"テープ媒体に格納された複数のデータグループのアクセスシーケンスを決定する方法であって、前記方法は、前記複数のデータグループ中の、前記テープ媒体の現在位置に最も近い開始部を有するデータグループを、前記アクセスシーケンスの第一データグループとして選定するステップと、残りの前記複数のデータグループ中の、前記アクセスシーケンスの前記第一データグループの終端部に最も近い開始部を有する、データグループを前記アクセスシーケンスの第二データグループとして選定するステップと、を含む、前記方法。残りの前記複数のデータグループ中の、前記アクセスシーケンスの第n-1データグループの終端部に最も近い開始部を有する、データグループを前記アクセスシーケンスの第nデータグループとして選定するステップをさらに含む、請求項1に記載の方法。前記複数のデータグループ中に残りのデータグループがない場合、前記第nデータグループは前記アクセスシーケンスの最後のデータグループである、請求項2に記載の方法。前記アクセスシーケンスに対する複数の合計シークタイムを計算するステップをさらに含み、前記複数の合計シークタイムの各々は、前記アクセスシーケンスの前記最後のデータグループの異なった位置に対応する、請求項3に記載の方法。前記アクセスシーケンスの前記最後のデータグループの位置が最短の合計シークタイムに対応するように前記アクセスシーケンスを修正して、修正されたアクセスシーケンスを生成するステップをさらに含む、請求項4に記載の方法。前記修正されたアクセスシーケンスがその前に修正された前記アクセスシーケンスと同じになるまで、前記アクセスシーケンスの前記修正を繰り返すステップをさらに含む、請求項5に記載の方法。前記アクセスシーケンスに対する前記複数の合計シークタイムを前記計算するステップは、前記複数のデータグループの間を移動するのに要する時間に基づくものである、請求項6に記載の方法。コンピュータ可読媒体と、前記コンピュータ可読媒体と動作可能に通信するプロセッサと、を含むコンピュータシステムであって、前記プロセッサは、テープ媒体に格納された複数データグループ中の、前記テープ媒体の現在位置に最も近い開始部を有するデータグループを、前記複数のデータグループのアクセスシーケンスの第一データグループとして選定し、残りの前記複数のデータグループ中の、前記アクセスシーケンスの前記第一データグループの終端部に最も近い開始部を有するデータグループを、前記アクセスシーケンスの第二データグループとして選定する、よう構成される、前記コンピュータシステム。前記プロセッサは、残りの前記複数のデータグループ中の、前記アクセスシーケンスの第n-1データグループの終端部に最も近い開始部を有するデータグループを、前記アクセスシーケンスの第nデータグループとして選定するようさらに構成される、請求項8に記載のコンピュータシステム。前記複数のデータグループ中に残りのデータグループがない場合、前記第nデータグループは前記アクセスシーケンスの最後のデータグループである、請求項9に記載のコンピュータシステム。前記プロセッサは、前記アクセスシーケンスに対する複数の合計シークタイムを計算するようさらに構成され、前記複数の合計シークタイムの各々は、前記アクセスシーケンスの前記最後のデータグループの異なった位置に対応する、請求項10に記載のコンピュータシステム。前記プロセッサは、前記アクセスシーケンスの前記最後のデータグループの位置が最短の合計シークタイムに対応するように前記アクセスシーケンスを修正して、修正されたアクセスシーケンスを生成するようさらに構成される、請求項11に記載のコンピュータシステム。前記プロセッサは、前記修正されたアクセスシーケンスがその前に修正された前記アクセスシーケンスと同じになるまで、前記アクセスシーケンスの前記修正を繰り返すようさらに構成される、請求項12に記載のコンピュータシステム。前記アクセスシーケンスに対する前記複数の合計シークタイムの前記計算は、前記複数のデータグループの間を移動するのに要する時間に基づくものである、請求項13に記載のコンピュータシステム。テープ媒体に格納された複数のデータグループのアクセスシーケンスを決定するためのコンピュータプログラムであって、前記複数のデータグループ中の、前記テープ媒体の現在位置に最も近い開始部を有するデータグループを、前記アクセスシーケンスの第一データグループとして選定するための第一実行可能部分と、残りの前記複数データグループ中の、前記アクセスシーケンスの前記第一データグループの終端部に最も近い開始部を有するデータグループを、前記アクセスシーケンスの第二データグループとして選定するための第二実行部可能部分と、をコンピュータに実行させるコンピュータプログラム。最近の一部の用途に対応できるためには、テープドライブは、複数のファイルまたは論理ボリューム例、記録グループを連続的に読み取る、しばしばデフラグまたはリクラメーションといわれるプロセスが実施可能である必要があり得る。このことは、連続的に複数の記録グループにアクセスするときの合計シークタイムを低減するという新たな課題を課す。個々のシークオペレーションに対する短縮されたシークタイムを維持しながら、合計シークタイムを低減する一つの可能なやり方は、記録グループに対するアクセスシーケンスを修正することである。合計シークタイムを低減するためのこの方法の使用は、テープドライブがテープ媒体を駆動する速度および加速度、並びに合計データバンド移送時間などを含め、テープドライブに最適なアクセスシーケンスに修正するための、テープドライブに固有の各種の条件に大きく依存する。テープドライブ上のアクセスシーケンスを修正し、修正のため必要な処理時間量を最小にするため、低い計算複雑性を備えたアルゴリズムが必要となる。一つの実施形態において、テープ媒体に格納された複数のデータグループのアクセスシーケンスを決定するための方法が提供される。複数のデータグループ中の、テープ媒体の現在位置に最も近い開始部を有するデータグループが、アクセスシーケンスの第一データグループとして選定される。残りの複数のデータグループ中の、アクセスシーケンスの第一データグループの終端部に最も近い開始部を有する、データグループがアクセスシーケンスの第二データグループとして選定される。別の実施形態において、コンピュータシステムが提供される。本コンピュータシステムは、コンピュータ可読媒体と、コンピュータ可読媒体と動作可能に通信するプロセッサとを包含する。プロセッサは、テープ媒体に格納された複数のデータグループ中の、テープ媒体の現在位置に最も近い開始部を有するデータグループを、複数のデータグループのアクセスシーケンスの第一データグループとして選定し、残りの複数のデータグループ中の、アクセスシーケンスの第一データグループの終端部に最も近い開始部を有するデータグループを、アクセスシーケンスの第二データグループとして選定するよう構成される。さらなる実施形態において、テープ媒体に格納された複数のデータグループのアクセスシーケンスを決定するためのコンピュータプログラムが提供される。コンピュータ可読記憶媒体は、その中に格納されたコンピュータ可読プログラムコード部分を有する。コンピュータ可読プログラムコード部分は、複数のデータグループ中の、テープ媒体の現在位置に最も近い開始部を有するデータグループを、アクセスシーケンスの第一データグループとして選定するための第一実行可能部分と、残りの複数のデータグループ中の、アクセスシーケンスの第一データグループの終端部に最も近い開始部を有するデータグループを、アクセスシーケンスの第二データグループとして選定するための第二実行可能部分とを包含する。本発明の利点を容易に理解できるようにするため、添付の図面に示された具体的な実施形態を参照しながら、簡単に前述した本発明のさらに具体的な説明を提供する。これらの図面が本発明の実施形態を図示したものであり従って本発明の範囲を限定すると見なすべきでないことを理解の上、これら添付図面を用いながら、さらなる特質および詳細を記述、説明する。本発明の諸実施形態は、テープ媒体に格納されたデータのアクセスシーケンスを決定するための方法、コンピュータシステム、およびコンピュータプログラムを提供する。本発明の一つの態様によれば、ファイルシステムまたはバーチャルテープサーバVTSが任意の所与の順序で複数の記録グループを読み取ることができるという事実に基づいて、記録グループ間の距離という新しい概念が定義され、これを記録グループのアクセスシーケンスの修正に用いて合計シークタイムを低減することができる。シミュレーションテストにおいて、この方法は、特に、多数の記録グループが関与したときに、低い計算能力で合計シークタイムを大きく低減する。図1は、本発明の一つの実施形態によるテープカートリッジまたはテープドライブカートリッジ10を示す。テープカートリッジ10はテープ媒体またはテープ12を包含する。一つの実施形態において、テープ媒体12は、約1.25センチメートルcmの幅すなわち、水平方向におよび約800メートルmの長さすなわち、長手方向にを有する。図示のように、テープ媒体12は、4つのデータバンド14に分けられており、これらのバンドは、基本的には、サーボバンド16の間の挟まれた長くて薄い区域である図1参照。データバンド14には、これらが使われる順序を示す番号0~3が付されている。図示されていないが、サーボバンドヘッド19とともに、データを読み取り書き込む、読み取り/書き込みヘッド18の位置を制御するためのサーボパターンといわれるデータがサーボバンド16中に書き込まれる。図示のように、サーボバンドヘッド19は、読み取り/書き込みヘッド18の両側に配置される。一つのオブジェクトだけが示されているが、16個の読み取り/書き込みヘッド18を設けることができる。最新のテープ媒体システムでは、ヘッドをデータバンド中で横方向に移動するのに要する時間は比較的短いが、ヘッドを隣接のデータバンドに移動するには数秒かかることがある。データをテープ媒体に書き込むため、アプリケーションはテープドライブに記録中へのデータの書き込みを要求し、この記録は数バイトから数メガバイトMBのサイズに亘り得る。記録は、テープ媒体12に書き込まれる際に一意的な記録番号を受け取り、これは、アプリケーションがテープ媒体のデータにアクセスしようとするとき読み取り対象のデータを指定するのに用いられる。ファイルシステム中で用いられるファイル、およびVTS中で用いられる論理ボリュームは複数の記録で構成される。テープドライブは、アプリケーションから受信した記録を、データセットDS:datasetとして知られる固定長のパッケージ例えば、約2.4MBに再パックし、次いでそれがテープ媒体に書き込まれる。一つの実施形態において、テープドライブシステムは、並列方式に配置された16個のヘッドを用い、データセットを、データセットのフラグメントとしてテープ媒体に書き込み、フラグメントの幅は数マイクロメートルμm、その長さは約10cmとなり得る。テープ媒体の最大容量を満たすまで十分にデータを書き込むため、ヘッドは、テープ媒体中のラップの数によっては、テープ媒体12上に亘って前方および後方に数十回の行き来を完了しなければならない。データセットの容量およびサイズ、テープ長さ、ラップ数はいろいろである。テープ媒体12は、例えば数百万から1千万の記録を収容することができる。結果として、媒体中のあらゆる記録の物理的位置に対応する情報を維持するのは極めて困難である。テープ媒体に書き込まれた記録を効率的に検索するため、テープカートリッジ中の不揮発性カートリッジメモリのセット例、4KBまたは8KBのセットを使ってテープディレクトリすなわち、各ラップに所在する記録番号の範囲であり、シークオペレーションを遂行するが格納される。複数の記録グループに連続的にアクセスする際の合計シークタイムを低減する一つのやり方は、記録グループ群のアクセスシーケンスを修正することである。基本的に、これは、組み合わせ最適化として、いろいろな意味で巡回セールスマン問題と同様に一般に理解されている、非決定性多項式時間NP困難問題である。しかしながら、巡回セールスマン問題では、A点からB点への巡回コストは、B点からA点への巡回コストと同じである。複数の記録グループへのアクセスシーケンス問題では、記録グループは長い、すなわち、記録グループAの終端部から記録グループBの開始部への巡回コストは、記録グループBの終端部から記録グループAの開始部への巡回コストとは異なる。本発明の一つの態様によれば、この巡回コストは記録グループ間の距離と考えられる。この概念を用い、新たに開発された最近傍アルゴリズムとペアワイズ交換アルゴリズムと下記で説明を組み合わせて記録グループのアクセスシーケンスを設定することによって、合計シークタイムを低減することができる。記録グループ間の距離は、記録グループ巡回コストを表すものと定義される。この距離は、テープ媒体上に格納された記録グループ間の物理的距離をいうのではなく、正しくは記録グループの間を移動するのに必要な時間をいう。記録グループAと記録グループBとの間の距離tA,Bは主として、以下の2つのファクタ、すなわち、テープ媒体の長手方向より長い方の方向に沿った移動のため要する時間、tLA,Bと、データバンド上の移動のために要する時間、tDA,Bとに左右される。しかして、記録グループAとBとの間の距離tA,Bは次式により定義される。tA,B=tLA,BtDA,B1tLA,Bを決定する変数には、テープ媒体の開始部と記録グループAの終端部との間の距離IEAと、テープ媒体の開始部と記録グループBの開始部との間の距離ISBと、記録グループAを読み取る際のテープ媒体の搬送速度BsAと、記録グループBを読み取る際のテープ媒体の搬送速度BsBと、シークオペレーションを遂行する際のテープ媒体の搬送速度sRと、テープ媒体の加速度aと、sAからsRにシフトする際に移動する距離IRAと、sRからsBにシフトする際に移動する距離IRBと、が含まれる。上記の変数を用いて、テープ媒体の長手方向に沿った移動のため必要な時間、tLA,Bを以下の式で表すことができる。ただし、IEAとISBとの間の距離は十分に長く、加速および減速の間に到達することはないと仮定する。距離が非常に短い場合は、これらの変数は自明と見なし排除することができる。tLA,B=|sR-sA|/a|IEA-ISB|-IRA-IRB/sR|sR-sB|/a2tDA,Bを決定する変数には、隣接のデータバンドに移動するために要する時間tD、および記録グループAの終端部から記録グループBの開始部までシークする際に通過するデータバンドの数を返す関数dA,Bが含まれる。上記の変数を用い、データバンド上を移動するために要する時間tDA,Bを、tDとdA,Bとの積として次のように表すことができる。tDA,B=tDdA,B3アクセス対象の記録グループの数が比較的小さい場合例えば、10、総当たり法を適用してあらゆるアクセスシーケンス組み合わせを解析し、合計シークタイムすなわち、各アクセスシーケンスにおける記録グループ間の合計距離を計算することができる。しかして、最短の合計シークタイムを生成するアクセスシーケンスが最も効果的な選択肢となることになる。しかしながら、もっと多くの記録グループが関与する場合、あらゆる可能な組み合わせに対する合計シークタイムを計算するには、はるかに高いレベルの計算量が必要となり、現実的な時間量の中でアクセスシーケンスを設定することは極めて困難である。最近傍アルゴリズムまたは手法とペアワイズ交換アルゴリズムまたは手法との新規の具体化を展開、組み合わせ、適用することによって、多数の記録グループに対するアクセスシーケンスを設定するために要する時間量を限定することができる。また、合計シークタイムも、これらグループにランダムにまたは記録番号の順にアクセスするアプローチよりももっと効果的に低減することができる。図2は、図1のテープ媒体12を示すもので、これを用いて、以下に記載する最近傍手法およびペアワイズ交換手法を説明することができる。テープ媒体12は、開始部すなわち、テープの開始部セクション20、終端部すなわち、テープの終端部セクション22を包含し、テープ媒体上に書き込まれた4つの記録グループ24すなわち、記録グループA、記録グループB、記録グループC、および記録グループDを有する。矢印26は、記録グループ24の各々が書き込まれるもしくは読み取られるまたはその両方が行われる方向を示す。図3は、本発明の一つの実施形態による、最近傍手法30を示す。ステップ32において、手法30は、図2に示すように配置された記録グループ24すなわち記録グループA~nから始まる。ステップ34で、テープ媒体12図2の位置が設定される。一つの実施形態において、テープ媒体は開始部20に位置合わせされるすなわち、テープ媒体システムのヘッドが開始部20に位置合わせされる。ステップ36において、開始点読み取り/書き込みの方向26如何によるが現在位置に最も近い記録グループ24が、読み取り対象の第一記録グループ24として選定される。図2に示された例では、記録グループAがテープ媒体12の開始部セクション20の最も近くで開始しているのでグループAグループが選定される。またステップ36では、テープ位置は選定された記録グループ24の終端部にリセットされる。ステップ38において、記録のシーケンスに入れられずに残っている記録グループ24があれば、手法30はステップ36に戻る。図2に示された例では、開始部が記録グループAの終端部に最も近い記録グループは記録グループBである。しかして、この例では、アクセスシーケンスにおける第二グループとして記録グループBが選択され、テープ位置は記録グループBの終端部にリセットされる。ステップ38で、記録シーケンスに入れられずに残っている記録グループ24があるので、手法30は再度ステップ36に戻る。ステップ36において、記録グループCが記録グループBの終端部の最も近くで開始しているのでグループCが次に選定される。本手法は、全部の記録グループ24がアクセスシーケンス中に入るまで、上記を続ける。この例では、このシーケンスにおける最後の記録グループ24は記録グループDである。ステップ38において、全部の記録グループ24がアクセスシーケンスに入っている場合、手法30は、記録グループ24が、アクセスシーケンスの上記選定された順にアクセスされるステップ40に進み、然るのち手法30はステップ42で終了する。しかして、最近傍アルゴリズムを使って、現在位置から最も短い記録グループ24間距離を有する記録グループ24が、アクセスシーケンスの第一グループとして選定される。次いで、第一記録グループの終端部から最も短い記録グループ24間距離を有する記録グループ24が、シーケンス中の第二グループとして選定される。このプロセスは、全部の記録グループが入るまで続く。最近傍手法は、シーケンスの前半では、非常に短縮された記録グループシークタイムを提供するが、後半ではシークタイムを大きく低減することはできない。図4は、本発明の一実施形態による、最近傍手法30によって生成されたアクセスシーケンスを修正するため用いることができる、ペアワイズ交換手法40を示す。ステップ42において、手法40は、記録グループ24が、図3の最近傍手法30によって決定されたアクセスシーケンスの順序に配置されることから始まる。この例に対し、最近傍手法30に設定されたアクセスシーケンスは、ABCDすなわち、Aが最初にアクセスされ、Bが二番目にアクセスされ、Cが三番目にアクセスされ、Dが最後にアクセスされるであると仮定するものとする。ステップ44では、アクセスシーケンスにおける最後の記録グループ例、記録グループDが、あり得る全てのシーケンス位置に置かれ、そのあり得るシーケンスの各々に対し合計シークタイムが計算される。しかして、アクセスシーケンス、DABC、ADBC、ABDC、およびABCDの各々に対して合計シークタイムが計算される。ステップ46において、最後の記録グループを、最近傍手法30が決定したのと異なる位置に置くことによって合計シークタイムが低減する場合、手法40はステップ48に進む。ステップ48では、最短のシークタイムを有するアクセスシーケンスを使って、使用の対象となるアクセスシーケンスを修正し、本手法はステップ44に戻る。一例として、アクセスシーケンスDABCが最短のシークタイムを提供したと仮定することにする。しかして、ステップ44に戻った時にはDABCが用いられる。かくて、ステップ44において、現在はシーケンスの最後の位置を占める記録グループCが、あり得るすべてのシーケンス位置に置かれて合計シークタイムが評価される。このとき相異なるシーケンスは、CDAB、DCAB、DACB、およびDABCとなる。ステップ46で、最短の合計シークタイムを有するシーケンスがDABCである場合、手法40はステップ50に進む。というのは、この結果がステップ42からの最新の結果だからである。しかして、DABCが最適の読み取りシーケンスとして選択されるシーケンスの最後のエレメントに加え、シーケンスの最終部のn個のエレメントを同様に再配置することもできる。ペアワイズ交換手法は、記録グループ間の距離が最長の場合にも適用することができる。ステップ50で、手法40は、例えば、記録グループ24が最新に修正されたアクセスシーケンスの順序でアクセスされることで終了する。このように、ペアワイズ交換手法では、アクセスシーケンスの最終位置または最後のいくつかの位置の記録グループが、異なったアクセスシーケンス位置に置かれ、最短の合計シークタイムを生成するアクセスシーケンスが選択される。このプロセスは、シーケンスの最終位置の変化がもう無くなるまで繰り返される。ペアワイズ交換手法は、アクセスシーケンスの後半におけるグループシークタイムを改善することができる。合計シークタイムを低減するための上記の手法の効果性を評価するため、シミュレーション環境が生成された。このシミュレーションは4つのセクション、すなわち、インプット生成、記録グループ間の距離計算、記録グループのアクセスシーケンス修正セクション、および合計シークタイムの表示、に分けることができる。インプット生成セクションでは、各記録グループに対し、5つのエレメントに対するランダム値が生成された。この5つのエレメントには、記録グループの開始部の長手位置、記録グループの終端部の長手位置、記録グループを包含するデータバンド、記録グループの開始部を読み取る際にテープ媒体が移動する方向、および記録グループの終端部を読み取る際にテープ媒体が移動する方向が含まれる。モデルを単純化するため、各記録グループの開始部と終端部とは常に同一のデータバンドに存在すると仮定された。加えて、記録グループの数は、記録グループの合計数が手法の効果性に影響し得るという事実にかんがみ、8から1,024までの間で変動できるようにされた。さらに、記録グループ群の位置的関係に起因する効果性のばらつきを防止するために、各記録グループ量に対し1,000セットの関係を生成し、平均合計シークタイムを比較することによって、本手法が評価された。記録グループ間の距離計算セクションでは、計算を単純化するため、加速、減速のために要する時間、およびこれらの時間の間にカバーされる距離は無視された。代わりに、記録グループ間の長手方向の移動に要する時間、データバンド間を移動するのに要する時間、およびテープ搬送方向の変更に要する時間が計算された。次いで、これらの値を合計して、記録グループ間の距離が算出された。記録グループアクセスシーケンス修正セクションでは、インプット生成セクションにおいて生成された複数の記録グループに対するアクセスシーケンスが、総当たり法、ペアワイズ交換手法と組み合わせた最近傍手法、および記録番号シーケンス、の3つの方式に基づいて修正された。記録番号シーケンスに変更する際は、各記録グループは、データバンド番号に従ってセットされた。同一のデータバンド番号を有するグループは、インプット生成セクションで生成された順にアクセスされた。合計シークタイム表示セクションにおいて、記録グループアクセスシーケンス修正セクションにおいて設定されたシーケンスに従って、記録が連続してアクセスされた際の、合計シークタイム、およびアクセスシーケンスを修正するのに要する時間が表示された。最初に、総当たり法を使ってアクセスシーケンスを修正した場合に要する時間が、最近傍手法とペアワイズ交換手法とを組み合わせた方法この明細書で説明される本方法によるものと比較された。その結果を表1に示す。表1の値は、最も近い整数に四捨五入されている。総当たり法では、10より多い記録グループが関与する場合、アクセスシーケンスを修正するのに要する時間は、合計シークタイム低減効果を上回り、これについては下記でより詳しく説明する。比較すると、本方法を用いれば、記録グループの数が1,000を超える場合であっても、アクセスシーケンスを最小の時間量で修正することができる。このシミュレーションは、ラップトップコンピュータ上で行われたものであり、実際のテープドライブではないので、テープドライブへの本方法の実装では、記録グループの数とシーケンス修正のため要する時間との間の相関関係に若干異なる結果が出ることが予期されるが、全般的傾向は同じようになると予期される。表2および表3は、ベースライン比較のため、記録番号シーケンスを使用した、総当たり法と本方法との間の合計シークタイムの差を示す。上記で説明したように、各記録グループ量に対しランダムに生成された1,000セットが作成され、各セットでの平均低減時間が比較に使われた。低減率は、各種方法によって低減されたシークタイムのパーセントに相当する。表2および表3中のグループの数とは、連続してアクセスされる記録グループの数をいう。従来式とは、記録番号シーケンスに従ってアクセスされた1,000セットに対する平均合計シークタイムをいう秒単位。総当たりとは、アクセスシーケンスが総当たり法によって修正されたときの、1,000セットに対する平均合計シークタイムをいう秒単位。低減とは、従来式方法と総当たり法との間の平均合計シークタイムの差をいう秒単位。グループあたりとは、記録グループあたりのシークタイムの差をいう秒単位。低減率とは、従来式方法と比較した、総当たり法によって低減されたシークタイムのパーセントをいう単位パーセント。表3中の本方法とは、アクセスシーケンスが本方法によって修正されたときの、1,000セットに対する平均合計シークタイムをいう秒単位。低減とは、従来式方法と本方法との間の平均合計シークタイムの差をいう秒単位。最初に、8つの記録グループの場合を考えてみる。表2および3は、総当たり法および本方法が、従来式の記録番号シーケンスよりも短縮された合計シークタイムそれぞれ、44秒と38秒を生成することを示している。しかして、アクセスシーケンスを修正するのに要する時間を含めての合計シークタイムは、アクセスシーケンスを修正するのに要する時間が6秒以下であるならば総当たり法を適用することによって、また、アクセスシーケンスに6秒より長くかかる場合は本方法を用いることによって低減することができる。次に、表3は、記録グループの数が多いほど、記録グループあたりのシークタイム低減の差が大きくなることを示している。しかして、より大きな数の記録グループほど、アクセスシーケンスを修正するためのより大きな余地を有することになる。記録グループの数が1,000を超える場合、80を超えて合計シークタイムを低減することができる。シミュレーションの結果と、テープドライブを使用して行われた実際のシークオペレーションとの間の差異を確認するために、LTO-5テープドライブを使ってテストが行われた。このテストには、8つの記録グループに対してランダムに生成された位置情報が使われた。結果は約10の誤差を示し、これを表4に示す。上記で説明したように、シミュレーションでは、加速および減速のために要する時間を無視し、一定の早い速度を仮定したので、計算された値計算値が測定された値測定値より短くなることが予期されていた。しかしながら、表4の記録番号シーケンスによって示されるように、計算値は予想外に遅いものであった。記録グループ間を移動するのに要する時間に対する計算値と測定値との比較結果は、異なったバンド上の記録グループの間を移動する場合、計算値が測定値よりも長かったことを示している。長手方向に大きな距離を移動する場合、実際のテープドライブは、長手方向の移動のため必要な時間に影響を与えることなく異なるデータバンドに移動することが可能であるが、シミュレーションでは、長手方向位置に関係なくデータバンドの移動のため必要な一定の時間を加えていた。従って、本方法の実装において、加速/減速時間、および長手方向距離とデータバンド間を移動するために要する時間との相関関係を考慮して、計算値と測定値との間の差を差し引くことが可能であり得る。シミュレーション結果と測定値との間の差異は、記録番号シーケンス、総当たり法、または本方法を用いた場合に、おおむね同一の頻度で生じる可能性が高く、従って、この差異が前述した、1,000セットの平均の評価結果に影響があるとは考えられない。本方法を使用することによって、特に、多くの記録グループが関与する場合、合計シークタイムを大きく低減することが可能になり得る。しかしながら、ファイルシステムまたはVTSを使用するテープドライブのユーザにとって、重要なファクタは、合計シークタイムの差異でなく、デフラグおよびリクラメーションオペレーションのために要する時間の差異である。以下の説明では、VTSを例に使って、リクラメーションのために要する時間に本方法がどのような影響を与えるかを吟味する。この例えば1TBのVTSテープ媒体は、例えば各々が400MBTの2,560の論理ボリュームを包含していると仮定する。加えて、論理ボリュームの80は期限切れであり、残りの20すなわち、512論理ボリュームを異なるテープ媒体にコピーして、元のボリュームを空にするものとする。このプロセスはリクラメーションと呼ばれる。テープドライブがテープ媒体上のデータを読み取り、媒体に書き込みする速度は同一であり、リクラメーションの間にテープ媒体に書き込まれるデータは、各ボリュームに対するシークオペレーションを行うことなく、直近に書き込まれた論理ボリュームの直ぐ後ろに書き込まれる。しかして、リクラメーションの過程で論理ボリュームを読み取る際に、テープ媒体上に散り散りになっている論理ボリュームのシークオペレーションがボトルネックを形成する。数学的表現において、リクラメーションに必要な時間tTは、合計シークタイムtRと論理ボリューム合計読み取り時間tVとの和で表すことができる。すなわち、tT=tRtV4表3によれば、合計シークタイムtRに対する値は、従来式記録番号シーケンスで読み取った場合、4,592秒であり、また、本方法を用いた場合は、1,011秒である。140MB/秒のテープドライブのデータ転送速度を仮定すれば、各400MBの512個の論理ボリュームを読み取るのに要する合計時間tV秒単位は次式で表すことができる。tV=400/140512=1,4635表5は、上記の情報に基づいて、従来式方法および本方法を使ったリクラメーションに要する時間の比較である。しかして、本方法の適用が、一般的なVTSにおけるリクラメーション時間をおおよそ60すなわち、この例では1時間低減することが明らかである。このように、本方法は、合計シークタイムを低減するだけでなく、テープドライブベースのシステム全体のパフォーマンスを向上するための効果的ツールでもあり得る。要約すれば、記録グループ間の距離という概念が提供されており、これを用いて記録グループのアクセスシーケンスを修正することができる。シミュレーションテストにおいて、この方法は、合計シークタイムを約80低減し、特に、多数の記録グループが関与したときに効果的であった。また、テープドライブのパフォーマンス上の最大の不利点の一つである合計シークタイムを低減する本方法の能力は、ファイルシステムまたはVTSを用いるとき、デフラグおよびリクラメーションオペレーションのために要する時間を低減するのにも有用である。図5は、本発明に従って使用可能な、代表的VTSシステム100の例示的実施形態を示す。システム100は、テープライブラリ102、少なくとも一つのVTS104一時キャッシュ、および少なくとも一つのホスト106aおよび106bとして示すを包含する。各ホスト106をメインフレームコンピュータとすることができる。これに換えて、ホストユーザ106を、サーバまたはさまざまなオペレーティングシステムを使うパソコンとすることもできる。ホスト106とVTS104とは、ストレージエリアネットワークSAN:storageareanetwork108または、別の適切な通信チャネル、例えばIBMIBM社の登録商標のメインフレームコンピュータで用いられるエンタープライズシステムコネクションESCON:EnterpriseSystemConnectionIBM社の登録商標チャネルを介して接続される。テープライブラリ102には、ライブラリマネージャ110、一つ以上のデータドライブデバイスこれらはテープカートリッジ112112a~eとして示された二次キャッシュとすることができる、アクセサ114、および複数のマウント可能媒体116を包含させることができる。一つの実施形態において、マウント可能媒体116には、テープカートリッジ、磁気ディスク、光ディスク、CD、DVD、データを格納できドライブ装置に搭載可能な他のデバイスなどが包含される。ライブラリマネージャ110は少なくとも一つのコンピューティングプロセッサを包含し、このプロセッサはテープカートリッジ112およびアクセサ114と相互接続し、これらの動作を制御することができる。ライブラリマネージャ110の構成については、さらなる詳細を下記に示し説明する。例示の実施形態のメカニズムは、階層的記憶管理HSM:hierarchicalstoragemanagementシステムにおいて、2種類のキャッシュ、すなわち、一次キャッシュVTS104および二次キャッシュを用いる。かかる構成は、VTS104がディスクキャッシュ上のファイルをあたかもそれがバーチャルテープであるかのようにユーザに提供することを可能にし、ユーザはそのファイルに対しデータの読み取りおよび書き込みを行う。ホストに生成されたバーチャルテープとしてのファイルは、後で適切なときに実際のテープに移される。ただし、例示の実施形態のメカニズムは、実際のテープ、あるいは実際のまたはバーチャルの形でのテープカートリッジを提供することができる。図5には、5つのテープカートリッジ112a、112b、112c、112d、および112eが示されている。本発明は、一つ以上のテープドライブ113を使って動作可能である。テープドライブ群113は、ユーザデータおよびログデータのマウントおよびデマウントを助力するよう構成される。テープカートリッジ112は、マウント可能媒体116の単一のリポジトリを共用することができる。これに換えて、テープカートリッジ112は、マウント可能媒体116の複数のリポジトリを用いることもできる。有利には、テープカートリッジ112を複数の場所に亘って分散し、一つの場所での災害によって、複数のテープカートリッジ112が機能喪失する確率を減少させることができる。ライブラリマネージャ110、テープカートリッジ112、およびアクセサ114の間の相互接続が点線で示されており、ライブラリマネージャ110が、格納または読み出されるデータの送受信ではなく、テープカートリッジ112もしくはアクセサ114またはその両方に制御信号を送受信することを示している。格納または読み出されるデータは、代わりに、ネットワーク118を介してVTS104とテープカートリッジ112との間で直接送信され、このネットワークは、ストレージエリアネットワークSAN、ローカルエリアネットワークLAN:localareanetwork、広域ネットワークWAN:wideareanetworkあるいは、インターネットもしくは、2点間または例えば小型コンピュータ用周辺機器インタフェースSCSI:SmallComputerStorageInterfaceマルチドロップバス接続を介したVTS104とテープカートリッジ112との間の直接接続を含む、別の適切な種類のネットワークとすることができる。上記に換えて、テープドライブ112に対する制御信号は、VTS104とライブラリマネージャ110との間、およびネットワーク118を介したVTS104とテープドライブ112との間の接続を介して送受信することもできる。アクセサ114は、格納棚とテープカートリッジ112との間で選定されたマウント可能媒体116を移送するよう構成された、ロボットアームまたは別のメカニカルデバイスとすることができる。アクセサ114は、通例、把持部、および把持部に搭載されたバーコードスキャナまたは類似の読み取りシステムを包含する。バーコードスキャナは、テープカートリッジ112に貼付されたカートリッジラベル上にプリントされたボリューム連番VOLSER:volumeserialnumberを読み取るために使われる。別の実施形態において、テープカートリッジ112は、光ディスクドライブまたは他の磁気ドライブで置き換えることができる。同様に、マウント可能媒体116およびテープドライブ113は、磁気媒体、光媒体、または用いられるドライブの種類に対応する任意の他の着脱可能媒体を包含することができる。制御コンソール120は、ライブラリマネージャ110に接続することができる。制御コンソール120を、ライブラリマネージャ110と通信するコンピュータとし、ユーザが、ホスト106と関係なくテープライブラリ102の動作パラメータを制御できるようにすることができる。さらに、説明した例示的実施形態は、コンピューティング環境でまたは別途これに関連させて動作可能な、ハードウエア、ソフトウエア、ファームウエア、またはこれらの組み合わせなど、さまざまな手段によって実装することができる。例えば、本方法100、および以下に示す例示的方法を、部分的にまたは全体的に、コンピュータ可読プログラムコード部分を内部に格納するするコンピュータ可読記憶媒体を包含するコンピュータプログラムとして実装することができる。これらコンピュータ可読記憶媒体は、ディスクドライブ、フラッシュメモリ、デジタル多用途ディスクDVD:digitalversatiledisk、コンパクトディスクCD:compactdisks、および前述したような他の種類の記憶媒体を包含し得る。図6は、図5のVTS104の一実施形態およびライブラリマネージャ110の一実施形態を図示した概略ブロック図を示す。VTS104およびライブラリマネージャ110は、各々、バス、プロセッサ、メモリなどを備えたコンピュータの形をとることができる。図6では、VTS104およびライブラリマネージャ110の本発明に関連する各種の実行可能モジュールおよびデータブロックをより明瞭に示すために、これらのエレメントは省略されている。VTS104またはライブラリマネージャ110の実装において、当分野で知られた他の実行可能モジュールおよびデータブロックもあろうが、本発明に必須のエレメントに焦点を当てるため省略されている。図示のように、VTS104は、複数のバーチャルテープドライブ200、ファイルシステムマネージャ202、自動化記憶マネージャ206、キュー208、および少なくとも一つの直接アクセス記憶デバイスDASD:directassessstoragedeviceキャッシュ210を包含する。DASDキャッシュ210は、ホスト106からのデータを、バーチャルまたは論理ボリュームに、ファイルの形で一時的に格納し、しかして一次キャッシュといわれることがある。ホスト106からの書き込み命令は、VTS104によって、バーチャルテープドライブ200を通してDASDキャッシュ210中に処理された後、更新された論理ボリュームが、DASDキャッシュ210からマウント可能媒体または物理ボリューム116図5参照に転送される。一つの例によれば、DASDキャッシュ210は一つ以上のハードディスクドライブの形をとり、これらは、RAID5などの独立ドライブ冗長アレイRAID:redundantarrayofindependentdrivesに配置することができる。また、バーチャルテープドライブ200は、ホスト106からの制御命令も処理する。ファイルシステムマネージャ202は、DASDキャッシュ210中のデータ記憶を管理し調整する。自動化記憶マネージャ206は、ファイルシステムマネージャ202とテープカートリッジ112との間のインタフェース通信を制御する。また、自動化記憶マネージャ206は、VTS104とライブラリマネージャ110との間の通信も制御する。一つの実施形態において、ホスト106はある特定の論理ボリュームを要求することができる。自動化記憶マネージャ206は、その論理ボリュームがDASDキャッシュ210中に在るかどうかを判定する。無い場合、自動化記憶マネージャ206は、物理ボリュームまたはマウント可能媒体116からそのボリュームのリコールを要求する。また、自動化記憶マネージャ206は、処理対象の追加リコール要求を一時的にキュー208に収容することができる。このように、自動化記憶マネージャ206は、テープドライブ112a、b、c、d、およびe図5参照を使って、脱着可能媒体116から論理ボリュームをリコールするための装置である。ライブラリマネージャ110は、バーチャルおよび物理ボリューム並びにその構成体を管理する。さらに具体的には、ライブラリマネージャ110は、バーチャルテープドライブ200および自動化記憶マネージャ206から制御命令を受信する命令プロセッサ225を包含する。命令プロセッサ225は、バーチャルおよび物理ボリュームの管理についての命令を、ボリュームマネージャ235に渡す。ボリュームマネージャ235は、バーチャルおよび物理ボリュームについての情報を、ライブラリマネージャ110のデータベース230に格納する。さらに、受信された命令に応じて、ボリュームマネージャは、テープカートリッジ112もしくはアクセサ114またはその両方に対し、バーチャルボリュームのコピーの作成または取り出しの対象となるカートリッジまたは他の脱着可能媒体116を、装着または搭載する命令を送信する。複数のカートリッジ116の搭載は、アクセサ114およびテープカートリッジ112の構成如何によって、一般には同時にまたは特定の順序で行われる。また、ライブラリマネージャ110は、所与の構成体名に対して進めるべきボリューム管理処置に関するユーザ命令を制御コンソール120から受信する、構成マネージャ240を有する。ボリューム管理処置は、構成マネージャ240によって、ライブラリマネージャ110のデータベース230に格納され、取り出される。命令プロセッサに225によって受信された特定の制御命令に対し、命令プロセッサ225は、構成マネージャ240に、特定のバーチャルボリュームに対するボリューム管理処置を施すよう指令する。命令プロセッサ225は、次いで、返信された、特定のバーチャルボリュームに対するボリューム管理処置を自動化記憶マネージャ206に渡す。実施形態に基づいて上記に本発明を説明してきたが、本発明の技術的範囲は上記の実施形態に限定されない。当業者にとって、上記の実施形態にさまざまな変更または改良を加えることが可能なのは明らかである。請求の範囲、記述および図面に示された、デバイス、システム、プログラム、および方法中のオペレーション、手順、ステップおよびステージなど諸プロセスの実行順序は、前にまたは先立ってなどの表現を特に用いて明確に特定されていないことに留意すべきである。従って、これら諸プロセスは、先行のプロセスからのアウトプットが後続のプロセスに使われる場合を除き、任意の順序で実行が可能である。請求の範囲中、記述中、または図面中のいずれかのオペレーションの流れが、便宜上、最初におよびその後になどの表現によって表されていたとしても、それは、必ずしも、そのオペレーションの流れが、こういった表現で表された順序で実行されなければならないことを意味するものではない。当業者ならよく理解するであろうように、本発明の態様は、システム、方法、またはコンピュータプログラムとして具現することができる。従って、本発明の態様は、全体がハードウエアの実施形態、全体がソフトウエアの実施形態ファームウエア、常駐ソフトウエア、マイクロコードなどを含む、あるいは、一般に本明細書では全て回路、モジュール、またはシステムといわれる、ソフトウエアおよびハードウエア態様を組み合わせた実施形態の形を取ることができる。さらに、本発明の態様は、媒体に体現されたコンピュータ可読プログラムコードを有する一つ以上のコンピュータ可読媒体群中に具現されたコンピュータプログラムの形を取ることもできる。一つ以上のコンピュータ可読媒体群の任意の組み合わせを用いることができる。コンピュータ可読媒体は、コンピュータ可読信号媒体、またはコンピュータ可読記憶媒体とすることができる。コンピュータ可読媒体は、例えば、以下に限らないが、電子的、磁気的、光学的、電磁気的、赤外的、または半導体のシステム、装置、またはデバイス、あるいはこれらの任意の適切な組み合わせとすることができる。コンピュータ可読記憶媒体のさらに具体的な例限定的リストには、一つ以上の配線を有する電気接続、携帯コンピュータディスケット、ハードディスク、ランダムアクセスメモリRAM:randomaccessmemory、読み取り専用メモリROM:read-onlymemory、消去可能プログラム可能読み取り専用メモリEPROMerasableprogrammableread-onlymemoryまたはフラッシュメモリ、光ファイバ、携帯コンパクトディスク読み取り専用メモリCD-ROM:compactdiscread-onlymemory、光記憶デバイス、磁気記憶デバイス、またはこれらの任意の適切な組み合わせが含まれよう。本文書の文脈において、コンピュータ可読記憶媒体は、命令実行システム、装置、またはデバイスによってまたはこれらに関連させて使用するためのプログラムを、包含または格納できる任意の有形媒体とすることができる。コンピュータ可読媒体中に具現されたプログラムコードは、以下に限らないが、無線、有線、光ファイバケーブル、RFなど、またはこれらの任意の適した組み合わせを含め、任意の適切な媒体を用いて送信することができる。本発明の態様のオペレーションを実行するためのコンピュータプログラムコードは、JavaR、SmalltalkR、Cなどのオブジェクト指向プログラミング言語、および、Cプログラミング言語または類似のプログラミング言語などの従来式手続き型プログラミング言語を含め、一つ以上のプログラミング言語の任意の組合せで記述することができる。このプログラムコードは、全体をユーザのコンピュータで、一部をユーザのコンピュータで、スタンドアロンソフトウエアパッケージとして実行することができ、一部をユーザのコンピュータで他の部分を遠隔コンピュータで、または全体を遠隔のコンピュータまたはサーバで実行することができる。後者のシナリオでは、ローカルエリアネットワークLAN:localareanetworkまたは広域ネットワークWAN:wideareanetworkを含む任意の種類のネットワークを介して、遠隔コンピュータをユーザのコンピュータに接続することができ、あるいは例えばインターネットサービスプロバイダを使いインターネットを介し外部のコンピュータへの接続を行うことができる。本発明の実施形態による方法、装置システムおよびコンピュータプログラムのフローチャート説明図もしくはブロック図またはその両方を参照しながら本発明の態様を上記で説明している。フローチャート説明図もしくはブロック図またはその両方の各ブロック、および、フローチャート説明図もしくはブロック図またはその両方中のブロックの組合せは、コンピュータプログラム命令によって実行可能であることが理解されよう。これらのコンピュータプログラム命令を、汎用コンピュータ、特殊用途コンピュータ、またはマシンを形成する他のプログラム可能データ処理装置のプロセッサに供給し、コンピュータ又は他のプログラム可能データ処理装置のプロセッサを介して実行されるこれらの命令が、フローチャートもしくはブロック図またはその両方のブロックまたはブロック群中に規定された機能/処理を実施するための手段を生成するようにすることができる。また、これらのコンピュータプログラム命令を、コンピュータ、他のプログラム可能データ処理装置、または他のデバイスに対し特定の仕方で機能するよう命令できるコンピュータ可読媒体に格納し、そのコンピュータ可読媒体に格納された命令が、フローチャートもしくはブロック図またはその両方のブロックまたはブロック群中に規定された機能/処理を実施する命令群を包含する製品を形成するようにすることもできる。同様に、コンピュータプログラム命令を、コンピュータ、他のプログラム可能データ処理装置、または他のデバイスにロードして、そのコンピュータ、または他のプログラム可能装置、または他のデバイス上で一連のオペレーションステップを遂行させてコンピュータ実行のプロセスを生成し、そのコンピュータまたは他のプログラム可能装置で実行される命令が、フローチャートもしくはブロック図またはその両方のブロックまたはブロック群中に規定された機能/処理を実施するためのプロセスを提供するようにすることもできる。前述図面中のフローチャートおよびブロック図は、本発明のさまざまな実施形態によるシステム、方法、およびコンピュータプログラムの可能な実装によるアーキテクチャ、機能、およびオペレーションを例示している。これに関し、フローチャートまたはブロック図中の各ブロックは、規定された論理機能群を実施するための一つ以上の実行可能命令すなわち、実行可能部分を含むコードのモジュール、セグメント、または部分を表し得る。また、ある別な実装においては、ブロックに記載された機能が図に記載されたのと違った順序で実施され得ることに留意すべきである。例えば、関与する機能性によっては、引き続きに示された2つのブロックが、実際は実質上同時に実行されることがあり、ブロック群が時として逆の順序で実行され得る。また、ブロック図もしくはフローチャート説明図またはその両方の各ブロック、および、フローチャート説明図もしくはブロック図またはその両方中のブロックの組合せは、特定の機能または処理を遂行する特殊用途のハードウエアベースシステム、または特殊用途ハードウエアとコンピュータ命令との組合せによって実施できることにも留意すべきである。本発明の一つ以上の実施形態を詳細に説明してきたが、当業者は、添付の請求項に記載された本発明の範囲から逸脱することなく、これらの実施形態に変更および脚色を加えることが可能なことをよく理解しているであろう。"