JP2002540545A - マルチメディアサーバー - Google Patents

マルチメディアサーバー

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JP2002540545A
JP2002540545A JP2000607406A JP2000607406A JP2002540545A JP 2002540545 A JP2002540545 A JP 2002540545A JP 2000607406 A JP2000607406 A JP 2000607406A JP 2000607406 A JP2000607406 A JP 2000607406A JP 2002540545 A JP2002540545 A JP 2002540545A
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ハー エム コルスト，ヨーハネス
エフ アー コウマンス，パスカル
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Abstract

(57)【要約】 マルチメディアサーバー（１００）は、記憶媒体（１１０）からデータのブロックを取得し、上記ブロックをデータストリームの形式でユーザ（１３０）へ供給する。このストリームは、高ビットレートストリームのグループと、低ビットレートストリームのグループとを含む。システムは、選択されたグループのストリームに対し、スイープ中に記憶媒体からデータブロックを読み出し、データブロックを対応したバッファに格納するリーダー（１８０）を含む。システムは、供給されるべきストリーム、すなわち、リーダーの次のスイープ中にブロックが読み出されるべきストリームを判定するスケジューラ（１７０）を更に有する。本発明により提案されたスケジューラは、低ビットレートストリームを高ビットレートストリームよりも少ない頻度で供給すべく判定するよう動作的である。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】 本発明は、記憶媒体から、オーディオ及び／又はビデオのようなデータのブロ
ックを取得し、上記ブロックを複数のストリームの形式でユーザへ供給するシス
テムであって、 第１のストリームクラスの中のストリームは、第１の最小ビットレートと第１
の最大ビットレートの間に実際のビットレートを有し、第１の最小ビットレート
と第１の最大ビットレートは一致する可能性があり、その場合には第１の固定ビ
ットレートが得られ、 第２のストリームクラスの中のストリームは、第２の最小ビットレートと第２
の最大ビットレートの間に実際のビットレートを有し、第２の最小ビットレート
と第２の最大ビットレートは一致する可能性があり、その場合には第２の固定ビ
ットレートが得られ、 上記第１の最大ビットレートは上記第２の最大ビットレートよりも実質的に高
く、 ストリーム毎に、データのブロックを保存する関連したバッファと、 選択されたストリームのグループのストリーム毎に上記記憶媒体からデータの
ブロックを１回のスイープで読み出し、読み出されたブロックを対応した上記バ
ッファに格納するリーダーと、 上記リーダーの次のスイープで読み出されるべきブロックに対応したストリー
ムのグループを繰り返し選択するスケジューラとを含む、システムに関する。
【０００２】 また、本発明は、記憶媒体から、オーディオ及び／又はビデオのようなデータ
のブロックを取得し、上記ブロックを複数のストリームの形式でユーザへ供給す
る方法であって、 第１のストリームクラスの中のストリームは、第１の最小ビットレートと第１
の最大ビットレートの間に実際のビットレートを有し、第１の最小ビットレート
と第１の最大ビットレートは一致する可能性があり、その場合には第１の固定ビ
ットレートが得られ、 第２のストリームクラスの中のストリームは、第２の最小ビットレートと第２
の最大ビットレートの間に実際のビットレートを有し、第２の最小ビットレート
と第２の最大ビットレートは一致する可能性があり、その場合には第２の固定ビ
ットレートが得られ、 上記第１の最大ビットレートは上記第２の最大ビットレートよりも実質的に高
く、 ストリーム毎にデータのブロックを関連したバッファに格納する工程と、 選択されたストリームのグループのストリーム毎に上記記憶媒体からデータの
ブロックを１回のスイープで読み出し、読み出されたブロックを対応した上記バ
ッファに格納する工程と、 上記リーダーの次のスイープで読み出されるべきブロックに対応したストリー
ムのグループを繰り返し選択する工程とを含む、方法に関する。
【０００３】 文献：J.Korst, V.Pronk, and P.Coumans, "Disk scheduling for variable-r
ate data streams", Proceedings European Workshop on Interactive Distribu
ted Multimedia Systems and Telecommunication Service, IDMS '97, Darmstad
t, September 10-12, Lecture Notes in Computer Science, 1309 (1997) 119-1
32には、ビデオ・オン・デマンド・サーバーが記載されている。ビデオ・オン・
デマンド・サーバーは、マルチメディアサーバーとも呼ばれ、システムのディス
クに蓄積されたオーディオ及びビデオデータを複数のユーザに供給する。このシ
ステムは、ユーザ毎にデータのブロックを取り込み、対応したバッファに蓄積す
る。各バッファは、多数のデータのブロックの格納場所をもつ。バッファは、か
なり高速型のランダムアクセスメモリに実現される。ユーザは、０と最大消費レ
ートの間で変化するレートで通信ネットワークを介して対応したバッファからの
データを消費する。ユーザは、ユーザ毎に異なる最大消費レートを有する。
【０００４】 ディスクを効率的に使用するため、従来のシステムは、ラウンズ(rounds)とも
呼ばれるいわゆるスイープで動作するので、ブロックは、ディスク読み取りヘッ
ドの単一のスイープ運動中にディスクから取り込まれる。スケジューラは、スイ
ープの開始時に、新しいブロックを受け取るために充分な空き空間を有するバッ
ファを判定する。スケジューラは、ディスクリーダーへバッファのためのデータ
のブロックを注文する。各ユーザのバッファのサイズは、バッファが新しいブロ
ックを実際に受け取る前に空にならないように設計される。引用文献には、たと
えば、固定消費レート用のダブルバッファアルゴリズムと、可変消費レート用の
トリプルバッファアルゴリズムとが記載されている。ダブルバッファアルゴリズ
ムの場合、バッファは２個のデータブロックを収容し、トリプルバッファアルゴ
リズムの場合、バッファは３個のデータブロックを収容する。ブロックは、最悪
のスイープの期間中に、ユーザが最大レートで消費できるように充分なデータを
格納する必要がある。各ストリームのブロックのサイズは、少なくとも、スイー
プの最大区間と、それぞれのストリームの最大消費レートとの積に一致しなけれ
ばならない。各ブロックは，ブロックをディスク上に配置するスイッチ時間と、
所定の転送レートで実際にディスクからブロックを読み出す転送時間とを必要と
するので、スイープの区間は取り込まれるべき実際のブロックによって判定され
る。スイッチ時間及び転送レートは、システムで使用される具体的なハードディ
スクに依存する。サイズの大きいブロックは読み出すために長い時間を要するの
で，転送時間は読み出されるブロックのサイズにも依存する。これらの条件が与
えられた場合に、最小ブロックサイズは、システムのハードディスクの性能パラ
メータと、サービスを享受するユーザの必要最大数とに基づいて計算される。
【０００５】 本発明の目的は、冒頭の段落に記載されるようなシステムであって、ストリー
ムのためのバッファを実現するため要求される総メモリが従来よりも減少したシ
ステムを提供することである。
【０００６】 この本発明の目的は、第２のクラスのストリームの実際のビットレートが第２
の最大ビットレートに一致し、第１のクラスのストリームの実際のビットレート
が第１の最大ビットレートに一致する状況において、スケジューラが、ブロック
が読み出されるべきグループ内で、第１のクラスのストリームよりも少ない頻度
で第２のクラスのストリームを選択するよう動作的であることを特徴とするシス
テムにおいて達成される。
【０００７】 したがって、両方のストリームがそれぞれの最大レートで消費される安定状況
において、第２のクラスのストリーム、すなわち、消費レートが小さい方のスト
リームが供給（サービス）される頻度は少ない。以下の説明中、ストリームを供
給するとは、スケジューラがこのストリームのバッファに新しいブロックを受け
取るための十分な空きスペースがあるかどうかを照合し、空きスペースがある場
合に、次のスイープで読み出されるべきストリームのグループにこのストリーム
を選択することを意味する。このストリームをサービスする頻度が少ない場合、
第２のクラスのデータストリームが供給されないスイープは短くなる。すなわち
、第１のクラスのストリームは、短縮されたスイープの期間通に消費されるため
に少なくとも十分なデータを包含するので、第１のクラスのストリームのサイズ
はより小さくなるよう設計される。スイープ毎に第２のクラスのストリームを供
給しないことによるペナルティは、このストリームのブロックが多数回のスイー
プ中に消費される十分なデータを収容するので、このストリームのブロックのサ
イズがより大きくなるよう設計されることである。第１のクラスのストリームに
関するブロックサイズの減少は、第２のクラスのストリームに関するブロックの
サイズの増加よりも大きいことがわかる。したがって、ブロックのサイズの合計
は減少し、システム内のバッファに対し要求される全体的なメモリは減少する。
ブロックサイズの合計が減少する理由は、第２のクラスのストリームの消費レー
トが第１のクラスのストリームの消費レートよりも低いからである。従来のシス
テムでは、このような場合に、第２のクラスのストリームに関するブロックサイ
ズが相対的に小さくなり、このブロックに対するスイッチ時間が相対的に長くな
る。第２のクラスのストリームを供給する頻度を少なくすることにより，スイッ
チ時間の相対的な寄与度は低くなり、ディスクはより効率的に使用される。
【０００８】 本発明によるシステムの一実施例は、請求項２に記載されている。本実施例の
安定状態では、高ビットレートストリームがスイープ毎に供給され、低ビットレ
ートストリームがｋ回のスイープに１回ずつ供給され、これにより、低ビットレ
ートを高ビットレートよりも少ない頻度で供給する簡単なメカニズムが実現され
る。それぞれの最大消費レートに依存した値ｋを選択することは、バッファに要
求されるメモリができるだけ少なくなるときの値ｋを見つけるための優れた方法
である。
【０００９】 本発明によるシステムの一実施例は、請求項３に記載されている。このシステ
ムでは、全ての低ビットレートストリームが１回の特定のスイープで供給され、
次に、低ビットレートストリームが全く供給されないｋ−１回のスイープが続け
られる。これは、低ビットレートストリームを高ビットストリームよりも少ない
頻度で供給する簡単なメカニズムである。
【００１０】 本発明によるシステムの一実施例は、請求項４に記載されている。低ビットレ
ートストリームをスイープ間で均等に配分することにより、バッファに必要とさ
れるメモリ量は更に削減される。その理由は、低ビットレートストリームに対す
るスイッチングオーバーヘッドが１回のスイープに集中しなくなるからである。
この集中は、スイープ中に消費される高ビットレートストリームのための大量の
データを格納するため大きいバッファを必要とする大きいスイープを生じさせる
。オーバーヘッドを全てのスイープに拡散することにより、各スイープは、僅か
ずつ増大するが、個々のスイープの区間は、大きいスイープの区間よりも短い、
すなわち、選択される高ビットレートストリーム用のバッファは、小さくしても
構わない。
【００１１】 本発明の更なる目的は、冒頭の段落で説明したような方法であって、ストリー
ムのブロックを一時記憶するための全メモリが従来のシステムよりも削減される
方法を提供することである。
【００１２】 この本発明の更なる目的は、第２のクラスのストリームの実際のビットレート
が第２の最大ビットレートに一致し、第１のクラスのストリームの実際のビット
レートが第１の最大ビットレートに一致する状況において、第２のクラスのスト
リームが、ブロックが読み出されるべきグループ内で、第１のクラスのストリー
ムよりも少ない頻度で選択されることを特徴とする方法によって達成される。
【００１３】 本発明とその効果は、実施例及び添付された略構成図を用いて詳細に説明され
る。
【００１４】 図１は、本発明によるシステム１００の概略的なブロック図である。このよう
なシステム１００の一例は、マルチメディアサーバーである。マルチメディアア
プリケーションは、オーディオ・ビジュアル素材を大量に使用することを特徴と
する。オーディオ又はビデオの再生のため、（略）連続的なオーディオ／ビデオ
の供給が必要とされる。マルチメディアサーバーの従来の例には、ビデオ・オン
・デマンド・サーバーに類似したサーバーと、ビデオ・オン・デマンド・サーバ
ーとが含まれる。ビデオ・オン・デマンド類似システムの場合、サービスプロバ
イダは、タイトルが再生されるときを判定する。タイトルのデータを含むデータ
ストリームは、多数のユーザによって同時に受信される。ビデオ・オン・デマン
ド・システムの場合、典型的に、ユーザは、タイトルを選択し、VCRのようなコ
ントロールを用いてタイトルの再生を制御する。対話のレベルは高く、データス
トリームは、典型的に、一人のユーザだけによって消費される。マルチメディア
サーバーは、通常、多数のユーザへ並行して連続データストリームを供給するよ
う特に設計されたファイルサーバーを用いて実現される。通常、一つ以上のマル
チメディアタイトルがバックグラウンド記憶媒体１１０に記憶される。このとき
、大容量、低価格、かつ、ランダムアクセス可能であるハードディスクのような
一般的なディスクがバックグラウンド記憶媒体１１０として使用される。光ディ
スク、テープ、或いは、固体メモリのような他の記憶媒体を使用しても構わない
。記憶媒体１１０は、複数の記憶ユニット（たとえば、図示されるような記憶ユ
ニット１０２、１０４、１０６及び１０８）に分割される場合がある。このとき
、記憶ユニットは、たとえば、RAIDシステムのような記憶ユニットのクラスタに
より形成される。ハードディスクのような記憶ユニットは、それ自体がさらに細
分され、これにより、階層的なクラスタが形成される場合がある。ディスクベー
スの記憶媒体を使用する典型的なビデオ・オン・デマンド・システムの場合、記
憶媒体１１０を形成する記憶ユニットの数は、通常、必要帯域幅によって決まる
。データストリームは、毎秒あたりｃmax個のデータ要素の最大消費レートによ
って制限される。データ要素は、たとえば、バイトである。異なるストリームは
、再生された素材の内容に依存して異なる最大消費レートを有し、たとえば、オ
ーディオストリームは、ビデオストリームよりもかなり小さい最大消費レートを
有する。可変ビットレート符号化MPEG-2素材の場合、最大消費レートは、典型的
に、所望の品質に応じて、約２Mbit/secから約１５Mbit/secに収まるように選択
される。殆どのシステムの場合、データブロックは、全部のディスク若しくは一
部のディスクへ分けられる。したがって、データブロックの要求は、ディスク配
列内の全部（又は、一部）のディスクへのディスクアクセスを生じる。説明の便
宜上、以下では、記憶媒体１１０が、適当な高帯域及び／又は大記憶容量の一台
の記憶ユニットにより構成されている場合を考える（実際には，二台以上の記憶
ユニットが使用される）。実際上、一部のデータストリームに対する最大消費レ
ートは、たとえば、対応したタイトルが低品質であるか、又は、タイプが異なる
（たとえば、殆どのストリームがオーディオとビデオの組み合わせに関係してい
るときのオーディオ）場合には、システムが一般的に想定している最悪の状況よ
りも低下する可能性がある。
【００１５】 システム１００は、記憶媒体１１０からデータを読み取るリーダー１８０を含
む。リーダー１８０は、たとえば、SCSIインタフェースを使用して実現される。
有利的には、記憶媒体１１０はシステム１００に含まれる。ディスク向き記憶媒
体１１０の場合、データは、連続的なセクタで形成されたディスク・アクセス・
ブロック(DAB)の単位で読み込まれる。典型的に、同じディスクから連続的に読
み出されたDABは、ディスク上に連続して記憶されない。一般的に、一つのタイ
トルに属するブロックの集まりをファイルと呼ぶとき、ディスクは何らかのイン
ターリーブ形式で複数のデータストリームにDABを供給する必要があるので、同
じディスクから連続的に読み出されたDABは異なるファイルに属する。連続的に
読み出されるべきDABが同じファイルに属するとしても、ファイルの連続したブ
ロックは、一つの記憶ユニットで連続して格納される必要はなく、１台の記憶ユ
ニットの全域に、若しくは、記憶媒体１１０の数台の記憶ユニットに亘って分散
されてもよい。不連続なDABを読み出すため、ディスクヘッドはDABの読み出しの
間に移動し、次のDABの適切な開始点を待つ必要がある。このような切換え（ス
イッチ）には、長い時間を要し、その間にデータを読み出せない。スイッチング
オーバーヘッドを短縮するため、いわゆるディスクスイーピイング（掃引）技術
が屡々使用される。このような構成の場合、リーダー１８０は、多数個のDAB、
たとえば、８個のDABを記憶ユニット１１０から一度に読み出すことができる。
一群のDABは、物理的なトラック位置に基づいて並べられる。読み出し動作のた
め、ディスクヘッドは、一方向だけに（たとえば、内縁から外縁へ、又は、その
反対に外縁から内縁へ）移動し、一群のDABを読み出すためだけに停止する。か
くして、スイッチングオーバーヘッドは著しく減少する。有利的には、一群の読
み出し要求を受け付け、特定のディスクに対し最適なスイープを実現するため、
要求された読み出し動作の必要なスケジューリングを内部的に実行するリーダー
１８０が使用される。リーダー１８０は、ディスクから読み出された順序とは異
なる可能性のある順序で、バス１４０を介してシステム１００の他の部分へデー
タを供給する前に、ディスクからのデータを一時的に記憶するキャッシュメモリ
を含む。読み出しを制御し、スイープの順番を配列し、読み出しデータをキャッ
シングするリーダー１８０の役割は、分散させてもよく、各記憶ユニットは、こ
れらの機能を実行する専用コントローラを具備する。その場合、リーダー１８０
の主な仕事は、多数の制御ユニットの動作を協調させることである。
【００１６】 特に、ビデオの場合、データストリームは非常に多量である。この量を減少さ
せるため、典型的に、圧縮技術が使用される。圧縮スキームは、たとえば、MPEG
-1符号化の固定レート形式を用いて固定レートデータストリームを生じさせ、或
いは、MPEG-2符号化の可変レート形式を使用して可変レートデータストリームを
生成する。本発明によるシステムは、固定レートシステムと可変レートシステム
の両方のシステムで使用される。可変データレートストリームの場合、毎秒ｃma x データ要素の固定最大消費レートが与えられ、このレートは、ストリーム毎に
異なるレートでもよく、システムが最悪の状況（たとえば、全データストリーム
が最大データレートでデータを消費する場合）でも動作し続けることを保証すべ
く、システムを必要な大きさ（たとえば、システムの帯域幅、及び／又は、記憶
装置のサイズ）にするため使用されるレートである。最大消費レートに関して、
本発明によるシステムは、少なくとも二つのデータストリームのクラスをもち、
クラス毎に固有の最大消費レートがある。たとえば、一方のクラスはオーディオ
ストリームを含み、もう一方のクラスはビデオストリームを含む。通常、データ
は、圧縮形式で記憶媒体１１０に記憶され、システム１００によって処理される
。ユーザ１３０側にあるときに限り、データは、復号器を用いて伸張される。特
に、可変レートシステムの場合、システム１００は、VCRのような制御機能を支
援することができる。データストリームは、アクティブ状態、及び、新／停止状
態のような複数の状態の中の一つの状態をとる。アクティブデータストリームは
、ユーザへデータを供給し、（すなわち、ユーザはデータを消費し）、新データ
ストリーム若しくは停止データストリームは、（この時点で）ユーザへデータを
供給しない（すなわち、対応したバッファのアンダーフローが発生する危険性を
冒すことなく、ユーザが消費するための十分なデータが存在しない）。典型的に
、ユーザがデータの消費を一時的に停止したとき、データストリームはアクティ
ブ状態のままである。ユーザがストリームを切り換えたとき（たとえば、新しい
タイトルを明示的に選択するか、又は、たとえば、システムを早送りモードで再
生させることにより新しいストリームが暗黙的に与えられ、同じタイトルが高速
で表示されたまま新ストリームを選択したとき）、ストリームは一時的に停止さ
れ、新しいデータがロードされる。スローモーション機能は、低レート（ストリ
ームはアクティブ状態のまま）でデータを消費することにより、若しくは、新ス
トリームへ切り換える（ストリームは一時的に停止される）ことにより実現され
ることが認められる。システム１００は、そのデータストリームの間、現在状態
を示すストリーム状態を維持する。一つ以上のデータストリームに対するストリ
ーム状態は、サーバーのメインメモリ（RAM）若しくは特殊レジスタのような状
態メモリ１９０に格納される。
【００１７】 データは、一群のデータストリームに対し、記憶媒体１１０から読み出され、
一群のデータは、バス１４０を介して時間多元接続ストリームとして供給される
。記憶媒体１１０は、連続したデータストリームをシステムの全ユーザへ同時に
供給することができない。その代わりに、データストリームの部分集合に対する
データが読み出され、対応したデータストリームが消費されるデータレートより
も高いデータレートでシステム１００の残りの部分に供給される。したがって、
システム１００は、必要なレートでユーザ１３０へデータを供給するバッファ１
２５を含む。通常、バッファ１２５は、システムメモリの一部１２０のRAMを用
いて実現される。システム１００は、データストリームのデータをユーザへ転送
する通信手段１５０を更に有する。通信手段１５０は、ローカル・エリア・ネッ
トワークのような適当な手段によって形成され、システム１００の周辺のユーザ
へデータを供給する。特に、電気通信ネットワーク又はケーブルネットワークは
、より長距離でデータを供給するため使用される。
【００１８】 システム１００は、システム１００を制御するコントロールユニット１６０を
更に有する。コントロールユニットの主要部分はスケジューラ１７０により構成
され、スケジューラ１７０は、バッファ１２５のアンダーフロー若しくはオーバ
ーフローが発生しないように、リーダー１８０によって記憶媒体１１０から読み
出されるべきDABを決める。コントロールユニットは、典型的に、ROM若しくはハ
ードディスクのような記憶媒体からロードされた実時間オペレーティングシステ
ムの制御下で動作するRISC型若しくはCISC型のマイクロプロセッサのようなプロ
セッサによって構成される。スケジューラ１７０は、オペレーティングシステム
に組み込まれたソフトウエアモジュール、又は、アプリケーションプログラムと
してロードされたソフトウエアモジュールとして実現される。典型的に、スケジ
ューラ１７０は、バッファの充填度のような状態情報を受け取り、その状態情報
に基づいて、スケジューラ１７０は決定を行う。VCRのような制御を行うシステ
ムの場合、スケジューラは、ストリームの状態に関する情報も受け取る。このよ
うなシステムにおいて、典型的に、制御情報はユーザ１３０から通信手段１５０
を介して受信される。
【００１９】 データは、ディスク上のトラックと呼ばれる同心円に記録される。ディスクの
外縁付近のトラックは、内縁付近のトラックよりも多数のセクタを含む。このた
め、最新式ディスクは、トラックの組を重なり合いの無いゾーンに配置する。こ
のとき、ゾーン内のトラックは、同数のセクタを有し、異なるゾーンは、１トラ
ックあたりのセクタ数が異なる。典型的に、ディスクは定角速度で回転するので
、外縁付近のトラックからの読み出しは、内縁付近のトラックからの読み出しよ
りも高いデータ転送レートを生ずる。ディスクからのデータアクセスに要する時
間は、主として、シーク時間、すなわち、読み出しヘッドを所望のトラックへ移
動するために必要な時間と、回転待ち時間、すなわち、トラックへの到達後、必
要なデータが読み出しヘッドの下で動くまでに経過する時間と、読み出し時間、
すなわち、実際にデータを読むため必要な時間とによって決まる。
【００２０】 シーク時間と回転待ち時間の合計は、スイッチ時間と呼ばれる。
【００２１】 読み出し時間は、読み出されるデータの量と、データが記録されているトラッ
クの半径方向位置とに依存する。アクセス１回あたりの回転待ち時間は、高々、
ディスク１回転である。アクセス１回当たりのシーク時間は、読み出しヘッドが
ディスクの内縁から外縁まで移動しなければならないときに最大になり、逆向き
に移動する場合も同様である。アクセス毎に最大シーク時間を考慮する必要性を
除くため、ディスクアクセスは、スイープ（掃引）と呼ばれる一群で取り扱われ
る。ヘッドが内縁から外縁へ移動し、或いは、外縁から内縁へ移動するとき、必
要データブロックがディスク上で見つけられた順序で読み出される。ｊ回のアク
セスでスイープを実行するため必要な全シーク時間は、ｊ回の全シークが同数の
トラックと交差するときに最大になる。説明の便宜上、記憶媒体は、保護データ
転送レートｒと、スイッチ時間関数ｓ（ｌ）とによって表される場合を考える。
スイッチ時間関数ｓ（ｌ）は、ｌ個のデータブロックを単一のスイープで取り込
まなければならないときに、切り換えに要する最大時間を表す。データ転送レー
トｒは、データを読みことができる最小保護レートを表す。このデータレートが
、ディスクの内側トラックのデータレートに基づかないようにするため、たとえ
ば、ブロックが配列の全部のディスクへ分離されたトラックペアリングが使用さ
れる。この場合、一つのディスクのトラックｉから読み出されるべきブロックに
対するデータは、別のディスクのトラック ｔｒmax−ｉ＋１，１≦ｉ≦ｔｒmax からのデータの読み出しと、対にされる。ここで、ｔｒmaxは、最大トラック数
を表す。かくして、ｄが配列内のディスク数を表すとき、ｒは、単一のディスク
の平均レートのｄ倍で表される。
【００２２】 本発明の実施例及び従来技術との比較において、ビデオ・オン・デマンドサー
バーの具体的な一実施形態が使用される。このサーバーは、最大で、ｎ個の高ビ
ットレートストリームと、ｍ個の低ビットレートストリームとを有する。高ビッ
トレートストリームは、固定ビットレートｃhを有し、低ビットレートストリー
ムは固定ビットレートｃｌを有する。文献：J.Korst, V.Pronk, and P.Coumans:
"Disk scheduling for variable-rate data streams", Proceedings European
Workshop on Interactive Distributed Multimedia Systems and Telecommunica
tion Services, IDMS'97, Darmstadt, September 10-12, Lecture Notes in Com
puter Science, 1309(1997)119-132に記載されるようなダブルバッファアルゴリ
ズムが使用される。この実施形態は一例であり、本発明は、たとえば、３レベル
以上のビットレート、可変ビットレート、及び、異なるバッファリングアルゴリ
ズムに対応した他のシステムにも適用可能である。
【００２３】 従来技術において、ストリームは、厳密に周期的なスイープで供給され、スイ
ープの区間は、ストリーム毎にブロックを取り出すために十分に長い時間がある
。ストリームのブロックのサイズは、スイープ中に消費されるデータの量と正確
に一致する。スイープｉで取り出されたデータブロックは、スイープｉ＋１で消
費される。高ビットレートストリーム用のブロックサイズＢhに対する制約と、
低ビットレートストリームのブロックサイズＢlに対する制約は、以下の式で与
えられる。
【００２４】
【数１】 式中、 ｎは高ビットレートストリーム数であり、 ｃhは高ビットレートストリームの消費レートであり、 ｍは低ビットレートストリーム数であり、 ｃlは低ビットレートストリームの消費レートであり、 ｒはディスクの最小保護転送であり、 ｓ（ｘ）は、１回のスイープでｘ個のデータブロックを獲得するための最悪ケ
ースのスイッチ時間である。
【００２５】 上記の式（１）及び（２）を解くことにより、次式の最小Ｂh及び最小Ｂlが得
られる。
【００２６】
【数２】 ブロックサイズは、それぞれの消費レートに比例するように選択される。従来
技術のシステムにおけるバッファ用の総メモリ必要量は、 ２ｎＢh＋２ｍＢl （５） である。
【００２７】 本発明によれば、低ビットレートストリームは、スイープ毎には供給されない
。第１実施例の場合、低ビットレートストリームは、ｋ回のスイープについて１
回だけ供給され、全低ビットレートストリームが同一スイープで供給される。図
２には、本発明によるシステムの第１実施例における時間的なスイープの概要が
示されている。大きいスイープ２０２では、ｎ個の高ビットレートストリームと
、ｍ個の低ビットレートストリームが供給される。大きいスイープ２０２の後に
は，ｋ−１回の小さいスイープ２０４が続く。小さいスイープ２０４では、ｎ個
の高ビットレートストリームだけが供給される。ｋ−１回の小さいスイープの後
、大きいスイープが実行され、ｎ個の高ビットレートストリームとｍ個の低ビッ
トレートストリームが供給される。図２に示された例の場合、ｋは４に一致する
が、ｋの値は他の値でも構わない。低ビットレートストリーム用のブロックのサ
イズＢlは、ｋ−１回の小スイープと１回の大スイープのｋ回の連続したスイー
プの間にレートｃlで消費するデータを格納するため十分な大きさになるよう選
択される。高ビットレートストリーム用のブロックのサイズＢhは、ｋ個のブロ
ックがｋ−１回の小スイープと１回の大スイープのｋ回の連続したスイープの間
にレートｃhで消費するデータを格納するため十分な大きさになるよう選択され
る。さらに、Ｂh’は、大きいスイープ中にレートｃhで消費されるデータ量であ
る。低ビットレートストリーム用のブロックのサイズＢlと、高ビットレートス
トリーム用のブロックのサイズＢhと、データ量Ｂh’とに関する制約条件は、以
下の式で表される。
【００２８】
【数３】 式中、 ｎは高ビットレートストリーム数であり、 ｃhは高ビットレートストリームの消費レートであり、 ｍは低ビットレートストリーム数であり、 ｃlは低ビットレートストリームの消費レートであり、 ｒはディスクの最小保護転送であり、 ｓ（ｘ）は、１回のスイープでｘ個のデータブロックを獲得するための最悪ケ
ースのスイッチ時間であり、 ｋは、スイープ単位で表された低ビットレートストリームを供給する期間であ
る。
【００２９】 上記の式（６）、（７）及び（８）を解くことにより、次式の最小Ｂh、Ｂl及
びＢh’が得られる。
【００３０】
【数４】 本実施例における高ビットレートストリームのバッファに対するメモリ必要量
は、 ｎ（Ｂh＋Ｂh’） （１２） で与えられる。
【００３１】 また、本実施例における低ビットレートストリームのバッファに対する必要メ
モリ量は、次式で与えられる。
【００３２】
【数５】 本実施例におけるバッファの総メモリ必要量は、上式（１２）と（１３）の合
計で与えられる。ｋの値を変えると、バッファに対する必要メモリ量が変化する
。以下では、本実施例の数値例を説明する。
【００３３】 固定消費レートを使用する本実施例の場合、ブロックは、各スイープで高ビッ
トレートストリームに関して読み出されることに注意する必要がある。このブロ
ックは、小さいスイープで消費されるデータ量よりも多く、大きいスイープで消
費されるデータ量よりも少ないデータを収容する。そのため、ｋ−１回の小さい
スイープ区間中に、ある程度の量のデータが対応したバッファに蓄えられる。こ
の量は、大きいスイープと小さいスイープの間の差に一致する期間で十分に消費
される量である。すなわち、前のスイープで読み出されたブロックと共に蓄えら
れたデータの量は、大きいスイープ区間で十分に消費することができる。
【００３４】 第２実施例では、低ビットレートストリームは、ｋ回のスイープの間に１回し
か供給されないが、低ビットレートストリームに対するブロックの読み出しは、
ｋ回のスイープの間で均等に分散される。図３は、本発明によるシステムの第２
実施例における時間的なスイープを概略的に示す図である。各スイープでは、ｎ
個の高ビットレートストリームが供給され、ｍの画分の低ビットレートストリー
ムが供給される、特定の低ビットレートストリームが所与のスイープで供給され
た後、そのストリームは次のｋ−１回のスイープ中には供給されないが、これら
のｋ−１回のスリープの後に続くスリープで供給される。低ビットレートストリ
ームの読み出しをスイープ全体で均等に分散させるため、画分ｍ／ｋ個の低ビッ
トレートストリームがスイープごとに供給される。画分ｍ／ｋが整数値にならな
いときには、次に大きい整数値へ繰り上げられる。この整数値への切り上げ演算
は、
【００３５】
【外１】 のように表現される。
【００３６】 第２実施例において、各スイープで、高ビットレートストリーム用のサイズＢ h のｎ個のブロックと、低ビットレートストリーム用のサイズＢlの高々、
【００３７】
【外２】 個のブロックとが読み出される。ブロックサイズＢhに関する制約条件及びブロ
ックサイズＢlに関する制約条件は、次式で与えられる。
【００３８】
【数６】 式中、 ｎは高ビットレートストリーム数であり、 ｃhは高ビットレートストリームの消費レートであり、 ｍは低ビットレートストリーム数であり、 ｃlは低ビットレートストリームの消費レートであり、 ｒはディスクの最小保護転送であり、 ｓ（ｘ）は、１回のスイープでｘ個のデータブロックを獲得するための最悪ケ
ースのスイッチ時間であり、 ｋは、スイープ単位で表された低ビットレートストリームを供給する期間であ
る。
【００３９】 上記の式（１４）及び（１５）を解くことにより、次式の最小Ｂh及びＢlが得
られる。
【００４０】
【数７】 第２実施例におけるバッファに対する総メモリ必要量は次式で表される。
【００４１】
【数８】 図４は、種々のｋの値に対する本発明の第１実施例及び第２実施例によるメモ
リ必要量を表すグラフである。これらのメモリ必要量は、上述の第１実施例及び
第２実施例に関して与えられた式を用いて計算された。本数値例の机上のパラメ
ータは、 最小転送レート：７５Mbit/s 最悪ケースの回転待ち時間：６ms 最悪ケースのシーク時間：１６．６ms である。
【００４２】 消費レート５．６２５Mbit/sの１０個の高ビットレートストリームと、消費レ
ート０．３７５Mbit/sの１０個の低ビットレートストリームとがある。ライン４
０２は、種々のｋの値に対する第１実施例によるバッファに総メモリ必要量を表
すグラフである。ライン４０４は、種々のｋの値に対する第２実施例によるバッ
ファに総メモリ必要量を表すグラフである。ｋの値は、ｋ＝１からｋ＝１５まで
変化する。ｋ＝１のとき、低ビットレートストリームはスイープ毎に供給され、
従来技術のシステムに対応する。図４に示されるように、従来技術のシステムは
、約１５．２Mbyte（メガバイト）のメモリを必要とする。ｋ＝４を選択すると
、第１の実施例における最適値が得られ，このときのバッファ用のメモリ必要量
は、約１２．３Mbyteである。これにより、従来技術のシステムよりもメモリ必
要量が約２０％節約される。一方、第２実施例の場合、ｋ＝５が最適値を与える
。このとき、メモリ必要量は１１．２Mbyteであり、従来技術のシステムよりも
約２６％の節約が達成される。ライン４０４の不規則なパスは、丸め処理、
【００４３】
【外３】 による影響である。あるｋの値、たとえば、ｋ＝９のとき、アルゴリズムの有効
性が低下する。
【００４４】 第２実施例は、
【００４５】
【外４】 個の低ビットレートストリームが供給されるスイープと、
【００４６】
【外５】 個の低ビットレートストリームが供給されるスイープとを明示的に導入すること
によって改良される。ここで、表現形式、
【００４７】
【外６】 は、ｍ／ｋが整数値にならない場合に、ｍ／ｋを切り下げる処理を表す。これら
の２種類のスイープを導入することにより、バッファのためのメモリ必要量は、
ｋの値が増加するにつれて、非常に滑らかに変化し、より小さい最小値が得られ
る可能性がある。
【００４８】 図５は、スケジューラの動作を説明するフローチャートである。スケジューラ
１７０は、記憶媒体１１０からのブロックの読み出しを制御する。スケジューラ
は、巡回的に動作する。
【００４９】 各サイクルの始めに、スケジューラ１７０は、ステップ５１０において、現在
アクティブ状態である高ビットレートストリームの数を判定する。
【００５０】 次に、ステップ５２０において、スケジューラは、供給されるべき低ビットレ
ートストリームを判定する。このスケジューラが第１実施例に適用された場合、
スケジューラは、現在のサイクルが小さいスイープであるか、大きいスイープで
あるかを判定する。小さいスイープであると判定された場合、低ビットレートス
トリームを供給する必要は無く、大きいスイープである場合、現在アクティブ状
態である全ての低ビットレートストリームが供給されるべきである。第２に実施
例に適用された場合、スケジューラは、次の画分
【００５１】
【外７】 個の低ビットレートストリームが直ちに供給されるべきであると判定する。この
ため、ｋ種類の画分
【００５２】
【外８】 個の低ビットレートストリームが定義され、各グループの順番が巡回的に選択さ
れ、各グループは、ｋ回のスイープの間に１回ずつ供給される。
【００５３】 続くステップ５３０で、スケジューラ１７０は、現在のサイクル中に読み出さ
れるべきデータのブロックに対するデータストリームのグループを組み立てる。
【００５４】 可変レートシステムの場合、スケジューラ１７０は、新しいブロックのための
スペースを有するバッファ１２５を能動的に検査する。固定ビットレートのスケ
ジューリングアルゴリズムの場合、スケジューラ１７０は、新しいブロックが選
択された全ストリームに対し読み出されるべきであると判定する。
【００５５】 次に、ステップ５４０において、スケジューラ１７０は、リーダー１８０に記
憶媒体１１０から対応したブロック（実際には、ブロックに関連したDAB）を読
み出させる。スケジューラ１７０から出されたブロック読み出し要求に応じて、
リーダー１８０は、対応したブロックを記憶媒体１１０から読み出す準備を行う
。読み出されたブロックは、ブロックが読み出されたデータストリームに対応す
る一つのバッファ１２５に格納される。データは、バッファからユーザへ与えら
れる。リーダー１８０が実質的にデータブロックを読み出した後、スケジューラ
１７０は、ステップ５１０で次のサイクルを開始する。
【図面の簡単な説明】
【図１】 本発明によるシステム１００の概略的なブロック図である。
【図２】 本発明によるシステムの第１実施例における時間に関するスイープの概略説明
図図である。
【図３】 本発明によるシステムの第２実施例における時間に関するスイープの概略説明
図である。
【図４】 本発明の第１及び第２の実施例における種々の値ｋに対するメモリ要求量を示
すグラフである。
【図５】 スケジューラの動作のフローチャートである。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 コウマンス，パスカル エフ アー オランダ国，5656 アーアー アインドー フェン， プロフ・ホルストラーン ６ Ｆターム(参考） 5C053 FA23 FA27 GA11 GB38 KA01 LA14 5D044 AB05 AB07 FG30 GK08 HL11

Claims (5)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 記憶媒体から、オーディオ及び／又はビデオのようなデータ
    のブロックを取得し、上記ブロックを複数のストリームの形式でユーザへ供給す
    るシステムであって、 第１のストリームクラスの中のストリームは、第１の最小ビットレートと第１
    の最大ビットレートの間に実際のビットレートを有し、上記第１の最小ビットレ
    ートと上記第１の最大ビットレートは一致する可能性があり、その場合には第１
    の固定ビットレートが得られ、 第２のストリームクラスの中のストリームは、第２の最小ビットレートと第２
    の最大ビットレートの間に実際のビットレートを有し、上記第２の最小ビットレ
    ートと上記第２の最大ビットレートは一致する可能性があり、その場合には第２
    の固定ビットレートが得られ、 上記第１の最大ビットレートは上記第２の最大ビットレートよりも実質的に高
    く、 上記システムは、 ストリーム毎にデータのブロックを保存する関連したバッファと、 選択されたストリームのグループのストリーム毎に上記記憶媒体からデータの
    ブロックを１回のスイープで読み出し、読み出されたブロックを対応した上記バ
    ッファに格納するリーダーと、 上記リーダーの次のスイープで読み出されるべきブロックに対応したストリー
    ムのグループを繰り返し選択するスケジューラとを具備し、 上記スケジューラは、上記第２のクラスのストリームの実際のビットレートが
    上記第２の最大ビットレートに一致し、上記第１のクラスのストリームの実際の
    ビットレートが上記第１の最大ビットレートに一致する状況において、ブロック
    が読み出されるべきグループ内で、第１のクラスのストリームよりも少ない頻度
    で第２のクラスのストリームを選択するよう動作的であることを特徴とするシス
    テム。
  2. 【請求項２】 ｋが第１の最大消費レート及び第２の最大消費レートに依存
    するとき、上記スケジューラは、ｋ回のスイープの中で１回ずつブロックが読み
    出されるべきグループ内で、上記第２のクラスの特定のストリームを選択するよ
    う動作的である、請求項１記載のシステム。
  3. 【請求項３】 上記第２のクラスのｍ個のストリームに関して、上記スケジ
    ューラが１回の特定のスイープ中にブロックが読み出されるべきグループ内で、
    上記ｍ個のストリームを選択するよう動作的である、請求項１記載のシステム。
  4. 【請求項４】 上記第２のクラスのｍ個のストリームに関して、上記スケジ
    ューラが１回の特定のスイープ中にブロックが読み出されるべきグループ内で、
    上記ｍ個のストリームの中の特定の画分ｍ／ｋ個のストリームを選択するよう動
    作的である、請求項２記載のシステム。
  5. 【請求項５】 記憶媒体から、オーディオ及び／又はビデオのようなデータ
    のブロックを取得し、上記ブロックを複数のストリームの形式でユーザへ供給す
    る方法であって、 第１のストリームクラスの中のストリームは、第１の最小ビットレートと第１
    の最大ビットレートの間に実際のビットレートを有し、上記第１の最小ビットレ
    ートと上記第１の最大ビットレートは一致する可能性があり、その場合には第１
    の固定ビットレートが得られ、 第２のストリームクラスの中のストリームは、第２の最小ビットレートと第２
    の最大ビットレートの間に実際のビットレートを有し、上記第２の最小ビットレ
    ートと上記第２の最大ビットレートは一致する可能性があり、その場合には第２
    の固定ビットレートが得られ、 上記第１の最大ビットレートは上記第２の最大ビットレートよりも実質的に高
    く、 上記方法は、 ストリーム毎にデータのブロックを関連したバッファに格納する工程と、 選択されたストリームのグループのストリーム毎に上記記憶媒体からデータの
    ブロックを１回のスイープで読み出し、読み出されたブロックを対応した上記バ
    ッファに格納する工程と、 上記リーダーの次のスイープで読み出されるべきブロックに対応したストリー
    ムのグループを繰り返し選択する工程とを含み、 上記第２のクラスのストリームは、上記第２のクラスのストリームの実際のビ
    ットレートが上記第２の最大ビットレートに一致し、上記第１のクラスのストリ
    ームの実際のビットレートが上記第１の最大ビットレートに一致する状況におい
    て、ブロックが読み出されるべきグループ内で、上記第１のクラスのストリーム
    よりも少ない頻度で選択されることを特徴とする方法。
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