JPH09114605A - データ記憶方法 - Google Patents

データ記憶方法

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JPH09114605A
JPH09114605A JP8185827A JP18582796A JPH09114605A JP H09114605 A JPH09114605 A JP H09114605A JP 8185827 A JP8185827 A JP 8185827A JP 18582796 A JP18582796 A JP 18582796A JP H09114605 A JPH09114605 A JP H09114605A
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disk
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program
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JP8185827A
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Antoine N Mourad
エヌ．ムーラッド アントイン
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A T and T I P M CORP
AT&T Corp
Original Assignee
A T and T I P M CORP
AT&T Corp
AT&T IPM Corp
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Publication date
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    • G06F11/16—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware
    • G06F11/20—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware using active fault-masking, e.g. by switching out faulty elements or by switching in spare elements
    • G06F11/2053—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware using active fault-masking, e.g. by switching out faulty elements or by switching in spare elements where persistent mass storage functionality or persistent mass storage control functionality is redundant
    • G06F11/2094—Redundant storage or storage space
    • G—PHYSICS
    • G11—INFORMATION STORAGE
    • G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
    • G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
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    • G11B20/18—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs
    • G11B20/1803—Error detection or correction; Testing, e.g. of drop-outs by redundancy in data representation
    • G—PHYSICS
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    • G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
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    • G11B20/1806—Pulse code modulation systems for audio signals
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    • G—PHYSICS
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    • G11C29/00—Checking stores for correct operation ; Subsequent repair; Testing stores during standby or offline operation
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    • G11C29/74—Masking faults in memories by using spares or by reconfiguring using duplex memories, i.e. using dual copies
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04N—PICTORIAL COMMUNICATION, e.g. TELEVISION
    • H04N7/00—Television systems
    • H04N7/16—Analogue secrecy systems; Analogue subscription systems
    • H04N7/173—Analogue secrecy systems; Analogue subscription systems with two-way working, e.g. subscriber sending a programme selection signal
    • H04N7/17309—Transmission or handling of upstream communications
    • H04N7/17336—Handling of requests in head-ends

Abstract

(57)【要約】 【課題】 複数の個別メモリに記憶したデータを複数の
個別ユーザに提供する方法の信頼性を向上する。 【解決手段】 本方法は、各前記メモリをプライマリと
セカンダリのセクションに分けるステップと、該データ
を連続するブロックに分けるステップと、各プライマリ
セクションにシーケンス順に続き該データブロックを記
憶するステップと、次にある前記メモリのプライマリセ
クションに記憶したデータブロックを前記ディスクの中
の他のディスクの各前記セカンダリセクションにシーケ
ンス順に続き記憶するステップを有する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、複数の個別ユーザ
によるデータへの同時アクセスの改善（信頼性向上）の
ための複数のディスク間によるデータのストライピング
（インタリービング）に関する。
【０００２】
【従来の技術】いわゆるディスク・ストライピング（ま
たはインタリービング）は、並行して複数のディスクへ
または複数のディスクからデータを送るデータ伝送にお
ける帯域幅の増加のために利用される。さらに特に、デ
ィスク・ストライピングまたはインタリービングは、次
のように複数のディスクのメモリ容量を結合しこれらデ
ィスク間によりデータ記憶域を拡大する方式である、つ
まりここで第１のストライピング・ユニットは第１のデ
ィスク上にあり、第２のストライピング・ユニットは第
２のディスク上にあり、さらにＮ番目のストライピング
・ユニットは（Ｎ−１ ｍｏｄ Ｍ）＋１のディスク上
にある、ただしここでＭは該データの記憶に係るディス
クの数である。
【０００３】ディスク・ストライピングは、ビデオ・オ
ン・デマンド（ＶＯＤ）サーバを実現するため用いるビ
デオ・プログラムを記憶するのに特に有用である。ディ
スクをベースにしたＶＯＤサーバはディスク・ストライ
ピングを用いてこのサーバに記憶された各ビデオ・プロ
グラム（オブジェクト）への許容レベルの同時アクセス
を保証しユザー／加入者に送ろうとする記憶ビデオ・セ
グメントへの許容レベルのアクセス時間を保証する。と
ころが、ディスク・ストライピングはサーバ（ＶＯＤシ
ステム）をコンポーネント（特にディスク）故障にさら
に無防備としてしまう、というのはたった１個のコンポ
ーネントの故障でも全ディスク・アレイ（グループ）の
機能を不能にしユーザに該ディスク・アレイ上に記憶し
たビデオ・プログラムにアクセスできなくしてしまう。
この問題に対処するための従来取られた種々のハードウ
エアはコストが高くまたディスクの故障のみの対処であ
りさらには該サーバに追加のデータ・バッファリングが
必要になるという課題がありこれらの解決が望まれてい
る。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】複数の個別メモリに記
憶したデータを複数の個別ユーザに提供する同時アクセ
スの方法の故障に対応できる高い信頼性が望まれてい
る。
【０００５】
【課題を解決するための手段】本発明は、以下に説明す
る適切な方法を提供して前記課題を解決しこの技術分野
の進歩を遂げる。すなわち、本発明者が２重ストライプ
化ミラー（ｄｏｕｂｌｙ−ｓｔｒｉｐｅｄ ｍｉｒｒｏ
ｒ）方式と呼ぶ本発明の方法を用いて、複数のストレッ
ジ・ディスク間にデータ（例えば、ビデオ・プログラ
ム）の内容をインタリーブしこの方法によって従来のミ
ラー化法に比し該サーバにおいて利用できるディスク帯
域幅の割合を大きく利用可能とするデータ・システムを
提供できる。具体的には本発明の特徴としては、下記の
ように、各ディスクの、例えば、一方の２分の１の割
合、をプライマリ・ストレッジとして用い他方の残りの
割合をバックアップ・ストレッジとして用いる。
【０００６】つまり、該データ（例えば、ビデオ・プロ
グラムの内容）をデータ・ユニットに分割するが、この
データ・ユニットは複数のディスク、例えば、Ｎ個のデ
ィスクのプライマリ記憶領域間によりストライプ化す
る。このように該データの内容の“プライマリ”コピー
が記憶されると、バックアップ・コピーは次のようにつ
くられる。つまり、各前記プライマリ記憶領域の内容が
他のディスクのバックアップ記憶領域間によりストライ
プ化されてバックアップ・コピーはつくられる。
【０００７】
【実施の形態例】本発明の説明はビデオ・オン・デマン
ド（ＶＯＤ）システムを取上げ行うが、本発明はこれに
限定するよう解釈すべきではないことは当然であって、
例えば、一般的な形の情報通信システムのような他のデ
ータ・アプリケーションにもここに請求する本発明は容
易に適用可能であることは明白である。これを念頭に置
きながら以下に本発明の実施の形態例を説明する。図１
にはマルチプレクサ７５を示すが、これは例えば、非同
期転送モード交換方式とすることもでき、これがストレ
ッジ・ノード５０−１ないし５０−Ｎからそれぞれパケ
ットの形でデータを受信する。次にマルチプレクサ７５
はこの受信パケットを通信パス７６−１ないし７６−Ｎ
を介しそれぞれの仮想回線接続でそれらの目的とする行
先に送る。
【０００８】ここでパケットはビデオ・プログラムのセ
グメントを搬送しこのビデオ・プログラムの内容は本発
明の方法によりストレッジ・ディスク４０−１１ないし
４０−ｊ４間によって２重にストライプ化しミラー化す
ることができるがこれらについては以下に詳しく説明す
る。このようなストライピングによりストレッジ・ノー
ド５０−ｉは特定のビデオ・プログラムのセグメントの
各部を搬送するパケットをマルチプレクサ７５に送るこ
とができるがこれはストレッジ・ノード５０−ｉに関係
付けられたストレッジ・ディスク４０−ｋに記憶されさ
らに同一行先（加入者）に配送しようとするセグメント
に割当てられた仮想チャネルを介して送られる、ただし
ここでＮ、ｊ、およびｋはすべて１より大きい。
【０００９】そこで、このストレッジ・ディスク間によ
ってストライプ化されたビデオ・プログラムの内容のセ
グメントは該目的用に割当てられた多数の個別仮想デー
タ・チャネルの中の各仮想データ・チャネルを介してマ
ルチプレクサ７５に送ることができる。いったんこの内
容が以上のように送られてしまうと、その割当て仮想デ
ータ・チャネルはある別のただし同様の目的用に（また
はアイドルのままで）再割当てすることができる。図１
に見られるように、サーバ１００にはホスト・プロセッ
サ２５があってこれがユーザをサーバ１００に接続する
がこれはユーザ、例えば、ユーザ１０−１ないし１０−
ｉの中のあるユーザから受信した注文（要求）を処理す
るためであってこの要求は特定のビデオ・プログラム
（例えば、映画）に関する例を挙げることができる。
【００１０】この要求されたプログラムはセグメント化
されディスク４０−１１ないし４０−ｊ４間によってス
トライプ化されたものとすることができ、次にこのセグ
メントはシーケンス順に続いてアンロードされマルチプ
レクサ７５さらには通信パス７６−１ないし７６−Ｎの
中のある適当な通信パスを介し該ユーザに送信（経路指
定）される。また他方ではこの要求は該ビデオ・プログ
ラムの中止、再スタートなどに向けられる場合も可能で
ある。さらに特には先ずプロセッサ２５はこの要求に対
処するために利用可能なリソースを有するかその正否を
決定する。すなわち、もしある１個のディスクがｎ個の
データ・ストリームをサポートできかつプログラムの内
容がＮ個のディスク上にストライプ化されるとすると、
ｎＮ個のストリーム（ユーザ）をＮ個のディスクからな
るアレイでサポートすることができる、ただしｎとＮは
１より大きい。
【００１１】そこでサーバ１００は、もしディスク４０
−１１ないし４０−ｊ４からなるアレイがマルチプレク
サ７５に送っているデータ・ストリームの現在数がｎＮ
より小さい場合、そのユーザの要求に対応することがで
きる。この場合を仮定すると、プロセッサ２５はマルチ
プレクサ７５と通信して、その要求ビデオを形成するそ
れら各ビデオ・セグメントをマルチプレクサ７５にシー
ケンスシャルに続き送信するためそのストレッジ・ノー
ドが利用できるようなチャネル割当てを獲得できる。こ
のような通信には要求が含まれるが、これはこのプログ
ラムをそのユーザに送るために用いる通信パス７６−１
ないし７６−Ｎの中のある通信パスのチャネルと各前記
割当チャネル間に仮想接続を設定するためである。
【００１２】さらに、プロセッサ２５はこのストレッジ
・ノード５０ｉがそのユーザにマルチプレクサ７５を介
してセグメントを送る際に従うスケジュールを設定す
る。次にプロセッサ２５は前記割当てチャネルとスケジ
ュールをローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）３
０を介し各該ストレージ・ノード５０−ｉに送るがこれ
については以下に詳述する。このスケジュールは、例え
ば、５０−１のようなストレッジ・ノードおよび、例え
ば、ディスク４０−１１のような関係付けられたディス
クの識別を含むが、これはこの要求プログラムの最初
（一番目）のセグメントを記憶するものである。さらに
このスケジュールはまたこのプログラムの最初のセグメ
ントをディスクからアンロードしてマルチプレクサ７５
に送ろうとしている時刻を含む。次にプロセッサ２５は
メッセージを形成するが、特にはこのメッセージは下記
を含むものである。
【００１３】すなわち、（ａ）このプログラムを実行す
るため設定されたスケジュール、（ｂ）このプログラム
の識別、（ｃ）このプログラムの最初のセグメントを含
むストレッジ・ノードの識別、ｄ）アドレスがこのメッ
セージのヘッダに含まるノードに割当てられたチャネ
ル、および（ｅ）この最初のセグメントをそのユーザに
送信しようとする時刻、がメッセージに含まれる。次に
プロセッサ２５はＬＡＮ３０を介しこのメッセージに識
別されるストレッジ・ノードにこのメッセージを送る。
次にプロセッサ２５はこのストレッジ・ノードの中の次
のストレッジ・ノードに利用可能となるようこのメッセ
ージを更新しこのメッセージをそのストレッジ・ノード
にＬＡＮ３０を介して送る。
【００１４】本発明の実施の形態例を挙げると、プロセ
ッサ２５は先ずこのメッセージをその要求プログラムの
最初のセグメントを含むストレッジ・ノード５０−ｉに
送る。プロセッサ２５は続いてこのメッセージをその残
りのストレッジ・ノードにその各アドレスの順に基づき
送り各該送信に続きそのメッセージを更新する。このス
トレッジ・ノード５０−ｉは互いにそれぞれ同じもので
あるので、あるこのストレッジ・ノードの説明は他のス
トレッジ・ノードについても同じであってこのまま図１
について説明を続ける。ここに見られるように、ストレ
ッジ・ノード５０−１はマイクロプロセッサ５２−３を
含みこれはホスト・コンピュータ２５と通信するが、こ
れは通常次のスケジュールのセットアップに関する通信
である。
【００１５】すなわち、その割当てデータ・チャネルを
介してマルチプレクサ７５にバッファ５２−２に格納し
た各ビデオ・セグメントを送るためのスケジュールなら
びにバッファ５２−２のセグメントの格納とここからの
アンローディングを制御するためのスケジュールであ
る。バッファ５２−２はジュアル・バッファ配置を示
し、ここではマイクロプロセッサ５２−３はそのディス
ク４０−１１ないし４０−１４の中の各ディスクからビ
デオ・セグメントをアンロードしこのアンロードしたセ
グメントを最初のサイクル時にこのジュアル・バッファ
５２−２の第１のバッファに格納する。この同じサイク
ル時に、例えば、１秒間の間に、マイクロプロセッサ５
２−３は次に、先のサイクル時にこのジュアル・バッフ
ァ５２−２の中の第２のバッファに格納した各ビデオの
各セグメント部をアンロードする。
【００１６】アダプタ５２−１はこのバッファからのパ
ケットを読取りこのパケットをマルチプレクサ７５に通
信パス５１−１（例えば、光ファイバとすることができ
るが）およびこの特定の目的のために割当てられたチャ
ネルを介して送る。ＯＣ３アダプタ５２−１は、データ
端末、例えば、ストレッジ・ノード５０−１を光ファイ
バ通信パス、例えば、パス５１−１と接続して機能する
よう周知のＯＣ３プロトコルを実行する。他方ＳＣＳＩ
アダプタ５２−４は、バス４５−１を介してマイクロプ
ロセッサ５２−３とその関係付けられたディスク４０−
１１ないし４０−１４間にスモール・コンピュータ・シ
ステム・インタフェースを付け機能する。
【００１７】マイクロプロセッサ５２−３は次のサイク
ル時も前述のプロセスを繰返し、このサイクル時にはそ
の第１のバッファをアンロードして第２のバッファには
ディスク４０−１１ないし４０−１４から得たビデオ・
セグメントをロードしており以下同様である。以上述べ
たように、ビデオ・プログラムは、ディスク４０−１な
いし４０−ｊ４間によって２重にストライプ化されミラ
ー化される。具体的には、本発明の特徴として、ビデオ
のストライピングは、例えば、ディスクのプライマリ・
セクションのような各該ディスクの所定部に限定して行
われ、次にディスクのバックアップ・コピーは、その各
他のディスクの、例えば、セカンダリ・セクションのよ
うな他の所定部間によってそのディスクの内容をストラ
イプ化してつくられる。
【００１８】換言すると、ビデオ・プログラムの内容は
Ｎ個のディスク間によってストライプ化されるが、これ
はこのプログラムを例えば、３メガビットの固定サイズ
Ｕの連続ブロック、Ｄ０ないしＤａ、に分割し、これら
のブロックをラウンドロビン方式順にそのディスクのプ
ライマリ・セクション間によってストライプ化して行
う。次に各ディスクの内容はその他のディスクのセカン
ダリ・セクション間によってストライプ化してこの内容
のバックアップ・コピーを生成する。本発明のストライ
ピング例を図２に示す。単純明快にするため図２ではサ
ーバ６０のディスク６５−１ないし６５−４のみを示す
（サーバ６０の他のエレメント、例えば、ストレッジ・
ノードやホスト・プロセッサなどは図示していない）。
【００１９】本発明では、このホスト・プロセッサはビ
デオ・プログラムをそのディスクに記憶するために複数
のシーケンシャルに続くデータ・ブロック（セグメン
ト）Ｄ０ないしＤｉに分割する。そのためにこのホスト
・プロセッサは、それぞれ図２に示すように、ディスク
６５−１ないし６５−４のプライマリ・セクションＰに
シーケンシャル順（ラウンドロビン方式順）にデータ・
ブロックＤ０ないしＤｉを続き記憶する。すなわち、こ
のホスト・プロセッサはディスク６５−１ないし６５−
４のプライマリ・セクション間によってそのデータ・ブ
ロックをストライプ化する。次にこのホスト・プロセッ
サは、例えば、６５−１のようなディスク６５−ｉのプ
ライマリ・セクションの内容のバックアップ・コピーを
本発明の特徴として次のようにつくる。
【００２０】それは、ラウンドロビン方式順に続きその
他のディスク、例えば、ディスク６５−２ないし６５−
４のセカンダリ・セクション間によってこのような内容
を形成するデータ・ブロックをストライプ化して行う。
例えば、図２に見られるように、ディスク６５−１に記
憶された最初の３個のデータ・ブロックＤ０、Ｄ４およ
びＤ８はまたそれぞれディスク６５−２ないし６５−４
のセカンダリ（バックアップ）セクションＳに記憶され
る。これはまたデータ・ブロックＤ１２、Ｄ１６および
Ｄ２０に対しても同様でありさらにディスク６５−１の
プライマリ・セクションの残りの内容に対しても同様で
ある。同様にディスク６５−２のプライマリ・セクショ
ンの内容はディスク６５−３、６５−４および６５−１
間によってこの順序でストライプ化される。
【００２１】例えば、また図２から見られるように、デ
ィスク６５−２のプライマリ・セクションのデータ・ブ
ロックＤ１、Ｄ５およびＤ９はそれぞれディスク６５−
３、６５−４および６５−１によってストライプ化さ
れ、以下同様である。このようなバックアップ・ストラ
イピングはディスク６５−３および６５−４のプライマ
リ・セクションの内容に対しても図示されている。ビデ
オ・プログラムを形成するデータのアンローディング
は、例えば、Ｄ０ないしＤ３、次にＤ４ないしＤ７、以
下同様に、例えば、シーケンシャル順に続いて行われ
る。当然分かるように、ビデオ・プログラムのスタート
は最初のディスク、例えば、ディスク６５−１から始ま
る必要はなく、このディスクの中のいずれのディスクの
スタートでも可能であって、というのはスタート点はこ
のディスクのいずれのディスクに対してでも計画可能で
あるためである。
【００２２】ところで簡単のためここではこのプログラ
ムはブロックＤ０でディスク６５−１においてスタート
すると仮定する。前述のように、このディスクとそのス
トレッジからのデータ・ブロック（セグメント）のアン
ローディングは次のようにサイクルで行われる。すなわ
ち、アンロードされたデータ・ブロックは第１のサイク
ル時に第１のバッファに格納され、次のデータ・ブロッ
クは次のサイクル時にアンロードされ第２のバッファに
格納され、その一方ではこの第１のバッファからの第１
のデータ・ブロックはそのユーザに送信される。ここで
このホスト・プロセッサはユーザからのビデオ・プログ
ラムの要求を受信しその各ストレッジ・ノード６０−１
ないし６０−４にこの要求を次の表示で通信する。
【００２３】ここではこのプログラム・ブロックＤ０の
スタートは時間ｔ０で送る。さらにここでサイクルは１
秒のサイクルでありデータ・ブロックは３メガビットで
あると仮定する。この要求を受信すると、ストレッジ・
ノード６０−１は関係付けられたディスク６５−１に記
憶されたプログラム・ブロックのアンローディングのた
めのスケジュールを生成しこのスケジュールを内部メモ
リ（図示せず）に記憶する。以上の生成スケジュール
は、時間ｔ０における関係付けられたサーバ３００のマ
ルチプレクサへの配送に対しては時間ｔ０マイナス１秒
におけるデータ・ブロックＤ０のアンローディングでス
タートする。その次のエントリのＤ４は時間ｔ０プラス
４秒の配送に対し時間ｔ０プラス３秒においてアンロー
ドするようスケジュールされる。
【００２４】さらにその次のエントリのＤ８は時間ｔ０
プラス８秒の配送に対し時間ｔ０プラス７秒においてア
ンロードするようスケジュールし、以下同様である。図
３にこのようなスケジュール例を図示する。ストレッジ
・ノード６０−２はデータ・ブロックＤ１、Ｄ５、Ｄ９
などに関して同様のスケジュールを生成する。すなわ
ち、この要求プログラムを形成するデータ・ブロックの
シーケンスを関係付けられたマルチプレクサに配送する
際にその順序をこのようなデータの第１のデータ・ブロ
ックを有するストレッジ・ノード６０−ｉの識別の関数
として決めるようストレッジ・ノードをプログラムす
る。したがってストレッジ・ノード６０−２が生成する
スケジュールはデータ・ブロックＤ１、Ｄ５、Ｄ９など
がサイクルｔ０＋１、ｔ０＋５、ｔ０＋９などのサイク
ル時にそれぞれ配送されるようになっていることを示
す。
【００２５】同様にストレッジ・ノード６０−３、６０
−４はそれらの関係付けられたディスクに記憶された要
求プログラムのデータ・ブロックに関するそれら自身の
配送スケジュールを生成する。さらにまた多数のユーザ
が同一プログラムを要求することができる。例えば、デ
ータ・ブロックＤ０、Ｄ１、Ｄ２、Ｄ３、・・・Ｄ８、
などからシーケンシャル順に続いてできている第１のデ
ータ・ストリームは、あるユーザが入力した要求に応答
して各サイクル時にその順序でアンロードされ、またそ
れと同時にそのデータ・ブロックＤ１３、Ｄ１４、Ｄ１
５などは別のユーザが先に入力した要求に応答して同じ
各サイクル時その順序でアンロードすることができる。
【００２６】なおさらにまた別の第３のユーザはデータ
・ブロックＤ２９などを含む他のデータ・ストリームを
アクセスすることができる。これが生じることができる
のは、例えば、この第２のユーザがより早い時間にこの
パーフォーマンスのアクセスをスタートしデータ・ブロ
ックＤ０ないしＤ１２のシーケンスをすでに通過してし
まっており、また第３のユーザがデータ・ブロックＤ０
ないしＤ２８のシーケンスをすでに通過してしまってい
る、などの場合である。新しいビデオ・パーフォマンス
がスタートできるのは現在取扱われているビデオ・スト
リームの数がｎＮより小さい場合である。新ビデオ・パ
ーフォマンスが始ると、この要求ストリームに対するス
ターティング・アドレスを含むディスクが識別される。
【００２７】しかしこのセッションに対する最初のＩ／
Ｏ要求は、そのディスクがサービスするセッションがｎ
個より小さい場合のサイクルの開始まで、始動すること
ができない。したがってこのセッションに対するＩ／Ｏ
要求をキューに入れて待つその前には最大でＮＣの遅れ
時間が可能である。再生はこの最初のＩ／Ｏが要求され
たサイクルの最後にスタートする。したがってこの再生
遅れの上限は（Ｎ＋１）Ｃである。図４は、ビデオ・プ
ログラムを視聴するユーザの要求または中断ストリーム
を再スタートするユーザの要求を処理するためプロセッ
サ２５において実行されるプログラムをフローチャート
の形で例示する。
【００２８】図４においてはステップ４００で新ストリ
ームの要求の受信にまたは先に中断したストリームの再
スタートに応答して動作は開始する。具体的にはこのよ
うな要求に応答して、ブロック４００で本プログラムを
開始して入り、ここでブロック４０１に進みアクティブ
に取扱っているデータ・ストリームの数（つまりユーザ
の数）がｎＮ、ただしｎとＮの定義は前記の通り、に等
しいかその正否を見るようチェックする。もしこれが正
の場合には、本プログラムはブロック４０２に進み、こ
こでシステム容量が利用可能になるまでこのユーザの要
求の処理を遅らせる。そうではなくこれが否の場合、本
プログラムはブロック４０３に進みここで処理している
データ・ストリームの数（ユーザの数）をインクリメン
トし次のスタート点を決める。
【００２９】すなわち、その要求ビデオ・プログラムの
最初のデータ・ブロックのスタート点（アドレス）（ま
たは再スタートのデータ・ブロックのアドレス）を決め
る、ただしこのアドレスはその対応するディスクｊのア
ドレスを含むものである。次に本プログラム（ブロック
４０４）はディスクｊを用いて処理するデータ・ストリ
ームの次のバッチに対応するよう変数ｉを設定する。次
に本プログラム（ブロック４０５）はバッチｉのデータ
・ストリームの数が最大のｎに等しいかその正否を見る
ようチェックする。もしこれが正の場合には、本プログ
ラム（ブロック４０６）はＣ（Ｕ／Ｒ）に等しい待ち時
間を開始し次のバッチのアドレスにｉを設定してブロッ
ク１１５に戻ってこの要求をそのバッチに加えることが
できるかその正否を決める。
【００３０】もし本プログラムがこの“否”のパスによ
ってブロック４０５を出る場合には、バッチｉのデータ
・ストリームの数をインクリメント（ブロック４０７）
し変数ｍをストレージ・ノードｊのアドレスに設定す
る。次に本プログラムはこのユーザの要求をバスｍと適
当なストレッジ・ノード５０ｍを介し送信のためバッチ
ｉに割当てる。次に本プログラム（ブロック４０９）
は、Ｃ＝（ｉ＋１）ｍｏｄＮと設定しまたｍ＝（ｍ＋
１）ｍｏｄ Ｎと設定する。次に本プログラム（ブロッ
ク４１０）はｍ＝ｊかその正否を決め、もしこれが正の
場合には本プログラムは終了して出る。そうでなくてこ
れが否の場合には本プログラムはブロック４０８に戻
る。
【００３１】ビデオ・プログラムの再生の際にディスク
の故障が許されるならば有難いことである。前述のよう
に本発明の特徴として、ディスクの故障は前記のように
ディスクの内容を他のディスクのセカンダリ記憶領域間
によってストライプ化して容易に対処される。次にここ
に請求する本発明の一つの特徴は、ディスクの故障に続
き故障ディスクが取扱っている処理ロードを動作可能な
（生存）デイスクによって同様に取扱いこれを保証する
ことである。以下に説明するスケジューリング・アリゴ
リズムは故障ディスクが提供していた“ビデオ・ストリ
ーム”を生存ディスクからスムーズにサービスできるこ
とを保証するものである。
【００３２】これは各ディスク・システムのＩ／Ｏ帯域
幅の約Ｎ分の一をこの故障ディスクのロードを取扱うた
めビデオ・ストリームをそれに再割当てできるよう確保
することによって実現できる。そこで通常のオペレーシ
ョン下では、その利用可能ディスク帯域幅の約（１−１
／Ｎ）部分を十分活用してビデオ・ストリームを取扱
う。したがって、Ｎ個のディスク・サブシステムはＮ
（ｎ−（ｎ／Ｎ））個のストリームをサポートすること
ができる。この（Ｍ／Ｎ）の量はｎ／Ｎより大きいかま
たはｎ／Ｎに等しい最小の整数を示す。例えば、Ｎ＝１
０でｎ＝８とすると、そのディスクＩ／Ｏ帯域幅の８８
パーセントが活用できる。以上から明らかなように、デ
ィスク（またはディスク・システム）が故障した場合、
これによって取扱われていた処理ロード（スケジュー
ル）は故障しなかったディスクに再割当てされる必要が
ある。
【００３３】具体的には、あるディスクに対するスケジ
ュールとは、あらゆるＮサイクルを繰返す周期スケジュ
ールであって、ただしここでディスクは各サイクルに最
大でｎ−（ｎ／Ｎ）個のストリームを提供することがで
きるディスクである。ビデオ（またはデータ）ストリー
ムの種々の集合が周期シケジュールにおいてそのＮサイ
クルの各々で開始される。図５はＮ＝４およびｎ＝４で
ある場合のスケジュール例を示す。各列６６−ｉの最初
のサイクルは通常オペレーション下のディスク６５−ｉ
のスケジュールを示す。ディスク６５ー１がサイクル６
７の終りに故障したと仮定する。この故障を検出する
と、ディスク６５−１が提供するデータ・ストリームの
供給はサイクル毎のベースでその動作可能なディスク６
５−２ないし６５−４に再割当てされる。
【００３４】この再割当てはシステム周期のすべてのＮ
サイクルに対し一度で終了される。すなわち、各サイク
ルに対し、この故障ディスクが提供するビデオ・ストリ
ームは同じサイクルの生存ディスクのスケジュールに挿
入される。このビデオ・ストリームはその追加ロードが
それらディスク間で均等に分担されるようラウンドロビ
ン方式順に再割当てすることができる。このような一例
を挙げると、各生存ディスクには（ｎ−（ｎ／Ｎ））／
（Ｎ−１）個の追加ビデオ・ストリームが割当てられさ
らにこれは最大でｎ−（ｎ／Ｎ）＋（ｎ−（ｎ／Ｎ））
／（Ｎ−１）（≦ｎ）個のストリームを１サイクルで提
供する。このＮ−サイクル周期の他のＮ−１サイクルか
らのデータ・ストリームも同様に割当てられる。
【００３５】この次のＮ−サイクル周期では、この故障
ディスクの再割当てスケジュールは右へ１個だけシフト
されるがこれはこの故障ディスクのあるビデオ・ストリ
ームがある周期のディスクｉに再割当てされさらにその
次の周期にはディスク（ｉ＋１）ｍｏｄ（Ｎ−１）に再
割当てされるためである。この結果が生ずるのは、この
故障ディスクの特定のビデオ・ストリーム（データ・ブ
ロック）に対するバックアップ・データはその他のディ
スクのバックアップ・セクション間によってストライプ
化されるためである。そこでこのビデオ・ストリームの
再割当てから生ずる新スケジュールはまたＮ（Ｎ−１）
Ｃ、ただしここでＣはそのサイクル時間である、に等し
い周期スケジュールである。
【００３６】このようなスケジューリングを実現するプ
ロセッサ２５のプログラムを図６に例示する。具体的に
は、本プログラム（ブロック５００）を開始して入ると
本プログラムが処理するデータ・ストリームの最初のバ
ッチのアドレスを表す変数ｊを１の値に設定（ブロック
５０１）する。処理するバッチの数はＮに等しいと仮定
する。この数値を用いて本プログラム（ブロック５０
２）はディスクｉが提供するバッチｊのデータ・ストリ
ームの数をｎｊに設定し、さらにｋを１に設定する、た
だしここでｋはこのバッチの特定のデータ・ストリーム
であって−−初期には最初のデータ・ストリームを表
す。次に本プログラム（ブロック５０３）は各システム
周期（フレーム）のアドレスを表す変数ｐを１に設定す
る。
【００３７】最初にブロック５０４において本プロフラ
ムは、このディスクの故障に続く最初の周期に、（（ｉ
＋ｋ＋ｐ−２）ｍｏｄ Ｎ）＋１によって識別されるデ
ィスクにより処理されるデータ・ストリームの最初のバ
ッチにその最初のデータ・ストリームを割当てる。もし
このディスクがその最初のデータ・ストリームを再スタ
ートするため用いるバックアップ・データ・ストリーム
を含む場合には、このデータ・ブロックは周期ｐ、初め
は最初の周期で再スタートされる。前記に続き、本プラ
グラムはｐをインクリメントし、ｐ値がディスクの合計
の数（故障ディスクを除き）を超過するかその正否を見
るよう（ブロック５０５）チェックする。もしこれが否
の場合には本プログラムはブロック５０４の始めに戻
る。
【００３８】そうではなくてこれが正の場合、本プログ
ラム（ブロック５０６）はｋをインクリメントしこのｋ
の新しい値がバッチｊにおいてこの故障ディスクが取扱
っていたデータ・ストリームの数を超過するかその正否
を見るよう（ブロック５０７）チェックする。もしこれ
が否の場合には、本プログラムはブロック５０３に戻り
このｋの新しい値に対する再スケジューリング・プロセ
スを続ける。そうではなくてこれが正の場合、本プログ
ラム（ブロック５０８）はｊの値をインクリメントし本
プログラムが処理するデータ・ストリームの次のバッチ
を識別しそしてそれが実行済みであるか、つまりｊの値
がバッチＮの数より大きい場合であるが、この正否を見
るよう（ブロック５０９）チェックする。
【００３９】もしこれが正の場合には本プログラムは終
了し出る。そうではなくこれが否の場合にはブロック５
０２に戻りこの再スケジューリング・プロセスを続け
る。図７はこのような再スケジューリングの例を示しデ
ィスク６５−１が故障したと仮定する。図から分かるよ
うにこの再スケジューリングの手法によって故障したデ
ィスク６５−１によって提供されるデータ・ストリーム
１ないし１２の供給が前記説明のように残るディスク６
５−２ないし６５−４に分担される。以上のように、前
記再スケジューリング・プロセスによっては軽微なサー
ビスの混乱が生ずることがあり得る。これはデータ・ス
トリームを直ちに再スタートできない結果として生ずる
ものであってその理由は再割当てしているディスクが故
障の時点でこのプログラムを再スタート（継続）するた
めその関係付けられたバックアップにこのデータ・ブロ
ックを含むことができないためである。
【００４０】そこで、取扱っているこの特定の要求は所
望データ・ブロックを含むディスクでこのプログラムが
再スケジュールされるまで多数のＮサイクルの周期の間
遅らせることができる。最悪の場合には遅れはＮ−１周
期またはＮ（Ｎ−１）Ｃに等しくなる、ただしここでそ
れぞれＮはこのシステム（またはストライピング・グル
ープ）におけるディスクの数に等しくまたＣはそのディ
スクから同時要求をスケジュールするためのサイクル時
間の長さに等しい。この遅れを低減するためにはそのデ
ータ・ストリームを再スタートしようとする位置をこの
再割当てアルゴリズムにおいて用いることができる。具
体的にはこの故障ディスクのスケジュールのあるサイク
ルからストリームを割当てる際には次のことを行う。
【００４１】すなわち、その際にはできるだけ多数のス
トリームをそれらの再スタート位置を含むディスクに割
当てるがただしその制約はわずか（ｎ／Ｎ）個の追加ス
トリームがあるディスクに割当てられる制約、ここでｎ
はバッチにおけるストリームの最大数または１サイクル
においてディスクが同時に取扱うスロリームの最大数、
である。次に最初のパス時に割当てできなかったこれら
データ・ストリームをその再スタート位置を含むディス
クの左側のある一つの位置に配置したディスクに割当て
る試みを行う。この手順はそのデータ・ストリームを次
のＮサイクル周期に再スタートできることを保証する。
最大Ｎ−１個のこのようなパスがその全データ・ストリ
ームを再割当てするのに必要となる。
【００４２】そこで前記手順はこのデータ・ストリーム
をディスクに割当てることを試行するがこのディスクは
その再スタートのデータ・ブロックを保持しているもの
にもっとも近くにあってその左側のディスクである。図
７はプロセッサ２５において本改良再スケジューリング
・スキームを実現するプログラムを例示する。具体的に
は本プログラムは、ディスクの故障のために開始して入
ると、ブロック７０１に進み、ここで再スケジュールす
る必要のあるデータ・ストリームのバッチを表す変数ｊ
をその１の値（最初のバッチ、ここでこの最初のバッチ
は、例えば、図８の列６６−１に示すデータ・ストリー
ム１、２および３を挙げることができる）に設定する。
【００４３】次に本プログラム（ブロック７０２）は変
数ｍt をバッチｊを形成しその故障ディスクｉによって
提供されるデータ・ストリームの数に等しく設定する
が、ここで後者のデータ・ストリームの再スタートのデ
ータ・ブロックはディスクｔのバックアップにある、た
だしディスクｔはディスクｉ以外のものである。次に本
プログラムは変数ｑt を追加データ・ストリームを格納
するためにディスクｔ上の利用可能な容量に等しく設定
する。本発明の一実施の形態例として、Ｎ分の一の容量
を故障ディスクが取扱っていた追加データ・ストリーム
を処理するために確保する、ただしここでｎはディスク
から提供可能なユーザの最大数でありまたＮはこのサー
バ・システムに含まれるディスクの数である。
【００４４】次に本プログラムは、データ・ストリーム
を割当てるためにこのプログラムが用いる“ステージ”
（またはパス）の数を追跡する変数ｋを設定する。ステ
ージ１においては本プログラムはその再スタートのデー
タ・ブロックをそのバックアップ・セクションに含むデ
ィスクに直接そのストリームを割当てることを試行す
る。次に本プログラムはステージ１の際に割当てられな
かったデータ・ストリームを割当てることを試行する。
次に本プログラム（ブロック７０３）は“ｔ”をその１
の値に等しく設定してこの再スケジューリング・プロセ
スをスタートし次にｔの現在値がｉ（その故障ディスク
の数）に等しいかその正否を見るようチェック（ブロッ
ク７０４）する。もしこれが正の場合には、本プログラ
ム（ブロック７０５）はｔをインクリメントする。
【００４５】もしｔがＮの値以下であると分かると（ブ
ロック７０６）本プログラムはブロック７０４に戻る。
この時本プログラムはブロック７０４からブロック７１
１の否のパスを取る、ここで変数ｐをその１の値に設定
しそれによってディスクｉの故障に続くサイクルの最初
の周期を規定する。ここで注記することはこのディスク
の故障の前にはＮ個のバッチが反復する周期にあったこ
とである。この故障に続きＮ個のバッチまたはサイクル
をそれぞれ含むＮ−１周期があることである。この（Ｎ
−１）周期は反復され新周期スケジュールを形成する。
【００４６】次に本プログラム（ブロック７１２）は、
ｍt とｍt データ・ストリームのｑt の最小、ただしこ
こでその各再スタートのデータ・ブロックはディスクｔ
のバックアップ・セクションに記憶される、を最初の周
期にそのバックアップ・セクションに再スタートのデー
タ・ブロックを含むディスクのバッチｊに割当てる。
（ここで注記することはブロック７１２における最初の
式はｐ＝１とｋ＝１の場合のディスクｔに相当すること
である。） 次に本プログラムはその割当てブロックに
対しこの再スタート・スケジュールを設定する。すなわ
ち、もしこのディスクがその再スタートのデータ・ブロ
ックを含む場合には、本プログラムは現周期ｐにおいて
再スタートためのデータ・ストリームをスケジュールす
るが、これは再スケジューリング・プロセスの最初のス
テージ（パス）の際に割当てられるデータ・ストリーム
について当てはまるものである。
【００４７】次に本プログラムは続けてこのスケジュー
リングを完了する。すなわち、データ・ストリームを１
周期の間にある１個のディスクに割当てることはこのデ
ータ・ストリームを好都合に再スタートさせるのに十分
であるとしてはならない。そこで本プログラムはｐの値
をインクルメントしてそのすべての周期に対する再スケ
ジューリングを完了済みかその正否を見るようチェック
（ブロック７１３）する。前述のように周期数（つまり
その新スケジュールにおける別個の周期）はその故障後
Ｎ−１に等しくなりこれを繰返す。もし本プログラムが
ブロック７１３の否のパスを終了して出る場合には、そ
の次の周期にその割当てを繰返すよう戻ってＮ−１周期
の間継続してそれを行う。
【００４８】もし本プログラムがＮ−１回ブロック７１
２を折返した場合には、その次の隣接ディスク（つま
り、ブロック７１２を通る先のパスの際に再スケジュー
リングに含まれるディスクに関し高い順位で次のディス
ク）に関して更新する。そこで本プログラムはステージ
１の際にＮ−１回ブロック７１２を折返して連続する周
期ｐの間この故障ディスクによって提供されるデータ・
ストリームの再スケジューリングを終了する。このよう
な折返しを終了後、本プログラム（ブロック７１４）は
ｍt とｑω の値を更新し現ステージの際に再スケジュ
ールされなかった処理バッチのこれらストリームに対し
次のディスクで再スケジューリングを続ける。
【００４９】次に本プログラムはｔをインクリメント
し、もしｔの現在値がＮ以下である場合にはブロック７
０４に戻る。そうではなくｔの現在値がＮ以上の場合に
は本プログラム（ブロック７０７）はｋをその次のステ
ージにインクリメントしブロック７０３に進み先のステ
ージの際に１個以上のデータ・ストリームが再スケジュ
ールされなかったかその正否を決める。もしこれが正の
場合には本プログラムはブロック７０３に進む。そうで
はなくこれが否の場合には、本プログラム（ブロック７
０９）はデータ・ストリームの次のバッチを指すように
ｊを設定しそしてバッチはすべて再スケジュールされた
かその正否を見るよう（ブロック７１０）チェックす
る。もしこれが正の場合には本プログラムは終了して出
るが、そうではなくこれが否の場合にはブロック７０２
に戻る。
【００５０】以上説明した本発明は、例えば、市内電話
局および構内交換局において容易に実現することができ
る。さらにはケーブルＴＶシステムのヘッドエンドにお
いても実現できる。さらにまた本発明はビデオ・プログ
ラムおよび該ビデオ・プログラムを形成するデータ・ブ
ロックによって説明を行ったが、本発明は他の種類のデ
ータについても明白に適用可能である。すなわち、以上
の説明は、本発明の実施の一形態例に関するもので、こ
の技術分野の当業者であれば、さらに本発明の種々の変
形例が考え得るが、それらはいずれも本発明の技術的範
囲に包含される。尚、特許請求の範囲に記載した参照番
号は発明の容易なる理解のためで、その技術てき範囲を
制限するよう解釈されるべきではない。
【００５１】
【発明の効果】以上述べたごとく、従来のディスク・ス
トライピングでは、例えば、ビデオ・オン・デマンド・
システムにおいてたった１個のコンポーネントの故障で
も全ディスク・アレイの機能を不能にしユーザが該ディ
スク・アレイ上に記憶したビデオ・プログラムにアクセ
スすることができなかったが、本発明のデータ・サーバ
の実現により低コストでこの故障に有効に対処でき複数
の個別メモリに記憶したデータに複数の個別ユーザの同
時アクセスを高い信頼性で提供することができ有用であ
る。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明を実現できるデータ・サーバを示す概略
ブロック図である。
【図２】本発明の特徴である複数のディスク間によりデ
ータをストライプ化することができるストライピング法
の説明例を示す図である。
【図３】関係付けられたディスクに記憶したデータ・ブ
ロックのアンローディングのため図１のストレッジ・ノ
ードが生成できるスケジュール例を示す図である。
【図４】図１のディスクのデータ・ブロックをユーザに
提供するため図１のホスト・プロセッサが呼び出すプロ
グラムのフローチャートを示す図である。
【図５】４個のディスクと３個のデータ・ストリームを
サイクル当り有するシステムに対するスケジュール例を
示す図である。
【図６】故障したディスクが提供しようとしたデータ・
ブロックの供給を再スケジュールするため図１のホスト
・プロセッサが用いるプログラムのフローチャート例を
示す図である。
【図７】図６の本プログラムによって得られた結果の説
明例を示す図である。
【図８】図６のプログラムに代る例を示す図である。
【符号の説明】
１０−１ ユーザ １０−ｉ ユーザ ２５ ホスト・プロセッサ ３０ ローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ） ４０−１１ ディスク ４０−１２ ディスク ４０−１３ ディスク ４０−１４ ディスク ４０−２１ ディスク ４０−２２ ディスク ４０−２３ ディスク ４０−２４ ディスク ４０−３１ ディスク ４０−３２ ディスク ４０−３３ ディスク ４０−３４ ディスク ４０−ｊ１ ディスク ４０−ｊ２ ディスク ４０−ｊ３ ディスク ４０−ｊ４ ディスク ４５−１ バス ４５−２ バス ４５−３ バス ４５−ｊ バス ５０−１ ストレッジ・ノード ５０−２ ストレッジ・ノード ５０−３ ストレッジ・ノード ５０−ｊ ストレッジ・ノード ５１−１ パス ５１−２ パス ５１−３ パス ５１−ｊ パス ５２−１ ＯＣ３アダプタ ５２−２ バッファ ５２−３ マイクロプロセッサ ５２−４ ＳＣＳＩアダプタ ６０−１ ストレッジ・ノード ６０−２ ストレッジ・ノード ６０−３ ストレッジ・ノード ６０−４ ストレッジ・ノード ６５−１ ディスク ６５−２ ディスク ６５−３ ディスク ６５−４ ディスク ７５ マルチプレクサ ７６−１ パス ７６−２ パス ７６−Ｎ パス １００ データ・サーバ ３００ データ・サーバ

Claims (9)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 複数のディスク（４０、６５）にデータ
    を記憶するデータ記憶方法において、 （Ａ）各前記ディスクの記憶領域をプライマリ・セクシ
    ョンとセカンダリ・セクションに分割するステップと、 （Ｂ）前記データを複数の連続するデータ・ブロックに
    区分し前記プライマリ・セクションの中の各プライマリ
    ・セクションにシーケンス順に続き前記連続データ・ブ
    ロックを記憶するステップと、 （Ｃ）前記プライマリ・セクションの中のあるプライマ
    リ・セクションに記憶した連続データ・ブロックを前記
    ディスクの中の他のディスクの各セカンダリ・セクショ
    ンにシーケンス順に続き記憶するステップと を有することを特徴とするデータ記憶方法。
  2. 【請求項２】 前記複数の連続データ・ブロックを前記
    プライマリ・セクションにラウンドロビン方式順に記憶
    することを特徴とする請求項１に記載の方法。
  3. 【請求項３】 さらに、（Ｄ）あるタイム・サイクル内
    において、複数のユーザの中の各ユーザに個別ディスク
    からデータ・ブロックにアクセスさせるステップと、 （Ｅ）前記アクセスしたデータ・ブロックを各データ・
    バッファに格納するステップと、 （Ｆ）次のタイム・サイクル内において、前記データ・
    バッファに格納したデータを読み出しそれを前記ユーザ
    の中の各ユーザに提供するステップ を有することを特徴とする請求項１に記載の方法。
  4. 【請求項４】 さらに、（Ｇ）前記ディスクの中のある
    ディスクが各ユーザにそのプライマリ・セクションに記
    憶したデータ・ブロックを所定のシーケンス順に続き提
    供するようスケジュールされている際にこれを提供しそ
    こなう故障ディスクに応答し、前記ディスクの中の前記
    他のディスクのセカンダリ・セクションに該データ・ブ
    ロックを記憶する順に基づき前記デイスクの中の前記他
    のディスクに該データ・ブロックの提供を再割当てする
    ステップを有することを特徴とする請求項１に記載の方
    法。
  5. 【請求項５】 複数の個別メモリ（４０、６５）にデー
    タを記憶するデータ記憶方法において、 （Ａ）各前記メモリを第１のセクションと第２のセクシ
    ョンに区分しかつ前記第１のセクションをシーケンス順
    と関連付けさらに前記第２のセクションを前記シーケン
    ス順と関連付けるステップと、 （Ｂ）前記第１のセクションの中のシーケンス順のセク
    ションに前記データの連続するデータ・ブロックをラウ
    ンドロビン方式順に記憶しさらに前記第２のセクション
    の中のシーケンス順のセクションに前記第１のセクショ
    ンの中のあるセクションに記憶した該データ・ブロック
    をラウンドロビン方式順に記憶するステップ を有することを特徴とするデータ記憶方法。
  6. 【請求項６】 前記データはビデオ・プログラムを構成
    することを特徴とする請求項５に記載の方法。
  7. 【請求項７】 さらに、（Ｃ）あるタイム・サイクル内
    において、複数のユーザの中の各ユーザに個別の第１の
    セクションからデータ・ブロックにアクセスさせるステ
    ップと、 （Ｄ）前記アクセスしたデータ・ブロックを各データ・
    バッファに格納するステップと、 （Ｅ）次のタイム・サイクル内において、前記データ・
    バッファに格納したデータを読み出しそれを前記ユーザ
    の中の各ユーザに提供するステップ を有することを特徴とする請求項５に記載の方法。
  8. 【請求項８】 さらに、前記あるメモリが各ユーザにそ
    のプライマリ・セクションに記憶したデータ・ブロック
    を所定のシケース順に続き提供するようスケジュールさ
    れている際にそれを提供しそこなう故障メモリに応答
    し、前記メモリの中の前記他のメモリのセカンダリ・セ
    クションに該データ・ブロックを記憶する順に基づき前
    記メモリの中の前記他のメモリに該データ・ブロックの
    提供を再割当てするステップを有することを特徴とする
    請求項６に記載の方法。
  9. 【請求項９】 各前記メモリは光メモリ・ディスクであ
    ることを特徴とする請求項５に記載の方法。
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