】ケース５では、新たな書込み要求は、その
走査配列に挿入されたとしても期限を侵害される。先に
も述べたように、書込み要求の期限は、書込みバッファ
が満杯となる時間に基づいて計算される。結果的に、書
込み要求はバッファのオーバーフロー及び書込み要求の
損失の可能性に繋がることから、その期限が侵害される
に至ることはない。Ｗnnページは絶対に失われない（定
義により）ため、新たな書込み要求はその期限を侵害す
ることなくスケジュールされなければならない。これ
は、以下のようにして達成される。新たな書込み要求
は、ディスク待ち行列に於ける先行パーティションに配
置される、或いはこうしたパーティションが存在しない
場合は、待ち行列の先頭に配置される。期限が侵害され
るに至った読取り要求は失われたものと見なされるが、
期限が違反されるに至る書込み要求は、ケース４の場合
と同様に処理される。即ち、新たな書込み要求と共に、
待ち行列に於ける先の他のパーティションへ、或いは最
悪の場合には、待ち行列の先頭へと移動される。
【００５８】４及び５の両ケースでは、待ち行列の先頭
へと移動された書込み要求が走査配列に配列される。但
し、読み書き要求の双方に対する絶対期限が保存される
ため、新たな要求の挿入に際して、ＳＣＡＮ配列に於い
て新たな要求に先行するこうした要求の期限を更新する
必要はない。
【００５９】Ｗnn書込み要求の処理 上述の５つのケースでは全て、書込みページが一旦ディ
スク待ち行列に挿入されると、それは物理的にディスク
に書き込まれることが保証される。即ち、それはディス
ク待ち行列から消去されない。
【００６０】先にも論じたように、ディスクへのページ
の書込みは、バッファスペース（書込みページによって
占有されたスペース）の解放に通じる。従って、ページ
が一旦ディスクに書き込まれると、書込みバッファプー
ルに於ける全ページの期限及びディスク待ち行列に於け
る書込みページの期限を緩和させることができる。
【００６１】書込みバッファプールに於けるページの期
限の緩和は、先にも論じたように、大域的変数ｄ（ｔ）
を修正して行う。同様にディスク待ち行列の場合も、デ
ィスクへの書込みページの書込みに際しては、以下のよ
うな手順を適用する。
【００６２】現行時間をｔ0とする。まずディスク待ち
行列を走査し、全ての書込み要求を行列内に配置する。
優先性ｄW（ｔ0）、但し（ｔ0）はｄW（ｔ0）が修正さ
れた最終時間、を有するディスク待ち行列に於ける各書
込み要求Ｗiについて、ｄW（ｔ）を、 (8) に設定する。この期限緩和の理由は全体システムの要件
にあり、故に、読取りページの損失が低減される。
【００６３】Ｒdl読取り要求の挿入と処理 Ｒdl読取り要求の取扱いは、原初のＳＣＡＮ−ＲＴアル
ゴリズムに於いて実行されているものと類似している。
以下の説明に加えて、Ｒdl読取り要求の挿入及び処理の
ための擬似コードが付録Ｂに示されている。新たなＲdl
読取り要求ｒiがディスク待ち行列に到着すると、ディ
スク待ち行列のどの部分に読取り要求を挿入できるかに
ついて決定が行われ、次いで、その読取り要求を当該部
分に適正なＳＣＡＮ配列で挿入するための試みが実行さ
れる。
【００６４】部分の探索は、Ｗnn要求の場合に説明され
た方法と同じく、前から後ろ、或いは後ろから前へと実
行される。探索は、ｒiが部分Ｐjへと走査配列に挿入さ
れてもその期限が侵害されないような部分が初めて同定
されるまで行われる。そうした部分が存在しない場合
は、ｒiをセーブするためにその位置から他の位置へ移
動可能な任意のＲnn要求の探索が実行される。そうした
Ｒnn要求が発見されると、それが移動されてｒiがセー
ブされる。これはその後、その適正位置へと走査配列に
挿入される。こうしたＲnn要求が発見されなければ、ｒ
iは失われたものと見なされ、廃棄される。
【００６５】期限を侵害することなくｒiを挿入可能で
あるような部分Ｐjが発見されたとすると、要求を当該
部分に挿入する前に、待ち行列内の任意の要求の期限が
侵害されるかどうかを確認するための点検が行われる。
これは、ディスク待ち行列に既に存在している読み書き
要求の双方に対して実行される。どの期限も侵害されな
ければ、新たなＲdl読取り要求がディスク待ち行列へと
その走査配列に挿入される。１つ（または複数）の期限
が侵害されるようであれば、新たなＲdl読取り要求が、
前から後ろへの走査の場合は待ち行列に於ける次の部分
へ、後ろから前への走査の場合は先行部分へ移動可能で
あるかどうか、或いは任意のＲnn要求がその位置から事
前に移動可能であるかどうかを決定するための点検が行
われる。何れの場合も、新たなＲdl読取り要求の期限が
侵害されなければ、それは適正位置に挿入される。そう
でなければ、Ｒdl読取り要求は失われたものと見なさ
れ、処理されない。
【００６６】ある可能な最適化計画は、期限の侵害に遭
遇することなくディスク待ち行列の最後に配置替えする
ことのできるような書込み要求を待ち行列に於いて探索
することである。こうした書込み要求の配置替えは、そ
れが新たな読取り要求をその走査配列に収容するに至
り、しかもその期限が果たされるような場合にのみ実行
される。
【００６７】Ｒnn読取り要求の挿入 新たなＲnn読取り要求、例えばｒiが時間ｔに於いてシ
ステムに到着し、ｒiのディスク待ち行列への挿入が希
望されていると仮定する。ｒiの期限は、ｔ＋Ｔｒmaxと
して計算される。ｒiの期限を基に、Ｐkへのｒi挿入が
ｒiの期限を侵害せず、Ｐk＋１へのｒi挿入がｒiの期限
を侵害する（即ち、Ｐkはｒiの期限を侵害しないことが
可能なｒiから最遠の場所である）ような最遠のパーテ
ィションＰkを決定する。どのパーティション
（Ｐ1．．．Ｐk）にｒiが挿入されるかは、その後の問
題である。
【００６８】可能な１つのオプションは、ｒiをパーテ
ィションＰkに挿入してそれがディスクサーバーによっ
てサービスされるまで待ち行列内で待機させることであ
る。但しこれは悲観的解法であって、ｒiのその最大期
限以前でのサービスを試行することはない。第２の解法
は、それが他のどの要求も侵害しない限りに於いて、ｒ
iの早期パーティションＰkでのスケジューリングを試行
することである。さらに特定的には、ｒiは、付録Ｃに
提示されている通り、以下のような方法でディスク待ち
行列に挿入される。
【００６９】１． ディスク待ち行列のパーティション
を前から後ろへ（または後ろから前へ）、即ちパーティ
ションＰ1、Ｐ2、．．．、ＰKの順に精査する。但しＫ
は、ｒiがその期限を侵害することなくＰKに安全に挿入
可能であって、ＰK＋１に挿入されればその期限を侵害
するようなものとして選択される。 ２． 現行パーティションをＰjとする。Ｊ＝Ｋであれ
ば、ＱがＫ以上であってｒiのＰQへの挿入がどのＷnn書
込み要求をも侵害しないようなＰQにｒiを挿入する。Ｒ
nnのＰQへの挿入によってその期限が侵害されたＲdl要
求を、全て廃棄する。 ３． その他、ディスク待ち行列内の他の要求に期限を
侵害させることなくｒiをＰJの走査配列に挿入可能であ
れば、ｒiをＰJに挿入する。 ４． また、ｒiをＰJの走査配列に挿入するとディスク
待ち行列内の他の要求が期限を侵害するような場合は、
ｒiのＰJ＋１への挿入について考慮する。
【００７０】どのＲdlまたはＷnn要求の期限をも侵害す
ることなくｒiをパーティションＰJ、但し０≦Ｊ≦Ｋ、
に挿入することができれば、ｒiをＰJへと安全に挿入可
能であることが分かる（上記段階３）。しかしながら、
ｒiのＰJへの挿入がＲdlまたはＷnn要求の期限を侵害す
るようであれば、ｒiをＰJよりも遠位のパーティション
に挿入することが考慮される（Ｊは厳密にＫより低値で
なければならない）。ＪがＫに等しい場合はｒiの期限
がまさに侵害されようとしていることを意味しているた
め、ｒiは可能な限り早急にディスク待ち行列へと挿入
されなければならない。ｒiのＰKへの挿入が、Ｒdlまた
はＷnn要求の何れかを侵害するような場合もある。シス
テムは、その期限が侵害されるＲdl要求を全て廃棄す
る。但し、Ｗnn要求に関しては、それが廃棄不能である
という点で問題がある。そこで、ｒ iのＰKへの挿入が幾
つかのＷnn要求の期限を侵害するようであれば、ｒiは
ＰKに挿入されず、ｒiのＰQの走査配列への挿入がＷnn
要求の期限を侵害するような遠位のパーティションＰQ
が発見される。言い替えれば、Ｗnn要求はＲnn要求より
も高い優先性を有しているため、システムはＷnn要求の
期限ではなく、Ｒnn要求の期限を侵害する方を選択す
る。
【００７１】ディスク書込み要求の到着速度（λW）の
推定 先にも示した通り、ディスク書込み要求の到着時間の値
（λW）の精度は、システムの性能にとって重大であ
る。システム強化を目的として、λWの動的調整及びλW
変動の処理のためのオプションの双方がシステムによっ
て提供されている。但し、動的調整及び変動処理は共
に、互いに交差し合う強化策であって、システムへの導
入はその何れかである場合も両方である場合もある。
【００７２】λWの動的計算法 λWを動的に計算する際には、λWの移動平均が維持され
る。これは、書込み要求の到着間時間の最新のＫ値を保
存し、最新のＫ到着間時間の移動平均を維持し、新たな
書込み要求が書込みバッファに到着する度にその移動平
均を更新することによって達成される。ここで、「移動
平均を維持」とは、新たに選択された値が演算されるご
とに、これら選択された演算値のすべてについて順次、
算術平均値を求め続けることを意味する。λWを動的に
演算することの明白な特徴は、一時点においてλWを演
算することにより、この単一の演算結果に基づいて、そ
の後に使用するすべてのλWの値の基礎とすることがで
きる。
【００７３】λWの新規値は、新たな書込み要求が書込
みバッファに到着する度に計算される。以後の説明のた
めに、λW-newを最新の書込み要求の到着後に計算され
るλW値とし、λW-currentをシステムによって現行使用
されているλW値とする。従って、λW-newは新たな書込
み要求の到着毎に計算され、λW-currentは書込み要求
の期限の計算に使用される。 (9) Ｉ0、Ｉ-1、Ｉ-2、．．．Ｉ-(K-1)を、連続する最新の
書込み要求Ｋ＋１との間の到着間時間とする。ここで発
生する問題は、λW-newがλW-currentになるのはいつの
時点か、即ちλW-newはいつシステムによって書込み要
求の期限の再計算に使用されるのかということである。
簡単な解法は、新たな書込み要求が書込みバッファに到
着する度にλW-currentの値を更新することである。
【００７４】λW-currentに新規値が割り当てられる
と、書込み要求に対する新たな期限が計算されなければ
ならず、また新たな期限に基づいて待ち行列の配列を修
正しなければならなくなることも大いにあり得る。新た
な書込み要求の到着毎にλW-cu rrent値を更新すること
に関する問題は、この方法が、λW-currentの変更は僅
かであっても大幅なシステムオーバーヘッドを含む可能
性があることにある。これに対して、λW-currentの値
がλWの変動に密着して書込み要求の現実的な期限の計
算を可能にし、その値の過大推定、または過小推定を回
避して変動が著しい場合にのみλWの変動を反映させる
ことが効果的である。
【００７５】λWの重大な変動を検出する方法は、幾つ
か存在する。その１つの方法は、λWの移動平均の変動
が一定の限界Σを超過しない限りに於いて、即ち│λ
W-curren t−λW-new│＜Σのとき、λW-currentがλ
W-newによって更新されない場合の限界値設定計画を採
用するものである。この限界値設定メカニズムは、λW
値の一時的な変動を許容するように提案されている。
【００７６】λW変動の処理 λWが移動平均から大幅に変化したことが決定される
と、システムは次のような措置を実行する。１）書込み
要求期限が計算し直され、２）必要であれば、ディスク
待ち行列に於ける読み書き要求の順番が新たな期限計算
に基づいて再編成される。λW-currentの新規値が所与
であれば、ディスク待ち行列に存在している書込み要求
の新規期限の計算（段階１）は簡単である。よって単
に、「書込み要求の期限の計算」と題する項で既に論じ
たものと同じ段階を辿って行なう。
【００７７】段階２は、新たなλWが先の推定値より大
きいか小さいかに基づいて、幾つかの方法によって処理
することができる。これはまた、書込み要求の新たな優
先性にも反映される。考慮すべきものとして、２ケース
がある。ケース１は、書込みの優先性はいつ緩和される
か、であり、ケース２は、書込みの優先性はいつ引き締
められるか、である。ケース１は、λW-current−λ
W-new≧Σのときに発生し、ケース２は、λW-current−
λW-new≦Σのときに発生する。こうした各ケースで
は、システムの性能に影響する可能性のある適正措置が
幾つか可能である。
【００７８】書込み要求の期限が緩和される場合（ケー
ス１）には、２つのオプションを利用可能である。オプ
ション１は、ディスク待ち行列内に既に存在している書
込み要求を次の走査配列に移動させることを含んでい
る。これを行なう理由は、Ｒdlの損失数を減らしてシス
テム性能を強化することにある。この移動工程は、以下
のような手順を使用して達成することができる。ディス
ク待ち行列の先頭に最も近いパーティションであるパー
ティションＰの走査配列に属する各書込み要求Ｗ n niに
ついて、以下の手順を実行する。
【００７９】１． ディスク待ち行列内にパーティショ
ンＰi＋１が存在するかどうかを決定するための点検を
行う。 ２． Ｐi＋１が存在し、且つＷnniの新たな緩和期限を
侵害することなくＷnniをＰi＋１の走査配列に挿入可能
であれば、ＷnniをＰiの適切な走査配列位置に挿入す
る。そうでなければ、ＷnniをＰiに於ける現行位置に維
持する。但し、Ｗ nniは移動前に既にディスク待ち行列
内に存在していたため、ＷnniのＰi＋１への挿入が待ち
行列内の他の要求を侵害することはない。従って、待ち
行列に於けるＷnniの存在によって、待ち行列に於いて
Ｗnniに続く全アイテムは既に、その期限が果たされて
いる。 ３． Ｐi＋１が存在せず（即ち、Ｐiがディスクの最終
パーティションである）、またＷnniがその新規期限を
侵害することなくＰiの末尾に挿入可能であれば、Ｐiの
新規パーティションを生成し、その中にＷnniを挿入す
る。そうでなければ、ＷnniをＰiに於けるその現行位置
に維持する。
【００８０】第２のオプションは、ディスク待ち行列に
存在する書込み要求の期限を更新することであるが、書
込み要求をディスク待ち行列の後方に移動してはならな
い。即ち、それらをディスク待ち行列内の現在位置に置
いておく。言い替えれば、新規緩和期限は、新たに到着
する書込み要求の位置決めにだけ影響し、待ち行列内に
既に存在しているものには影響しない。このオプション
は、ディスク待ち行列に沿って移動し、書込み要求を待
ち行列内に配置し、期限を更新することによって達成さ
れる。このオプションの優位点は、書込み要求がその期
限の変更後に再配置される必要がないため、λW値の変
動に伴うタスクによって誘導されるオーバーヘッドが低
減されることにある。さらに、ディスク待ち行列内に既
に存在する書込み要求の期限を緩和することが、こうし
た書込み要求により早くより多くの読取り要求がスケジ
ュールされることを可能にし、こうしてビデオサーバ−
により優れた性能が提供される。
【００８１】最後のオプションは、処理を行わないこと
である。即ちディスク待ち行列内に既に存在している書
込み要求の期限を更新せず、またその位置の変更を行わ
ない。言い替えれば、λWの変動は新たな到着速度要求
にのみ影響する。このオプションは、本システムによっ
て誘導される最小のオーバーヘッドを表している。
【００８２】書込み要求のトラフィックの平滑化 先の諸項からも分かるように、Ｒdl読取り要求は、書込
み要求が到着するまで定期的に処理される。書込みバッ
ファプールは、書込み要求のバースト効果が平滑であ
り、固定速度の定常的な要求の流れへと移行されている
ことを保証するために使用される。書込み要求があらゆ
る読取り要求との間にコンフリクトを生じさせることな
くスケジュール可能である限り、あらゆる努力を傾注し
てこうした書込み要求がＲdl読取り要求と共にスケジュ
ールされる。
【００８３】書込みバッファプールを結果的に完全に満
杯にするような状況は、２種類存在する。これは、本シ
ステムに書込み要求をディスク待ち行列内に供給するだ
けのスケジュール能力がない場合に発生する。また、書
込み要求の書込みバッファへの到着速度の見積もりにエ
ラーがある場合にも発生することがある。到着速度の見
積もりが低い場合には、書込み要求に対して過緩和期限
が算出される。これにより必要以上に少ない書込み要求
がスケジュールされることとなり、従って書込みバッフ
ァプールが満杯にされる可能性がある。
【００８４】書込みバッファプールが満杯になると、新
たに到着する書込み要求を収容するために幾らかのスペ
ースが解放されなければならない。バッファからディス
クへのページ書込みのバーストを回避し、曳いては多数
の連続する読取り要求（Ｒdl要求）の喪失を回避するた
めに、以下の事項が実行される。
【００８５】編集と視聴との混合比率に基づいて、トラ
フィックの平滑化手順の実施頻度が計算される。この手
順が実施される度に、ディスク待ち行列内に於ける幾つ
かの書込み要求が強制的に満足され、その結果書込みバ
ッファ内の幾つかのページが解放される。これは、書込
みバッファが満杯になった場合に書込み要求のバースト
がディスクへと一気に流れるといった事態の回避を支援
する。この場合に最も重要な性能上の尺度は、トラフィ
ックの平滑化が読取り要求喪失のイベントの到着間時間
の配分をどの程度強化できるかにある。
【００８６】次に、各擬似コードについて説明する。先
ず、Ｗnn書込み要求の挿入のための擬似コードは、新た
な書込み要求をディスク待ち行列のどのパーティション
に挿入するかを決定する。また、待ち行列のパーティシ
ョンに沿って移動し（前から後ろの順、または後ろから
前の順の何れか）、以下の通りに新たな書込み要求の走
査配列への挿入を試行する。また、新たな書込み要求の
ディスクサーバから最も遠いパーティション（Ｐn）へ
の挿入を試行する。さらに、期限が侵害された場合に
は、その次のディスクサーバに近いパーティション（Ｐ
n-1）への挿入を試行し、期限が侵害されなくなるまで
さらに近いパーティション（Ｐn-2、Ｐn-3．．．）への
挿入を試行し続ける。何れのパーティションに於いても
（Ｐ0に於いてさえ）期限を満足させることができない
場合には、次の手順に従う。
【００８７】１）新たな書込み要求をディスク待ち行列
の前方のパーティションに、或いはそうしたパーティシ
ョンが存在しなければ、待ち行列の先頭に配置する（こ
れは以下のケース５に相当する）、 ２）新たな書込み要求をパーティションの適切な走査配
列に挿入する、 ３）書込み要求を現行パーティションのその走査配列に
挿入する、 ４）起こりうる結果事例を評価する。
【００８８】ケース１：係属中の読み書き要求（新たな
書込み要求を含む）の何れもこの挿入によって期限が侵
害されない。 ケース２：新たな書込み要求の期限は、それが走査配列
に挿入されれば侵害されないが、挿入時点で他の幾つか
のＲnn読取り要求の期限が侵害される。 ケース３：新たな書込み要求の期限は、それが走査配列
に挿入されれば侵害されないが、挿入時点で他の幾つか
のＲdl読取り要求の期限が侵害される。 ケース４：新たな書込み要求の期限は、それが走査配列
に挿入されれば侵害されないが、挿入時点で他の幾つか
の書込み要求の期限が侵害される。 ケース５：新たな書込み要求の期限が侵害される。 ５）起こり得る事例を、以下のように処理する。
【００８９】ケース１：新たな書込み要求をディスク待
ち行列へと先に決定されたパーティション（Ｐj）の走
査配列に挿入する。 ケース２：侵害されたＲnnをより近いパーティション
（Ｐj-1）の走査配列に挿入し、新たな書込み要求をデ
ィスク待ち行列の先に決定されたパーティション
（Ｐj）に挿入する。 ケース３：新たな書込み要求を、それが新たな書込み要
求の期限を侵害しない限りに於いてディスク待ち行列の
先に決定されたものよりも後のパーティション
（Ｐj-1）に挿入する、新たな書込み要求の期限が侵害
されれば、先取目的で異なるＲnnの配置を試行し、先取
されたＲnnを後のパーティションに書き込む、これを行
えば、侵害された読取り要求Ｒnnはセーブされ、そうで
ない場合は、侵害された読取り要求Ｒnnは失われる。 ケース４：システムパラメータを改訂して書込みバッフ
ァプールのサイズを拡張する。 ケース５：新たな書込み要求をディスク待ち行列に於け
る前側のパーティションに、またはこうしたパーティシ
ョンが存在しない場合は待ち行列の先頭に配置する。
【００９０】Ｒdl読取り要求の挿入と処理のための擬似
コードは、新たな書込み要求をディスク待ち行列のどの
パーティションに挿入するかを決定する。また、待ち行
列のパーティションに沿って移動し（前から後ろの順、
または後ろから前の順の何れか）、以下の通りに新たな
読取り要求の走査配列への挿入を試行する。さらに、新
たな読取り要求のディスクサーバから最も遠いパーティ
ション（Ｐn）への挿入を試行する。期限が侵害された
場合には、ディスクサーバにその次に近いパーティショ
ン（Ｐn-1）への挿入を試行し、期限が侵害されなくな
るまでより近いパーティション（Ｐn-2、Ｐn-3．．．）
への挿入を試行し続ける。何れのパーティションに於い
ても（Ｐ0に於いてさえ）期限を満足させることができ
ない場合には、次の手順に従う。
【００９１】１）新たな読取り要求をセーブするために
その位置から他の位置への移動が可能な任意のＲnn読取
り要求を探索する、 ２）あるＲnn要求が移動可能であると同定された場合に
は、このＲnn要求を移動し、新たな読取り要求の適切な
走査配列への挿入に進行する、 ３）Ｒnn要求を発見できない場合は、喪失したものとし
て新たな読取り要求を放棄する、 ４）新たな読取り要求を処理する、 ５）新たな読取り要求を走査配列に挿入する前に、同定
された待ち行列内の他のどの読取り要求または書込み要
求の期限も侵害されていないことを確認する、 ６）どの期限も侵害されていなければ、新たな読取り要
求を現行パーティションのその走査配列に挿入する、 ７）期限が侵害されていれば、新たな読取り要求を次の
パーティションに（前から後ろ方向の走査の場合）、或
いは前のパーティションに（後ろから前方向の走査の場
合）配置可能であるか、或いは他の任意のＲnn要求が先
取され得るかどうかを決定する、 ８）新たな読取り要求または他の任意のＲnn要求が先取
され得る場合には、要求をその適正位置に挿入する、 ９）新たな読取り要求または他の任意のＲnn要求を何処
にも挿入できない場合は、喪失したものとして新規要求
を放棄する。
【００９２】Ｒnn読取り要求の挿入のための擬似コード
は、新たな読取り要求をディスク待ち行列のどのパーテ
ィションに挿入するかを決定する。また、待ち行列のパ
ーティションに沿って移動し（前から後ろの順、または
後ろから前の順の何れか）、以下の通りに新たな読取り
要求を挿入可能なパーティションを同定する。 １）新たな読取り要求の期限は侵害されないが、次のパ
ーティション（Ｐk+1）では侵害されるようなパーティ
ション（Ｐk）を同定する、 ２）待ち行列のパーティションに沿って移動し（前から
後ろの順、または後ろから前の順の何れか）、以下の通
りにどのＲdl及びＷnnの期限も侵害せずに新たな読取り
要求が挿入され得るような最早パーティションを決定す
る、 ３）現行パーティションを（Ｐj）とする、 ４）ｊ＝ｋであれば、ｑがｋ以上であって新たな読取り
要求の挿入がどのＷnn要求をも侵害しないようなパーテ
ィション（Ｐq）に新たな読取り要求を挿入し、新規要
求のＰqへの挿入によってその期限が侵害されたあらゆ
るＲdl要求を放棄する、 ５）また、ディスク待ち行列内の他のどの要求にもその
期限を侵害させることなく、新規要求をＰjの走査配列
に挿入可能であれば、新規要求をＰjに挿入する、 ６）また、新規要求のＰjの走査配列への挿入がディス
ク待ち行列内の他の要求にその期限を侵害させるようで
あれば、新たな読取り要求を次のパーティション（Ｐ
j+1）に挿入可能であるかどうかを決定する。
【００９３】
【発明の効果】以上のように、本発明によれば、新たな
読取り／書込みスケジューリング処理に於ける少なくと
も１つの優位点は、これが読み書きの両要求を期限及び
それらをできるだけ多く走査配列に配置することに関し
て、同質の方法で取り扱うことにある。さらに、書込み
要求に対して利用可能な書込みバッファの量及び書込み
要求の到着速度の関数である、人工的ではあるが実用的
な期限が割当てられる。従って、全ての要求（読取り及
び書込みの混合）が、可能なときにいつでもディスク及
び走査配列によってサービスされる。これによって、サ
ービス品質の向上、または所与のＱＯＳに対するより上
質の処理量が直接もたらされる。
【００９４】記載された発明から、本発明は様々に変更
可能であることが明白であろう。こうした変更は本発明
の精神及び範囲からの逸脱として見なされるべきもので
はなく、当業者にとって明白であるような修正は全て以
下の請求の範囲に含まれるものとする。
【図面の簡単な説明】
【図１】 本発明に結合して使用されるビデオサーバー
アーキテクチャのブロック図
【図２】 本発明の記憶装置アクセススケジューラを示
す説明図
【図３】 本発明の多重パーティション待ち行列の拡大
図
【図４】 本発明のディスクスケジューリング工程を示
すフローチャート
【符号の説明】
１０ ビデオサーバー １２ メディアセグメントファイルサーバー １４ ソーケンス制御ブローカー １６ ユーザ端末 １８ 画像演算処理装置 ２０ ＡＴＭバックボーンネットワーク ２２ 外部ネットワーク ３４ 書込みバッファ ３８ 読取り要求期限割当て器 ４０ 書込み要求期限生成器 ５０ ディスク待ち行列編成器 ５１ メモリ ５２ 細分化されたデータ構造 ５６、５７，５８，５９ パーティション１
フロントページの続き (72)発明者 シルマレ・エヌ・ニランジャン アメリカ合衆国15237ペンシルベニア州 ピッツバーグ、ダンカン・アベニュー 714番、アパートメント1222 (72)発明者 シャーラム・ガンデハリザデ アメリカ合衆国90064カリフォルニア州 ロサンゼルス、バービーデル・ドライブ 3220番 (56)参考文献 特開 平７−239756（ＪＰ，Ａ) 特開 平９−258914（ＪＰ，Ａ) 特開 平８−70446（ＪＰ，Ａ) 特開 平９−106327（ＪＰ，Ａ) 特開 平９−50667（ＪＰ，Ａ) 米国特許5644786（ＵＳ，Ａ) 日経エレクトロニクス，第621号（平 成６−11−７）Ｐ．169−178 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G11B 20/10 G11B 27/02 - 27/034 G06F 3/06 H04N 5/765 H04N 5/781 H04N 7/173

Claims (13)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 記憶装置の同時的な読取り要求及び書込
    み要求の処理をリアルタイムで行うスケジューリング方
    法であって、 複数のシーク経路に対応する複数のパーティションに、
    上記読取り要求及び書込み要求を含むデータ構造を保持
    し、 上記読取り要求を処理するために、少なくともユーザ所
    望の応答時間に基づいて、上記読取り要求に対する読取
    り要求期限を設定し、 上記書込み要求に関するデータを上記記憶装置に書き込
    むまで保持する書込みバッファの容量と、該書込みバッ
    ファが満杯になると予測される時間を決定する書込み要
    求の到着割合（λＷ）とに基づいて、上記書込み要求に
    対する書込み要求期限を設定し、 前記複数のパーティションの各々に最適シーク経路が維
    持され、且つ、上記読取り要求期限及び書込み要求期限
    の侵害を最小にするように、少なくとも上記生成された
    読取り要求期限と書込み要求期限とに基づいて、上記メ
    モリ内に保持された前記複数パーティション構成のデー
    タ構造内に、上記読取り要求及び書込み要求を配置して
    待ち行列データを編成することを特徴とするスケジュー
    リング方法。
  2. 【請求項２】 前記書込み要求の到着割合を算出する演
    算は、変化した書込み要求の到着割合の値の差を計測す
    る演算を含む請求項１記載の方法。
  3. 【請求項３】 前記書込み要求の到着割合を求める演算
    は、変化した書込み要求の到着割合の値の算術平均値を
    維持する演算を含む請求項２記載の方法。
  4. 【請求項４】 前記書込み要求の到着割合が所定の限界
    値を越えて変化する場合、前記書込み要求期限を再度生
    成し直す請求項２記載の方法。
  5. 【請求項５】 前記生成し直された書込み要求期限に基
    づいて前記読取り・書込み要求の配置を再編成する請求
    項４記載の方法。
  6. 【請求項６】 マルチメディア装置の同時的な読取り要
    求及び書込み要求の処理をリアルタイムで行うコンピュ
    ータシステムであって、 上記マルチメディア装置によって実行されるアプリケー
    ションプログラムによってアクセスされるデータであっ
    て上記読取り要求と書込み要求の両方を含み、複数のシ
    ーク経路に対応する複数のパーティションに区分化され
    たデータ構造を保持するメモリと、 前記読取り要求データに対して、該読取り要求を処理す
    るために少なくともユーザ所望の応答時間に基づいて読
    取り要求期限を設定する読取り要求期限設定手段と、 前記書込み要求データに対して、該書込み要求に関する
    データを前記マルチメディア装置に書き込むまで保持す
    る書込みバッファの容量と、該書込みバッファが満杯に
    なると予測される時間を決定する書込み要求の到着割合
    とに基づいて書込み要求期限を設定する書込み要求期限
    設定手段と、 前記複数のパーティションの各々に最適シーク経路を維
    持すると同時に前記読取り要求期限及び書込み要求期限
    の侵害を最小にするように、前記読取り要求データ及び
    書込み要求データを前記メモリに保持されたデータ構造
    内に配列することによりデータ処理の待ち行列を編成す
    る待ち行列編成手段とを有することを特徴とするコンピ
    ュータシステム。
  7. 【請求項７】 前記読み・書き要求を受信し、前記読取
    り要求期限を計算し、前記書込み要求期限を計算し、前
    記各読み書き要求を前記待ち行列編成データ構造内に配
    置するアクセススケジューラ（１２）をさらに備えた請
    求項６記載のコンピュータシステム。
  8. 【請求項８】 前記アクセススケジューラが、前記書込
    み要求を受信して前記書込み要求期限を算出する書込み
    要求期限生成器を含む請求項７記載のコンピュータシス
    テム。
  9. 【請求項９】 前記アクセススケジューラが、前記読取
    り要求を受信して前記読取り要求期限を算出する読取り
    要求期限割当て器を含む請求項７記載のコンピュータシ
    ステム。
  10. 【請求項１０】 前記記憶装置アクセススケジューラ
    が、前記複数のパーティションの各々に最適シーク経路
    が維持されると同時に前記読取り要求期限及び書込み要
    求期限の侵害を最小にするように、各読み書き要求を前
    記待ち行列編成データ構造内に配置するデータ編成器を
    含む請求項８記載のコンピュータシステム。
  11. 【請求項１１】 記憶装置のビデオ・オン・デマンド及
    び非線形編集を、ビデオ・オン・デマンド及び非線形編
    集の読取り要求及び書込み要求に付随するリアルタイム
    で実行するためのアクセススケジューラであって、 上記読取り要求と書込み要求の両方を含み、複数のシー
    ク経路に対応する複数のパーティションにより構成され
    たデータ構造を保持するメモリと、 上記読取り要求を処理するために、少なくともユーザ所
    望の応答時間に基づいて、上記読取り要求に対する読取
    り要求期限を設定する読取り要求期限設定部と、 上記書込み要求に関するデータを上記記憶装置に書き込
    まれるまで保持する書込みバッファの容量と、該書込み
    バッファが満杯になると予測される時間を決定する書込
    み要求の到着割合とに基づいて、上記書込み要求に対す
    る書込み要求期限を設定する書込み要求期限設定部と、 前記複数のパーティションの各々に最適シーク経路が維
    持されると同時に上記読取り要求期限及び書込み要求期
    限の侵害を最小にするように、少なくとも上記読取り要
    求期限及び書込み要求期限とに基づいて、上記メモリ内
    に保持された前記複数パーティション構成のデータ構造
    内に、上記読取り要求及び書込み要求を配置して待ち行
    列データを編成する待ち行列編成器と、を備えたアクセ
    ススケジューラ。
  12. 【請求項１２】 前記書込み要求の到着割合を算出する
    演算は、変化した書込み要求の到着割合の値の差を計測
    する演算を含む請求項１１記載のアクセススケジュー
    ラ。
  13. 【請求項１３】 前記書込み要求の到着割合が所定の限
    界値を越えて変化する場合、前記書込み要求期限設定器
    が書込み要求期限を生成し直す請求項１１記載のアクセ
    ススケジューラ。
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