JPH0793237A - 動画像情報への多重アクセススケジューリング方式 - Google Patents
動画像情報への多重アクセススケジューリング方式Info
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- JPH0793237A JPH0793237A JP5234545A JP23454593A JPH0793237A JP H0793237 A JPH0793237 A JP H0793237A JP 5234545 A JP5234545 A JP 5234545A JP 23454593 A JP23454593 A JP 23454593A JP H0793237 A JPH0793237 A JP H0793237A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】サーバと複数のクライアント間で動画像情報を
転送するシステムにおいて，より多くのクライアント
が，より短い応答時間で多重アクセスできるようにする
ことを目的とする。 【構成】クライアントのバッファの状態により，現状で
各クライアントごとのバッファ中のデータを使い切る予
想時間またはバッファが満杯になる予想時間のうち最小
の時間をもとに，動的に次のスケジューリング契機まで
の各クライアントのデータ転送量を決定してアクセスス
ケジューリングを行う。
転送するシステムにおいて，より多くのクライアント
が，より短い応答時間で多重アクセスできるようにする
ことを目的とする。 【構成】クライアントのバッファの状態により，現状で
各クライアントごとのバッファ中のデータを使い切る予
想時間またはバッファが満杯になる予想時間のうち最小
の時間をもとに，動的に次のスケジューリング契機まで
の各クライアントのデータ転送量を決定してアクセスス
ケジューリングを行う。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は，複数のクライアントに
共有された記憶装置に格納された動画像情報への多重ア
クセススケジューリング方式に関するものである。
共有された記憶装置に格納された動画像情報への多重ア
クセススケジューリング方式に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】一般にクライアントで映像情報を再生す
るためには，一定速度かつ連続的な映像情報の読み取り
が必要となる。さらにサーバにおいては，複数クライア
ントからの映像情報の読み出しに対し，各々が一定速度
の読み出しを行うことができるように，記憶媒体に対す
るアクセスをスケジューリングする必要が生じる。この
スケジューリングの一つの方式が，特開平４−２６９０
８号に示されている。
るためには，一定速度かつ連続的な映像情報の読み取り
が必要となる。さらにサーバにおいては，複数クライア
ントからの映像情報の読み出しに対し，各々が一定速度
の読み出しを行うことができるように，記憶媒体に対す
るアクセスをスケジューリングする必要が生じる。この
スケジューリングの一つの方式が，特開平４−２６９０
８号に示されている。
【０００３】図５は従来の多重アクセススケジューリン
グ方式を行うためのサーバの構成図，図６は従来の動画
像情報への多重アクセススケジューリングを示すタイム
チャートである。
グ方式を行うためのサーバの構成図，図６は従来の動画
像情報への多重アクセススケジューリングを示すタイム
チャートである。
【０００４】クライアントＣ１〜Ｃｎには，記憶装置４
０に蓄積された動画像情報へのアクセスのために，周期
的に固定長のタイムスロットＴＳ１〜ＴＳｎが割り当て
られる。
０に蓄積された動画像情報へのアクセスのために，周期
的に固定長のタイムスロットＴＳ１〜ＴＳｎが割り当て
られる。
【０００５】クライアントＣ１に対し，各周期のタイム
スロットＴＳ１で，次の周期のタイムスロットＴＳ１で
動画像情報がバッファメモリ（ＢＭ１ｂ）４２ｂに転送
されるまでに必要な量の動画像情報を，バッファメモリ
（ＢＭ１ａ）４２ａに転送する。同様に各クライアント
Ｃｎに対し，タイムスロットＴＳｎで周期的に一定量の
動画像情報をバッファメモリＢＭｎａまたはＢＭｎｂに
転送する。
スロットＴＳ１で，次の周期のタイムスロットＴＳ１で
動画像情報がバッファメモリ（ＢＭ１ｂ）４２ｂに転送
されるまでに必要な量の動画像情報を，バッファメモリ
（ＢＭ１ａ）４２ａに転送する。同様に各クライアント
Ｃｎに対し，タイムスロットＴＳｎで周期的に一定量の
動画像情報をバッファメモリＢＭｎａまたはＢＭｎｂに
転送する。
【０００６】表示系Ｍ１〜Ｍｎは，バッファメモリに転
送された動画像情報を用いて動画像を再生する。
送された動画像情報を用いて動画像を再生する。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】一般にディスクのデー
タアクセスのためのオーバーヘッドの量は一定ではな
く，また，時間あたりの動画像情報のサイズは，圧縮率
の時間的変動により常に変化する。また，映像ごとに動
画像の画質やサイズが異なった場合，クライアントの要
求に従って転送すべきデータ量が異なる。これらの変動
のすべての場合について動画像の表示エラーが起こらな
いようにするには，固定長の周期的タイムスロットの長
さを，あり得る最悪のオーバーヘッド，平均データ量の
場合に合わせなければならない。
タアクセスのためのオーバーヘッドの量は一定ではな
く，また，時間あたりの動画像情報のサイズは，圧縮率
の時間的変動により常に変化する。また，映像ごとに動
画像の画質やサイズが異なった場合，クライアントの要
求に従って転送すべきデータ量が異なる。これらの変動
のすべての場合について動画像の表示エラーが起こらな
いようにするには，固定長の周期的タイムスロットの長
さを，あり得る最悪のオーバーヘッド，平均データ量の
場合に合わせなければならない。
【０００８】すなわち，従来のスケジューリング方式を
用いた場合には，以下のような問題点がある。 （１）オーバーヘッドの量，時間あたりの動画像情報の
サイズ，動画像の画質やサイズが最大値をとることは稀
であり，従来方式を用いて決定されたタイムスロットに
は，データアクセスのまったく行われていない無駄な期
間が存在する。したがって，データ転送効率が低下し，
無駄時間を含んだタイムスロット長により，同時にサー
ビスできるクライアント数が制限される。その結果，実
効的なサービス効率が低下する。
用いた場合には，以下のような問題点がある。 （１）オーバーヘッドの量，時間あたりの動画像情報の
サイズ，動画像の画質やサイズが最大値をとることは稀
であり，従来方式を用いて決定されたタイムスロットに
は，データアクセスのまったく行われていない無駄な期
間が存在する。したがって，データ転送効率が低下し，
無駄時間を含んだタイムスロット長により，同時にサー
ビスできるクライアント数が制限される。その結果，実
効的なサービス効率が低下する。
【０００９】（２）クライアントのデータアクセス順序
が固定されているので，クライアントのデータ転送要求
は，そのクライアントに割り当てられたタイムスロット
になって初めてサービスされる。このため，応答時間が
長くなる。
が固定されているので，クライアントのデータ転送要求
は，そのクライアントに割り当てられたタイムスロット
になって初めてサービスされる。このため，応答時間が
長くなる。
【００１０】（３）データ転送を要求していないクライ
アントに割り当てられたタイムスロットではデータ転送
が行われず，ディスク装置の利用効率が低下する。 （４）クライアントのデータアクセス順序が固定されて
いるため，ディスク装置のアクセス時間を短縮するため
のディスクスケジューリングアルゴリズムを適用できな
い。
アントに割り当てられたタイムスロットではデータ転送
が行われず，ディスク装置の利用効率が低下する。 （４）クライアントのデータアクセス順序が固定されて
いるため，ディスク装置のアクセス時間を短縮するため
のディスクスケジューリングアルゴリズムを適用できな
い。
【００１１】これらの問題を解決するためには，固定時
間で割りつけられたタイムスロットを状況に応じて柔軟
に変更することが必要となるが，そのタイムスロット長
やアクセス順序を決定づけるスケジューリング方式が明
確になっておらず，有力な手段は提供されていない。
間で割りつけられたタイムスロットを状況に応じて柔軟
に変更することが必要となるが，そのタイムスロット長
やアクセス順序を決定づけるスケジューリング方式が明
確になっておらず，有力な手段は提供されていない。
【００１２】本発明の目的は，これらの欠点の解決を図
り，クライアント内のバッファを監視する手段を具備
し，それらの状態に基づき次のタイムスパンおよびデー
タの転送量を動的に決定することを可能とすることによ
り，ディスク装置へより多くのクライアントが，より短
い応答時間で多重アクセスすることを可能とする方式を
提供することにある。
り，クライアント内のバッファを監視する手段を具備
し，それらの状態に基づき次のタイムスパンおよびデー
タの転送量を動的に決定することを可能とすることによ
り，ディスク装置へより多くのクライアントが，より短
い応答時間で多重アクセスすることを可能とする方式を
提供することにある。
【００１３】
【課題を解決するための手段】本発明は，クライアント
のバッファメモリ内の動画像情報の量，各クライアント
の必要とする時間あたりのデータ量を検出する手段を持
ち，またはこれらの手段に加えて，要求される応答性を
検出する手段を持ち，バッファへのデータ転送において
バッファメモリが溢れることなく，かつバッファメモリ
からのデータ転送においてバッファメモリが空にならな
い範囲で，動的にクライアントのアクセスタイミングお
よびデータ転送量を決定することを最も主要な特徴とす
る。
のバッファメモリ内の動画像情報の量，各クライアント
の必要とする時間あたりのデータ量を検出する手段を持
ち，またはこれらの手段に加えて，要求される応答性を
検出する手段を持ち，バッファへのデータ転送において
バッファメモリが溢れることなく，かつバッファメモリ
からのデータ転送においてバッファメモリが空にならな
い範囲で，動的にクライアントのアクセスタイミングお
よびデータ転送量を決定することを最も主要な特徴とす
る。
【００１４】従来技術とは，クライアントの動画像情報
へのアクセスのために，あらかじめ固定的タイムスロッ
トを割り当てないところが異なる。
へのアクセスのために，あらかじめ固定的タイムスロッ
トを割り当てないところが異なる。
【００１５】
【作用】本発明では，任意の時刻ｔでのクライアントｉ
のバッファ内のデータ量ｅi ，およびクライアントへ転
送すべき時間あたりの動画像データ量ｄi を検出する。
そして，動画像再生中のすべてのクライアントｉに対
し， Ｎi ＝ｅi ／ｄi ， また，サーバに対する映像送出中のすべてのクライアン
トｉについては， Ｎi ＝（ｂi −ｅi ）／ｄi を測定し，これらのＮi の中で最小となるＮにより， Σｌi ≦ＮＤ （ただし，Σはｉ＝１からｎまでの
総和） を満足するように，サーバと各クライアント内のバッフ
ァとのデータ転送量ｌiを決定する。
のバッファ内のデータ量ｅi ，およびクライアントへ転
送すべき時間あたりの動画像データ量ｄi を検出する。
そして，動画像再生中のすべてのクライアントｉに対
し， Ｎi ＝ｅi ／ｄi ， また，サーバに対する映像送出中のすべてのクライアン
トｉについては， Ｎi ＝（ｂi −ｅi ）／ｄi を測定し，これらのＮi の中で最小となるＮにより， Σｌi ≦ＮＤ （ただし，Σはｉ＝１からｎまでの
総和） を満足するように，サーバと各クライアント内のバッフ
ァとのデータ転送量ｌiを決定する。
【００１６】ただしここで，ｂi は各クライアントｉの
バッファサイズ，Ｄは単位時間にｎクライアントに転送
可能なデータ量である。Σｌi ≦ＮＤという条件は，バ
ッファ内にあるデータを使い切る前にデータ転送を終了
するための条件である。
バッファサイズ，Ｄは単位時間にｎクライアントに転送
可能なデータ量である。Σｌi ≦ＮＤという条件は，バ
ッファ内にあるデータを使い切る前にデータ転送を終了
するための条件である。
【００１７】さらに請求項２記載の発明では，クライア
ントｉの要求する応答性能条件パラメータｗi を検出
し，この応答性能条件パラメータｗi の条件を満たすよ
うに，各クライアントｉの転送データ長を決定し，緊急
性を要するクライアントｉに対して優先的に転送時間が
割り当てられるようにする。
ントｉの要求する応答性能条件パラメータｗi を検出
し，この応答性能条件パラメータｗi の条件を満たすよ
うに，各クライアントｉの転送データ長を決定し，緊急
性を要するクライアントｉに対して優先的に転送時間が
割り当てられるようにする。
【００１８】また，請求項３記載の発明では，クライア
ントの要求する応答性および動画像情報の格納されてい
る記憶装置のアクセス時間に基づいて，クライアントの
アクセス順序を決定する。
ントの要求する応答性および動画像情報の格納されてい
る記憶装置のアクセス時間に基づいて，クライアントの
アクセス順序を決定する。
【００１９】クライアントに固定的タイムスロットを割
り当てないので，すべての時間をクライアントの記憶装
置へのアクセスのために使用することができ，記憶装置
の使用効率が上る。また，１回のアクセスでの１クライ
アントへのデータ転送量をデータ転送を要求しているク
ライアント数に応じて増やすことができるので，相対的
にオーバーヘッドの量が減少し，記憶装置の使用効率が
上がる。
り当てないので，すべての時間をクライアントの記憶装
置へのアクセスのために使用することができ，記憶装置
の使用効率が上る。また，１回のアクセスでの１クライ
アントへのデータ転送量をデータ転送を要求しているク
ライアント数に応じて増やすことができるので，相対的
にオーバーヘッドの量が減少し，記憶装置の使用効率が
上がる。
【００２０】磁気ディスク装置等を記憶装置として用い
た場合，さらに，クライアントのディスクアクセスの順
序は固定されていないため，ディスク装置のアクセス時
間を短縮するためのディスクスケジューリングアルゴリ
ズムを用いてアクセス時間を短縮することができる。し
たがって，一定時間により多くのデータを転送すること
が可能となり，より多くのクライアントがディスク装置
に多重アクセスすることが可能となる。
た場合，さらに，クライアントのディスクアクセスの順
序は固定されていないため，ディスク装置のアクセス時
間を短縮するためのディスクスケジューリングアルゴリ
ズムを用いてアクセス時間を短縮することができる。し
たがって，一定時間により多くのデータを転送すること
が可能となり，より多くのクライアントがディスク装置
に多重アクセスすることが可能となる。
【００２１】また，クライアントのディスクアクセスの
順序は固定されていないことを利用して，特定のクライ
アントに優先してデータ転送を行うことにより，クライ
アントへの応答時間を短縮することができる。
順序は固定されていないことを利用して，特定のクライ
アントに優先してデータ転送を行うことにより，クライ
アントへの応答時間を短縮することができる。
【００２２】
【実施例】図１は本発明の実施例を説明するための多重
アクセスシステムの構成図，図２は本発明の実施例にお
ける転送データ長の決定説明図，図３は本発明による多
重アクセススケジューリングの例を示すタイムチャー
ト，図４は本発明の実施例によるフローチャートであ
る。
アクセスシステムの構成図，図２は本発明の実施例にお
ける転送データ長の決定説明図，図３は本発明による多
重アクセススケジューリングの例を示すタイムチャー
ト，図４は本発明の実施例によるフローチャートであ
る。
【００２３】図中，１０はディスク装置などの動画像デ
ータの記憶装置である。１１−ｉ（ｉ＝１，２，…，
ｎ。以下同様）はクライアント（Ｃ１，Ｃ２，…，Ｃ
ｎ）で，動画像の表示または動画像の録画を行う。１２
−ｉはバッファメモリで，動画像情報を一時的に蓄え，
記憶装置１０のデータ転送速度に合わせて記憶装置１０
との間でデータ転送を行う。１３−ｉはバッファ内の動
画像情報を用いて動画像を再生する表示系（Ｍ１，Ｍ
２，…，Ｍｎ）である。１４−ｉは動画像情報をバッフ
ァを通して記憶装置１０に格納する録画系（Ｒ１，Ｒ
２，…，Ｒｎ）である。１５−ｉはバッファ内のデータ
量ｅ1 ，ｅ2 ，…，ｅn を検出する機構（Ｐ１，Ｐ２，
…，Ｐｎ）である。１６−ｉはクライアントの要求する
応答性ｗ1 ，ｗ2，…，ｗn を検出する機構（Ｗ１，Ｗ
２，…，Ｗｎ）である。１７−ｉはクライアントへ転送
すべき時間あたりのデータ量ｄ1 ，ｄ2 ，…，ｄn を検
出する機構（Ｌ１，Ｌ２，…，Ｌｎ）である。１８は記
憶装置１０からの転送データをバッファに振り分けるス
イッチである。１９はスケジューリング部であって，多
重アクセススケジューリングを行う。
ータの記憶装置である。１１−ｉ（ｉ＝１，２，…，
ｎ。以下同様）はクライアント（Ｃ１，Ｃ２，…，Ｃ
ｎ）で，動画像の表示または動画像の録画を行う。１２
−ｉはバッファメモリで，動画像情報を一時的に蓄え，
記憶装置１０のデータ転送速度に合わせて記憶装置１０
との間でデータ転送を行う。１３−ｉはバッファ内の動
画像情報を用いて動画像を再生する表示系（Ｍ１，Ｍ
２，…，Ｍｎ）である。１４−ｉは動画像情報をバッフ
ァを通して記憶装置１０に格納する録画系（Ｒ１，Ｒ
２，…，Ｒｎ）である。１５−ｉはバッファ内のデータ
量ｅ1 ，ｅ2 ，…，ｅn を検出する機構（Ｐ１，Ｐ２，
…，Ｐｎ）である。１６−ｉはクライアントの要求する
応答性ｗ1 ，ｗ2，…，ｗn を検出する機構（Ｗ１，Ｗ
２，…，Ｗｎ）である。１７−ｉはクライアントへ転送
すべき時間あたりのデータ量ｄ1 ，ｄ2 ，…，ｄn を検
出する機構（Ｌ１，Ｌ２，…，Ｌｎ）である。１８は記
憶装置１０からの転送データをバッファに振り分けるス
イッチである。１９はスケジューリング部であって，多
重アクセススケジューリングを行う。
【００２４】スケジューリング部１９は，データ転送量
決定手段２０，アクセス順序決定手段２１を有し，バッ
ファ内のデータ量ｅi ，転送すべき時間あたりのデータ
量ｄ i の値に基づいて，バッファへのデータ転送におい
てバッファメモリの溢れが生じない範囲，およびバッフ
ァメモリからのデータ転送においてバッファメモリが空
にならない範囲で，動的にクライアントのアクセスタイ
ミングおよび転送データ長を決定し，クライアントの要
求する応答性ｗi の値に基づいて，クライアントのバッ
ファへのデータ転送の順序を決定する。
決定手段２０，アクセス順序決定手段２１を有し，バッ
ファ内のデータ量ｅi ，転送すべき時間あたりのデータ
量ｄ i の値に基づいて，バッファへのデータ転送におい
てバッファメモリの溢れが生じない範囲，およびバッフ
ァメモリからのデータ転送においてバッファメモリが空
にならない範囲で，動的にクライアントのアクセスタイ
ミングおよび転送データ長を決定し，クライアントの要
求する応答性ｗi の値に基づいて，クライアントのバッ
ファへのデータ転送の順序を決定する。
【００２５】次に，データ転送量決定手段２０による各
クライアントｉへの転送データ長ｌ i の決定方法につい
て，図２を参照して説明する。以下の説明に用いる記号
の意味は以下のとおりである。
クライアントｉへの転送データ長ｌ i の決定方法につい
て，図２を参照して説明する。以下の説明に用いる記号
の意味は以下のとおりである。
【００２６】Ｃ１，Ｃ２，…，Ｃｎ：クライアント Ｂ１，Ｂ２，…，Ｂｎ：バッファ ｂ1 ，ｂ2 ，…，ｂn ：バッファサイズ ｅ1 ，ｅ2 ，…，ｅn ：バッファ中のデータ量 ｄ1 ，ｄ2 ，…，ｄn ：時間Ｔあたりの平均映像データ
量 Ｄ：時間Ｔにｎクライアントへ転送可能なデータ量の和
（Ｄ≧Σｄi ） ｒ1 ，ｒ2 ，…，ｒm ：データ転送の要求の有無 （ただし，ｒi ＝０ 要求無し ｒi ＝１ 読み出し要求有り ｒi ＝−１ 書き込み要求有り） ｌ1 ，ｌ2 ，…，ｌn ：実際の転送データ長 Ｎ×Ｔ：最大可能連続アクセス時間 （ｒi ＝１かつＣｉが動画像再生中なるすべてのｉに対
しＮi ＝ｅi ／ｄi ，ｒi ＝−１のすべてのｉについて
Ｎi ＝（ｂi −ｅi ）／ｄi とし，Ｎi より小さい最大
の整数をＮとする。） ここで，Ｎ×Ｔが最大可能連続アクセス時間であると
は，次のようなことを意味する。Ｔを単位時間とする
と，クライアントＣｉの要求がデータ読み出しの時，表
示系ＭｉにおいてＮi ×Ｔ時間の動画像を表示するだけ
の情報がバッファＢｉ中に存在する。また，クライアン
トＣｉの要求がデータ書き込みの時，録画系Ｒｉから送
られて来たＮi ×Ｔ時間分の情報を格納するための空き
領域がバッファＢｉ中に存在する。よって，Ｎ×Ｔ時間
の間，バッファと動画像情報の記憶装置１０との間にデ
ータ転送がなくても，全クライアントはバッファ溢れや
バッファ中に必要なデータが存在しなくなるという状態
を引き起こさない。
量 Ｄ：時間Ｔにｎクライアントへ転送可能なデータ量の和
（Ｄ≧Σｄi ） ｒ1 ，ｒ2 ，…，ｒm ：データ転送の要求の有無 （ただし，ｒi ＝０ 要求無し ｒi ＝１ 読み出し要求有り ｒi ＝−１ 書き込み要求有り） ｌ1 ，ｌ2 ，…，ｌn ：実際の転送データ長 Ｎ×Ｔ：最大可能連続アクセス時間 （ｒi ＝１かつＣｉが動画像再生中なるすべてのｉに対
しＮi ＝ｅi ／ｄi ，ｒi ＝−１のすべてのｉについて
Ｎi ＝（ｂi −ｅi ）／ｄi とし，Ｎi より小さい最大
の整数をＮとする。） ここで，Ｎ×Ｔが最大可能連続アクセス時間であると
は，次のようなことを意味する。Ｔを単位時間とする
と，クライアントＣｉの要求がデータ読み出しの時，表
示系ＭｉにおいてＮi ×Ｔ時間の動画像を表示するだけ
の情報がバッファＢｉ中に存在する。また，クライアン
トＣｉの要求がデータ書き込みの時，録画系Ｒｉから送
られて来たＮi ×Ｔ時間分の情報を格納するための空き
領域がバッファＢｉ中に存在する。よって，Ｎ×Ｔ時間
の間，バッファと動画像情報の記憶装置１０との間にデ
ータ転送がなくても，全クライアントはバッファ溢れや
バッファ中に必要なデータが存在しなくなるという状態
を引き起こさない。
【００２７】例えば，図２（イ）に示すクライアントＣ
１は，動画像の再生中であり，単位時間あたり平均映像
データ量ｄ1 のデータを表示系Ｍ１へ送る。現在，クラ
イアントＣ１のバッファＢ１にｅ1 のデータがあったと
すると，Ｎ1 ＝ｅ1 ／ｄ1 ＝４（単位時間）の間は，記
憶装置１０からデータ転送がなくても，バッファＢ１が
空になることはない。同様に，クライアントＣｎは，バ
ッファＢｎ中のデータを使い切るまでに，Ｎn ＝ｅn ／
ｄn ＝５（単位時間）の余裕がある。クライアントＣ２
は，録画中であり，単位時間あたり平均映像データ量ｄ
2 のデータが録画系Ｒ２から送られてくる。現在，クラ
イアントＣ２のバッファＢ２にｅ2 のデータが詰まって
いたとすると，バッファＢ２の空き領域のサイズは，
（ｂ2 −ｅ 2 ）であり，記憶装置へのデータ転送が行わ
れない場合，Ｎ2 ＝（ｂ2 −ｅ2 ）／ｄ2 ＝３（単位時
間）でバッファＢ２は満杯になる。すなわち，クライア
ントＣ２の余裕時間は３単位時間ということになる。
１は，動画像の再生中であり，単位時間あたり平均映像
データ量ｄ1 のデータを表示系Ｍ１へ送る。現在，クラ
イアントＣ１のバッファＢ１にｅ1 のデータがあったと
すると，Ｎ1 ＝ｅ1 ／ｄ1 ＝４（単位時間）の間は，記
憶装置１０からデータ転送がなくても，バッファＢ１が
空になることはない。同様に，クライアントＣｎは，バ
ッファＢｎ中のデータを使い切るまでに，Ｎn ＝ｅn ／
ｄn ＝５（単位時間）の余裕がある。クライアントＣ２
は，録画中であり，単位時間あたり平均映像データ量ｄ
2 のデータが録画系Ｒ２から送られてくる。現在，クラ
イアントＣ２のバッファＢ２にｅ2 のデータが詰まって
いたとすると，バッファＢ２の空き領域のサイズは，
（ｂ2 −ｅ 2 ）であり，記憶装置へのデータ転送が行わ
れない場合，Ｎ2 ＝（ｂ2 −ｅ2 ）／ｄ2 ＝３（単位時
間）でバッファＢ２は満杯になる。すなわち，クライア
ントＣ２の余裕時間は３単位時間ということになる。
【００２８】以上のように，各クライアントＣｉのバッ
ファの余裕時間を計算し，最も余裕の少ない単位時間数
をＮとする。すなわち，Ｎ1 ，Ｎ2 ，…，Ｎn の中で最
小のもの（例えばＮk ）をＮとする。このＮ単位時間に
記憶装置が送ることのできるデータ量は，ＮＤである。
したがって，ＮＤのデータ量分の転送時間内に，もっと
も緊急度の要するクライアントＣｋに対してデータ転送
時間の割り当てがなかったとすれば，バッファ内のデー
タ不足またはデータ溢れが生じる可能性がある。換言す
れば，ＮＤのデータ量分の転送時間より短い時間（Ｎ’
Ｄのデータ量分の転送時間，ただし，Ｎ’≦Ｎ）であれ
ば，データ転送が完了しなかったとしても問題はない。
そこで，図２（ロ）に示すように，バッファ内のデータ
不足またはデータ溢れが生じることはないデータ量ＮＤ
より少ないデータ量Ｎ’Ｄを，今回のスケジューリング
サイクルにおけるデータ転送量と決め，各クライアント
Ｃｉへの実際の転送データ長ｌi を，その総和（Σ
ｌi ）がＮ’Ｄとなるように決める。こうすればタイム
スロットを固定時間で割りつける必要がなく，タイムス
ロットを状況に応じて柔軟に変更して，転送データ長ｌ
i に応じた時間による割り当てが可能になる。
ファの余裕時間を計算し，最も余裕の少ない単位時間数
をＮとする。すなわち，Ｎ1 ，Ｎ2 ，…，Ｎn の中で最
小のもの（例えばＮk ）をＮとする。このＮ単位時間に
記憶装置が送ることのできるデータ量は，ＮＤである。
したがって，ＮＤのデータ量分の転送時間内に，もっと
も緊急度の要するクライアントＣｋに対してデータ転送
時間の割り当てがなかったとすれば，バッファ内のデー
タ不足またはデータ溢れが生じる可能性がある。換言す
れば，ＮＤのデータ量分の転送時間より短い時間（Ｎ’
Ｄのデータ量分の転送時間，ただし，Ｎ’≦Ｎ）であれ
ば，データ転送が完了しなかったとしても問題はない。
そこで，図２（ロ）に示すように，バッファ内のデータ
不足またはデータ溢れが生じることはないデータ量ＮＤ
より少ないデータ量Ｎ’Ｄを，今回のスケジューリング
サイクルにおけるデータ転送量と決め，各クライアント
Ｃｉへの実際の転送データ長ｌi を，その総和（Σ
ｌi ）がＮ’Ｄとなるように決める。こうすればタイム
スロットを固定時間で割りつける必要がなく，タイムス
ロットを状況に応じて柔軟に変更して，転送データ長ｌ
i に応じた時間による割り当てが可能になる。
【００２９】この転送データ長ｌi の決定方法につい
て，さらに詳しく説明する。 クライアントからの再生場面変更または動画像再生
開始の要求のないとき（定常状態のとき） Ｎ’≦Ｎ なる整数Ｎ’に対して，ｒi ＝１なるすべてのｉの集合
をＩ＝｛ｉ1 ，ｉ2 ，…，ｉk ｝，ｒi ＝−１なるすべ
てのｉの集合をＩ’＝｛ｉ1 ’，ｉ2 ’，…，ｉk ’｝
として， Σｌi ＝Ｎ’Ｄ≦ＮＤ ・・・式(1) （ただしΣはｉ＝１からｎまでの総和） を満たし，すべてのｉ∈Ｉで ｇi ＝（ｅi ＋ｌi ）／ｄi （ただし０≦ｌi ≦ｂi −ｅi かつｅi −（Ｎ＋１）ｄ
i ＋ｌi ＞０，ｉ＝１，２，…，ｎ），かつ，すべての
ｉ’∈Ｉ’で ｇi ’＝（ｂi ’−ｅi ’−ｌi ’）／ｄi ’（ただし
０≦ｌi ≦ｅi ） とし，すべてのｉ∈Ｉ，ｉ’∈Ｉ’に対するｇi ，
ｇi ’のうち最小となるものをｇy とし，ｇy の値が最
大になるように，かつそれ以外のｉで ｌi ＝０ となるように，かつｌi がｄi の整数倍になるように ｌ1 ，ｌ2 ，…，ｌn を決定する。
て，さらに詳しく説明する。 クライアントからの再生場面変更または動画像再生
開始の要求のないとき（定常状態のとき） Ｎ’≦Ｎ なる整数Ｎ’に対して，ｒi ＝１なるすべてのｉの集合
をＩ＝｛ｉ1 ，ｉ2 ，…，ｉk ｝，ｒi ＝−１なるすべ
てのｉの集合をＩ’＝｛ｉ1 ’，ｉ2 ’，…，ｉk ’｝
として， Σｌi ＝Ｎ’Ｄ≦ＮＤ ・・・式(1) （ただしΣはｉ＝１からｎまでの総和） を満たし，すべてのｉ∈Ｉで ｇi ＝（ｅi ＋ｌi ）／ｄi （ただし０≦ｌi ≦ｂi −ｅi かつｅi −（Ｎ＋１）ｄ
i ＋ｌi ＞０，ｉ＝１，２，…，ｎ），かつ，すべての
ｉ’∈Ｉ’で ｇi ’＝（ｂi ’−ｅi ’−ｌi ’）／ｄi ’（ただし
０≦ｌi ≦ｅi ） とし，すべてのｉ∈Ｉ，ｉ’∈Ｉ’に対するｇi ，
ｇi ’のうち最小となるものをｇy とし，ｇy の値が最
大になるように，かつそれ以外のｉで ｌi ＝０ となるように，かつｌi がｄi の整数倍になるように ｌ1 ，ｌ2 ，…，ｌn を決定する。
【００３０】Ｎ’≦ＮならばすべてのクライアントはＣ
１，Ｃ２，…，Ｃｎのデータ転送の終了までＢ１，Ｂ
２，…，Ｂｎ内のデータを使い切ることもなく，Ｂ１，
Ｂ２，…，Ｂｎを溢れさせることもないので，動画像を
途切れなく再生および録画をし続けることができる。
１，Ｃ２，…，Ｃｎのデータ転送の終了までＢ１，Ｂ
２，…，Ｂｎ内のデータを使い切ることもなく，Ｂ１，
Ｂ２，…，Ｂｎを溢れさせることもないので，動画像を
途切れなく再生および録画をし続けることができる。
【００３１】Ｎ’を大きくすれば，連続転送できるデー
タ量が大きくなるため，相対的にオーバーヘッドが小さ
くなり，データの転送効率を上げることができる。逆に
Ｎ’を小さくすれば，次のスケジュール期間までの時間
が短縮し，クライアントの動画像に対する操作への応答
時間が短縮される。
タ量が大きくなるため，相対的にオーバーヘッドが小さ
くなり，データの転送効率を上げることができる。逆に
Ｎ’を小さくすれば，次のスケジュール期間までの時間
が短縮し，クライアントの動画像に対する操作への応答
時間が短縮される。
【００３２】上記ｇi ＝（ｅi ＋ｌi ）／ｄi は，転送
データ長ｌi の再生データをバッファへ送った後の余裕
度（時間）を示す。ここで，０≦ｌi ≦ｂi −ｅi は，
転送データ長ｌi のデータを送ったときにバッファが溢
れない条件，またｅi −（Ｎ＋１）ｄi ＋ｌi ＞０は，
データを使い切ってしまわない条件である。
データ長ｌi の再生データをバッファへ送った後の余裕
度（時間）を示す。ここで，０≦ｌi ≦ｂi −ｅi は，
転送データ長ｌi のデータを送ったときにバッファが溢
れない条件，またｅi −（Ｎ＋１）ｄi ＋ｌi ＞０は，
データを使い切ってしまわない条件である。
【００３３】同様に，ｇi ’は，転送データ長ｌi の録
画データをバッファから記憶装置へ送った後の余裕度
（時間）を示す。ここで，０≦ｌi ≦ｅi は，送るデー
タがバッファ内に存在するという条件である。
画データをバッファから記憶装置へ送った後の余裕度
（時間）を示す。ここで，０≦ｌi ≦ｅi は，送るデー
タがバッファ内に存在するという条件である。
【００３４】ｇi ，ｇi ’のうち最小となるものをｇy
とし，ｇy の値が最大になるようにするのは，今回のス
ケジューリングサイクルにおけるデータ転送が終了した
後で，もっともクリティカルなバッファの状態に，でき
るだけ余裕を持たせるためである。
とし，ｇy の値が最大になるようにするのは，今回のス
ケジューリングサイクルにおけるデータ転送が終了した
後で，もっともクリティカルなバッファの状態に，でき
るだけ余裕を持たせるためである。
【００３５】ｇy は次のｌ1 ，ｌ2 ，…，ｌn の決定に
おけるＮとなる。ｇy の値を最大にすることは，次のｌ
1 ，ｌ2 ，…，ｌn の決定で式(1) におけるＮを最大に
しｌ i の値の自由度が高まるため，スケジューリングの
柔軟性が生まれる。すなわち，Ｎに基づきＮ’を決定
し，Ｎ’をより大きくすれば，データ転送効率を上げる
ことが可能であり，Ｎ’を小さくすれば，応答性が向上
する効果がある。したがって，Ｎを最大にすることは，
データ転送効率と応答時間の選択の自由度を高めること
になる。さらに，ｇi を最大にすることは，後述する
のケースにおいて，あるクライアントがＮi ≦１なる場
合の数を小さくすることから，特定のクライアントから
の要求のみに応答することを可能にし，クライアントへ
の応答時間を短くすることにつながる。
おけるＮとなる。ｇy の値を最大にすることは，次のｌ
1 ，ｌ2 ，…，ｌn の決定で式(1) におけるＮを最大に
しｌ i の値の自由度が高まるため，スケジューリングの
柔軟性が生まれる。すなわち，Ｎに基づきＮ’を決定
し，Ｎ’をより大きくすれば，データ転送効率を上げる
ことが可能であり，Ｎ’を小さくすれば，応答性が向上
する効果がある。したがって，Ｎを最大にすることは，
データ転送効率と応答時間の選択の自由度を高めること
になる。さらに，ｇi を最大にすることは，後述する
のケースにおいて，あるクライアントがＮi ≦１なる場
合の数を小さくすることから，特定のクライアントから
の要求のみに応答することを可能にし，クライアントへ
の応答時間を短くすることにつながる。
【００３６】さらにＮ×Ｔはバッファ内に存在するデー
タにより平均でどれだけの時間の動画像が再生できるか
を示すものであるから，Ｎ×Ｔの増加は，圧縮率や磁気
ディスクのシーク時間の変動により，単位時間あたりの
動画像転送データ量が増加した時に表示エラーの起こる
可能性を低くする。
タにより平均でどれだけの時間の動画像が再生できるか
を示すものであるから，Ｎ×Ｔの増加は，圧縮率や磁気
ディスクのシーク時間の変動により，単位時間あたりの
動画像転送データ量が増加した時に表示エラーの起こる
可能性を低くする。
【００３７】 あるクライアントから新たな場面の再
生開始の要求があったとき（イベント発生状態のとき） 各クライアントの要求する応答性を，ｗ1 ，ｗ2 … ，
ｗn とする。ｗi が大きいほど素早い応答が要求され
る。
生開始の要求があったとき（イベント発生状態のとき） 各クライアントの要求する応答性を，ｗ1 ，ｗ2 … ，
ｗn とする。ｗi が大きいほど素早い応答が要求され
る。
【００３８】また，現在サービスを受けている他のクラ
イアントをｑ1 ，ｑ2 ，…，ｑm とし，それらの各クラ
イアントの応答性ｗq1，ｗq2，…，ｗqmの中で最大値の
ものをｗとする。
イアントをｑ1 ，ｑ2 ，…，ｑm とし，それらの各クラ
イアントの応答性ｗq1，ｗq2，…，ｗqmの中で最大値の
ものをｗとする。
【００３９】クライアントＣｑから再生する場面の変更
の要求があった時Ｂｑは空になる。つまり， ｅi ＝０， そこで，そのクライアントＣｑの要求する応答性ｗq が
ｗより大きいとき，すなわち， ｗq ≧ｗのとき ｌq ＝ｄq ， また，余裕のないクライアントＣｉに対して，すなわ
ち， Ｎi ≦１ のＣｉに対して ｌi ＝ｄi ， それ以外のＣi に対して ｌi ＝０ となるようにｌ1 ，ｌ2 ，…，ｌn を定める。
の要求があった時Ｂｑは空になる。つまり， ｅi ＝０， そこで，そのクライアントＣｑの要求する応答性ｗq が
ｗより大きいとき，すなわち， ｗq ≧ｗのとき ｌq ＝ｄq ， また，余裕のないクライアントＣｉに対して，すなわ
ち， Ｎi ≦１ のＣｉに対して ｌi ＝ｄi ， それ以外のＣi に対して ｌi ＝０ となるようにｌ1 ，ｌ2 ，…，ｌn を定める。
【００４０】短い応答時間を要求するクライアントＣｑ
から再生場面の変更要求があった時，そのクライアント
およびバッファ内にデータの不足するクライアント以外
へのデータ転送を行わないので，クライアントＣｑの再
生場面変更への応答時間が短くなる。
から再生場面の変更要求があった時，そのクライアント
およびバッファ内にデータの不足するクライアント以外
へのデータ転送を行わないので，クライアントＣｑの再
生場面変更への応答時間が短くなる。
【００４１】’あるクライアントＣｑから新たな場面
の再生開始の要求があったとき（イベント発生状態のと
き）の他の実施例 Ｃ１，Ｃ２，…，Ｃｎのうち，Ｃｋまでのデータ転送終
了時にＣｑから表示場面の変更の要求があった時，まだ
データ転送の終了していないＣｋ1 ，Ｃｋ2 ，…，Ｃｋ
r についてｅk1＞ｄk1，ｅk2＞ｄk2，…，ｅkr＞ｄkrで
あれば，Ｃｋ1，Ｃｋ2 ，…，Ｃｋr へのデータ転送を
行わずにＣｑへデータ転送を行う。
の再生開始の要求があったとき（イベント発生状態のと
き）の他の実施例 Ｃ１，Ｃ２，…，Ｃｎのうち，Ｃｋまでのデータ転送終
了時にＣｑから表示場面の変更の要求があった時，まだ
データ転送の終了していないＣｋ1 ，Ｃｋ2 ，…，Ｃｋ
r についてｅk1＞ｄk1，ｅk2＞ｄk2，…，ｅkr＞ｄkrで
あれば，Ｃｋ1，Ｃｋ2 ，…，Ｃｋr へのデータ転送を
行わずにＣｑへデータ転送を行う。
【００４２】これによって，Ｃｑへの応答が早くなる。 クライアントのアクセス順序の決定 動画像情報が磁気ディスクに蓄えられているとき，要求
されているデータの物理位置（シリンダ）でソートしそ
の順にアクセスする。
されているデータの物理位置（シリンダ）でソートしそ
の順にアクセスする。
【００４３】以上のように各クライアントＣｉの転送デ
ータ長ｌi を決定しスケジューリングすることにより，
例えば図３に示すように，固定的なタイムスロットでは
ない転送時間の割り当てが行われる。図３に示す例で
は，１番目のスケジューリングサイクルで，まずクライ
アントＣ１に転送データ長ｌ1 分の長さのタイムスロッ
トＴＳ１が割り当てられ，次にクライアントＣｎに対し
て転送データ長ｌn 分の長さのタイムスロットＴＳｎが
割り当てられ，…，最後にクライアントＣ２に対して転
送データ長ｌ2 分の長さのタイムスロットＴＳ２が割り
当てられている。このデータ転送の終了後，再度各クラ
イアントＣｉの転送データ長ｌ1 〜ｌn が求められ，次
のスケジューリングサイクルが開始される。ここでは，
続いてクライアントＣ２に対するタイムスロットＴＳ２
が割り当てられ，シーク時間などのオーバヘッドなしに
クライアントＣ２への転送が行われている。
ータ長ｌi を決定しスケジューリングすることにより，
例えば図３に示すように，固定的なタイムスロットでは
ない転送時間の割り当てが行われる。図３に示す例で
は，１番目のスケジューリングサイクルで，まずクライ
アントＣ１に転送データ長ｌ1 分の長さのタイムスロッ
トＴＳ１が割り当てられ，次にクライアントＣｎに対し
て転送データ長ｌn 分の長さのタイムスロットＴＳｎが
割り当てられ，…，最後にクライアントＣ２に対して転
送データ長ｌ2 分の長さのタイムスロットＴＳ２が割り
当てられている。このデータ転送の終了後，再度各クラ
イアントＣｉの転送データ長ｌ1 〜ｌn が求められ，次
のスケジューリングサイクルが開始される。ここでは，
続いてクライアントＣ２に対するタイムスロットＴＳ２
が割り当てられ，シーク時間などのオーバヘッドなしに
クライアントＣ２への転送が行われている。
【００４４】図４は，図１に示すスケジューリング部１
９が行うスケジューリングのフローチャートである。各
スケジューリング契機ごとに図４に示すステップ３０〜
ステップ３９によるスケジューリング制御を行う。ま
ず，ステップ３０では，表示場面の変更の要求があるか
どうかを判定し，要求がない場合にはステップ３１へ進
み，要求がある場合にはステップ３３へ進む。
９が行うスケジューリングのフローチャートである。各
スケジューリング契機ごとに図４に示すステップ３０〜
ステップ３９によるスケジューリング制御を行う。ま
ず，ステップ３０では，表示場面の変更の要求があるか
どうかを判定し，要求がない場合にはステップ３１へ進
み，要求がある場合にはステップ３３へ進む。
【００４５】ステップ３１では，各クライアントＣｉに
対してバッファ内のデータ量ｅi ，時間あたりの動画像
データ量ｄi を検出し，次のステップ３２で，上記の
方法に従って，各クライアントＣｉの転送データ長
ｌ1 ，ｌ2 ，…，ｌn を決定する。
対してバッファ内のデータ量ｅi ，時間あたりの動画像
データ量ｄi を検出し，次のステップ３２で，上記の
方法に従って，各クライアントＣｉの転送データ長
ｌ1 ，ｌ2 ，…，ｌn を決定する。
【００４６】また，表示場面の変更の要求があった場
合，ステップ３３により，各クライアントＣｉに対して
バッファ内のデータ量ｅi ，時間あたりの動画像データ
量ｄiを検出するとともに，クライアントの要求する応
答性ｗi を検出し，次のステップ３４で，上記の方法
に従って，各クライアントＣｉの転送データ長ｌ1 ，ｌ
2 ，…，ｌn を決定する。
合，ステップ３３により，各クライアントＣｉに対して
バッファ内のデータ量ｅi ，時間あたりの動画像データ
量ｄiを検出するとともに，クライアントの要求する応
答性ｗi を検出し，次のステップ３４で，上記の方法
に従って，各クライアントＣｉの転送データ長ｌ1 ，ｌ
2 ，…，ｌn を決定する。
【００４７】次に，ステップ３５では，上記で説明し
たディスクスケジューリング法に基づき，データ転送対
象のクライアントをＣx1, Ｃx2, …, Ｃxnというように
並べる。そして，ステップ３６では，最初のクライアン
トを選ぶためのポインタｉを１に初期化し，ステップ３
７で，クライアントＣxiに対するデータ転送を行う。ス
テップ３８の判定により，最後のクライアントＣxnのデ
ータ転送が終了したかどうかを判定し，終了したなら
ば，ステップ３０へ戻り，次のサイクルについてのスケ
ジューリングへ移る。最後のクライアントでなければ，
ステップ３９により，ｉに１を加算し，ステップ３７へ
戻って次のクライアントＣxiのデータ転送を行う。
たディスクスケジューリング法に基づき，データ転送対
象のクライアントをＣx1, Ｃx2, …, Ｃxnというように
並べる。そして，ステップ３６では，最初のクライアン
トを選ぶためのポインタｉを１に初期化し，ステップ３
７で，クライアントＣxiに対するデータ転送を行う。ス
テップ３８の判定により，最後のクライアントＣxnのデ
ータ転送が終了したかどうかを判定し，終了したなら
ば，ステップ３０へ戻り，次のサイクルについてのスケ
ジューリングへ移る。最後のクライアントでなければ，
ステップ３９により，ｉに１を加算し，ステップ３７へ
戻って次のクライアントＣxiのデータ転送を行う。
【００４８】以上の実施例では，再生系と録画系の両方
を含む場合について説明したが，もちろん本発明はこれ
に限られるわけではなく，例えば動画像の再生だけをサ
ービスするシステムにおいても適用できる。
を含む場合について説明したが，もちろん本発明はこれ
に限られるわけではなく，例えば動画像の再生だけをサ
ービスするシステムにおいても適用できる。
【００４９】
【発明の効果】以上説明したように，本発明によれば，
データアクセスのために，クライアントに固定的タイム
スロットを割り当てないので，従来方式の場合に存在し
たタイムスロット内の無駄な空き時間が存在せず，アク
セスオーバーヘッドが削減される。したがって，記憶装
置の使用効率が向上し，より多くのクライアントにサー
ビスすることが可能になる。また，クライアントに対す
る応答時間が短縮する効果もある。
データアクセスのために，クライアントに固定的タイム
スロットを割り当てないので，従来方式の場合に存在し
たタイムスロット内の無駄な空き時間が存在せず，アク
セスオーバーヘッドが削減される。したがって，記憶装
置の使用効率が向上し，より多くのクライアントにサー
ビスすることが可能になる。また，クライアントに対す
る応答時間が短縮する効果もある。
【図１】本発明の実施例を説明するためのシステム構成
図である。
図である。
【図２】本発明の実施例における転送データ長の決定説
明図である。
明図である。
【図３】本発明による多重アクセススケジューリングの
例を示すタイムチャートである。
例を示すタイムチャートである。
【図４】本発明の実施例によるスケジューリングのフロ
ーチャートである。
ーチャートである。
【図５】従来の多重アクセススケジューリング方式を行
うためのサーバの構成図である。
うためのサーバの構成図である。
【図６】従来の多重アクセススケジューリングを示すタ
イムチャートである。
イムチャートである。
１０ 記憶装置 １１−１〜１１−ｎ クライアント １２−１〜１２−ｎ バッファメモリ １３−１〜１３−ｎ 表示系 １４−１〜１４−ｎ 録画系 １５−１〜１５−ｎ バッファ内のデータ量を検出す
る機構 １６−１〜１６−ｎ クライアントの要求する応答性
を検出する機構 １７−１〜１７−ｎ 転送すべき時間あたりのデータ
量を検出する機構 １８ スイッチ １９ スケジューリング部 ２０ データ転送量決定手段 ２１ アクセス順序決定手段
る機構 １６−１〜１６−ｎ クライアントの要求する応答性
を検出する機構 １７−１〜１７−ｎ 転送すべき時間あたりのデータ
量を検出する機構 １８ スイッチ １９ スケジューリング部 ２０ データ転送量決定手段 ２１ アクセス順序決定手段
Claims (3)
- 【請求項１】 動画像情報を格納するサーバと，内部に
バッファをもつ複数個のクライアントからなる情報通信
処理システムにおいて，任意の時刻ｔでのクライアント
ｉのバッファ内のデータ量ｅi を検出する手段と，クラ
イアントｉの転送すべき時間あたりの動画像データ量ｄ
i を検出する手段とを備えるとともに，各スケジューリ
ング契機ごとに，前記各クライアントｉのデータ量
ｅi ，ｄiおよびバッファサイズｂi をもとに，現状態
で各クライアントｉのバッファ中のデータを使い切る予
想時間またはバッファが満杯になる予想時間を算出し，
その中の最小の時間より短い時間で送ることのできる総
データ転送量を決定し，その総データ転送量に基づい
て，各クライアントｉのバッファへのデータ転送におい
てバッファメモリが溢れることなく，かつバッファメモ
リからのデータ転送においてバッファメモリが空になら
ない範囲で，動的に次回のスケジューリング契機までの
各クライアントｉのデータ転送量を決定してアクセスス
ケジューリングを行うスケジューリング手段を備えたこ
とを特徴とする動画像情報への多重アクセススケジュー
リング方式。 - 【請求項２】 動画像情報を格納するサーバと，内部に
バッファをもつ複数個のクライアントからなる情報通信
処理システムにおいて，任意の時刻ｔでのクライアント
ｉのバッファ内のデータ量ｅi を検出する手段と，クラ
イアントｉの転送すべき時間あたりの動画像データ量ｄ
i を検出する手段と，クライアントｉの要求する応答性
能条件パラメータｗi を検出する手段とを備えるととも
に，各スケジューリング契機ごとに，または動画像の場
面の変更が必要となる新たな要求があったときに，前記
各クライアントｉのデータ量ｅi ，ｄi およびバッファ
サイズｂi をもとに，現状態で各クライアントｉのバッ
ファ中のデータを使い切る予想時間またはバッファが満
杯になる予想時間を算出し，その中の最小の時間より短
い時間で送ることのできる総データ転送量を決定し，そ
の総データ転送量に基づいて，各クライアントｉのバッ
ファへのデータ転送においてバッファメモリが溢れるこ
となく，かつバッファメモリからのデータ転送において
バッファメモリが空にならない範囲で，かつ前記応答性
能条件パラメータｗi の条件を満たすように，動的に次
回のスケジューリング契機までの各クライアントｉのデ
ータ転送量を決定してアクセススケジューリングを行う
スケジューリング手段を備えたことを特徴とする動画像
情報への多重アクセススケジューリング方式。 - 【請求項３】 請求項１または請求項２記載の動画像情
報への多重アクセススケジューリング方式において，前
記スケジューリング手段は，クライアントの要求する応
答性または動画像情報の格納されている記憶装置のアク
セス時間に基づいて，アクセス時間の合計が最小になる
ように，クライアントのアクセス順序を決定する手段を
持つことを特徴とする動画像情報への多重アクセススケ
ジューリング方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5234545A JPH0793237A (ja) | 1993-09-21 | 1993-09-21 | 動画像情報への多重アクセススケジューリング方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5234545A JPH0793237A (ja) | 1993-09-21 | 1993-09-21 | 動画像情報への多重アクセススケジューリング方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0793237A true JPH0793237A (ja) | 1995-04-07 |
Family
ID=16972706
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5234545A Pending JPH0793237A (ja) | 1993-09-21 | 1993-09-21 | 動画像情報への多重アクセススケジューリング方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0793237A (ja) |
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH11288391A (ja) * | 1998-04-03 | 1999-10-19 | Sharp Corp | ファイル転送システム及びファイル転送方法 |
| US6134585A (en) * | 1997-04-18 | 2000-10-17 | Nec Corporation | Stream transfer control system for distributing streams of moving images and voice to clients and reproducing the same and data reading method thereof |
| US6292875B1 (en) | 1996-06-05 | 2001-09-18 | Fujitsu Limited | Control device for storage device and method of accessing the storage device |
| WO2005062566A1 (ja) * | 2003-12-22 | 2005-07-07 | Hitachi, Ltd. | 情報送信端末及び受信端末 |
| US7203739B2 (en) | 1995-10-27 | 2007-04-10 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | Terminal device for controlling transmission size of documents with capability of receiving device |
| JPWO2023281745A1 (ja) * | 2021-07-09 | 2023-01-12 |
-
1993
- 1993-09-21 JP JP5234545A patent/JPH0793237A/ja active Pending
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7203739B2 (en) | 1995-10-27 | 2007-04-10 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | Terminal device for controlling transmission size of documents with capability of receiving device |
| US6292875B1 (en) | 1996-06-05 | 2001-09-18 | Fujitsu Limited | Control device for storage device and method of accessing the storage device |
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| JPH11288391A (ja) * | 1998-04-03 | 1999-10-19 | Sharp Corp | ファイル転送システム及びファイル転送方法 |
| WO2005062566A1 (ja) * | 2003-12-22 | 2005-07-07 | Hitachi, Ltd. | 情報送信端末及び受信端末 |
| JPWO2023281745A1 (ja) * | 2021-07-09 | 2023-01-12 |
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