JP5059847B2 - ハードディスク記憶システム - Google Patents

Description

本発明は、データ記憶システムの分野に関し、特に、シーケンシャル記録用途向けのシーケンシャルデータ記録手法を用いた、ハードディスクドライブ（ＨＤＤ）におけるデータ記憶の、改良された方法及び装置に関する。

最近のハードディスクドライブは、一般に、典型的なデータ記憶用途に対しては非常に信頼性が高い。しかしながら、近年では、デジタルビデオ記録（ＤＶＲ）システムなどのデータ集約型記憶用途が、厳密にシーケンシャルに生成されるビデオ、オーディオ、及び他のデータの記憶のために、ＨＤＤのスピード及び容量を利用している。

このようなデータ集約型アプリケーションは、限界までＨＤＤにストレスをかけるため、ディスク故障事象の発生は、不可避ではない場合でも、より普通のことになってきており、実際、当業者の間では、どのような大規模ディスクベースデータ記憶システムにおいても信頼性の点で最も弱い箇所はＨＤＤである、というのが一般的な認識である。

記録プロセスで生成されるデータが大量である場合、及び／又は（上書きがある場合には上書きされるまでの）必要な記憶期間が拡大される場合には、ディスク故障事象の問題を軽減するために、典型的には、ＨＤＤのアレイを用いてデータの記憶が行われる。多数のＨＤＤが使用される場合、ドライブ故障が発生する可能性は、存在するドライブの数に正比例して増加する。

記録されたデータは、非常に重要なものである場合があるため、トータルシステム全体の信頼性を高めるために、一般ＩＴ業界向けに開発された各種の冗長（又はフォールトトレラント）ディスクアレイ方式（例えば、ＲＡＩＤ１、ＲＡＩＤ５など）が、大規模記憶要件に対して活用されている。

ＨＤＤシステムの実際の設計は非常に洗練されたものであることが可能であるが、基本的な概念は非常にシンプルである。記録面（磁性材料）の１つ又は複数のスタックされた回転プラッタが、可動アーム上の、同数のスタックされた読み出し／書き込みヘッドによってアドレス指定され、可動アームは、記録領域の全範囲にわたって回転することが可能である（昔ながらのレコードプレーヤのピックアップアームによく似ている）。関連付けられた回転プラッタに対する可動アームの位置は、アームアクチュエータ（磁石及びコイル）によって制御される。

関係するデータ密度及び速度からすると、記録ヘッドに求められる位置決め精度は極限的である。例えば、可動アームを読み出し／書き込みポイントに素早く到達させるために、アームアクチュエータは、アームの加速及び減速を急速に行うように設計される。アーム及び読み出し／書き込みヘッドのアセンブリは、可能な限り軽量になるように設計されるが、関係する急速な加速は、かなりのエネルギーを必要とし、このエネルギーは、おおむね熱として、アクチュエータアセンブリ内で放散される。この理由により、（アームがディレクトリとデータ領域との間をスキップで常時行ったり来たりして）連続的に読み出し／書き込みを行っているＨＤＤは、読み出し／書き込みをまったく行わないで動作しているＨＤＤより、かなり熱くなる。

上に略述された理由から、当該技術分野において知られているＨＤＤシステムのインターフェース電子回路は、典型的には、非常にロバストであるように設計されているため、実際にはめったに故障しない。しかしながら、プラッタの物理面が損傷を受けたり、汚れたりすると、ＨＤＤが故障する頻度は高くなる。原因としては、衝撃又は振動によってヘッドがプラッタ面に接触したことや、衝撃、振動、又は全般的な擦り切れによって読み出し／書き込みアームの位置決め精度が低下したことが考えられる。高温がＨＤＤの寿命を縮めることや、アームの連続的な動きがアクチュエータを消耗させるように働くことも知られている。したがって、アームの位置決め精度は、最後には、ＨＤＤがよりエラーを生じやすくなる程度まで低下する。これは、書き込みサイクルにおいて最も顕著であることがわかっている。

振動、過熱、及び擦り切れは、最終的なＨＤＤ故障の根本的原因である。したがって、任意の所与のＨＤＤにおいては、（動作中の）振動のレベルが上がるほど、及び動作温度が上がるほど、平均故障間隔（ＭＴＢＦ）が短くなる。これらの要因は、ほとんどのＨＤＤメーカーに認知されており、したがって、それらのＨＤＤメーカーは、動作温度によって変化する予想ＭＴＢＦを示すグラフを提供している。典型的には、これらのグラフは、動作温度が上がるにつれて（特に安価なＨＤＤにおいて）ドライブ故障率が指数関数的に上昇することを示している。

当業者には認知されているように、ほとんどのＨＤＤ故障（すなわち、回復不能なデータ損失）は、書き込みプロセスにおいて発生する。これは、データの書き込みでは、データ自体を書き込むことと、ＨＤＤのファイルディレクトリを更新することとの両方において、記録面の磁性状態を活発に変更することが必要なためである。ファイルディレクトリは、ディスク上にあるすべてのファイルのすべての部分のロケーションのインデックスが保管されている場所である。このディレクトリは、書き込みが最も頻繁に行われるため、ＨＤＤの故障が最も起こりやすい領域である。ファイルディレクトリはＨＤＤ全体にわたるデータファイルの物理ロケーションのインデックスなので、残念なことに、ファイルディレクトリにおける深刻なエラーは、データの壊滅的損失を引き起こす可能性がある。典型的には、ＨＤＤのデータ領域にあるファイルはすべて断片化されているため、これらのファイルの回復は、少なくとも専門のＨＤＤデータ回復サービスを利用しない限り、不可能又は非常に困難である可能性がある。そのようなサービスは、高価であり、また、特に、データが法的に、又は営利的に、又は公務上、又はその他の理由で機密である場合や、できるだけ早くそのデータにアクセスしなければならない場合には、非常に不便である。

一方、当業者であれば理解されるように、単にＨＤＤからデータを読み出すことは、記録面が不変状態のままであるために比較的受動的な処理である（それでも、外部衝撃又は振動によるヘッドクラッシュ（ヘッドがプラッタに接触すること）によってデータ損失が引き起こされる可能性はある）。

ＨＤＤシステムに高いデータ保全性を与える従来のソリューションは、何らかのかたちの冗長性（例えば、ミラー化、パリティ方式など）を有するＨＤＤアレイ（ＲＡＩＤ（Ｒｅｄｕｎｄａｎｔ Ａｒｒａｙ ｏｆ Ｉｎｅｘｐｅｎｓｉｖｅ Ｄｉｓｋｓ）など）の使用を伴う。例えば、企業レベルのＤＶＲ記憶システムは、典型的には、ＲＡＩＤ５システムを用いる。ＲＡＩＤ５システムでは、ｎ台のＨＤＤからなるアレイが、ｎ−１台のＨＤＤからなる有効アレイを提供する。これは、各ＨＤＤからのパリティデータが、ある定義済みパターンで、他のすべてのドライブに拡散されるためである。故障が発生した場合には、ＲＡＩＤ５コントローラは、存続している他のすべてのＨＤＤにあるパリティデータを用いて、故障したＨＤＤのデータを新しいＨＤＤに再生成する。

この特定の方式の問題は、失われたデータを新しいＨＤＤに再構築するためにプロセッサ及びＨＤＤを徹底的に使用することと、どちらかと言えば複雑な方式であることである。リアルタイム記録用途では、この方式は、失われたデータを再構築しながら、同時に、新しいデータの書き込みを（新しいＨＤＤを含む「すべて」のＨＤＤにわたって）続ける必要があるため、ますます複雑になる。

大規模なＨＤＤ（すなわち、数百ＧＢのオーダーのＨＤＤ）であれば、再構築のプロセスには何時間もかかる可能性がある。この期間の全体にわたって、ドライブアレイは、大幅に増加した読み出し／書き込みストレスにさらされる（特に、（記録されるべき）着信データストリームが高帯域である場合）。ここでの根本的な問題は、このプロセスの間（実際には、故障したドライブが交換される前）に別のＨＤＤが故障してしまうと、アレイ全体にわたるすべてのデータが失われることである。このような事象は、壊滅的データ損失と呼ばれている。結果として、ＲＡＩＤ５システムは、（ＤＶＲシステムにおいて見られるような）データ集約型アプリケーションには、特に不向きである。そのようなアプリケーションでは、高帯域データストリーム（例えば、ビデオデータ、オーディオデータ、リアルタイム計測データなど）が常時生成されるからである。本願発明者らが注目しているのは、このような事実にもかかわらず、そうしたアプリケーションに対してＲＡＩＤ５システムが指定されることが多い、という点である。これは、おそらくは、コスト効率のよいフォールトトレラントなソリューションが他にないからであろう。

当該技術分野において知られている代替選択肢の１つが、ドライブアレイのミラー化（ＲＡＩＤ１）である。これは、データ保全性の観点からは、より魅力的であるが、当然のことながら、２倍のコストがかかる。ＲＡＩＤ１システムでは、同じデータが２台のＨＤＤ（又は２つのアレイ）に同時に書き込まれる。故障したＨＤＤの再構築は、故障したＨＤＤのペアである、存続しているＨＤＤが、故障したＨＤＤと交換される新しいＨＤＤにコピーされるだけなので、比較的単純である。しかしながら、この場合も、存続しているＨＤＤは、新しいＨＤＤの全体にわたってすべてのデータを書き込まなければならず、同時に新しいデータを記録し続けなければならないため、いっそう大きなストレスにさらされる。

当該技術分野において知られている、あらゆるディスクアレイシステムに共通する１つの問題として、ＨＤＤは、コスト、スペース、及びアクセスしやすさの理由から、通常は、密集して詰め込まれ、取り出しやすいようにフロントマウントされる。一般的な１９インチラックディスクアレイであれば、最大１５台のドライブを、縦向きにマウントし、横方向にスタックして収容することが可能である。この方式は非常に一般的であり、縦方向及び横方向のマウントのしかたには様々なバリエーションがあるものの、総じて結果は同じである。すべてのドライブが常時動作中であること（及び、通常はデータが複数のドライブにまたがって分散形式で書き込まれること）から、１台のＨＤＤの熱の放散が、それを直接取り巻くＨＤＤの温度を上げるように働く。したがって、実際には、密集してマウントされた１５台のドライブのアレイは、非常に高熱になる可能性がある。そこで、そのようなアレイに対しては強制冷却が行われる。そのような冷却は、多数のファン（及び吸入冷気源、したがって、コストがかさみがちな空調）を必要とし、たいていは、密集したＨＤＤの周囲で気流が制限されるために不十分である。前述のように、通常は、ＨＤＤの動作温度が上がるにつれて、故障率が指数関数的に上昇する。

既知のＨＤＤアレイに固有の、別の問題として、１台のＨＤＤの（駆動モータ及び読み出し／書き込みアームの急速運動による）振動が他のドライブに伝わり、擦り切れが増加して、個々のＨＤＤのＭＴＢＦが短くなる。この作用は、すべてのドライブが同時に書き込みを行っている場合には複雑になるが、そのような動作は、ほとんどのデータ集約型ファイリングシステムでは典型的な動作であり、ＲＡＩＤ５を含むほとんどのＲＡＩＤ方式では基本的な動作である。

温度及び振動の問題に加えて、ＨＤＤアレイは、消費電力が大きい。一例として、ある１５台のディスクのアレイは、ディスクが１台当たり１２Ｗを消費し、４００Ｗの電源ユニットが７５％の効率で動作して、７５Ｗを自身で消費し、冷却ファンが２５Ｗを使用し、制御電子回路（通常は、ＰＣマザーボード及び複雑なＲＡＩＤ制御のための超高速プロセッサ）が１００Ｗを消費して、合計３８０Ｗを消費する。すなわち、特に、そのようなアレイが１日２４時間、１年３６５日使用される場合には、機器室の冷却に必要な空調のコストを考慮に入れると、膨大な電力が、高いランニングコストで使用されることになる。

先行技術によるシステムのさらに別の問題は、停電及び電力変動の影響である。電源の出力変動は、ＨＤＤの信頼性に影響を及ぼす可能性がある。電源の出力スパイクは、特に、コントローラの電源ユニット（ＰＳＵ）のＤＣ出力側で過電圧を引き起こす可能性があり、ＨＤＤの電子回路を損傷したり、書き込みプロセスにおいてデータエラーを引き起こしたりする可能性がある。さらに、電圧低下（低電圧）、サージ（過電圧）、及び瞬時停電（ドロップアウト）はすべて、システムの電子回路に予測不能な影響を及ぼす可能性がある。多数の異なるタイプの商工業の現場に何千ものディスク記憶システムを設置してきた経験からすると、電源の出力の問題は、ＨＤＤの信頼性にただちに影響を及ぼすことはないかもしれないが、時間が経過するにつれて、スパイク、電圧低下、及びサージの影響は、ＨＤＤの寿命を縮め、最後には、ＨＤＤの故障を引き起こす。ＨＤＤは、データを書き込んでいるときに、電源の問題に対して最も敏感であり、それは、どのような振動でもデータを破損したり、制御エラーを引き起こしたりする可能性があるからであるが、ＨＤＤシステム内の他の部分に永続的影響を及ぼすことはないと見てよい。したがって、ビデオやオーディオの記録（実際には、あらゆるタイプの連続的なデータ記録）などの用途では、データの連続書き込みが必要であり、したがって、ＨＤＤが常に書き込みを行っているために、ＨＤＤは、電源の問題に、より深刻にさらされる。

停電及び電力変動の影響の結果として、（企業レベルのディスクアレイを含む）ほとんどのＩＴ機器は、無停電電源（ＵＰＳ）装置を用いる傾向があり、これによってシステム全体のコストは大幅に増加する。実際には、電源の出力をコンディショニング及びフィルタリングする、本物のラインインタラクティブ式ＵＰＳ装置を用いなければならないことがわかっている（安価なＵＰＳ装置はそれらを行わない）。

ＨＤＤメーカーは、その製品が様々な用途において遭遇する、上に略述された問題の多くを認識している。そこで、ＨＤＤメーカーは、動作特性及び性能特性が異なるＨＤＤ製品レンジを提供している。当然のことながら、ＨＤＤは、ロバストであるほど（例えば、デューティサイクルが高い設計ほど、或いは、振動や高動作温度に対するトレランスが高いほど）、価格も高くなる。そのレンジのトップエンドでは、ＨＤＤメーカーは、いわゆる企業性能ＨＤＤを生産している。これは、一般的な故障モードに対して妥当にロバストである。しかしながら、そのようなドライブは、非常に高価であり、したがって、（データ書き込みスピード及び高性能が極めて重要である）いわゆるクリティカルオンライン記憶装置にのみ用いられる。これらのドライブはまた、消費電力が多く、高温になる傾向がある。たとえそうであっても、これらのような高性能ドライブは、やはり動作温度の上昇及び振動の増加に伴ってＭＴＢＦが短くなる。さらに、（ビデオ／オーディオ記録又はＩＴアーカイブ及びバックアップの用途などの）大容量記憶用途では、これらのディスクはあまりにも高価になるため、企業向けＨＤＤを多数使用するソリューションは、まったく非現実的である場合が多い。

以上をまとめると、先行技術のＨＤＤアレイには、温度、振動、冷却、消費電力、電源変動に常にさらされること、コストなどを含む、様々な問題がある。これらの問題に対して、強制冷却又はより高価なディスクを使用すること以外の、先行技術によるソリューションは、概して、ＨＤＤ故障を処理することのみを意図された手法を用いることであって、そもそもなぜＨＤＤが故障するのかという根本的原因に対処するものではない。したがって、それらのソリューションで用いられる技術的アプローチは、症状に対処するものであって、治癒させようとするものではない。

そこで、本発明の目的は、１つ又は複数のシーケンシャルデータ記録手法を用いるデータ記憶のための、より安価で、より信頼性が高く、より便利なＨＤＤシステムを提供することである。そのようなシーケンシャル記録は、低コストＨＤＤのアレイのシーケンシャル使用、及び／又は、個々のＨＤＤ自体の内部にあるセクタ又はセクタグループのシーケンシャル使用によって行われることが可能である。

本発明の第１の態様によれば、ハードディスクドライブシステムにデータを記憶させる方法が提供され、この方法は、
１）シーケンシャルに配置されたデータ記憶エレメントのアレイから第１のデータ記憶エレメントを選択するステップと、
２）第１のデータ記憶エレメントが容量一杯になるまで、第１のデータ記憶エレメント内にデータを記録するステップと、
３）シーケンシャルに配置されたデータ記憶エレメントのアレイから、次位のデータ記憶エレメントを選択するステップと、
４）次位のデータ記憶エレメントが容量一杯になるまで、次位のデータ記憶エレメント内にデータを記録するステップと、
５）アレイ中の、所定の数のシーケンシャルに配置されたデータ記憶エレメントが容量一杯になるまで、ステップ３及び４を繰り返すステップと
を含む。

上述の、ハードディスクドライブシステムにデータを記憶させる方法は、特に、厳密にシーケンシャルな時間ベースで生成されたデータを記録することに適しており、そのデータは、連続であってもなくてもよく、データレートが変動してもしなくてもよい。厳密にシーケンシャルな時間ベースで生成されるデータの例として、ビデオ及びオーディオの記録、リアルタイム計測データ、アーカイブデータ、フルバックアッププロセスの間に転送されるデータなどがある。シーケンシャルに生成されるデータは、必ずしも、一定又は連続ではない。データレートが一定ではない一例がデジタルビデオ記録であり、この場合は、画像レート、画質、及び画像チャネル数が、すべて、時間とともに変動する可能性がある。不連続データ生成の例として、固定又は可変のスケジュールに従って記録したり、場合によっては、ビデオ動き検出又は他のセンサによってトリガされたりする地震監視及びデジタルビデオ記録システムのような、外部事象によってトリガされてデータを生成する計測システムがある。

最も好ましくは、データを記憶させるこの方法はさらに、アレイ中の、所定の数のシーケンシャルに配置されたデータ記憶エレメントが容量一杯になった場合、ステップ１から５を繰り返すステップを含む。

重要なこととして、この方法を用いることにより、データは一切削除されず、新しいデータで上書きされたときにのみ失われることに注意されたい。このことは、証拠的なデータを記録することを意図されたデータ記憶システムであれば、必須の特徴である。データの上書きは、データアレイが記憶容量一杯まで書き込まれて、書き込みポイントが開始ポイントまで折り返して戻った際にのみ行われる。任意のポイントにおける、システムに記憶された総データ量は、そのデータが生成された時間枠に直接対応する。これは、データの書き込み及び記憶がシーケンシャルに行われるためである。したがって、システムの記憶期間は、システムの総容量、及びその期間に生成されたデータの量によって決まる。代替として、必要に応じて、より短い記憶期間をシステムに設定することが可能であり、これは、必要な記憶期間に達した後に最初の開始点に戻る書き込みポイントを早めに設定することにより可能である。これは、例えば、特定タイプのデータを記憶することに関して地方の法律又は規則が時間制限を設けている場合に、用いられることが可能である。

データ記憶エレメントは、ハードディスクドライブを備えることが好ましい。

最も好ましくは、第１のデータ記憶エレメントは、２台以上のシーケンシャルに配置されたハードディスクドライブの第１のグループを備える。そのような構成により、第１のグループの各ハードディスクドライブは、同時に同じデータを記録する。

好ましくは、次位のデータ記憶エレメントは、２台以上のハードディスクドライブの第２のグループを備え、第２のグループのハードディスクドライブの通し番号づけは、前のグループのハードディスクドライブの通し番号づけから少なくとも１だけオフセットしている。この配置により、書き込みプロセスにおいて１台又は複数台のハードディスクドライブが万一故障した場合にデータ損失を防ぐミラー化データ記憶システムが実現される。

最も好ましくは、この方法はさらに、データが記録されている途中のハードディスクドライブが故障したことを受けて、次位のデータ記憶エレメントを選択するステップを含む。したがって、ハードディスクドライブの１台が故障した結果として、次に使用可能な、動作するデータ記憶エレメントがただちに選択されるため、データ損失の可能性が最小限に抑えられる。

最も好ましくは、次位のデータ記憶エレメントを選択するステップは、１台又は複数台のハードディスクドライブの電源をオンにするステップを含む。

最も好ましくは、データを記憶させるこの方法はさらに、データ記憶エレメントが容量一杯になった時点で１台又は複数台のハードディスクドライブの電源をオフにするステップを含む。

ハードディスクドライブの電源をオフにすることには、個々のハードディスクのそれぞれが、そのハードディスクドライブのアレイの記憶期間のうちのわずかの間だけ動作する、という大きな利点がある。結果として、振動、熱放散、及び擦り切れの有害な影響は、大幅に低減され、ハードディスクドライブの故障事象が発生するリスクが小さくなる。

代替として、データ記憶エレメントは、ハードディスクドライブ内にあるディスクセクタのアロケーションブロックを備える。好ましくは、アロケーションブロックは、１つ又は複数のデータセクタと、少なくとも１つのヘッダセクタとを備える。ＨＤＤにおいてシーケンシャルデータ記憶手法を用いることには、次のような大きな利点がある。すなわち、シーケンシャルに生成されるデータの書き込み速度の最適化、記録済みデータの高速シーケンシャル再生、関連付けられた読み出し／書き込みアームの必要な動きが最小であることは、アームの摩耗を減らし、ＨＤＤ動作温度を下げ、したがってよりロバスト且つ信頼性が高いデータ記憶システムを実現する。

オプションとして、データを記憶させるこの方法はさらに、記憶されたデータに対応するランニングインデックスを記録するステップを含む。ランニングインデックスは、メインのデータ記憶システムの外部に記憶されることが可能であり、或いは、オプションとして、データ記憶システムの内部に保管されることも可能である。ランニングインデックスを組み込むことにより、より短時間で、任意の必要なデータシーケンスを見つけて読み出すことが可能になり、或いは、より短時間で、必要な時間枠をカバーするデータ記憶エレメントのグループをシステムから便利に取り外すことが可能になる。

好ましくは、ランニングインデックスは、データ記憶エレメント内に記憶されているデータの開始時刻を含む。好ましくは、ランニングインデックスは、データ記憶エレメント内に記憶されているデータの終了時刻を含む。オプションで、ランニングインデックスは、データ記憶エレメント内に記憶されているデータの時間枠を含む。

最も好ましくは、ランニングインデックスは、最初にＲＡＭ内に記憶され、周期的に不揮発性メモリ（例えば、フラッシュメモリ）にバックアップされる。

代替として、ランニングインデックスは、ハードディスクドライブシステム内にあるヒントインデックスとして記憶される。そのようなインデックスが更新される頻度は、従来のディスクファイルディレクトリより、ずっと低くてよい。さらに、そのようなインデックスは、ＨＤＤからデータを読み出すことに不可欠ではない。

オプションとして、データをデータ記憶エレメント内に記録するステップはさらに、データを暗号化するステップを含む。

本発明の第２の態様によれば、ハードディスクドライブにデータを記憶させる方法が提供され、この方法は、
１）ハードディスクドライブ内にある、シーケンシャルに配置されたアロケーションブロックのアレイから、第１のアロケーションブロックを選択するステップと、
２）第１のアロケーションブロックが容量一杯になるまで、第１のアロケーションブロック内にデータを記録するステップと、
３）シーケンシャルに配置されたアロケーションブロックのアレイから、次位のアロケーションブロックを選択するステップと、
４）次位のアロケーションブロックが容量一杯になるまで、次位のアロケーションブロック内にデータを記録するステップと、
５）アレイ中の、所定の数のシーケンシャルに配置されたアロケーションブロックが容量一杯になるまで、ステップ３及び４を繰り返すステップと
を含む。

最も好ましくは、データを記憶させるこの方法はさらに、アレイ中の、所定の数のシーケンシャルに配置されたアロケーションブロックが容量一杯になった場合、ステップ１から５を繰り返すステップを含む。

好ましくは、アロケーションブロック内にデータを記録するステップはさらに、ランニングインデックスを記録するステップを含む。最も好ましくは、ランニングインデックスを記録するステップは、１つ又は複数のデータプラッタにヒントインデックスを記録するステップを含む。

本発明の第３の態様によれば、ハードディスクドライブのシーケンシャルに配置されたアレイにデータを記憶させる方法が提供され、この方法は、
１）シーケンシャルに配置されたハードディスクドライブのアレイから、ハードディスクドライブの第１のグループを選択するステップと、
２）ハードディスクドライブの第１のグループが容量一杯になるまで、ハードディスクドライブの第１のグループにデータを記録するステップと、
３）シーケンシャルに配置されたハードディスクドライブのアレイから、ハードディスクドライブの次位のグループを選択するステップと、
４）ハードディスクドライブの次のグループが容量一杯になるまで、ハードディスクドライブの次のグループにデータを記録するステップと、
５）シーケンシャルに配置されたハードディスクドライブのアレイのうちの、所定の数のハードディスクドライブが容量一杯になるまで、ステップ３及び４を繰り返すステップと
を含む。

最も好ましくは、データを記憶させるこの方法はさらに、所定の数のハードディスクドライブが容量一杯になった場合、ステップ１から５を繰り返すステップを含む。

最も好ましくは、１つ又は複数のデータディスクにデータを記録するステップは、本発明の第２の態様に従ってデータを記憶させる方法を含む。

オプションとして、ハードディスクドライブの第１のグループ及びハードディスクドライブの次のグループのそれぞれは、単一のハードディスクドライブを備える。

好ましくは、ハードディスクドライブの第１のグループは、２台以上のシーケンシャルに配置されたハードディスクドライブを備える。そのような構成により、第１のグループの各ハードディスクドライブは、同時に同じデータを記録する。

好ましくは、次位のデータ記憶エレメントは、２台以上のハードディスクドライブの第２のグループを備え、第２のグループのハードディスクドライブの通し番号づけは、前のグループのハードディスクドライブの通し番号づけから少なくとも１だけオフセットしている。

本発明の第４の態様によれば、データを記憶することに適したハードディスクドライブシステムが提供され、このハードディスクドライブシステムは、データ記憶エレメントのアレイと、ハードディスクドライブシステムコントローラとを備え、ハードディスクドライブシステムコントローラは、ハードディスクドライブシステム内でデータがシーケンシャルに記録されるように、アレイの中のデータ記憶エレメントをシーケンシャルに選択する手段を提供する。

データ記憶エレメントは、ハードディスクドライブを備えることが好ましい。

オプションで、ハードディスクドライブは、シーケンシャルに配置されたデータ記憶エレメントの１次元アレイを形成するように配置される。代替として、ハードディスクドライブは、シーケンシャルに配置されたデータ記憶エレメントの２次元アレイを形成するように配置される。オプションで、ハードディスクドライブは、シーケンシャルに配置されたデータ記憶エレメントの３次元アレイを形成するように配置される。

最も好ましくは、データ記憶エレメントは、２台以上のシーケンシャルに配置されたハードディスクドライブのグループを備える。

好ましくは、ハードディスクシステムコントローラは、１台又は複数台の関連付けられたハードディスクドライブの動作状態に関する情報を提供する１つ又は複数のインジケータを備える。

代替として、データ記憶エレメントは、１台又は複数台のハードディスクドライブの中に配置されたアロケーションブロックを備える。

好ましくは、アロケーションブロックは、１つ又は複数のデータセクタと、少なくとも１つのヘッダセクタとを備える。

以下の詳細な説明を読み、添付の図面を参照すれば、本発明の態様及び利点が明らかになるであろう。

本発明の各種態様の理解を支援するために、図１ａ及び図１ｂは、ＨＤＤデータ記憶システム１の正面図及び概略図を、それぞれ示す。

ＨＤＤデータ記憶システム１は、１５台のハードディスクドライブ（ＨＤＤ）２からなるアレイを備えており、ＨＤＤ ２の動作は、ＨＤＤアレイコントローラシステム３によって制御されている。コントローラシステム３は、（イーサネット、ＳＣＳＩ、ＵＳＢ、ファイバチャネル、又は他の高速インターフェースなどの）データインターフェース４と、ＣＰＵコントローラ６及びＨＤＤコントローラ７を含むコントローラボード５と、電源８とを備えている。コントローラシステム３はさらに、各ＨＤＤ ２に関連付けられた、３個のＬＥＤステータスインジケータ９を備えている。動作時には、アレイ内の各ＨＤＤ ２に対応するステータスインジケータ９は、ＣＰＵコントローラ６によってアドレス指定及び制御される。インジケータ９は、関連付けられたＨＤＤ ２のステータスについての情報を提供し、例えば、ＨＤＤ ２が、いつ「選択されている」か、「アクティブ」か、「読み出し中」か、「書き込み中」か、「故障中」かについての情報を提供する。

ＨＤＤ ２のさらなる詳細を、図２に示す。図２ａに示された例では、ＨＤＤ ２は、アクチュエータアセンブリ１０を備えており、アクチュエータアセンブリ１０は、読み出し／書き込みアーム１２の遠心端にある読み出し／書き込みヘッド１１と、関連付けられたプラッタ１３のデータ面との相対的な位置関係を制御している。当該技術分野では標準的なやり方であるが、ＨＤＤ ２内のプラッタ１３は、スピンドル１４にマウントされている。

当業者であれば理解されるように、各ハードディスクプラッタ１３は、（潜在的に）２つの記録面を有する。ディスクプラッタ１３と読み出し／書き込みヘッド１１との組み合わせを複数備える代替のＨＤＤ２も、当該技術分野では知られている。あくまで例であるが、図２ｂに示されたＨＤＤ ２は、共通スピンドル１４にマウントされた４枚のプラッタ１３を備えており、４枚のプラッタは、関連付けられた８個の読み出し／書き込みヘッド１１を有する。これらの読み出し／書き込みヘッド１１はすべて、関連付けられた読み出し／書き込みアーム１２を介して、アクチュエータアセンブリ１０によって制御されている。

プラッタ１３のデータ記録面は、微細な間隔をおいて配置された、一連の同心のシリンダ（円筒）１５に分割されている。これらのシリンダ１５のそれぞれは、記録トラックとして動作しており、各トラックはさらに、等サイズのセクタ１６に分割されている（したがって、セクタの数は、内側のトラックより外側のトラックのほうが多い）。最近のたいていのハードディスクのプラッタ１３は、各セクタが、５１２バイトの情報を記録することが可能である。ただし、本願発明者らは、当該技術分野において、ディスクセクタの標準的な容量をセクタ当たり４０９６バイトに増やす提案がなされていることに注目している。しかしながら、ＨＤＤ ２内のセクタのアドレス指定はすべて、ＨＤＤ ２内の電子回路によって、メーカー固有のファームウェアを介して制御されているため、図２ｂのシステムは、単純に、図２ａのシングルプラッタＨＤＤ ２の拡張と見なしてよい。どのディスクファイリングシステム（ＤＦＳ）が用いられていても、そのＤＦＳが、プラッタ１３上に記録されているすべてのファイル及びそれらのロケーションを追跡するために必要な手段を提供している。

本システムにおいては、ＨＤＤ ２とデータ容量との任意の組み合わせを用いることが可能である。この点はＲＡＩＤシステムと異なる。ＲＡＩＤシステムでは、ＨＤＤ ２は、性能及び容量の観点から、同一でなくても十分一致していなければならない。

本システムでは、ミラー化書き込みモードの１つで可変容量のＨＤＤを使用する場合、このＨＤＤの最適配置は、容量が大きくなる順番であって、このようにすれば、有効記憶容量が最大になることを理解されたい。さらに、各ＨＤＤ ２では、任意の標準的なタイプのプラッタ１３、及び既知の読み出し／書き込み方法を用いることが可能であることも理解されたい。

次に、図１ｂを参照しながら、データ記憶システム１の第１の動作モードについて説明する。まず第一に、データが、第１のＨＤＤ ２からなるデータ記憶エレメントに記録され、そのＨＤＤ ２が一杯になった場合、次のデータが次のデータ記憶エレメント、すなわち、第２のＨＤＤに記録される。このプロセスは、第３及び第４のＨＤＤ ２を経て、このＨＤＤアレイが一杯になるまで続く。このＨＤＤアレイが一杯になった場合、次のデータはまた第１のＨＤＤ ２に記録され、このシーケンスで最も古いデータが上書きされていく。このプロセスは、無限ループとして有効に続くことが可能である。ここで説明されている実施形態では、利用可能な記録済みデータの時間枠は、生成されるデータの平均レート（ビット毎秒）及びＨＤＤアレイの総容量によって設定される。

ＣＰＵコントローラ６は、ファイル保持期限（ＦＲＬ（Ｆｉｌｅ Ｒｅｔｅｎｔｉｏｎ Ｌｉｍｉｔ））設定を提供することが好ましい。この設定は、データ記憶の時間枠の上限をユーザが定義することを可能にする（例えば、３０日）。この制限時間は、所与の平均データレートで、必ずＨＤＤアレイの可能な総容量より少ない。この実施形態では、ＦＲＬに達した時点で、最も古いデータから上書きされ始め、残りのＨＤＤ容量はすべて空白のまま残される。これは、国によっては、特定の用途に関して地域法、規制、及びベストプラクティスガイドラインに従うための、重要な機能になりうる。

時間ベースのデータを、この厳密にシーケンシャルな形式で記録することには、様々な利点がある。まず第一に、ＣＰＵコントローラ６は、書き込みも読み出しも行われていないすべてのＨＤＤ ２を完全にオフにする（すなわち、電源を切り離す）ように動作する。したがって、通常の状況では、１台のＨＤＤ ２だけがいつでも電源がオンになっている。ＣＰＵコントローラ６は、データが記録されている際のＨＤＤ ２の容量の使用の平均レートを監視し、シーケンスにおける次のＨＤＤ ２の電源を、十分な時間の余裕を持ってオンにする。これは、今のＨＤＤ ２が一杯になる前に、次のＨＤＤ ２の回転を立ち上げてデータ受け入れ準備をさせるためである。この事前の電源投入期間はさらに、ＣＰＵコントローラ６が、シーケンスにおける次のＨＤＤ ２をチェックし、そのＨＤＤの、利用可能な最初のセクタを見つけ、そのＨＤＤ ２の容量を読み出すことを可能にする。最近のドライブと良好なディスクファイリングシステムとを用いれば、事前の電源投入プロセスは、ＨＤＤのチェックも含めて、数秒しかかからない。

通常使用では、記録プロセスは、一度に１台のＨＤＤ ２だけがアクティブであることを意味する。しかしながら、データ記憶システム１は、現在アレイに記憶されている時間枠の任意の場所からデータセグメントを読み出す要求を、いつでも受け取ることが可能である。そのような要求に対応するために、ＣＰＵコントローラ６は、アレイ内の各ＨＤＤ ２に記憶されているデータの開始時刻及び終了時刻のランニングインデックスを保管する。ランニングインデックスは、フラッシュメモリの形態の不揮発性メモリ、又はさらに、ＣＰＵコントローラ６によって直接アクセスされる別のＨＤＤ ２に記憶されることが可能である。代替として、ランニングインデックスは、ＣＰＵコントローラ６のＲＡＭに記憶されることも可能である。

ランニングインデックスを別のＨＤＤ ２に記憶させることも動作可能な選択肢であるが、このＨＤＤ ２は常時オンでなければならないため、特に望ましい選択肢ではない。

ランニングインデックスの概念をさらに拡張して、データ記憶システム１内のすべてのデータファイルを追跡するために用いられるデータベース管理システム（ＤＢＭＳ）の全機能をランニングインデックスが複製できるようにすることが可能である。当業者であれば理解されるように、そのようなインデックスは、スピード、或いは、読み出し、修正、及び書き込みの各プロセスのためには、ＲＡＭに記憶されるのが最良である。しかしながら、停電が起こると、そのデータベースインデックスは完全に失われるであろう。単純なランニングインデックスは、電源の回復時に比較的素早く再構築されることが可能であるが、完全なＤＢＭＳインデックスの再構築は、定期的なバックアップがない場合には、相当の時間を要するであろう。

したがって、これらの様々な選択肢を上手く吸収するためには、ランニングインデックスを、まずＲＡＭに記憶させ、その後、定期的に不揮発性フラッシュメモリにバックアップすることが好ましい。

ランニングインデックスの厳密な記憶形態に関係なく、データを取り出すプロセスは同じままである。ＣＰＵコントローラ６は、読み出し要求を受け取ると、単純に、対応するＨＤＤ ２の電源をオンにして、しかるべきデータを読み出す。最近のＨＤＤ ２システムは、非常に素早く立ち上がるため、電源投入から、要求されたデータを返すまでの遅延がほんの数秒である。通常、データを格納していて、その中からデータが読み出されているＨＤＤ ２は、ユーザ定義可能なタイムアウト期間（例えば、１０分）が過ぎると、自動的に電源オフになる。

上述のデータ記憶システム１では、データは、新しいデータで上書きされる場合を除き、削除されることはない。このことは、この方式の不可欠な要素であり、特に、潜在的に証拠となるデータを記憶する場合には不可欠であるため、データは、いったん記録されると、いかなる場合でも修正不可能であり、期限が切れて上書きされるまで削除も不可能である。したがって、説明しているデータ記憶システム１は、ＨＤＤサブシステムの最大帯域幅でフルオンラインデータ書き込みを実施し、同時に、記録済みの時間ベースデータの再生を要求された場合にニアラインデータアクセスを実施する。

データ記憶システム１はさらに、先行技術の項で説明されたシステムに対する、さらなる利点をいくつか提供する。まず第一に、データ記憶システム１は、使用電力が、従来のＨＤＤアレイよりかなり少ない。例えば、１５台のドライブのアレイでは、使用される電力は、平均で、従来のアレイの１／１５強である。同様に、６４台のディスクのアレイでは、使用される電力は、わずか１／６４である。言い換えれば、一度に１台のＨＤＤ ２だけが動作しているという事実は、各ＨＤＤ ２が、一般的な運用に比べて、ごくわずかの時間だけ、電源をオンにされて使用されるため、ＨＤＤ ２の寿命が劇的に延びることを意味する。例えば、説明している１５台のドライブのアレイでは、各ドライブは、１４／１５（９３％）の時間の間は、電源オフにされている。別の見方をすれば、従来のデータ記憶システムでは、すべてのドライブが年中無休で電源がオンであるのに対し、各ＨＤＤ ２は、１年のうちの２６日間だけ使用されることになる。

どの時点においても、通常、動作しているＨＤＤ ２は１台だけであるため、他のＨＤＤ ２からの熱放散は最小限であり、強制冷却は過剰であるか、少なくともかなり抑えられる。ＨＤＤ ２はさらに、非常に低い温度で動作することがわかっており、これによって、ＭＴＢＦが長くなり、信頼性が向上する。

一度に１台のＨＤＤ ２だけが動作しているという事実のさらなる利点として、他のＨＤＤ ２から伝わる振動が最小限であるため、ドライブにつきものの擦り切れがかなり抑えられ、やはり、これによって、ＭＴＢＦが長くなり、全体の信頼性が向上する。

各ＨＤＤ ２上の記録は、１つの完結した、連続的な時間枠（例えば、２００６年１月１２日の１０：０３：２７から２００６年１月１４日の１２：３２：１３）をカバーすることに注意されたい。したがって、各ＨＤＤ ２がＨＤＤ コントローラ７によって順に選択される際に、ＣＰＵコントローラ６を用いて、この時間枠を表示することが可能である。代替として、この時間枠を、監視ソフトウェアを実行しているネットワークコンピュータのディスプレイに表示することが可能である。したがって、任意の特定の時間枠に対応するデータが含まれる実際の物理ＨＤＤ ２を、非常に迅速且つ便利に識別することが可能である。このことは、（監視記録などの）証拠データシステムにとって非常に有用な機能である。それは特に、特定の事象又は事件の時刻に対応するＨＤＤ ２を素早く識別して、（例えば、警察又は他の権限機関による）保管のために物理的に取り外すことが可能なためである。そのように、物理的にアレイ内にあるデータを容易に見つけることは、従来の方法（特にＲＡＩＤ構成）では不可能である。なお、ＲＡＩＤ５システムでは、各ＨＤＤ ２が収容しているのは、他のすべてのＨＤＤ ２がないと使い物にならない、部分的な情報でしかないため、何らかの実用に供するためには、シャシ及びコントローラを含むアレイ全体を持ち出さなければならない。

説明しているデータ記憶システム１の重要且つ有用な成果は、記録済みＨＤＤ ２を、上書きされる前の任意の時点で取り外して、それらを新しい空のＨＤＤ ２に置き換えることによって、記憶される時間枠を、事実上、無限にすることが可能なことである。したがって、ＨＤＤ ２の取り外し及び交換を連続的に行うことによって、非常に長いデータアーカイブを作成することが可能である。さらに、アレイの基本的な時間枠は、数週間（例えば、３０日間）の規模になると予想されるため、ＨＤＤ ２の交換は、都合のよいときに、３０日間の例で言えば３０日未満の任意の不規則な時間間隔で行われることが可能である。

現在説明しているデータ記憶システム１においては、ＭＴＢＦ及びＨＤＤ ２の寿命が延びているために、ＨＤＤ ２が故障する可能性は非常に低い。しかしながら、あるＨＤＤ ２が万一故障した場合は、データが、ＨＤＤ ２シーケンスにおける次のＨＤＤ ２に自動的にリダイレクトされ、故障したＨＤＤ ２は、対応するステータスインジケータ９によってハイライトされる。ＨＤＤ ２の故障の通知は、可聴音、ＣＰＵコントローラのディスプレイ、又は、ネットワークコンピュータで実行されている任意のリモート管理アプリケーションのディスプレイによってなされることが可能である。したがって、データ損失は、１台のＨＤＤ ２に限定されるが、いかなるデータ損失も、本システムでは起こりにくいとはいえ、重大な不利益であることに変わりはない。

データ記憶システム１の有利な成果の１つとして、データ記憶システム１内に、アクティブになっていないか、故障したＨＤＤ ２があれば、いつでも取り外して交換することが可能である。さらに、任意のアクティブな（すなわち、書き込み中の）ＨＤＤ ２を取り外すことが可能であり、これは、コントローラボード５により、シーケンスにおける次のＨＤＤ ２へ強制スキップすることによって、又は単純にドライブを取り外して、実質的に「故障」させることによって可能である。

以下では、前述のデータ記憶システム１に対するいくつかの代替実施形態について詳述する。

２次元及び３次元アレイデータ記憶システム
図３は、２次元アレイデータ記憶システム１７の正面図である。図に見られるように、２次元アレイデータ記憶システム１７は、前述のデータ記憶システム１の拡張であって、シーケンシャルに配列されたＨＤＤ ２からなる２次元アレイが用いられている。２次元アレイデータ記憶システム１７は、マスタコントローラボード５に接続された、複数の、スタックされた、スレーブアレイのユニット１ａ、１ｂ、及び１ｃの使用を考慮した、便利な配置を可能にする。このような方式では、どの時点においても１台のＨＤＤ ２だけを常にアクティブにして、本当に何百台ものＨＤＤ ２をアドレス指定することが可能である。そのような大容量の設備の場合は、結果として、相当の電力、冷却、及び空調のコストを節約することが可能である。

２次元アレイデータ記憶システム１７の原理を、ほぼ同一の様式で動作する３次元アレイデータ記憶システムを形成するために拡張することが容易に可能であることは、自ずと明らかであろう。しかしながら、シーケンスにおける次のＨＤＤ ２を、前のＨＤＤ ２のすぐ隣に物理的に配置することが不要であることに注意されたい。すべてのシステムに不可欠の要件は、個々のＨＤＤ ２がアクセスされる順序との間にシーケンシャルな関係が存在し、この関係がシステムの動作中は維持されることである。

２個以上のマスタコントローラボード５を用いることにより、説明しているアレイデータ記憶システムに対する機能性が高まる。各マスタコントローラボード５は、セカンダリマスタボード５が実質的にスレーブとして動作する構成で、起点データソース（イーサネット又はＳＣＳＩなど）に接続される（ただし、セカンダリマスタボード５もディスク時間枠インデックスのコピーを保持する）。したがって、万一マスタコントローラボード５が故障した場合には、セカンダリマスタボード５がただちにコントローラタスクを引き取ることが可能であり、アレイシステムは、動作し続けることが可能である。そのような構成のアーキテクチャにより、故障したマスタボード５に関連付けられていたＨＤＤ ２を取り外して、代替アレイ（又は、場合によってはスレーブユニットのＨＤＤアレイ）に装填し、この代替アレイを、故障したユニットに関連付けられていたアレイの代わりにシステムに組み込むことが可能である。これはすべて、ホットスワップ式で行われることが可能である。

ミラー化書き込みデータ記憶システム
既に詳述されたように、ＨＤＤ ２のほぼすべての故障は、書き込みプロセスにおいて発生し、データ損失が発生すれば、たとえそれが小さいものであれ、いかなるデータ記憶システムにとっても重大な不利益であることに変わりはない。以下では、図４を用いて、（例えば、ＲＡＩＤ１システムの場合に必要とされる）２倍の記憶容量をシステムに対してコミットすることを必要とせずにミラー化書き込み及び保護を実施するデータ記憶システムについて説明する。

ミラー化書き込みデータ記憶システム１８は、以下のように実装される。単一のＨＤＤ ２からなるデータ記憶エレメントにデータを書き込む代わりに、ＨＤＤ ２のペアからなるデータ記憶エレメントに同じデータが同時に書き込まれる。現在説明している例では、データは、最初に第１及び第２のＨＤＤ ２（図４ａの「書き込み１及び２」）に書き込まれる。

これらのＨＤＤが一杯になった場合、第３のＨＤＤ ２の電源がオンにされ、使用可能になる。次に、データ書き込みは、第１及び第２のＨＤＤ ２（「書き込み１及び２」）から次のデータ記憶エレメント、すなわち、第２及び第３のＨＤＤ ２（図４ｂの「書き込み２及び３」）に切り替わる。その後、第１のＨＤＤ ２は、電源をオフにされる。結果として、第２のＨＤＤ ２に書き込まれたばかりのデータは、この時点で、ただちに新しいデータで上書きされる。第２のＨＤＤ ２に書き込まれたばかりのデータのコピーが第１のＨＤＤ ２に安全に記憶されており、第１のＨＤＤ ２は電源がオフになっているので、失敗する可能性は非常に低い。

データ書き込みは、このパターンで続けられ、ＨＤＤ ２のペア（例えば、（図４ｃの）「書き込み３及び４」、「書き込み４及び５」など）からなる後続のデータ記憶エレメントに書き込みが行われる。書き込みのペアの組み合わせが移動するにつれ、後に残る一杯のＨＤＤ ２の電源がオフにされていく。オーバーラップするＨＤＤ ２のペアへのこの書き込みは、ＨＤＤ ｎに達するまで（図４ｄを参照）続けられ、ＨＤＤ ｎに達した時点での書き込みシーケンスペアは「書き込み（ｎ−１）及びｎ」であり、その後は「書き込みｎ及び１」（図４ｅを参照）（すなわち、最後のＨＤＤ ２と第１のＨＤＤ ２）になり、「書き込み１及び２」、「書き込み２及び３」などのシーケンスに戻る。

このミラー化書き込みデータ記憶システム１８は、クリティカルな書き込みの部分ではミラー化された冗長性を提供し、ＲＡＩＤ５システムと同等の効率で総容量ｎ−１を提供する。この方式はさらに、既に説明されたデータ記憶システム１のすべての利点を維持しているが、使用電力、温度、及び振動隔離の点では、わずかながら劣る。

ミラー化書き込みデータ記憶システム１８を用いることにより、データをまったく失わずにＨＤＤ ２の故障に対処できるデータ記憶システムが実現される。例えば、書き込み中のペアが「書き込み３及び４」であるときに第４のＨＤＤ ２が故障したとする。第４のＨＤＤ ２においてＨＤＤ ２の故障が検出されると、ただちに、書き込みが第３のＨＤＤ ２において通常どおりに続けられると同時に、第５及び第６のＨＤＤ ２（「書き込み５及び６」）の電源がオンにされる。数秒後、これらのドライブはデータの受け入れが可能になり、すべての書き込みがこれらのドライブに切り替えられる。次に、第３及び第４のＨＤＤ ２は、電源をオフにされ、データは第３のＨＤＤ ２（正常なＨＤＤ）に保存され、都合のよいときに第４のＨＤＤ ２（故障したＨＤＤ）を交換することが可能になる。その後、第４のＨＤＤ ２に関連付けられた「故障」ステータスインジケータ９が明るくなって、どのＨＤＤ ２が故障したか、したがって、どのＨＤＤが交換されるべきかを示す。

故障したＨＤＤ ２を交換することについては、ＲＡＩＤシステムの場合のような緊急性がないことに注意されたい（ＲＡＩＤシステムの場合は、第２のＨＤＤ ２が故障すると、新しいＨＤＤ ２が装着されて、故障したＨＤＤ ２が完全に再構築されるまで、すべてのデータの壊滅的損失が続く）。ミラー化書き込みデータ記憶システム１８内では、故障したＨＤＤ ２を交換した場合、書き込みプロセスが折り返して戻ってきて、データをそのＨＤＤ ２に記録することが必要になるまで、そのＨＤＤについて何も行う必要がない。そのＨＤＤ ２に記録することが必要になるのは、一杯のデータアレイの記憶期間が過ぎてからに限られる。注意すべき、さらに重要な点として、故障ペアにおいて存続しているＨＤＤ ２が非ミラー化書き込みを余儀なくされるのはほんの数秒間なので、データが完全に失われる可能性は無視できるほど小さい。

説明しているミラー化書き込みデータ記憶システムは、第１のデータ記憶エレメントが、シーケンシャルに配置されたｍ台のＨＤＤ ２からなるように、さらに拡張されることが可能である。そして、次のオーバーラップするデータ記憶エレメントも、シーケンシャルに配置されたｍ台のＨＤＤ ２からなり、第１及び第２のデータ記憶エレメントのＨＤＤ ２のシーケンシャル番号づけの間にはｍ未満のオフセットが導入される。

例えば、ｍを３に設定し、データ記憶エレメント間のシーケンシャルオフセットを２に設定すると、デュアルミラー化データ記憶を実現する三重ミラー化データ書き込みシステムが得られる。同じデータを３台のＨＤＤ ２に書き込み、その後、２台のＨＤＤ ２をシーケンシャルにスキップしてから、次の書き込みプロセスを行うことにより、データ記憶エレメントの３台のＨＤＤ ２のうちの１台だけが常に上書きされるため、２つの同一コピーが残る。記憶されたミラー化ペアを提供するこの方法は、特に、非常にデータクリティカルなシステムにおいて用いられる。さらに、この手法は、ＨＤＤ ２が故障した場合でも、完全に記憶されたＨＤＤ ２のミラー化ペアが得られる点で、普通のミラー化記憶システム（例えば、ＲＡＩＤ１システム）より優位である。ＲＡＩＤ１システムであれば、単一のコピーが残るだけであり、ＨＤＤ ２ペアを再構築するためには、そのコピーを複製しなければならないが、その場合は、１台しかない、存在しているオリジナルのＨＤＤ ２から、収容されているデータを読み出す際に、そのディスクにさらなる負荷及び故障リスクがかかる。

さらに、現在説明している三重書き込みデュアル記憶の手法を用いることにより、永続的記憶又は引き渡しのために各データ記憶エレメントから１台のＨＤＤ ２を取り出すことが可能になる。

ハードディスクファイリングシステム
ここまで説明したように、データ記憶システム１、１７、又は１８は、当業者に知られている標準的な読み出し／書き込み方法を用いることが可能である。従来のＨＤＤ ２の内部にある集積電子回路及びファームウェアは、一般に、ＨＤＤ ２内のすべてのセクタをセクタ番号でアドレス指定することを可能にしている。そして、従来のディスクファイリングシステム（ＤＦＳ）は、典型的には、いくつかのセクタをクラスタとしてグループ化し、ＨＤＤ ２は、これらのクラスタサイズに従ってフォーマットされる。例えば、最近のＤＦＳの典型的なクラスタサイズは１６セクタであり、合計すると４０９６バイト（４ｋＢ）になる。４ｋＢより大きなファイルであれば、そのファイルに必要なだけのクラスタが使用されるが、４ｋＢより小さなファイルであっても、４ｋＢが丸々使用される。これは、このファイリングシステムにおいて、４ｋＢが、アドレス指定可能な最小ブロックであるためである。当業者には認識されているように、標準のディスクセクタサイズは、現行の５１２バイトから、将来は４０９６バイトに増える可能性が高い。したがって、従来のＤＦＳも、将来は、別のクラスタサイズを採用することになる。

当該技術分野において知られているＤＦＳは、記録されたすべてのファイル及びそのロケーションを追跡するために、様々なディレクトリ方式を用いている。通常、ディレクトリは、データプラッタの先頭に保存されている。これは、このロケーションの読み出しが最も高速で行われるためである。ＤＦＳにより、大きなファイルは多数のクラスタに分割され、これらのクラスタは、ＨＤＤ空間を最も効率的に使用するために、複数のプラッタにまたがって分散される場合がある。これは断片化と呼ばれ、数千個ものファイルの記録、修正、及び削除が行われて、ＨＤＤ ２が多数の断片化ファイルで一杯になった場合、結果として、断片化が深刻になり、ＨＤＤ ２の性能が鈍化する。しかしながら、最近のいくつかのＤＦＳ方式は、断片化の影響をある程度まで軽減することが注目される。従来のＤＦＳ方法はまた、すべてのファイル及びファイル断片のすべてのクラスタロケーションが記録されるために、ディレクトリ構造が大規模且つ複雑になる。空のＨＤＤ ２であっても、標準的なＤＦＳでフォーマットされると、ディレクトリ構造のためだけに記録容量の１．８％〜４％のうちのいずれかの部分を使用する可能性があり、多数の小さなファイルがＨＤＤ ２に書き込まれると、ＤＦＳのタイプに応じて、ディレクトリ構造は、拡張使用がさらに増える可能性がある。

ほとんどのＤＦＳ方式では、あるファイルが削除されても、それは単にディレクトリから削除されるだけで、実際にはファイルデータ領域から削除されていないことに注意されたい。これにより、ファイル削除時間が非常に短くなる。

以下では、図２ａ及び図５を参照しながら、代替の、好ましいハードディスクファイリングシステムについて詳しく説明する。図５は、本ハードディスクファイリングシステムを組み込んだデータディスクプラッタ１３の概略図である。本ハードディスクファイリングシステムも、厳密にシーケンシャルな時間ベースで生成されたデータのシーケンシャルデータ記憶の原理を活用している。以下では、本ディスクファイリングシステムを、シーケンシャルファイリングシステム（ＳＦＳ）と呼ぶ。

図５に見られるように、ＳＦＳでは、セクタが、アロケーションブロック（ＡＢ）１９と呼ばれる、シーケンシャルに配置された、いくつかのデータ記憶エレメントに区分される。各ＡＢ １９は、１２９個のセクタ１６からなり、詳細には、ヘッダセクタ２０及び１２８個のデータセクタ２１からなる。したがって、各ＡＢ １９のサイズは、１２９×５１２バイト（すなわち６４．５ｋＢ）である。ＡＢ １９は、典型的なディスククラスタより格段に大きいことが理解されよう。通常、これは、記録されるファイルサイズが劇的に変動し、多数の非常に小さなファイルが記憶される記憶システムの場合には非効率的であろう。しかしながら、記録アプリケーションが概して大きなファイルを生成するシーケンシャルデータ記録の場合には、ＡＢサイズが大きいことは理想的である。

ＡＢ １９のヘッダセクタ２０は、ＡＢ １９に記憶されているデータの開始日時を少なくとも収容しているので、ＳＦＳシステムの動作の鍵である。このコンテキストでは、「ファイル」は、外部データ生成アプリケーションによって定義され、一般には、複数のＡＢ １９にまたがる。オプションとして、ヘッダセクタ２０はさらに、チャネル番号、このチャネルに対応する、前のＡＢの位置、このチャネルに対応する、次のＡＢの位置、ファイル開始マーカ及びファイル終了マーカ、並びに、オプションでさらに、このＡＢ １９に対応する暗号化データを記憶することが可能である。

動作時には、ＳＦＳは、ＡＢ １９に対するデータの読み出し及び書き込みを、時間ベースで、厳密にシーケンシャルな様式で行う。しかしながら、このデータレートは、劇的に変動する場合がある。予期せず開始及び終了する場合もあり、また、多数の異なるチャネル（例えば、ビデオチャネル、オーディオトラック、データストリームなど）が同時に記録されている可能性が高い。したがって、ＳＦＳは、これらすべての事象を適正に管理することが求められるため、ＳＦＳは、不規則且つ変動するマルチチャネルデータの総合管理、及び、したがって、ディスク書き込み／読み出しプロセスの完全制御を達成する方法を含む。

上述の要件を達成するために、ＳＦＳは、ＣＰＵコントローラ６を用いて、記録される情報の各チャネルごとに６４ｋＢバッファを保持する。各バッファが一杯になるとただちに、ＣＰＵコントローラ６は、第１の利用可能なＡＢ １９を選択し、ブロック全体を、このＡＢ １９、並びに、追加が必要であれば、シーケンシャルに配置されたＡＢ １９に書き込む。このようにして、ＨＤＤ ２全体がシーケンシャルに埋められるので、ＨＤＤ容量の完全利用及びデータの完全シーケンシャルストリーミングが保証される。このＨＤＤ ２が一杯になると（且つ、アレイ内の他のすべてのＨＤＤも一杯になっていると）、ＣＰＵコントローラ６は、折り返して戻って、いかなる後続のデータも、第１のＡＢ １９に最初に記憶されていたデータを上書きするようにする。

注目すべき点として、複数の別々のデータチャネルが使用されている場合、個々のチャネルは必ずしも厳密なシーケンスでない場合があるが、このことは、前及び次のチャネルＡＢ １９の情報がヘッダセクタ２０に収容されているので、システム性能には関係しない。

別の注目すべき点として、ＳＦＳは、１２８個のデータセクタごとに１個のヘッダセクタ２０を用いており、これは、ＨＤＤ ２の容量のわずか０．７８％がファイルヘッダ情報に使用されていることを意味する。これに対し、従来のディレクトリシステムの場合は、最大５％である。

ＳＦＳがこのようなシンプルな様式で動作可能なのは、データが（記憶期間の最後に）新しいデータで完全に上書きされるだけで、削除も修正もされないためである。実際、ＳＦＳ制御システムは、「削除」コマンドをまったく含まない。したがって、ＳＦＳは、各ＨＤＤ ２を、それが非常に大規模な（長い）テープであるかのように扱う。結果として、ＳＦＳは、稼働中のフォーマッティングが可能であるため、まったくフォーマットされていない新品のディスクを（或いは、他の何らかのファイリングシステムでプリフォーマットされているディスクでさえ）時間のかかるフォーマッティング作業をまったく行わずに使用することが可能である。

このアプローチの結果として、以下を含む、いくつかの非常に有用且つ有利な特徴が現れてくる。
１）書き込みスループット（最大ディスク速度）の最適化。
２）連続シーケンスの高速再生。
３）読み出し／書き込みアームの動きが最小。したがって、
・アームアクチュエータの摩耗が少なくなる。
・ディスク動作温度が下がる（アクチュエータの使用電力が少なくなる）。
・振動が少なくなる（ほとんどの時間帯で、アーム及びアクチュエータは実質的に制止している）。
４）ディレクトリがないことによる、よりロバストなデータ構造。
５）シンプルなデータ回復。
６）ディレクトリがなくても日時のシークが容易。

書き込みスループットの最適化
読み出し／書き込みアーム１２は、ディレクトリを更新するために常時行ったり来たりする必要がないため、ディスクシステムの持続可能な最大スループットの達成が可能である。このことは、大量のデータが生成され、それらが、ロバスト且つ信頼性の高い様式で記録されることが必要なシステムで使用するのに理想的である。

高速再生
シーケンシャルデータ記録用途は、読み出し（すなわち、再生）がシーケンシャルに行われる可能性が最も高い。ＳＦＳでは、データは、生成時の様式と同じである、厳密にシーケンシャルな様式でＨＤＤ ２内に配置される（すなわち、データは、従来のディスクファイリングシステムの場合のように断片化されたりランダムブロック順序で配置されたりしない）。したがって、ＳＦＳファイル構成は、読み出し速度が最適化される、最も一般的なデータ取り出し要件に理想的に適合している。これは、読み出し／書き込みヘッド１１が、完全なファイルを再構築したり、次のファイルを取得したりするために常に前後にシークする必要がなく、単純に、１つのシリンダ１５の上にとどまって、ＡＢ １９内のデータを読み出し、現在のシリンダから次のシリンダへ移動する際に、プラッタ１３を横切ってゆっくりトラッキングするためである。

逆方向の読み出し（ビデオ用途では普通に行われる逆方向再生）でさえも高速である。これは、ＡＢ １９が読み出し／書き込みヘッド１１の真下で回転しながら、単純に逆の順序で読み出されるためであり、ヘッド１１は、この場合も、１つのシリンダ１５から前のシリンダ１５へ移動する際に（ここでは逆方向に）ゆっくりトラッキングする。

読み出し／書き込みアームの動きが最小
ＳＦＳの明らかな成果として、読み出し／書き込みアーム１２は、ＡＢ １９とディレクトリの間を常時行ったり来たりする必要がない。実際、これまで見てきたように、アーム１２は、シリンダ１５に収容されたすべてのＡＢ １９を埋め（又は読み出し）、次のシリンダ１５に移る際に、非常にゆっくり動くだけでよい。これによって、アーム１２の駆動に必要なエネルギーが劇的に減少するため、熱の放散が少なくなり、したがって、動作温度が下がる。

この有利な状況は、結果として、アクチュエータアセンブリ１０の擦り切れが少なくなり、振動が極めて少なくなることによって、さらに有利になる（これらの擦り切れ及び振動は、この有利な状況でなければ、アーム１２の急加速及び急減速によって当然引き起こされているであろう）。

ロバストなデータ構造
ＳＦＳデータ構造は、その簡潔さ及びシーケンシャルな順序づけの直接の成果として、非常にロバストである。万一、データプラッタ１３の表面の領域が何らかの原因で（ほこり、又はヘッドクラッシュ、又は振動や衝撃に起因するヘッドの精度不足による単純な読み出しエラーによって）汚れたり損傷したりしても、残りのデータは完全に使用可能である。従来のシステムの場合は、中に損傷した領域がある１つのセクタ１６にファイルの一部分が置かれただけでも、ファイル全体が失われる。さらに重要なことに、ＳＦＳは、ディレクトリに関する要件がないため、（データの完全な消失を招きかねない）ディレクトリのエラーの影響を受けにくい。したがって、（読み出し／書き込みヘッドがまだ動作しているとして）深刻な損傷を受けたディスクであっても、いまだ読み出しが可能なデータはすべて有用のまま残っている。

シンプルなデータ回復
ＳＦＳはまた、万一、ＨＤＤ ２が故障し、それが壊滅的であって、専門のデータ回復サービスを呼ぶ必要がある場合でも、ある一定のいっそうの優位性を提供する。データセクタＡＢ １９は実質的に自己完結しているので、損傷していないＡＢ １９があれば、そのＡＢ １９は読み出し可能のままである。したがって、深刻な損傷を受けたデータプラッタ１３から、（不完全であっても）有用なデータシーケンスを再形成することが引き続き可能である。

ディレクトリがなくても日時のシークが容易
マスタコントローラボード５を用いると、各ＨＤＤ ２における時間枠を追跡することが可能になる。さらに、データは各ＨＤＤ ２に厳密なシーケンスとして記憶されるので、その時間枠の中で特定の時刻を見つけることは、ディレクトリがない場合でも、まったく容易なことである。

ある特定のデータプラッタ１３に対して開始時刻及び終了時刻が与えられると、システムは、必要なすべてのデータシーケンスの開始ポイントのロケーションについて、直線補間による、妥当な推定を行うことが可能である。次に、推定されたポイントにおける、ブロック内のデータのタイムスタンプ及び時間枠がヘッダセクタ２０から読み出され、次に、さらなる、より精度の高い推定が行われ、その時刻がヘッダセクタ２０から読み出され、というような反復プロセスが、要求されたデータが見つかるまで続けられる。

上述のデータシーケンスを見つける方法は、記憶されたデータが、厳密に連続的には生成されず、実際にはステップ単位の連続性で記憶されている場合でも当てはまることに注意されたい。例えば、記録によっては、正確に時間的に連続でない場合があり、アラームトリガなどの何らかの外部事象に従って開始及び停止する場合があり、或いは、データは、ビデオ監視用途におけるフレームレートや画質などに応じて、量が変動する場合がある。そのようなデータレート変動や非連続性は、要求されたデータシーケンスの開始ポイントにアクセスするために必要なシーク時間（シーク試行の回数）のわずかな増加をもたらすだけである。

読み出し／書き込みアーム１２は非常に素早く動くことが可能なので、多数の反復ステップを必要とするシークプロセスであっても、数ミリ秒以内に完了する。これは、現在説明しているシステム１、１７、又は１８、並びにそれらの意図された用途におけるデータ読み出しに関しては、問題ではない。さらに、このシステムアーキテクチャ全体が与えられた場合、再生に必要なデータは、実際には、電源がオフになっているデータディスクに配置されている可能性があり、その場合は、そのデータディスクの回転を立ち上げて問合せに応答できるようにするための約５〜６秒を要する。しかしながら、要求されたデータシーケンスの開始ポイントがいったん見つかれば、再生自体は（たとえ、逆方向であっても）シーケンシャルなので、データは、ＨＤＤ ２の最大読み出し速度で、再生用としてストリーム出力されることが可能である。

ヒントインデックス
ＨＤＤデータ記憶エレメントの先頭（又は末尾）にヒントインデックス２２を組み込むことが有利であることがわかっている。ヒントインデックス２２は、各記録済みファイルの開始時刻（及び日付）、ファイル名、及びチャネル番号のリストである。ヒントインデックス２２の目的は、特定のファイルを日付、時刻、及びチャネル番号で見つける、より高速な方法を提供することである。

ヒントインデックス２２は、それ自体が時間的にシーケンシャルであり、十分小さいために、インデックス全体がＣＰＵコントローラのメモリに極めて素早く読み込まれることが可能であり、したがって、特定の時刻及びチャネルに対応するヒントインデックスの検索は、非常に容易で高速なプロセスである。ヒントインデックス２２は、特定のファイルの開始時刻に対応するＡＢ １９の番号をポイントするため、読み出し／書き込みアームは、その位置へ直接動いて、適切なファイルを読み出すことが可能である。現在説明しているシステムでは、各ヒントインデックス２２のエントリの長さは３２バイトであり、したがって、セクタ当たり１６個のエントリが含まれる。したがって、ヒントインデックス２２は、ＨＤＤ ２の利用可能なスペースのうちの０．０００１％前後を占めるに過ぎない。

明確にするために、ヒントインデックス２２は、先行技術のシステム内で典型的に用いられているディレクトリと同じものではないことに注意されたい。ヒントインデックス２２には、そのようなディレクトリにはない特徴がいくつかあり、これには、ヒントインデックス２２が以下のとおりであるという事実が含まれる。

・非常にコンパクトであるため、データプラッタ１３の有効容量が多い（従来のディレクトリシステムではディスクスペースの４〜５％が使用されるのに対し、０．０００１％未満しか使用しない）。

・更新が頻繁ではない（例えば、数分に１回、或いは代替として、所定数のファイルが書き込まれるたびに１回）。

・データシーケンスを見つけるプロセスに不可欠ではない。

・必要であれば、再構築が非常に容易且つ迅速である。

ヒントインデックス２２は、単純に、任意の特定のデータシーケンスを、タイムスタンプに従って見つけるためのガイドとして用いられ、これによって、特に、短時間の間に多数の異なるポイントから再生を要求された場合のシーク時間が改善される。

上述の論考からわかることとして、ＳＦＳは、先に説明されたデータ記憶システム１、１７、又は１８において残る未解決の温度及び振動の問題のいずれをもさらに軽減し、同時に、ミラー化書き込みデータシステム１８において２台のＨＤＤ ２を一度に用いることによる消費電力の増加を抑える。

ＳＦＳを活用することにより、データ記憶システム１、１７、又は１８の信頼性をさらに向上させることが可能であり、データ書き込み速度に関して最適な状況を実現することが可能である。この方法は、デジタルビデオ記録、デジタルオーディオ記録、計測記録、データバックアップ、アーカイブ、及び同様の、大容量データがシーケンシャルに記録され、典型的には、読み出しがめったに行われない用途に理想的である。

データディスクの暗号化
ＨＤＤ ２に記憶されたデータは、機密性又は証拠性であることが多いため、前述の読み出しプロセス又は書き込みプロセスのいずれにも、暗号化システムを追加することが可能である。データディスクの暗号化プロセスは、基礎的な低レベルにおいて用いられるため、高レベルで（例えば、ＤＶＲによって）実施されてもされなくてもよい、あらゆる暗号化から独立している。したがって、様々な暗号化方式を実装することにより、（例えば、許可されたユーザだけがデータを読み出せるようにする）データセキュリティを提供することが可能であり、或いは、より重要なこととして、データを後で修正したり、改ざんしたり、記録し直したりできないように、機械生成暗号化鍵を使用してデータをセキュアに符号化する方法を提供することが可能である。後者の方式は、データがいつ、どこで書き込まれたかを、データ記憶システム１、１７、又は１８の製造元が検証可能な様式で識別する、セキュアな方法を提供する。

したがって、前述のデータ記憶システムは、先行技術の項で説明されたシステムより、安価で、信頼性が高く、電力効率が高く、便利なデータ記憶方法及び装置を提供する。説明されたデータ記憶システムは、１つ又は複数のシーケンシャルデータ記録手法を用いる。そのようなシーケンシャル記録は、低コストのＨＤＤ ２のアレイのシーケンシャル使用、及び／又は、ＨＤＤ ２自体の内部にある個々のセクタのシーケンシャル使用によって実現される。

以上の、本発明についての記載は、例示及び説明を目的としたものであり、網羅的であることや、又は、開示された厳密な形態に本発明を限定することを意図するものではない。記載された実施形態は、本発明の原理及びその実際的応用を最もよく説明することにより、他の当業者が、本発明を、様々な実施形態で、且つ、考えられる具体的な用途に適するように様々に修正して、最もよく利用することを可能にするために、選択及び説明されている。したがって、添付の特許請求項によって定義される、本発明の範囲から逸脱することなく、さらなる修正又は改良が組み込まれることが可能である。

本発明の一態様によるＨＤＤデータ記憶システムの正面図である。 本発明の一態様によるＨＤＤデータ記憶システムの概略図である。 シングルプラッタハードディスクドライブの上面図であり、図１のＨＤＤデータ記憶システムでの使用に適するものである。 ４プラッタハードディスクドライブの概略図であり、図１のＨＤＤデータ記憶システムでの使用に適するものである。 本発明の一実施形態による２次元アレイＨＤＤデータ記憶システムの正面図である。 本発明の一実施形態によるミラー化書き込みＨＤＤデータ記憶システムの第１段階の概略図であり、第１のＨＤＤペアに書き込まれていることを示す図である。 本発明の一実施形態によるミラー化書き込みＨＤＤデータ記憶システムの第２段階の概略図であり、第２の、オーバーラップするＨＤＤペアに書き込まれていることを示す図である。 本発明の一実施形態によるミラー化書き込みＨＤＤデータ記憶システムの第３段階の概略図であり、第３の、オーバーラップするＨＤＤペアに書き込まれていることを示す図である。 本発明の一実施形態によるミラー化書き込みＨＤＤデータ記憶システムの第４段階の概略図であり、最後の、オーバーラップするＨＤＤペアに書き込まれていることを示す図である。 本発明の一実施形態によるミラー化書き込みＨＤＤデータ記憶システムの第５段階の概略図であり、データディスクアレイにおける最後のＨＤＤ及び第１のＨＤＤからなるＨＤＤペアに書き込まれていることを示す図である。 本発明の一態様による、シーケンシャルファイリングシステム（ＳＦＳ）を用いたデータディスクプラッタの概略図である。

Claims (10)

1. ハードディスクドライブシステムにデータを記憶する方法であって、
   １）シーケンシャルに配置されたｍ台のハードディスクドライブを備える第１のデータ記憶エレメントを選択するステップであって、ｍは２以上である、ステップと、
   ２）前記第１のデータ記憶エレメントが容量一杯になるまで、前記第１のデータ記憶エレメントの前記ｍ台のハードディスクドライブの各々に同時に前記データをシーケンシャルに書き込むステップと、
   ３）シーケンシャルに配置されたｍ台のハードディスクドライブからなる次位のデータ記憶エレメントを選択するステップと、
   ４）前記次位のデータ記憶エレメントが容量一杯になるまで、前記次位のデータ記憶エレメントの前記ｍ台のハードディスクドライブの各々に同時に前記データをシーケンシャルに書き込むステップと、
   ５）所定の数のデータ記憶エレメントが容量一杯になるまで、前記ステップ３及び前記ステップ４を繰り返すステップと
   を含み、
   前記次位のデータ記憶エレメントは、前のデータ記憶エレメントと、該前のデータ記憶エレメントのｍ台未満のハードディスクだけオーバーラップする、方法。
2. 前記所定の数のデータ記憶エレメントが容量一杯になったとき、前記ステップ１から前記ステップ５までを繰り返すステップをさらに含む、請求項１に記載の方法。
3. 前記データ記憶エレメントが、シーケンシャルに配置された３台のハードディスクドライブを備える、請求項１又は２に記載の方法。
4. 前記次位のデータ記憶エレメントは、前記前のデータ記憶エレメントと、該前のデータ記憶エレメントの前記ハードディスクの２台だけオーバーラップする、請求項３に記載の方法。
5. データが書き込まれているハードディスクドライブが故障したことを受けて、前記次位のデータ記憶エレメントを選択するステップをさらに含む、請求項１又は２に記載の方法。
6. 前記データを前記データ記憶エレメント内に記録する前記ステップが、前記データを暗号化するステップをさらに含む、請求項１〜５のいずれか一項に記載の方法。
7. ハードディスクドライブにデータをシーケンシャルに書き込む前記ステップは、
   Ａ）前記ハードディスクドライブ内にある、シーケンシャルに配置されたアロケーションブロックのアレイから、第１のアロケーションブロックを選択するステップと、
   Ｂ）前記第１のアロケーションブロックが容量一杯になるまで、前記第１のアロケーションブロック内にデータを記録するステップと、
   Ｃ）シーケンシャルに配置されたアロケーションブロックの前記アレイから、次位のアロケーションブロックを選択するステップと、
   Ｄ）前記次位のアロケーションブロックが容量一杯になるまで、前記次位のアロケーションブロック内にデータを記録するステップと、
   Ｅ）前記アレイ中の、所定の数の前記シーケンシャルに配置されたアロケーションブロックが容量一杯になるまで、前記ステップＣ及び前記ステップＤを繰り返すステップと
   を含む、請求項１〜６のいずれか一項に記載の方法。
8. 前記アレイ中の、前記所定の数の前記シーケンシャルに配置されたアロケーションブロックが容量一杯になったとき、前記ステップＡから前記ステップＥまでを繰り返すステップをさらに含む、請求項７に記載の方法。
9. アロケーションブロック内にデータを記録する前記ステップが、前記アロケーションブロック内に記録された前記データの開始時刻及び終了時刻を記録するステップをさらに含む、請求項７又は８に記載の方法。
10. データを記憶するハードディスクドライブシステムであって、当該システムは、シーケンシャルに配置された複数のハードディスクドライブとハードディスクドライブコントローラとを備えており、前記ハードディスクコントローラは、
    １）シーケンシャルに配置されたｍ台のハードディスクドライブを備える第１のデータ記憶エレメントを選択し、ｍは２以上であり、
    ２）前記第１のデータ記憶エレメントが容量一杯になるまで、前記第１のデータ記憶エレメントの前記ｍ台のハードディスクドライブの各々に同時に前記データをシーケンシャルに書き込み、
    ３）シーケンシャルに配置されたｍ台のハードディスクドライブからなる次位のデータ記憶エレメントを選択し、
    ４）前記次位のデータ記憶エレメントが容量一杯になるまで、前記次位のデータ記憶エレメントの前記ｍ台のハードディスクドライブの各々に同時に前記データをシーケンシャルに書き込み、
    ５）所定の数のデータ記憶エレメントが容量一杯になるまで、前記ステップ３及び前記ステップ４を繰り返すように動作可能であり、
    前記次位のデータ記憶エレメントは、前のデータ記憶エレメントと、該前のデータ記憶エレメントのｍ台未満のハードディスクだけオーバーラップする、システム。

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