DE69534248T2

DE69534248T2 - Mehrbenutzersystem für Datenspeicherung, -zugriff und -verteilung, mit verteilter Speicherung eines kontinuierlichen Datenstromes

Info

Publication number: DE69534248T2
Application number: DE69534248T
Authority: DE
Inventors: L. Robert BLIEDT; Danny Chin; T. James KABA
Original assignee: Sedna Patent Services LLC
Current assignee: Sedna Patent Services LLC
Priority date: 1994-07-19
Filing date: 1995-07-17
Publication date: 2006-05-04
Anticipated expiration: 2015-07-18
Also published as: JPH10503066A; EP0771468B1; EP1548606A3; KR100374070B1; US5671377A; KR970705256A; ES2240976T3; US6529994B1; EP1548606A2; EP0771468A1; US5913026A; WO1996002931A1; JP4195725B2; CA2195431A1; CA2499802A1; CA2195431C; CA2499802C; KR100377092B1; DE69534248D1; US5920702A

Description

Die Erfindung bezieht sich auf ein System zum Speichern und zum Zugreifen auf elektronische Daten und insbesondere auf ein Datenspeicherungs-, Wiedergewinnungs- und Verteilungssystem, um es einer Mehrzahl von Systembenutzern zu ermöglichen, unabhängig voneinander auf zuvor gespeicherte elektronische Datenströme zuzugreifen.
In herkömmlichen elektronischen Datenspeicherungs- und Wiedergewinnungssystemen werden Daten typischerweise in einer Bank oder Anordnung von Speicherelementen abgelegt, die von einer zentralen Verarbeitungseinheit (CPU) gesteuert wird. Typischweise sind die Speicherelemente eine Kombination von Halbleiterspeicher wie DRAM (dynamic random access memory) oder SRAM (static random access memory) und rotierendem Magnetplattenspeicher (Plattenlaufwerksspeicher) wie das "Winchester" Festplattenlaufwerk. Der Halbleiterspeicher wird zum Speichern von Daten benutzt, die einen unmittelbaren Zugriff durch die CPU erfordern, wohingegen der Festplattenlaufwerksspeicher typischerweise benutzt wird, um Daten zu speichern, auf die weniger häufig durch die CPU zugegriffen wird.
Typischerweise sind die mit der Benutzung von Halbleiterspeicher zum Speichern einer gegebenen Menge an Daten verknüpften Kosten um ein bis zwei Größenordnungen höher als bei der Benutzung von Plattenlaufwerksspeicher zum Speichern der gleichen Datenmenge. Jedoch bietet Halbleiterspeicher eine Datenlatenz, d.h. eine Zeitverzögerung zwischen der Anforderung der Daten vom Speicher durch die CPU bis zur tatsächlichen Verfügbarkeit der angeforderten Daten für die CPU, die typischerweise drei bis vier Größenordnungen kleiner ist als die mit einem Plattenlaufwerkspeicher verbundene Datenlatenz. Als solches ist Halbleiterspeicher bei Applikationen sein Geld wert, bei denen die Datenlatenz kritisch ist.
Weiterhin erfordert Plattenlaufwerkspeicher typischerweise einen Datenzugriff in blockserieller Form. Als solches ist typischerweise ein zufälliger Zugriff auf ein beliebiges Bit der gespeicherten Daten im Laufwerk nicht möglich. Auch kann ein Plattenlaufwerkspeicher als eine mechanische Vorrichtung mechanische Defekte erleiden und hat eine geringere Zuverlässigkeit als Halbleiterspeicher.
In Rechen- oder Datenwiedergewinnungssystemen, bei denen mehrere Benutzer simultan auf im System gespeicherte Daten zugreifen können, werden verschiedene Mittel benutzt, um die Datenanfragen jedes Benutzers seriell zu verarbeiten. Allgemein muss das System simulieren, dass jeder der Benutzer einen unabhängigen Zugang zu den Daten hat. Allgemein wird eine solche Simulation durch preemptive oder Round-Robin-Multitasking-Algorithmen erzielt. Eine System-CPU führt diese Algorithmen aus, welche typischerweise im Betriebssystem des Rechen- oder Datenwiedergewin nungssystems integriert sind. Die CPU überträgt seriell jedem Benutzer die Kontrolle über die Systemdaten in der Art nach "Round-Robin".
Um den sichtbaren Durchsatz eines Plattenspeichers zu erhöhen, benutzen viele Rechnersysteme miteinander verbundene und als eine einzige Platte agierende Plattenlaufwerke. Ein Datenblock wird über N Platten verteilt, sodass jede Platte 1/N des Blocks an ähnlicher Stelle speichert. Die Platten werden parallel adressiert, sodass nach der anfänglichen Latenz Daten von jeder Platte gelesen werden, um die zum Lesen des Blocks benötigte Zeit zu reduzieren. Dieser Zuwachs an Durchsatz erlaubt es dem Speichersystem viele zusätzliche Benutzer zu bedienen, wenn ein Multitasking-Algorithmus benutzt wird. Jedoch vervielfacht eine Betriebsweise für viele Benutzer die effektive Latenz. Wenn M Benutzer bedient werden, müsste eine Benutzeranfrage für Daten eines anderen Datenstroms in eine Warteschlange eingereiht werden, bis M – 1 Benutzer bearbeitet worden wären. Durchschnittlich wird die Latenz um einen Faktor M/2 zunehmen.
Um die Zahl der Benutzer bei gegebener effektiver Latenz zu erhöhen, kann ein System mehrere in einer parallelen Verarbeitungsarchitektur angeordnete CPUs einsetzen. Da in einem solchen Datenspeichersystem von jedem Prozessor eine einzige Anweisung benutzt wird um auf den jeweiligen Datenstrom eines jeden Prozessors einzuwirken wird typischerweise eine Computerarchitektur für multiple Daten benutzt. In einer Computerarchitektur für multiple Daten ist jede CPU mit einem Plattenlaufwerksspeicher verbunden. Jede CPU greift, angewiesen durch einen Host-Computer, auf seinen zugehörigen Plattenlaufwerksspeicher zu. Im Ergebnis können die Prozessoren simultan auf alle Plattenlaufwerke parallel zugreifen, um einen verbesserten Durchsatz zu erreichen. Jeder Benutzer empfängt vom Plattenlaufwerk einen Datenblock durch eine gegebene CPU.
Um sicherzustellen, dass die Daten kontinuierlich vom System zu den Benutzern übertragen werden, kann ein Halbleiterspeicher relativ großer Kapazität benutzt werden, um die parallel ausgegebenen Datenströme von der Mehrzahl der CPUs zwischenzuspeichern. Solch eine Datenpufferung ist besonders notwendig, wenn die Daten Video- oder Audiodaten sind, die während ihrer Übertragung zu den Benutzern zum Zwecke des Ausgebens nicht unterbrochen werden dürfen. In solchen Systemen werden die Video- und Audiodaten von den Plattenlaufwerken zum Pufferspeicher als unterschiedliche Datenblöcke übertragen. Die Blöcke sind im Pufferspeicher seriell angeordnet, sodass die Blöcke beim Lesen des Pufferspeichers einen zusammenhängenden Datenstrom für jeden Benutzer bilden.
In solchen Informationsspeichersystemen muss jedoch der Pufferspeicher sehr groß sein und damit sehr teuer. Zum Beispiel muss in einem Zugriffssystem nach Round-Robin mit M Benutzern der Pufferspeicher zwischenzeitlich die gegebenen Daten eines Benutzers speichern, während die anderen M – 1 Benutzer vom parallel verarbeitenden Computer bedient werden. In einem typischen Videospeichersystem, bei dem 10–100 kB große Datenblöcke von 100–1000 Plattenlaufwerke für 1000 Benut zer gelesen werden, muss der Pufferspeicher 1–100 Gigabyte groß sein. Eine Halbleiterspeicheranordnung solch großer Kapazität ist extrem teuer.
Ein anderer mit der Benutzung von Plattenspeichern als Speichermedium verknüpfter Nachteil ist die Tatsache, dass Plattenlaufwerke nicht imstande sind, kontinuierlich und nicht unterbrochen Lese- oder Schreiboperationen durchzuführen. Typischerweise werden externe Befehle für den Zugriff auf Daten ignoriert oder verzögert, wenn das Laufwerk interne Verwaltungs- oder Wartungsoperationen durchführt. Die mit Abstand längste Verzögerung ergibt sich bei der Rekalibrierung der Kopfposition des Laufwerks. Solch eine Rekalibrierung wird periodisch durchgeführt, um Spurabtastfehler zu korrigieren, die sich bedingt durch eine unterschiedliche thermische Ausdehnung der Platten im Laufwerk einstellen können. Üblicherweise benötigen preiswerte Laufwerke 0,1–1,0 Sekunden, um eine Rekalibrierungsprozedur abzuschließen, die typischerweise alle 10–100 Betriebsminuten durchgeführt wird.
Um eine Unterbrechung der ausgegebenen Datenströme zu verhindern, muss das Datenverteilungssystem (DDS) zusätzlichen Pufferspeicher bereitstellen, um Daten zu speichern, die als Ausgabe während jedes Rekalibrierungszyklus des Laufwerks benutzt werden kann. In einem typischen System, bei dem zu jedem Benutzer Daten bei 1 bis 10 Mbit/s pro Benutzer übertragen werden, muss der Pufferspeicher eine Größe von 1–10 MBit haben. Für ein System mit 1000 Benutzern werden 10 GBit oder 1,25 GByte Halbleiterspeicher benötigt.
Starworks, "A Video Application Server", Fouad A. Tobagi, Joseph Pang, Compcon Spring '93, IEEE Computer Soc., beschreibt ein Verfahren zum Speichern von Daten in einem Mehrfachbenutzerdatenverteilungssystem. Ein Videostrom repräsentiert beispielsweise einen Film. Der Strom umfasst Videopakete, die einem Speicherpool zugeführt und dort gespeichert werden. Ein Algorithmus zum gemeinsamen Benutzen unterteilt einen einzigen Speicherpool in Bereiche fester Größe, was es mehreren Pipes erlaubt, Speicherbereiche nach Bedarf zuzuteilen oder freizugeben. Ein zyklisches Rechenzeitvergabeschema wird benutzt, um das Speichern und das Wiedergewinnen von Daten zu steuern. Die Techniken der streifenförmigen Datenanordnung bzw. des Stripings und des Sortierens werden benutzt. Striping bedeutet, dass von jedem Strom gewonnene Daten in einem gegebenen Zyklus über alle Platten der Plattenanordnung verteilt werden. Dies führt zu einer ausgewogenen Last für alle Platten.
Es besteht im Stand der Technik ein Bedarf nach einem DDS für eine Mehrzahl von Benutzern, das die erforderliche Größe des Pufferspeichers reduziert und das eine für den Benutzer nicht wahrnehmbare Datenzugriffslatenzzeit hat.
Die Erfindung stellt ein Verfahren zum Speichern von Daten in einem Mehrfachbenutzerdatenverteilungssystem bereit, das eine Mehrzahl von Informationsspeichereinrichtungen hat, wobei das Verfahren die Schritte aufweist:

a) Bereitstellen eines kontinuierlichen Datenstroms, der in diskrete Segmente unterteilt wird,
b) Aufteilen der Mehrzahl von Informationsspeichereinrichtungen in eine Mehrzahl von Untergruppen von Informationsspeichereinrichtungen, wobei jede Untergruppe zumindest zwei Informationsspeichereinrichtungen aufweist,
c) Auswählen eines ersten Satzes bzw. ersten Gruppe von sequentiellen diskreten Segmenten des Datenstroms für das Speichern in einem der Untergruppen von Informationsspeichereinrichtungen,
d) Speichern des ausgewählten ersten Satzes von diskreten Datensegmenten in einem streifenförmigen Muster in einer ersten der Untergruppen von Informationsspeichereinrichtungen und
e) Wiederholen des diskreten Segmentauswahlschrittes für einen nächsten Satz von sequentiellen diskreten Segmenten, die sequentiell auf den vorher ausgewählten Satz von diskreten Segmenten in den Datenstrom folgen, und Wiederholen des Speicherschrittes für diesen nächsten Satz von Segmenten, der in einem streifenförmigen Muster in einer nächsten Untergruppe von Informationsspeichereinrichtungen gespeichert wird, wobei die nächste Untergruppe sich von der Untergruppe, die in dem vorhergehenden Speicherschritt verwendet wurde, unterschiedet,
e1) sodass die gespeicherten diskreten Segmente über alle Untergruppen von Informationsspeichereinrichtungen eine Mehrzahl von zusammenhängenden Blöcken von gespeicherten Daten mit einer vorbestimmten Größe bilden, wobei jeder Block mit einer einzelnen der Untergruppen von Informationseinrichtungen verknüpft ist und einem Abschnitt der Speicherkapazität seiner verknüpften Untergruppe entspricht, und
e2) sodass die diskreten Segmente, die jeden der Datenblöcke bilden, ein streifenförmiges Muster in jedem Block und über die Mehrzahl von Untergruppen von Informationsspeichereinrichtungen haben.

Ausführungsformen der Erfindung benutzen eine erfinderische Mehrfachbenutzer-DDS, das einen digitalen Informationsserver enthält, der ein parallel verarbeitender Computer ist und der eine Mehrzahl von Prozessoren hat, die jeweils mit einer Informationsspeichervorrichtung, wie zum Beispiel ein magnetisches Plattenlaufwerk, ein optisches Plattenlaufwerk, ein RAM oder Ähnlichem verbunden ist. Das System benutzt eine bis dato unbekannte Art der streifenförmigen Datenanordnung für die Informationsspeicherung in einer Mehrzahl von Plattenlaufwerken. Diese Datenstreifenmethode unterteilt die Mehrzahl von Plattenlaufwerken gleichmäßig in eine Mehrzahl von Untergruppen von Plattenlaufwerken. Zum Beispiel gibt es, wenn der Server 500 Plattenlaufwerke enthält und die Untergruppe 5 Laufwerke hat, 100 Untergruppen von Laufwerken. Eine erste Untergruppe wird ausgewählt, und ein zusammenhängender Datenblock wird in einer sich wiederholenden streifenförmigen Weise in der Untergruppe der Plattenlaufwerke gespeichert. Danach wird eine zweite, an die erste Untergruppe angrenzende Untergruppe ausgewählt und darin ein weiterer zusammenhängender Datenblock in der streifenförmigen Weise gespeichert. Dieser Prozess wird für jede Untergruppe wiederholt. Wenn alle Untergruppen zum Speichern von Daten benutzt wurden, greift das Verfahren auf die erste Untergruppe zurück und speichert darin den nächsten zusammenhängenden Datenblock. Bei der Benutzung des Verfahrens können viele Datenquellen auf den Plattenlaufwerken für den nachfolgenden Zugriff durch eine Mehrzahl von Benutzern gespeichert werden. Um alle Prozessoren effizient zu benutzen, sind die Eingangsdaten zuvor in einer speziellen Weise angeordnet worden, die es erlaubt, jeden der zusammenhängenden Datenblöcke simultan in den Untergruppen der Plattenlaufwerke zu speichern.
Ein weiteres Merkmal von Ausführungsformen der Erfindung ist ein Datenwiedergewinnungsverfahren, das die Daten, die auf die oben beschrieben Weise gespeichert sind, benutzt, um die Latenz gegenüber DDS des Standes der Technik zu verbessern und um die notwendige Größe des Datenpuffers zu reduzieren. Das Verfahren definiert eine Serviceperiode umfassend eine Mehrzahl von Schlitzen bzw. Slots, welche den Benutzern zugewiesen werden. Innerhalb eines gegebenen Schlitzes greift ein zugewiesener Benutzer auf eine der Untergruppen der Plattenlaufwerke zu, um den Benutzer mit Daten zu versorgen. Benutzt man das erfinderische Datenzugriffsverfahren, so werden die Benutzer innerhalb der Serviceperiode den Schlitzen dynamisch zugeordnet, sodass die konkrete Zeit, zu der der Benutzer bedient wird, und die ihn bedienende Untergruppe von Serviceperiode zu Serviceperiode variiert. Die Zuordnung des Benutzers innerhalb der Serviceperiode wird durch den gegenwärtigen und den nächsten Betriebsmodus (den Modus, den er innerhalb der nächsten Serviceperiode benutzen wird) des Benutzers definiert. Zusätzlich stellt das Verfahren eine Fehlererkennung und Fehlerkorrektur für von den Plattenlaufwerken wiedergewonnene Daten bereit. Weiterhin ermöglicht es das Verfahren, den Plattenlaufwerken neue Daten zuzufügen. Weiterhin ermöglicht es das Verfahren den Plattenlaufwerken während jeder Serviceperiode Daten hinzuzufügen und erlaubt es, eine ausgewählte Anzahl von Laufwerken zu rekalibrieren, ohne dass der Betrieb des Systems beeinträchtigt wird.
Wegen der dynamischen Zuteilung der Benutzer würden normalerweise vom Server Daten in der Reihenfolge erzeugt, in der die Benutzer während einer Serviceperiode zugeteilt wurden. Die Reihenfolge der Datenausgabe würde daher von Serviceperiode zu Serviceperiode variieren.
Folglich müsste jedes mit dem DDS verbundene Datenbereitstellungssystem die gegenwärtige Reihenfolge der vom DDS erzeugten Daten bestimmen, um die Daten zum richtigen Benutzer weiterzuleiten. Um das Datenbereitstellungssystem von dieser Last zu befreien, enthält das DDS einen Ausgabezeitsequenzer, der die Daten vom Server neu ordnet, und zwar unabhängig von der Reihenfolge, in der die Benutzer innerhalb der Serviceperiode zugeteilt sind.
Die Figuren:
1 stellt ein höheres Blockdiagramm eines Mehrfachbenutzerdatenverteilungs- und -bereitstellungssystems dar,
2 stellt ein höheres Blockdiagramm eines DDS für mehrere Benutzer dar,
3 stellt ein detailliertes Blockdiagramm eines Teils des in 2 gezeigten DDS dar,
4 ist ein Datenspeicherabbild zur Veranschaulichung des bevorzugten Verfahrens zum Speichern von Daten in einer Plattenlaufwerksanordnung des DDS nach 2,
5 ist ein Datenzugriffsabbild zur Veranschaulichung des bevorzugten Verfahrens zum Wiedergewinnen von Daten, die in der Plattenlaufwerksanordnung unter Benutzung des Speicherabbildes nach 4 abgelegt sind,
6 zeigt ein Flussdiagramm der Datenwiedergewinnungsroutine, die von dem in 2 gezeigten DDS ausgeführt wird,
7 zeigt ein Flussdiagramm der Benutzerbedienungsroutine, die von dem in 2 gezeigten DDS ausgeführt wird,
8 zeigt ein Flussdiagramm der Benutzerneuzuteilungsroutine, die von dem in 2 gezeigten DDS ausgeführt wird,
9 zeigt ein Flussdiagramm der Routine für die Zuteilung der Priorität 1, die von dem in 2 gezeigten DDS ausgeführt wird,
10 zeigt ein Flussdiagramm der Routine für die Zuteilung der Priorität 2, 3 und 4, die von dem in 2 gezeigten DDS ausgeführt wird,
11 zeigt ein Blockdiagramm eines Ausgabezeitsequenzers.
Zum erleichternden Verständnis wurden, soweit möglich, identische Bezugszeichen zur Bezeichnung identischer Elemente, die den Figuren gemeinsam sind, benutzt.
1 zeigt ein höheres Blockdiagramm eines Mehrfachbenutzersdatenverteilungs- und bereitstellungssystems 100. Das Gesamtsystem besitzt zwei verschiedene Systemelemente: ein Verteilungszentrum 102 mit einem Datenspeicherungs-, -wiedergewinnungs- und -verteilungssystem 106 und ein Datenbereitstellungs- bzw. -liefersystem 104 mit einer Speichernetzwerkanordnung bzw. eines Netzwerks des "hub and spoke" (Nabe-Speiche-System). Allgemein enthält das Bereitstellungssystem 104 eine Mehrzahl von Benutzern 108, die mit der Netzwerkschnittstelleneinheiten 110, die konventionelle Datenverteilungs-Hubs bilden, verbunden sind. Eine (nicht gezeigte) Bereit stellungssystemschnittstelleneinheit kann benutzt werden, um die Daten des Verteilungssystems in einer Art und Weise zu formatieren, die mit dem Bereitstellungssystem kompatibel ist. Die Datenverbindung vom DDS (oder der Bereitstellungssystemschnittstelleneinheit) zu den Netzwerkschnittstelleneinheiten ist typischerweise eine Hochgeschwindigkeitsverbindung mit Datenmultiplexing, wie beispielsweise eine standardmäßige T1-Verbindung. Die Hubs demultiplexen diese Daten von diesen Verbindungen und den Benutzern werden serielle Datenströme gesendet, die sie zuvor vom DDS 106 angefordert haben. Zusätzlich steuern die Benutzer 108, über Befehlsverbindungen, den Datentyp und den Datenfluss, den jeder von ihnen erhält. Das DDS innerhalb des Verteilungszentrums verarbeitet von der Mehrzahl der Benutzer empfangene Befehle. Das DDS interpretiert die Befehle und führt sie aus. Das Datenbereitstellungssystem kann vom lokalen Telefonsystem, der lokalen Kabelgesellschaft, oder einer anderen Dienstanbietergesellschaft aufgebaut und betrieben werden. Alternativ kann das Datenbereitstellungssystem eine Busanordnung bilden, wie beispielsweise ein lokales Netzwerk in der Art des Ethernets oder einen Kabelfernsehverteiler. In den Fällen, in denen die Benutzer in der Nähe des Verteilungszentrums sind, kann das Datenbereitstellungssystem durch direkte Verbindungen zum Datenspeicherungs-, -wiedergewinnungs- und -verteilungssystem ersetzt werden. Das Datenbereitstellungssystem ist nicht Teil der Erfindung und ist nur ganz allgemein beschrieben, um den Leser eine Vorstellung von der Benutzung der Erfindung zu geben.
Es genügt zu sagen, dass das erfinderische DDS 106 Daten in kompatiblen Datenformaten zum Bereitstellungssystem 104 sendet, um die Verteilung der Daten zu den jeweiligen Benutzern zu erleichtern. Ein anschauliches Beispiel für die Benutzung des erfinderischen DDS 106 ist die innerhalb eines Video-on-Demand-(VOD-)Systems. Obwohl das erfinderische DDS im weitesten Sinne jeden Typ digitaler Daten verteilen kann, beispielsweise Audioinformationen, Videoinformationen, Textinformationen, Grafiken und Ähnliches, konzentriert sich die nachfolgende Erörterung zwecks vereinfachter Beschreibung der Erfindung auf die Benutzung der Erfindung innerhalb eines VOD-Systems mit einer großen Anzahl von Benutzern.
In einem VOD-System haben die Benutzer Schnittstelleneinheiten, die es jedem Benutzer ermöglichen, ein Videoprogramm, wie beispielsweise einen Spielfilm oder andere Multimediaprogramme, auszuwählen und die Wiedergabe dieses Programms unter Benutzung von videogerätartigen Steuerfunktionen zu steuern. Insbesondere kann ein Benutzer das Programm zu jeder Zeit abspielen, unterbrechen, stoppen, schnell oder besonders schnell vorwärts laufen lassen, rückwärts oder schnell rückwärts laufen lassen. Das DDS verarbeitet und arbeitet solche Benutzerbefehle schnell ab. Es ist wichtig, dass jeder Benutzer des Systems simultan dieselben Steuermerkmale bezüglich einer beliebigen Zahl von Programmen benutzen kann. Deshalb sieht jeder Benutzer seine Set-Top-Einheit als ein Videoabspielgerät an, das imstande ist, auf große Datenbanken mit Videoprogrammen zuzugreifen.
Das DDS 106 besitzt gewisse Vorrichtungen und begleitende Verfahren zur Ausführung der Benutzerbefehle ohne wahrnehmbare Verzögerung. Typischerweise werden angeforderte Daten, nachdem die Befehle ausgeführt wurden, vom Verteilungszentrum in einem Multiplexformat in eines von einer Mehrzahl von Benutzernetzwerken eingespeist. Netzwerkschnittstelleneinheiten innerhalb des Datenbereitstellungssystems demultiplexen die Datenströme und senden die Daten zum jeweiligen Benutzer. Die Daten können in einem digitalen Format gesendet werden oder werden in einigen Fällen in ein Analogsignal überführt, um vom Benutzer genutzt zu werden. Das Speichennetzwerkbereitstellungssystem ist nur eine Veranschaulichung einer Art von Netzwerkanordnungen. Der Fachmann wird erkennen, dass jedes von vielen verfügbaren Datenbereitstellungssystemen funktionieren würde, um die daten-gemultiplexten Daten vom DDS zu den Benutzern zu übertragen.
In 2 beinhaltet ein Blockdiagramm des in 1 gezeigten Mehrfachbbenutzer-DDS 106 eine Massenspeichervorrichtung 202, einen Host-Computer 204, eine Befehlsschnittstelle 206, einen digitalen Informationsserver 208 und einen Datenmultiplexschaltkreis 210. Im Allgemeinen werden einer Mehrzahl von (nicht gezeigten) Benutzern über Leitungen 212 gemultiplexte serielle Informationen gesendet. Jede Leitung repräsentiert einen Multiplexkanal, der mit der Mehrzahl von Benutzern über die Benutzernetzwerke verbunden ist.
Die Benutzer steuern den Betrieb des DDS 106 über eine Befehlsverbindung. Es wird angenommen, dass die Befehlsverbindung in den Verbindungen 212 integriert ist. Die spezielle Ausführung der Befehlsverbindung ist typischerweise durch das Datenbereitstellungssystem definiert. Jeder Befehl von der Befehlsverbindung wird von der Schnittstelle 206 ausgewertet. Die Schnittstelle 206 reformatiert die Befehle vom Datenbereitstellungssystem in ein Befehlsformat, das vom Host-Computer verstanden werden kann. Mit der Benutzung der Befehlsverbindung gewinnt der Benutzer die Fähigkeit zur Auswahl eines Videoprogramms, z.B. eines ausgewählten Multimediaprogramms, und kann danach das Videoprogramm stoppen, unterbrechen, zurück laufen lassen und schnell vorlaufen lassen. Mit anderen Worten stellt das VOD-System jedem Benutzer Funktionen bereit, die ähnlich sind zu denjenigen, die bei einem konventionellen Videokassettenabspielgerät verfügbar sind.
Im Betrieb ruft der Host-Computer, wenn der Benutzer Informationen, z.B. einen ausgewählten Multimediastrom, anfordert, die Informationen von der Speichervorrichtung 202 (zum Beispiel einer Videobandbibliothek) ab und liefert die abgerufenen Informationen an den Server 208. Der Server besitzt lokalen Speicher (eine Plattenlaufwerksanordnung), der die Informationen speichert. Wenn die vom Benutzer angeforderte Information gegenwärtig im Server gespeichert ist, muss auf den Massenspeicher 202 nicht zugegriffen werden.
Insbesondere ist der Server 208 ein Parallelverarbeitungscomputer mit einer Architektur für multiple Datenströme (SIMD). Insbesondere besitzt der Server 208 eine Mehrzahl von Controllern 216_n und eine mit jedem Controller verknüpfte Mehrzahl von Prozessorsubsystemen 218_n , 220_n und 222_n Jedes Prozessorsubsystem ist mit einer zugehörigen Massenspeichervorrichtung wie beispielsweise einem Plattenlaufwerk des Winchester-Typs 224_n , 226_n und 228_n verbunden, aber andere Arten von Massenspeicher, zum Beispiel optische Plattenlaufwerke oder RAM (random access memory) können anstelle der magnetischen Plattenlaufwerke benutzt werden.
Die Speichervorrichtung 202 kann eine Mehrzahl von magnetischen oder optischen Plattenlaufwerken oder Halbleiterspeicher, oder eine Kombination von diesen, umfassen. Typischerweise besteht jedoch die Vorrichtung aus einem oder mehreren magnetischen Plattenlaufwerken. Daten der Vorrichtung 202 werden zwischen den Plattenlaufwerken innerhalb des Servers 208 über einen Datenformatierschaltkreis 203 und einen Eingabe-/Ausgabe-(E/A-)Schaltkreis verteilt. Der Schaltkreis 203 führt zwei Funktionen aus. Die erste Funktion puffert eintreffende Daten von der Vorrichtung 202, sodass verschiedene Segmente der eintreffenden Daten umgeordnet und simultan auf die Plattenlaufwerke abgelegt werden können. Diese erste Funktion wird im Detail mit Bezug auf 4 diskutiert. Eine zweite vom Schaltkreis 203 ausgeführte Funktion besteht im Reformatieren und Puffern digitalisierter Eingangsdaten, wie zum Beispiel aufgezeichnete Sendungen oder Livesendungen, sodass diese Übertragungen vom Server 208 gespeichert werden können. Nach der Speicherung können diese Daten von den Benutzern zukünftig zu jeder Zeit angesehen werden.
Der E/A-Schaltkreis kombiniert die parallel ausgegebenen Daten des Prozessorsubsystems in einen 64 Bit breiten seriellen Bitstrom (nachfolgend näher beschrieben). In dieser Offenbarung verarbeitet das System veranschaulichend durchgängig 64-Bit-breite serielle Bitströme, aber jede andere Bitstrombreite, z.B. 128-Bit-breite serielle Bitströme, liegen ebenfalls im Bereich dieser Erfindung. Auch besitzt der E/A-Schaltkreis Interprozessor-Kommunikationsschaltkreise, die die dynamische Zuteilung von Benutzern zu den Prozessoren, als auch Datenfehlererkennung und -korrektur ermöglichen. Die spezifischen Details des E/A-Schaltkreises werden nachfolgend mit Bezug auf die 3 und 11 erläutert.
Schließlich wird der 64 Bit breite serielle Ausgabedatenstrom vom E/A-Schaltkreis 214 zum Schaltkreis 210 überführt. Der Schaltkreis 210 reformatiert die seriellen Daten in der Art des Multiplexings, sodass eine große Zahl von Benutzern, zum Beispiel 3000 Benutzer, mit den verschiedenen Ports 212 des Multiplexschaltkreises verbunden werden können. Mit anderen Worten ordnet der Multiplexschaltkreis den seriellen Ausgabedatenstrom in eine Mehrzahl von Multiplexkanälen (jeder Kanal wird von einem Port repräsentiert) neu an. Jedem Benutzer mit einem gegebenen Kanal wird ein spezifischer Schlitz zugewiesen, in der Art, dass die Benutzerdaten durch das Datenbereitstellungssystem übertragen werden.
Veranschaulichend gibt es in einer praktischen Ausführung des erfinderischen DDS 128 Prozessorsubsysteme, zum Beispiel Prozessorsubsysteme 118₁ bis 118₁₂₈ , die mit jedem Controller, z.B. mit Controller 116₁ , verbunden sind. Physikalisch sind ein Controller und seine 128 Prozessorsubsysteme auf einer einzigen Schaltkreiskarte montiert. Jede Karte besitzt 32 integrierte Schaltkreise mit Prozessorsubsystemen, jeder von ihnen mit vier Prozessoren. Der Server besitzt eine Gesamtzahl von vier Schaltkreiskarten, d.h. eine Gesamtzahl von 512 Prozessoren befinden sich im Server. Jeder der vier Prozessoren ist mit verschiedenen Prozessorunterstützungsschaltkreisen verknüpft, z.B. Speicher, Befehlslogik, E/A-Schaltkreise und Ähnlichem, um vier Prozessorsubsysteme auf jedem integrierten Schaltkreis zu bilden. Die Schaltkreiskarten sind über den Computer 204 miteinander verbunden. Der Computer 204 dient allgemein als eine Schnittstelle zwischen den Prozessorsubsystemen und den Benutzern. Zusätzlich fungiert der Host-Computer als ein Haupt-Controller, der den Betrieb der verschiedenen Controller und Prozessorsubsysteme innerhalb des Servers 208 überwacht. Der Fachmann wird erkennen, dass die Zahl der eingesetzten Prozessoren anwendungsspezifisch ist, und dass die Zahl der Prozessoren in einem Parallelverarbeitungscomputer leicht nach oben oder unten skaliert werden kann, um eine spezifische Anwendung auf dem Computer zu verwirklichen. Daher soll davon ausgegangen werden, dass die hierin beschriebene Erfindung in einem Server mit einer beliebigen Zahl von Prozessoren benutzt werden kann, die innerhalb des Servers auf beliebige Weise angeordnet sind.
Insbesondere ist 3 ein detailliertes Blockdiagramm eines Teils des in 2 gezeigten Servers 208. 3 stellt Details des Prozessorsubsystems 218₂ und einen Teil des E/A-Schaltkreises 214 dar, ebenso wie das Plattenlaufwerk 224 und den Controller 216₁ . Wie oben erläutert, besitzt jedes Prozessorsubsystem sowohl einen Prozessor 300, als auch lokalen Speicher 302 und verschiedene allgemein bekannte Prozessorunterstützungsschaltkreise 304. Mit jedem Prozessorsubsystem ist auch ein E/A-Schaltkreis 214 verknüpft. Angewiesen durch auf den Instruktionsbus gelegte Instruktionen führt der Prozessor arithmetische oder logische Operationen auf den in seinen internen Registern 306 oder anderem Halbleiterspeicher mit wahlfreiem Zugriff gespeicherten Daten aus.
Insbesondere wird der Prozessor 300 über den Eingangsbus 310 mit Eingangsdaten versorgt. Die Daten werden vorübergehend in einem Eingangsregister 312 gespeichert, bis sie vom Prozessor benutzt werden. Die Eingaberegister werden als konventionelle Schieberegister betrieben, sodass das System nach jedem Taktzyklus ein Datenwort (16 Bit) seriell von einem Prozessorsubsystem zum nächsten überträgt. Nachdem die geeigneten Eingangsdaten für jedes Prozessorsubsystem in die Eingangsregister eingetaktet wurden, werden die Daten simultan in die internen Register 306 aller Prozessoren geladen. Die Prozessorladefunktion wird durch einen besonderen Prozessorbefehl, der vom Controller 216₁ über den Bus 308 gesendet wird, ermöglicht.
Der E/A-Schaltkreis besitzt auch einen oder mehrere Ausgaberegister 314, ein Eingangsregister 312, einen Teil des Interprozessorkommunikations-(IPC-)Buses 318 und eine Plattenlaufwerksschnittstelle 301. Die Register 314 sind 16-Bit-breite Register, die mit einem Ausgabeport des Prozessors verbunden sind, z.B. akzeptiert jedes Register 16 Bit parallele Daten und gibt 16-Bit-breite parallele Daten aus. Die Ausgaberegister bilden einen Teil des Ausgabezeitsequenzers (OTS), der vollständig mit Bezug auf 11 beschrieben wird. Es genügt zu sagen, dass der OTS die 16-Bit-Ausgabedaten von jedem Prozessor mit den Ausgabedaten der vier anderen Prozessoren kombiniert, um ein 64 Bit breites Datenelement zu erzeugen. Der Grund für die Benutzung des OTS wird offenkundig werden, wenn der restliche Teil des Systems beschrieben wird.
Jeder Prozessor kann mit benachbarten Prozessoren über den Interprozessorkommunikationsbus (IPC) 318 kommunizieren. Der IPC-Bus 318 ist eine Schaltkreisanordnung, die es erlaubt, Daten und andere Informationen von einem Prozessor zum anderen zu übertragen. Der IPC ist bidirektional, sodass Informationen in beide Richtungen entlang des Buses übermittelt werden können. Die spezifische Ausführung des IPC-Buses ist für die Erfindung nicht wichtig und jeder Bus, der es den Prozessoren ermöglicht Daten auszutauschen, wäre geeignet. Ein solcher IPC-Bus wird in der US-Patentanmeldung mit dem Titel "Advanced Massively Parallel Computer Apparatus" mit der Anmeldenummer 08/091,935, angemeldet am 14. Juli 1993, damit verbundene Publikationen US-A-5579527, US-A-5581778 und US-A-5867723, beschrieben, welche eine Continuation-in-part-Patentanmeldung von der am 5. August 1992 hinterlegten Anmeldung mit der Anmeldenummer 07/926,265 ist.
Die Plattenlaufwerksschnittstelle 301 verbindet die Plattenlaufwerkssubsysteme 224₂ mit dem E/A-Schaltkreis 214. Die Plattenlaufwerksschnittstelle führt eine Konversion der Informationen von der Platte zum Prozessor und umgekehrt von seriell zu parallel vor.
Jedes Prozessorsubsystem 218₂ ist indirekt (durch den E/A-Chip und eine Plattenlaufwerksschnittstelle) mit einem Plattenlaufwerkssubsystem 224₂ , umfassend einen Plattencontroller 320 und eine Plattenlaufwerkseinheit 322, verbunden. Der Plattencontroller 320 führt Befehle des Prozessors 300 aus, um Daten von der Plattenlaufwerkseinheit 322 zum Prozessor zu übertragen. Da die Prozessoren und Plattenlaufwerke physikalisch voneinander entfernt sein können, ist die elektrische Verbindung zwischen jedem der Plattencontroller und seinen zugeordneten Controllern typischerweise als ein bitserieller, bidirektionaler Datenbus ausgebildet.
Jeder Prozessor empfängt vom Instruktionssequenzer 324 innerhalb des Controllers 216₁ identische Instruktionen. Der Instruktionssequenzer speichert eine von jedem der Prozessoren auszuführende, ein Programm bildende Instruktionssequenz. Diese Instruktionssequenz wird durch den Host-Computer in den Sequenzer vorgeladen. Der besondere Prozess, mit welchem das Programm geladen und ausgeführt wird, ist aus dem Stand der Technik bekannt und erfordert keine weiteren Erläuterungen.
Nachdem Informationen als ein serieller Wortstrom vom Massenspeicher wiedergewonnen wurde, weist der Host-Computer die Controller im Betrieb an, die Informationen in den Plattenlaufwerks subsystemen in einer Art zu speichern, die im Stand der Technik als Datenstreifen bzw. Data-Striping bekannt ist. Insbesondere werden die Informationen immer als 16-Bit-Wort unter einer Mehrzahl von Plattenspeichern in einer gestreiften Weise abgelegt. Zum Beispiel wird, wie es im Speicherabbild 402 von 4 gezeigt ist, der Wortstrom 400 über 505 Plattenlaufwerke in einer Weise in Datenstreifen abgelegt, die eine geringe Zugriffslatenz ermöglicht. Für die nachfolgende Diskussion einer bevorzugten Technik des Datenstreifens wird angenommen, dass es vier Sätze von 128 parallelen Prozessoren gibt (insgesamt 512, von denen 505 für die Videodatenspeicherung benutzt werden) denen 512 Plattenlaufwerke zugeordnet sind. Die Plattenlaufwerke sind von 1 bis 512 durchnummeriert. Um Daten zu speichern, sind die 505 Plattenlaufwerke gleichmäßig in Untergruppen von Plattenlaufwerken unterteilt, z.B. fünf Plattenlaufwerke pro Untergruppe. Ein Teil des gespeicherten Videoprogramms ist innerhalb jeder Untergruppe in einer Streifen-Art abgelegt. Das Plattenlaufwerk 1 speichert das erste Wort (Wort 1) Eingangsdaten 400, Laufwerk 2 speichert Wort 2, Laufwerk 3 speichert Wort 3, Laufwerk 4 speichert Wort 4, und Laufwerk 5 speichert Wort 5. Danach wird Wort 6 auf das Laufwerk 1, Wort 7 auf dem Laufwerk 2, usw. abgelegt bis Laufwerk 5 80.000 Wort Informationen gespeichert hat, d.h. das Datenstreifen von Laufwerk 1 bis 5 wird 16.000 Mal wiederholt. Danach speichert Laufwerk 6 das nächste Wort (Wort 80.001) usw. bis alle Informationen auf den Plattenlaufwerken verteilt gespeichert sind. Wenn die Plattenlaufwerke 501 bis 505 jeweils ihre 80.000 Wort Daten gespeichert haben, kehrt das System (Umbrüche, wie durch die Linie 402 veranschaulicht) zu den Plattenlaufwerken 1 bis 5 zurück, um die nächsten 80.000 Wörter zu speichern. Dieser Prozess des Anordnens der Daten in Streifen bzw. Zeilen innerhalb jeder Untergruppe von Laufwerken, als auch über alle Untergruppen, wird wiederholt bis das gesamte Videoprogramm gespeichert ist.
Bei der vorangegangenen Erläuterung des Anordnens der Daten in Streifen wurde der Einfachheit halber angenommen, dass Daten auf einmal in einer Untergruppe von Plattenlaufwerken gespeichert wurden. Um jedoch den Parallelverarbeitungscomputer effizient zu nutzen, werden Eingangsdaten unter Benutzung aller Prozessoren und Plattenlaufwerke, z.B. 505 Prozessoren und Plattenlaufwerke, simultan abgelegt. Um diese gleichzeitige Speicherung zu erleichtern, zwischenspeichert der Datenformatierschaltkreis (203 in 2) die Eingangsdaten von der Massenspeichervorrichtung und gibt einen seriellen Datenstrom von 16-Bit-Datenwörter in Eingangsregistern in einer geeigneten Reihenfolge aus. Die spezifische Reihenfolge erleichtert die simultane Speicherung aller Wörter in allen Eingangsregistern. Zum Beispiel werden die Daten neu geordnet, sodass die Wörter 1–5, die Wörter 80.001–80.000 und die Wörter 160.001–160.005 usw. über alle Untergruppen von Plattenlaufwerken simultan gespeichert sind. In anderen Worten werden die Daten so umgeordnet, dass es möglich ist, die Datenwörter in einer einzigen Zeile des in 4 gezeigten Speicherabbilds simultan zu speichern.
Ähnlich hierzu kann ein anderes Videoprogramm unter Benutzung dieser Datenstreifenmethode gespeichert werden, indem die Speicherung des zweiten Programms mit den Plattenlaufwerken 6 bis 10 begonnen wird. Danach erfolgt der Beginn eines jeden Programms gegenüber dem Beginn des zuvor gespeicherten Programms mit einem Versatz von einer Untergruppe von Plattenlaufwerken. Als solche kann eine Mehrzahl von Videoprogrammen über die Plattenlaufwerke gespeichert werden.
Auch wird für die nachfolgende Diskussion angenommen, dass der Eingangsdatenstrom Paritätswörter hat, um die Fehlerkorrektur zu ermöglichen. Beispielhaft erhält man die Paritätswörter von den vorangegangenen vier Datenwörtern; z.B. ist das Paritätswort ein exklusives Oder auf Bit-für-Bit-Basis der Bits der vier vorangegangenen Datenwörter. Daher ist jedes fünfte Wort ein Paritätswort und besitzt jedes fünfte Plattenlaufwerk das Paritätswort der vorangegangenen vier Datenwörter. Alternativ hierzu können die Paritätswörter, wenn sie nicht in den Eingangsdaten enthalten sind, erzeugt und in den Datenstrom beim Speichern auf dem digitalen Informationsserver eingefügt werden.
Sobald die angeforderten Informationen (das Videoprogramm) auf den Plattenlaufwerken resident sind, kann ein Benutzer fordern, dass die Informationen von den Platten zum Benutzernetzwerk gesendet werden. Zum Beispiel wird durch Manipulation einer Befehlsvorrichtung (nicht gezeigt) ein Befehl vom Benutzer zu der Befehlsschnittstelle gesendet. Durch Benutzung dieser Befehlsvorrichtung kann der Benutzer Informationen auswählen, abspielen und bei der Wiedergabe der Informationen zurückspulen, schnell zurückspulen, schnell und besonders schnell vorwärts spulen, pausieren oder stoppen. Wenn zum Beispiel die Informationen ein ausgewählter Multimediastrom sind, kann der Benutzer einen speziellen Multimediastrom von einem Menü auf dem Fernsehbildschirm auswählen. Sobald der Multimediastrom ausgewählt ist, steuert der Benutzer die Wiedergabe des Multimediastroms, als ob er ein konventionelles Videokassettenabspielgerät benutzen würde. Die einfachste Funktion besteht darin, dass der Benutzer das Abspielen wählt, wonach der Multimediastrom durch die Parallelprozessoren von den Plattenlaufwerken abgerufen wird. Die Daten werden über den E/A-Schaltkreis zum Multiplexschaltkreis übertragen. Wie oben mit Bezug auf 2 beschrieben, formatiert der Multiplexschaltkreis die Daten in der Art des Multiplexings, sodass eine Anzahl von Benutzern an das System angeschlossen werden können.
Durch Benutzung des DDS können mehrere Benutzer simultan auf die gleiche oder auf verschiedene Informationen zugreifen. Zusätzlich können diese Benutzer zu jeder Zeit auf Informationen zugreifen und sie mit mehreren Geschwindigkeiten durchsehen, z.B. indem sie pausieren, schnell vorspulen, oder wenn gewünscht zurückspulen. Dies bedeutet, dass das DDS eine zentrale Datenbank darstellt, z.B. eine Videodatenbank, auf die zugegriffen werden kann als ob jeder Benutzer die gesamte Datenbank ohne wahrnehmbare Verzögerung bei sich zu Hause hätte.
5 zeigt eine Datenkarte die benutzt wird, um angeforderte Datenströme von den Plattenlaufwerken durch die Prozessoren und letztlich zu den Benutzern zu übertragen. Speziell nach Aufrufen einer Funktion, z.B. Abspielen, wird einem Benutzer innerhalb einer Serviceperiode ein Slot bzw. Schlitz zugeteilt. Eine endliche Zahl von Schlitzen existiert, z.B. 3200. Der tatsächliche Schlitz, dem ein Benutzer zugeteilt wurde, wird nachfolgend diskutiert, wird dynamisch zugewiesen und kann anfänglich ein beliebiger der verfügbaren 3200 Schlitze sein. Abhängig von den von den Benutzern benutzten Funktionen werden die Benutzer während nachfolgender Serviceperioden verschiedenen Schlitzen zuteilt. Jedoch werden, wie nachfolgend beschrieben wird, einige der 3200 möglichen Schlitze für die Ausführung spezieller Funktionen reserviert.
Im Allgemeinen repräsentiert jeder Schlitz sich wiederholende Zugriffe auf aufeinanderfolgende "Elemente" von Informationen innerhalb eines abgerufenen Datenblocks. Diese Elemente können ein Byte (8 Bit) besitzen oder weniger als ein Bit Informationen. Die tatsächliche Elementgröße ist applikationsabhängig. Nachfolgend wird, in Einklang mit dem beispielhaften Datenspeicherabbild der 4, angenommen, dass jedes Element vier 16-Bit-Wörter Videoinformationen und ein 16-Bit-Wort Paritätsinformationen besitzt. Zusätzlich gibt es 505 Plattenlaufwerke und zugeordnete Prozessoren (weitere 7 Prozessoren sind Reserve und können eingesetzt werden, wenn einer der anderen Prozessoren und Plattenlaufwerke versagt), die für 100 von 3200 möglichen Benutzern simultan auf 100 Elemente von Videoinformationen zugreifen. Daher definiert jede Zeile von Daten und Paritätswörtern die 100 simultan bedienten Schlitze. Innerhalb jedes Schlitzes wird der zugeteilte Benutzer wiederholt 16.000 mal bedient, und werden die 80.000 Wörter Daten, die mit diesen Zugriffen verknüpft sind, im lokalen Speicher (RAM) gespeichert. Während einer gegebenen Serviceperiode speichert jeder Prozessor für einen gegebenen Schlitz 16.000 Wörter in seinem lokalen Speicher, d.h. nach einer Serviceperiode, die 30 Benutzer bedient, sind 480.000 Wörter im lokalen Speicher jedes Prozessors abgelegt.
Innerhalb einer Serviceperiode werden 3000 Benutzer durch die 500 Prozessoren bedient. Fünf Prozessoren, d.h. eine Untergruppe von Prozessoren, wird während einer Serviceperiode nicht genutzt, um Benutzer zu bedienen. Diese Prozessoren (die Prozessoren 16 bis 20 in der Serviceperiode 1 von 5) werden nicht benutzt, um Benutzer mit Daten zu beliefern während ihre zugehörigen Plattenlaufwerke rekalibriert werden. Rekalibrierung ist ein bekannter Prozess, der von den meisten preiswerten Laufwerken periodisch durchgeführt wird, z.B. alle 10 bis 100 Betriebsminuten. Um sicherzustellen, dass die Rekalibrierung nicht zufällig erfolgt und den Datenzugriff nachteilig beeinflusst, zwingt das System jedes Plattenlaufwerk dazu, zu einem vorbestimmten Zeitpunkt zu rekalibrieren, z.B. während eines Rekalibrierungsschlitzes. Die Rekalibrierung der Untergruppe von Plattenlaufwerken wird innerhalb einer Serviceperiode abgeschlossen.
Die zwei Zeilen von Schlitzen am Ende der Serviceperiode sind für zwei spezielle Funktionen reserviert. Die erste Funktion greift zum zweiten Mal auf Elemente zu, die nicht unter Benutzung des Paritätsworts korrigiert werden können, z.B. wenn in einem einzigen Datenelement zwei Fehler aufgetreten sind. Auf die Plattenlaufwerke, auf deren fehlerhafte Elemente ein erstes Mal zugegriffen wurde, wird ein zweites Mal zugegriffen, um zu versuchen, die Daten wiederzugewinnen. Wenn die Daten ohne Fehler wiedergewonnen wurden, werden sie im lokalen Speicher am Speicherort der fehlerhaften Daten abgelegt. Weiterhin rekonfiguriert sich der Server selbst, wenn ein Prozessor versagt, um den fehlerhaften Prozessor mit einem der Ersatzprozessoren zu ersetzen. Wenn ein Plattenlaufwerk versagt, können seine Daten durch Korrektur mit dem Paritätswort wiedergewonnen werden. Das Laufwerk kann dann ersetzt werden und die paritätsrekonstruierten Daten werden benutzt, um die Originaldaten für das neue Laufwerk zu rekonstruieren.
Die zweite Funktion, die während der zweiten speziellen Zeile von Schlitzen aktiviert wird, platziert mehr Daten in die Plattenlaufwerke. Wenn zum Beispiel ein Benutzer einen Multimediastrom auswählt, der gegenwärtig nicht auf den Plattenlaufwerken abgelegt ist, wird diese Zeile benutzt, um die Daten des gewählten Multimediastroms in der gleichen Weise zu speichern, wie sie oben mit Bezug auf 4 erläutert wurde, d.h. einem Abspeichern von 80.000 Wörtern eines Videoprogramms über fünf Laufwerke, dann einem Abspeichern von weiteren 80.000 Wörtern über die nächsten fünf Laufwerke usw., bis das gesamte Programm gespeichert ist. Durch Wiederholen dieses Speichervorgangs in einer aufeinander folgenden Anzahl von Serviceperioden wird ein vollständiges Videoprogramm unter den Plattenlaufwerken verteilt gespeichert, ohne dass dies für den Datenwiedergewinnungsprozess der Benutzer Auswirkungen hat.
Um die nächstfolgende Plattenlaufwerksuntergruppe zu rekalibrieren, z.B. die Laufwerke 21 bis 25, wird die Rekalibrierungsfunktion in jeder Serviceperiode um einen Schlitz weitergezählt. Wie in 5 gezeigt, werden daher, wenn angenommen wird, dass alle Benutzer im Abspielmodus sind, alle Benutzer um einen Schlitz innerhalb einer jeden Serviceperiode weitergezählt. Die nächsten 80.000 Wörter Daten des Benutzers 1 werden nun durch die Prozessoren 6 bis 10 und die Plattenlaufwerke 6 bis 10 bereitgestellt, und die nächsten 80.000 Wörter Daten des Benutzers 2 werden nun durch die Prozessoren 11 bis 15 und die Plattenlaufwerke 11 bis 15 bereitgestellt, usw. Die Fehlerkorrektur und das Datenausfüllen werden wie oben beschrieben bereitgestellt. Folglich wird bei Benutzung der Abspielfunktion ein Benutzer sequentiell von einem Prozessor zum nächsten weitergezählt, um die verteilten Daten in der Reihenfolge wiederzugewinnen, in der sie abgelegt wurden, z.B. in Blöcken von 80.000 Wörtern.
Für weitere Funktionen wie den schnellen Vorlauf springt der Benutzer eine vorbestimmte Anzahl von Schlitzen nach vorne, anstelle die Daten sequentiell wiederzugewinnen. Wenn zum Beispiel der Benutzer 2 während des Schlitzes 2 Daten in der Serviceperiode 1 abruft und dann einen schnellen Vorlauf anfordert, wird das nächste Datenelement für den Benutzer 2 in der Serviceperiode 2 beispielsweise während Schlitz 22 abgerufen. Danach wird der Schlitz, von dem Daten für den Benutzer 2 wiedergewonnen wurden, um einen Zählerstand von 20 weitergezählt, bis die Schnellvorlauffunktion beendet ist. Das Ergebnis ist ein Schnellvorlauf durch die Daten, z.B. einem Videoprogramm. Das gleiche allgemeine Verfahren wird benutzt für einen besonders schnellen Vorlauf, den Rücklauf oder den schnellen Rücklauf der Informationen. Die Geschwindigkeit sowohl der schnellen Vorlauffunktion als auch der schnellen Rücklauffunktion wird durch die Zahl der übersprungenen Schlitze bestimmt. Vor jeder Serviceperiode muss daher jeder Benutzer neuen Schlitzen, abhängig von ihren angeforderten Funktionen, zugeordnet werden. Die Details dieses Verfahrens der erneuten Zuordnung wird weiter unten beschrieben.
Für eine Pausenfunktion wird ein Schlitz benutzt, um wiederholt auf Informationen des gleichen Plattenlaufwerks zuzugreifen, und zwar bis der Pausenbefehl in einen anderen Befehl geändert wird. Der Stoppbefehl unterbricht natürlich die Informationsverteilung zu diesem Benutzer am gegebenen Ort. Das gegenwärtige Plattenlaufwerk, auf das zugegriffen wird, wird mit einer Benutzeridentifikation (Benutzer-ID) in einer Tabelle gespeichert, sodass, wenn der Benutzer das Abspielen erneut aufnimmt, das System das Übertragen von Daten vom zuletzt zugegriffenen Laufwerk starten kann.
Als Folge des Datenwiedergewinnungsverfahrens wird während jeder Serviceperiode erreicht, dass der lokale Speicher jeder Untergruppe 16.000 Wörter für jeden der 30 Benutzer, den ein jeweiliger Prozessor bedient, enthält. Sobald eine Serviceperiode beendet ist, fährt das System mit dem Zugriff auf neue Daten innerhalb der nächstfolgenden Serviceperiode fort. Die im lokalen Speicher von der vorangegangenen Serviceperiode gespeicherten Daten werden während der relativ langen Zugriffszeiten, die mit den Plattenlaufwerken einhergehen, ausgegeben. Im Grunde genommen werden die Daten einer vorangegangenen Serviceperiode werden unter Benutzung des Ausgabezeitsequenzers (OTS, beschrieben mit Bezug auf 11) zum Multiplexschaltkreis ausgegeben, während simultan hierzu neue Daten im lokalen Speicher für die aktuelle Serviceperiode gespeichert werden.
Insbesondere zeigt 6 ein Flussdiagramm einer Datenwiedergewinnungsroutine 600, die während jeder Serviceperiode benutzt wird. Diese Routine wird simultan von jedem einzelnen Prozessor ausgeführt. Der Einfachheit halber erläutert die nachfolgende Beschreibung diese Routine, als ob sie auf einem einzelnen Prozessor ausgeführt würde, der Leser soll sich jedoch bewusst sein, dass die Routine simultan in 504 anderen Prozessoren ausgeführt wird.
Die Routine wird mit Schritt 602, bezeichnet mit "START", gestartet. Bei Schritt 604 initialisiert die Routine eine Anzahl von Tabellen, sodass die gegenwärtig aktiven Benutzer entsprechenden Schlitzen zugeteilt werden. Diese Tabellen beinhalten eine globale Zuteilungstabelle (GAT) und ein Paar lokaler Zuteilungstabellen (LAT). Das Paar LAT beinhaltet eine aktuelle LAT (CLAT) und eine nächste LAT (NLAT). Im Allgemeinen beinhalten diese Tabellen Informationen betreffend der gegenwärtigen Funktion von jedem Benutzerzeitschlitz, z.B. die Benutzer-ID, die dem Benutzer zugewiesen wurde, der gegenwärtige und der nächste Betriebsmodus dieses Benutzers, die Plattenadresse für die nächsten Daten, auf die zugegriffen wird, um diesen Benutzer zu bedienen, usw.
Insbesondere enthält die GAT für jeden Benutzer, z.B. 3000 Benutzer, Informationen. Eine Kopie der GAT wird im lokalen Speicher jedes Prozessors abgelegt. Jegliche Änderungen an der GAT, z.B. eine Änderung des Betriebsmodus des Benutzers, wird durch den Host-Computer aktualisiert. Jeder Eintrag in der Tabelle wird mit den Zahlen 1 bis 3000 versehen (entsprechend der Benutzer-ID) und beinhaltet den nächsten Betriebsmodus für jeden Benutzer sowie eine Speicheradresse auf einer Platte, die für diesen Modus den Datenabruf durchführen wird. Typischerweise ist die Plattenadresse die Adresse des ersten Worts von den 16.000 Wörtern auf die zugegriffen wird.
Andererseits sind die LAT mit jedem Prozessor individuell verknüpft, z.B. ein anderes LAT-Paar für jeden Prozessor. Die CLAT definiert die durch den zugehörigen Prozessor durchzuführenden Datenwiedergewinnungsoperation für die aktuelle Serviceperiode. Die CLAT besitzt eine Liste mit den Benutzer-IDs für die durch den Prozessor während einer Serviceperiode zu bedienenden Benutzer, den gegenwärtigen Betriebsmodus jedes Benutzers, und die Adresse der Daten, auf die zuzugreifen ist. Wie der Name andeutet definiert die NLAT die vom zugehörigen Prozessor während der nächsten Serviceperiode durchzuführende Datenwiedergewinnungsoperation. Die NLAT besitzt eine Liste von Benutzer-IDs der in der nächsten Serviceperiode zu bedienenden Benutzer, ihre Betriebsmodi und die Adressen der zuzugreifenden Daten.
In Schritt 604 von 6 werden daher die Tabelleneinträge für die gegenwärtig aktiven Benutzer aktualisiert. Danach werden die Benutzer in Schritt 606 bedient, z.B. wird wird auf Daten des Plattenlaufwerks unter Ausführung einer Benutzerserviceroutine 700 zugegriffen. Dann werden in Schritt 608 die Zuteilungstabellen aktualisiert, um den Benutzern neue Schlitze zum Benutzen während der nächsten Serviceperiode zuzuteilen. Die Benutzerneuzuteilung wird durch Ausführen einer Benutzerneuzuteilungsroutine 800 erreicht. Die Erzeugungsschleife 610 für die Serviceperioden der Benutzer wird wiederholt ausgeführt, um eine aufeinander folgende Serie von Serviceperioden zu erzeugen, die ein wiederholtes Abrufen von Daten mit sich bringt und dann die Neuzuteilung der Benutzer.
Wie in 7 gezeigt, führt unter der Annahme, dass die Benutzer schon Schlitzen zugeteilt wurden, die Benutzerserviceroutine 700 alle Funktionen aus, um eine Benutzeranfrage nach Daten durchzuführen. Die Benutzerserviceroutine wird bei Schritt 702 gestartet und wird bis Schritt 704 fortgesetzt, wo die Routine nachfragt, ob der diese Routine ausführende Prozessor innerhalb eines thermischen Rekalibrierungsstreifens ist, z.B. eine vertikale Serie von Schlitzen (siehe 5), die benutzt werden um eine Plattenlaufwerksrekalibrierung vorzunehmen. Die GAT, CLAT und NLAT besitzen in einem Modusfeld jeder Tabelle eine Anzeige dafür, ob das Plattenlaufwerk rekalibriert werden muss. Wenn die Anfrage positiv beantwortet wird, veranlasst die Routine in Schritt 706, dass der mit dem Plattenlaufwerk verknüpfte Prozessor eine thermische Rekalibrierung seines Plattenlaufwerks durchführt. Alternativ verläuft die Routine entlang des Nein-Pfades bis zum Schritt 708, wenn die Anfrage bei Schritt 708 negativ beantwortet wird.
Bei Schritt 708 wird auf Daten von jedem der 30 Benutzer, die von dem diese Routine durchführenden Prozessor behandelt werden, zugegriffen. Solch ein Datenzugriff veranlasst den Prozessor, 16.000 Wörter für jeden der 30 Benutzer abzurufen. Die Startadresse der 16.000 Wörter ist für jeden der Benutzer in der CLAT enthalten. Der Prozessor gewinnt das Datenwort an dieser Adresse und ruft dann die nächsten 15.999 Wörter im Plattenlaufwerk ab. Jeder Benutzer, verknüpft mit jedem Prozessor, wird auf diese Weise sequentiell bedient.
Weiterhin führt der Prozessor, da diese Daten vom Plattenlaufwerk abgerufen und im lokalen Speicher abgelegt werden, eine Fehlerkorrektur durch. Da die Daten vom Plattenlaufwerk wiedergewonnen werden, berechnen sowohl der Prozessor, als auch der Laufwerkscontroller Prüfwörter der wiedergewonnenen Daten unter Benutzung eines Faltungsalgorithmus. Bei Abschluss des Wiedergewinnens sendet der Plattencontroller seine Prüfwörter zwecks Vergleich mit den vom Prozessor intern berechneten Werten zum Prozessor. Dieser Vergleich erlaubt es, Fehler in der Übertragung von Daten zum Prozessor zu detektieren.
Nachdem die Daten für einen bestimmten Benutzer zum lokalen Speicher übertragen sind, werden die Daten für den nächsten Benutzer abgerufen. Während des Abrufens der Daten des nächsten Benutzers werden die gefundenen Fehler in den Daten des vorhergehenden Benutzers korrigiert. Um den Fehlerkorrekturprozess zu ermöglichen, teilen sich benachbarte Prozessoren über den IPC-Bus kürzlich wiedergewonnene Datenwörter und ein Paritätswort, um eine Paritätsüberprüfung vorzunehmen. Das Paritätswort in Kombination mit den anderen vier Wörtern in einem Element kann benutzt werden um ein beliebiges Datenwort, das vom CRC-Fehlerdetektionsalgorithmus als fehlerhaft detektiert wurde, zu korrigieren. Wenn mehr als ein Wort fehlerhaft ist, können die Fehler nicht korrigiert werden. Deshalb definiert die Routine 700 in Schritt 710 einen speziellen Fehlerkorrekturschlitz, der einmal benutzt wird, nachdem alle Benutzerdaten wiedergewonnen wurden. In diesem Schlitz wird ein zweites Mal auf die fehlerhaften Daten zugegriffen, um zu versuchen sie korrekt wiederzugewinnen. Dieser Schlitz erlaubt es wie alle anderen, 16.000 Wörter durch einen vorgegebenen Prozessor zurückzugewinnen.
Bei den Schritten 712 und 714 werden neue Daten in das mit dem Prozessor verknüpfte Plattenlaufwerk geladen. Insbesondere wird Schritt 712 benutzt, um codierte Daten von Livesendungen oder aufgezeichneten Sendungen auf das Plattenlaufwerk zu speichern. Bei Schritt 714 kann ein Block von 16.000 Wörtern von Videoinformationen auf dem Plattenlaufwerk gespeichert werden. Zuletzt kehrt die Routine 700 zur Serviceperioden-Erzeugungschleife 610 von 6 zurück.
Es soll angemerkt werden, dass, während die Datenwiedergewinnungsroutine ausgeführt wird, der Prozessor während der vorangegangenen Serviceperiode auf die im lokalen Speicher abgelegten Daten zugreift und die Daten an den OTS ausgibt. Der OTS reorganisiert die Daten, um einen standardisierten Datenstrom zu erzeugen, der vom Neuzuteilungsprozess nicht verändert wird. In anderen Worten stellt der OTS sicher, dass, was für auch immer ein Schlitz einem Benutzer zugeordnet wird, die Benutzerdaten für den Multiplexerschaltkreis richtig reorganisiert werden.
8 zeigt die Benutzerreallokationsroutine 800. Einmal pro Serviceperiode weist diese Routine jedem Benutzer einen geeigneten Schlitz zu, welcher die gegenwärtige Betriebsweise (Funktion) ausführt. Die Routine beginnt bei Schritt 802 fährt bis Schritt 804 fort, worin die Benutzer in Übereinstimmung mit ihrer gegenwärtigen Funktion und der Funktion, die sie zur Ausführung in der nächsten Serviceperiode angefordert haben, priorisiert werden.
Allgemein wird diese Routine benutzt um die 30 Benutzer, die vom Prozessor behandelt werden, in 30 mögliche Schlitze, die während der Serviceperiode verfügbar sind, neu zu verteilen. Die Neuzuteilung wird durch Vergleich der Informationen in den verschiedenen Zuteilungstabellen bewerkstelligt. Diese Informationen informieren einen Prozessor von der Priorität eines bestimmten Benutzers, z.B. muss ein bestimmter Benutzer auf Daten von einem bestimmten Prozessor aus zugreifen, oder kann der Benutzer auf Informationen von benachbarten Prozessoren aus zugreifen, ohne dass dies Auswirkungen auf die angesehenen Daten hat. Zum Beispiel wird die höchste Priorität, Priorität 1, immer denjenigen Benutzern zugewiesen, die gegenwärtig im Abspielmodus sind, und die in der nächsten Serviceperiode auch im Abspielmodus sind. Diesen Benutzern müssen die nächsten Serien von Datenwörtern von den jeweiligen Platten (plattenkritisch) bereitgestellt werden, und zur richtigen Zeit (zeitkritisch), denn sonst wird der Benutzer einen Sprung oder ein Überspringen im Video feststellen. Zusätzlich wird dem thermischen Rekalibrierungsprozess die Priorität 1 zugewiesen.
Auf der anderen Seite müssen die Benutzer, die aktuell zum Beispiel den schnellen Vorlauf benutzen, und die in der nächsten Serviceperiode den Abspielmodus benutzen werden, nicht mit dem exakt nächsten Satz an Datenwörtern (nicht plattenkritisch) versorgt werden, sondern müssen zur geeigneten Zeit (zeitkritisch) mit den Datenwörtern versorgt werden. Wenn die bereitgestellten Videodaten, wenn das Video erneut im Abspielmodus beginnt, mit einem Versatz von 80.000 Wörtern bereitgestellt werden, wird dies der Benutzer nicht wirklich bemerken. Daher wird den Benutzern, die vom schnellen Vorlauf in den Abspielmodus wechseln, eine geringere Priorität zugewiesen, Priorität 2. Die nachfolgende Tabelle fasst die verschiedenen Modi und ihre Prioritätszuordnungen zusammen. Tabelle 1 Teilnehmerprioritätstabelle
wobei
zeitkritisch

1: = muss in dieser Serviceperiode bedient werden, spezielle Ausgabe
2: = muss in dieser Serviceperiode bedient werden, allgemeine Ausgabe
3: = muss so schnell wie möglich bedient werden, keine vorhergehende Ausgabe

1: = muss durch diese Plattenuntergruppe bedient werden
2: = muss innerhalb +/–1 Plattenuntergruppe bedient werden
3: = muss innerhalb +/– ein paar Plattenuntergruppen bedient werden
4: = muss innerhalb +/– vielen Plattenuntergruppen bedient werden

Spezielle Ausgaben sind solche, die für den Benutzer bereitgestellt werden müssen, um eine genaue Datenwiederherstellung zu ermöglichen. Im Allgemeinen sind die Videodaten komprimiert und es gibt innerhalb der Daten gewisse Dekomprimierungskontrollworte, die zur richtigen Zeit zur Set-Top-Einheit des Benutzers gesendet werden müssen, um eine korrekte Datendekomprimierung und eine richtige Bildschirmanzeige zu ermöglichen. Diesen speziellen Ausgaben (d.h. Dekomprimierungskontrollworte und die hiermit verknüpften Daten) wird eine höhere zeitkritische Priorität als der allgemeinen Ausgabe zugewiesen. Die allgemeine Ausgabe enthält keine komprimierten Videodaten, kann aber Kontrolldaten besitzen, die für die Funktionalität der Set-Top-Einheit notwendig sind. Wenn es keine vorhergehende Ausgabe gab, kann die angeforderte Ausgabe nicht sehr zeitkritisch sein und die Daten können eher in einer der späteren Serviceperioden erzeugt werden als in der unmittelbar nächsten Serviceperiode, ohne dass dies Auswirkungen auf den Betrachter hat. Wenn man zum Beispiel vom Stoppmodus zum Abspielmodus kommt, würde eine Verzögerung von einer Serviceperiode beim erneuten Start des Programms keine großen Auswirkungen auf die Beurteilung des Videoprogramms durch den Zuschauer haben.
Die mit einem bestimmten Prozessor verknüpfte CLAT definiert den Betriebsmodus (die Funktion), der von jedem Benutzer, der aktuell durch diesen Prozessor bedient wird, ausgeübt wird. Wenn während der Serviceperiode einer der Benutzer seine Funktion ändert, aktualisiert der Host-Computer die GAT mit den neuen Funktionen des Benutzers und den Datenadressen, die zu diesem Benutzer gesendet werden müssen, um die neue Funktion zu realisieren. Der Host-Computer sendet allen Prozessoren diese Modusänderung.
Während der aktuellen Serviceperiode ruft der Prozessor die GAT-Informationen der gegenwärtig bedienten Benutzer ab. Diese GAT-Information wird in die NLAT eingefügt. Durch Vergleich der NLAT-Funktionen mit den CLAT-Funktionen bestimmt der Prozessor in Übereinstimmung mit Tabelle 1 die Priorität für jeden der gegenwärtigen Benutzer. Zusätzlich werden bei Schritt 804 die NLAT und die CLAT ausgelagert und zurückgeschoben, d.h. die Zeiger auf jede Tabelle werden ausgelagert und zurückgeschoben, sodass die Informationen der CLAT nun die Informationen der NLAT sind und umgekehrt. Da jeder der Prozessoren den gleichen Priorisierungsprozess erledigt sind nun alle Benutzer priorisiert, und schreitet die Benutzerneuzuteilungsroutine 800 mit Schritt 806 fort.
Bei Schritt 806 werden die Benutzer der Priorität 1 unter Benutzung der Neuzuteilungsroutine 900 für die Priorität 1 geeigneten Schlitzen neu zugeteilt. Nachdem die Benutzer der Priorität 1 neu zugeteilt wurden, teilt die Routine 800 die Benutzer der Priorität 2, 3 und 4 durch jeweilige Abarbeitung der Neuzuteilungsroutine 1000, 1100 und 1200 für die Benutzer der Prioritäten 2, 3 und 4 neu zu. Im Allgemeinen versucht jeder Prozessor unter Benutzung dieser Routinen, die Benutzer mit niedrigerer Priorität einem zugewiesenen Schlitz zuzuteilen. Wenn jedoch vermutet wird, dass zu viele Benutzer durch einen einzigen Prozessor bedient werden sollen, werden die überzähligen Benutzer von einem anderen Prozessor in einem anderen Schlitz bedient. Jede dieser Routinen wird unten im Detail erläutert. Die Benutzerneuzuteilungsroutine 800 kehrt bei Schritt 814 zur Benutzerroutine 700 zurück.
9 stellt die Neuzuteilungsroutine 900 für die Priorität 1 dar. Die Routine beginnt bei Schritt 902 und macht bei Schritt 904 weiter. Bei Schritt 904 reicht die Routine bei Benutzung des IPC-Buses die Benutzer-IDs der Benutzer der Priorität 1 seiner CLAT an einen benachbarten Satz an Prozessoren weiter, die Benutzer im nächsten Schlitz bedienen werden, z.B. wird die ID fünf Prozessoren auf der rechten Seite weitergereicht. Simultan empfängt der Prozessor Identifikationen der Benutzer der Priorität 1 von einem der Prozessoren, die den Schlitz auf der linken Seite definieren. Diese Prozessor-IDs werden in die CLAT eingefügt.
Bei Schritt 906 müssen die in der GAT gespeicherten Benutzerdatenadressen für diejenigen Benutzer aktualisiert werden, die vom letzten Schlitz in einer Reihe, z.B. die Prozessoren 501 bis 505, zum ersten Schlitz in der nächsten Reihe, z.B. Prozessor 1 bis 5, weitergereicht wurden. Allgemein werden sich während des Weiterreiches eines Benutzers von einem Schlitz zum nächsten die Startadressen ihrer benötigten Daten nicht ändern. Wenn jedoch ein Benutzer vom letzten Schlitz dem ersten Schlitz in einer neuen Reihe zugeteilt wird, wird die erforderliche Datenadresse um 16.000 Adressen erhöht. Dies geschieht wegen der Art und Weise, wie Daten über die Plattenlaufwerke verteilt sind (siehe 4 und seine zugehörige Beschreibung). Folglich muss die GAT-Adresse für diesen Benutzer aktualisiert werden.
Bei Schritt 908 kehrt die Neuzuteilungsroutine 900 für die Priorität 1 zur Benutzerneuzuteilungsroutine 800 zurück.
10 stellt ein Flussdiagramm der Prioritätsroutine 1000 für die Prioritäten 2, 3 und 4 dar. Die Routine wird beschrieben werden wie sie Benutzer der Priorität 2 neu zuteilt. Um jedoch Benutzer der Prioritäten 3 oder 4 zu zuzuteilen, wird die Routine für die Verarbeitung dieser Benutzer lediglich erneut ausgeführt.
Die Routine 1000 beginnt bei Schritt 1002 und fährt mit Schritt 1004 fort. Bei Schritt 1004 reicht der Prozessor bei Benutzung des IPC-Buses die Benutzer-IDs von Benutzern der Priorität 2 zu einem Zielprozessor weiter, der typischerweise eine gewisse Anzahl von Prozessoren entfernt ist. Die genaue Zahl von übersprungenen Prozessoren (oder Untergruppen von Prozessoren) hängt von der Priorität der Benutzer ab. Zum Beispiel überspringt ein Benutzer im schnellen Vorwärtsspulmodus (Benutzer der Priorität 2) abhängig von der Systemkonfiguration einige zehn oder sogar Hunderte von Prozessoren. Daher weist die Routine die Benutzer-ID abhängig vom Modus einem geeigneten aber entfernten Prozessor zu. Simultan empfängt der Prozessor die Benutzer-IDs von Benutzern, die diesem Prozessor zugeteilt werden sollen. Wenn der jeweilige Prozessor nicht seine 30 verfügbaren Schlitze mit Benutzern der Priorität 1 vollständig belegt hat, akzeptiert er Benutzer der Priorität 2 und platziert sie in seiner CLAT. Wie bei der Neuzuteilungsroutine für die Priorität 1 muss die Neuzuteilungsroutine für die Priorität 2 bei Schritt 1006 die Adresse in der GAT für die Benutzer erhöhen, die Zeilen getauscht haben.
Bei Schritt 1006 fragt die Routine nach, ob die Zahl der gegenwärtig zugeteilten Benutzer der Priorität 2 größer als die maximale Zahl erlaubter Benutzer ist, z.B. 30. Wenn dies der Fall ist, müssen die überzähligen Benutzer neu zugeteilt werden. Wenn daher die Nachfrage bejaht wird, so fährt die Routine entlang des Ja-Pfades bis zu den Schritten 1010 und 1012 weiter. Die beiden Schritte reichen wiederholt Benutzer-IDs weiter, empfangen solche und aktualisieren, sofern erforderlich, die GAT, bis keine Benutzer der Priorität 2 mehr neu zugeteilt werden müssen. Zu diesem Zeitpunkt wird die Anfrage bei Schritt 1008 bejaht und kehrt die Routine bei Schritt 1014 zur Benutzerneuzuteilungsroutine 800 zurück.
Um Benutzer der Prioritäten 3 und 4 neu zuzuteilen wird die in 10 dargestellte Routine für diese Benutzer erneut ausgeführt. Letztlich werden alle Benutzer geeigneten Schlitzen (Prozessoren) zugeteilt.
Nach der Ausführung der vorangegangenen Routinen sind pro Serviceperiode für jeden der 30 Benutzer 16.000 Datenwörter im lokalen Speicher innerhalb des zugeordneten Prozessors gespeichert. Eine Gruppe von vier aufeinander folgenden Prozessoren definiert ein Datenelement mit 4 Datenwörtern (64 Bit) für einen bestimmten Benutzer. Das Paritätswort wird nun ignoriert. Da die Benutzer dynamisch zugeteilt werden, ist die genaue Lage der Daten eines bestimmten Benutzers willkürlich. Um die Benutzung eines konventionellen Multiplexschaltkreises zu ermöglichen, müssen die Daten, wenn auf sie zugegriffen und sie vom Server ausgegeben werden, in einer wiederholbaren Reihenfolge sein. Daher wird zum Neuordnen der Benutzerdaten in eine vorbestimmte Ordnung, die vom Multiplexschaltkreis leicht benutzt werden kann, um die Daten an die Benutzer auszugeben, ein Ausgabezeitsequenzer (OTS) benutzt werden, um die Daten neu zu ordnen.
11 stellt ein Blockdiagramm des OTS 1100 dar. Allgemein untersucht dieser Schaltkreis jedes Datenelement und ordnet es in einer vorbestimmten Weise neu an. Der Einfachheit halber sei die vorbestimmte Ordnung eine aufsteigende Ordnung sortiert nach Benutzer-IDs, z.B. von 1 bis 3000. Durch Benutzung des OTS wird eine willkürliche Ordnung der Benutzerausgabedaten zu einer 64 Bit breiten Sequenz von Ausgabedaten in einer Ordnung nach aufsteigenden Benutzer-IDs. Die 64 Bit breite Sequenz ist als eine Folge von 64-Bit-Datenelementen definiert, die über 64 parallele Leitungen ausgegeben werden und wobei das erste Bit vom ersten Datenelement jedes Benutzers in Zeile 1 ist, das zweite Bit vom ersten Datenelement jedes Benutzers in Zeile 2 usw. für alle 64 Bits in einem Datenelement. Die 64 parallelen Leistungen tragen daher ein Bit für jedes Benutzerdatenelement, das mit 3000 Benutzern verknüpft ist. Die Elemente werden von 1 bis 3000 angeordnet, werden dann für den nächsten Satz an Datenelementen wiederholt, usw. Folglich wurde die willkürlich geordnete Dateneingabe einer standardisierten numerischen Ordnung unterzogen, die wiederholbar ist, obwohl die Benutzer anderen Prozessoren zugeteilt sein können. Als Ergebnis hat der OTS-Schaltkreis im Wesentlichen als Eingabe einen ersten gemultiplexten Datenstrom und als Ausgabe einen zweiten gemultiplexten Datenstrom. Der zweite gemultiplexte Datenstrom ist eine reorganisierte Version des ersten Datenstroms.
Insbesondere besitzt der OTS einen Hauptzähler 1108, eine Mehrzahl von Datenelementauswahlschaltkreisen 1102, eine Mehrzahl von Multiplexern (MUX) 1104 und ein Ausgaberegister 1106. Der Hauptzähler zählt von 0 bis 2999, und springt dann zur 0 über, d.h., der Zähler hat einen Zählerstand entsprechend der Zahl der Benutzer. Wenn Benutzerdatenelemente für die Ausgabe bereit sind, wird jedes innerhalb jedes Datenelementauswahlschaltkreises zusammen mit einer Benutzer-ID gespeichert, die zum abgelegten Datenelement korrespondiert. Die Datenelementauswahlschaltkreise speichern daher kumulativ Datenelemente (4 Datenwörter oder 64 Bit) für jeden einzelnen Benutzer, z.B. für die Benutzer 1 bis 3000.
Wenn der Zähler sequentiell von 1 bis 3000 zählt, adressiert dieser Zählerstand den Datenelementauswahlschaltkreis und erzeugt für jeden Zählerstand des Hauptzählers ein Datenelement von einem der Schaltkreise. Die sequentiell verbundenen MUX 1104 reichen zur Umtaktung jedes der Datenelemente zu einem 64-Bit-Register 1106. Nach dem Umtakten ist die Ausgabe eine gemultiplexte Serie von Datenelementen, die in aufsteigender Ordnung nach Benutzer-IDs sortiert sind.
Insbesondere besitzt der Datenelementauswahlschaltkreis eine Registeranordnung 1110, die imstande ist die Datenelemente von allen Benutzern innerhalb einer Serviceperiode zu speichern und doppelt zu puffern, z.B. 30, ebenso wie die Benutzer-ID für jedes der 4 Wortelemente. Die Verwendung der doppelten Pufferung macht es der Anordnung möglich, Elemente zu speichern, während sie simultan Elemente abruft. Die Ausgaberegister der 16 Prozessoren (eine Prozessorgruppe) sind mit einem Datenelementauswahlschaltkreis 1102 verbunden. Jedes 64-Bit-Register 1114 innerhalb dieser Anordnung ist mit einem Wahlschalter 1112 verbunden. Wenn der Hauptzähler zählt und wenn sein Zählerstand der Benutzer-ID innerhalb der Anordnung 1110 entspricht, so wird das mit dieser Benutzer-ID verknüpfte Datenelement durch den Wahlschalter zum Verzögerer 1115 durchgereicht. Wenn der Hauptzähler die Null erreicht, wird in der typischen Art der Doppelpufferung auf die Register, die vorher Daten gespeichert haben, zugegriffen, um Daten abzurufen.
Zusätzlich wird, wenn ein Datenelement durch den Wahlschalter durchgereicht wird, ein Übereinstimmungs- bzw. MATCH-Signal erzeugt, das anzeigt, dass bei diesem bestimmten Zählerstand dieser bestimmte Datenelementauswahlschaltkreis 1102 eine Ausgabe hat. Das Datenelement und das MATCH-Signal werden in einem Verzögerer 1115 für eine vorbestimmte Zahl von Taktzyklen gehalten. Insbesondere entspricht die vorbestimmte Zahl von Taktzyklen einem Taktzyklus für jede Gruppe von 16 Prozessoren von links, das dieser Datenelementauswahlschaltkreis repräsentiert. Zum Beispiel hat der Datenelementauswahlschaltkreis, der Daten von der ganz linken Prozessorgruppe besitzt, keine Verzögerung, der Schaltkreis, der Daten von der nächsten angrenzenden Prozessorgruppe besitzt, hat eine Verzögerung von einem Taktzyklus, der Schaltkreis, der Daten von der nächsten angrenzenden Prozessorgruppe besitzt, hat zwei Taktzyklen Verzögerung etc.
Nachdem eine geeignete Verzögerung eingestellt wurde, wird das Datenelement an einen Eingang des MUX 1104 angelegt. Die Eingabewahl wird vom MATCH-Signal gesteuert. Wird das MATCH-Signal bestätigt, so wählt auf diese Weise der MUX die Eingabe aus, die zu dem Datenelementauswahlschaltkreis verbindet, der das MATCH-Signal erzeugt hat. Andernfalls macht der MUX mit der anderen Eingabe weiter. Bei Benutzung dieser Anordnung wird für jeden Zählerstand des Hauptzählers ein Datenelement erzeugt. Das Datenelement, das gerade durch jeden MUX gereicht wird, wird in ein 64 Bit breites Register eingetaktet. Durch jeden Taktzyklus werden die Datenelemente durch die MUX 1104 und ihre zugehörigen Register 1116 zu den Ausgaberegistern 1116 gereicht. Folglich ist die Ausgabe des Registers 1106 eine Serie 64 Bit breiter Datenelemente, die sequentiell in der Reihenfolge der Benutzer-IDs geordnet sind, z.B. von 1 bis 3000.
In der vorangegangenen Erläuterung besaß der OTS-Schaltkreis einen einzigen Haupttakt und eine Mehrzahl von Verzögerungsschaltkreisen. Solche Verzögerungsschaltkreise erfordern eine zusätzliche Verschaltung auf dem integrierten Schaltkreis des OTS. Daher wird in einer alternativen Ausführungsform eine Mehrzahl von Haupttakten benutzt, die jede individuell mit einem Datenelementauswahlschaltkreis verbunden sind. Der Anfangszählerstand jedes Haupttaktes ist voreingestellt, um inhärent eine Zählerstandverzögerung vorzugeben. Zum Beispiel wird, wenn der ganz linke Hauptzähler mit einem Zählerstand von 0 initialisiert wurde, der nächste benachbarte Zähler mit einem Zählerstand von 2998 initialisiert, usw. Die Zähler erzeugen eine geeignete Verzögerung (1 Taktzyklus für jeden Datenelementauswahlschaltkreis) wenn Datenelemente von den Registeranordnungen abgerufen werden.
Der neu geordnete Strom an Datenelementen lässt sich leicht von einem Multiplexschaltkreis handhaben, um die Datenelemente zu den geeigneten Benutzernetzwerken zu verteilen. Es sollte angemerkt werden, dass für eine vereinfachte Beschreibung der OTS als ein separater Schaltkreis der Prozessorsubsysteme beschrieben wurde. Der Fachmann wird jedoch erkennen, dass der OTS auch leicht im Prozessorsubsystem integriert sein kann, sodass die Registeranordnung zwischen den Subsystemen verteilt ist.
Obwohl verschiedene Ausführungsformen, welche die Lehre der Erfindung beinhalten, hierin gezeigt und im Detail beschrieben wurden, wird der Fachmann leicht viele andere abgewandelte Ausfüh rungsformen entwickeln, die ebenfalls diese Lehren beinhalten. Die hier offenbarte Vorrichtung und das Verfahren finden, neben anderen Anwendungen Verwendung in Videoservern, in abbildenden Systemen für medizinische Zwecke, für spezielle Effekte und Animationen sowie bei ortsbasierten Unterhaltungsystemen.

Claims

Verfahren zum Speichern von Daten in einem Mehrfachbenutzerdatenverteilungssystem (106) mit einer Mehrzahl von Informationsspeichereinrichtungen (224n, 226n, 228n), wobei das Verfahren die Schritte aufweist: a) Bereitstellen eines kontinuierlichen Datenstroms (400), der in diskrete Segmente (W1–W11) unterteilt wird, b) Aufteilen der Mehrzahl von Informationsspeichereinrichtungen (224n, 226n, 228n) in eine Mehrzahl von Untergruppen von Informationsspeichereinrichtungen, wobei jede Untergruppe zumindest zwei Informationsspeichereinrichtungen aufweist, c) Auswählen eines ersten Satzes bzw. ersten Gruppe von sequentiellen diskreten Segmenten des Datenstroms für das Speichern in einem der Untergruppen von Informationsspeichereinrichtungen, d) Speichern des ausgewählten ersten Satzes von diskreten Datensegmenten in einem streifenförmigen Muster in einer ersten der Untergruppen von Informationsspeichereinrichtungen und e) Wiederholen des diskreten Segmentauswahlschrittes für einen nächsten Satz von sequentiellen diskreten Segmenten, die sequentiell auf den vorher ausgewählten Satz von diskreten Segmenten in den Datenstrom folgen, und Wiederholen des Speicherschrittes für diesen nächsten Satz von Segmenten, der in einem streifenförmigen Muster in einer nächsten Untergruppe von Informationsspeichereinrichtungen gespeichert wird, wobei die nächste Untergruppe sich von der Untergruppe, die in dem vorhergehenden Speicherschritt verwendet wurde, unterschiedet, e1) so daß die gespeicherten diskreten Segmente über alle Untergruppen von Informationsspeichereinrichtungen eine Mehrzahl von zusammenhängenden Blöcken von gespeicherten Daten mit einer vorbestimmten Größe bilden, wobei jeder Block mit einer einzelnen der Untergruppen von Informationseinrichtungen verknüpft ist und einem Abschnitt der Speicherkapazität seiner verknüpften Untergruppe entspricht, und e2) so daß die diskreten Segmente, die jeden der Datenblöcke bilden, ein streifenförmiges Muster in jedem Block und über die Mehrzahl von Untergruppen von Informationsspeichereinrichtungen haben.
Verfahren nach Anspruch 1, das weiterhin das gleichzeitige Speichern von Gruppen von diskreten Datensegmenten in jeder Untergruppe von Informationsspeichervorrichtungen aufweist.
Verfahren nach Anspruch 1, bei dem die Datenblöcke sequentiell in der Untergruppe von Informationsspeichereinrichtungen gespeichert werden, so daß Datenblöcke ein Streifenmuster von zusammenhängenden Blöcken entlang der Mehrzahl von Untergruppen von Informationsspeichereinrichtungen bilden.
Verfahren nach Anspruch 1, das weiterhin die Schritte aufweist: Zuweisen jedes Benutzers innerhalb der Mehrzahl von Benutzern zu zumindest einem Prozessor innerhalb einer Mehrzahl von parallelen Prozessoren, die jeweils mit einer entsprechenden der Informationsspeichereinrichtungen verbunden sind, wobei einer der zugewiesenen Prozessoren einen Slot innerhalb einer Dienstperiode, die eine Mehrzahl von Slots aufweist, darstellt, Zugreifen für jeden der Benutzer und in Antwort auf einen Benutzerbefehl unter Verwendung des zugewiesenen Prozessors auf ein spezifiziertes diskretes Datensegment innerhalb einer Informationsspeichereinrichtung, die mit dem zugewiesenen Prozessor verknüpft ist, Versorgen jedes Benutzers mit einem entsprechenden spezifizierten diskreten Datensegment, erneutes Zuweisen jedes Benutzers zu einem anderen Prozessor, der einen anderen Slot innerhalb einer nachfolgenden Dienstperiode darstellt, abhängig von dem gegenwärtigen Betriebsmodus, der von jedem der Benutzer ausgewählt wird und Wiederholen der Zugriffs-, Speicher- und Neuzuweisungsschritte, um einen kontinuierlichen Strom von zugegriffenen diskreten Datensegmenten für jeden der Benutzer zu erzeugen.
Verfahren nach Anspruch 4, wobei die Zugriffs-/Liefer- und Neuzuweisungsschritte sequentielle Dienstperioden bzw. Serviceperioden festlegen, während denen jeder Benutzer mit Daten beliefert wird.
Verfahren nach Anspruch 5, bei dem der Neuzuweisungsschritt weiterhin die Schritte aufweist: Erneutzuweisen jedes der Benutzers auf Basis eines ausgewählten Betriebsmodus für jeden der Benutzer für die Implementierung in einer nachfolgenden Serviceperiode.
Verfahren nach Anspruch 6, das die Schritte aufweist: Aktualisieren einer globalen Zuweisungstabelle, die Betriebsmoden des Benutzers und Informationsspeichereinrichtungsadreßorte für die Datensegmente, auf die zugegriffen wird, enthält, in Antwort auf irgendwelche Veränderungen des Betriebsmodus, der von irgendeinem der Benutzer ausgewählt wird, Vergleichen des Betriebsmodus, der in der gegenwärtigen Serviceperiode verwendet wird, mit dem Betriebsmodus in der globalen Zuweisungstabelle, Priorisieren jedes Benutzers basierend auf den Ergebnissen des Vergleichsschrittes und Neuzuweisen der Benutzer zu den Prozessoren basierend auf der Priorisierung der Benutzer.
Verfahren nach Anspruch 7, bei dem die Priorisierung durchgeführt wird durch Bestimmen einer Zeit und einer Platte, die kritisch für das diskrete Datensegment ist, das jedem Benutzer bereitgestellt wird, in Antwort auf den Betriebsmodus, der von jedem Benutzer ausgewählt wird.
Verfahren nach Anspruch 8, bei dem jeder der Benutzer einer Untergruppe der Mehrzahl von Prozessoren und Informationsspeichereinrichtungen zugewiesen und neuzugewiesen wird, so daß von der Untergruppe der Mehrzahl von Informationsspeichereinrichtungen auf Daten zugegriffen wird, wobei die Daten, auf die zugegriffen wird, von jeder Informationsspeichereinrichtung in der Untergruppe von Informationsspeichereinrichtungen verkettet sind, um ein Datenelement zu bilden.
Verfahren nach Anspruch 9, das die Schritte des wiederholten Zugreifens auf die Informationsspeichereinrichtungen innerhalb jeder Untergruppe aufweist, um eine Serie von Datenelementen zu erzeugen, die den Block von Datensegmenten für jeden der Benutzer darstellen und das Liefern der Reihe von Datenelementen zu jedem Benutzer aufweist.
Verfahren nach Anspruch 9, das die Schritte aufweist: Bereitstellen eines neuen Stroms von kontinuierlichen diskreten Datensegmenten, Speichern, während einer Serviceperiode, des neuen Stromes von kontinuierlichen diskreten Segmenten von Daten innerhalb der Informationsspeichereinrichtungen, während, bei derselben Dienstperiode, die Prozessoren Datensegmente zu den Benutzern liefern.
Verfahren nach Anspruch 1, das weiterhin in einem Fall, wo alle Untergruppen von Informationsspeichereinrichtungen ein oder mehrere Male verwendet wurden in einer vorbestimmten Ordnung von Untergruppen, den Schritt des erneuten Verwendens der Untergruppen für das Speichern ausgewählter nächster Gruppen von sequentiellen diskreten Segmenten in derselben vorbestimmten Ordnung der Untergruppen.
Verfahren nach Anspruch 1, das das gleichzeitige Speichern des Satzes von diskreten Datensegmenten innerhalb einer Untergruppe von Informationsspeichereinrichtungen aufweist.