JP2956201B2 - 画像信号のタスク分割並列処理方法 - Google Patents
画像信号のタスク分割並列処理方法Info
- Publication number
- JP2956201B2 JP2956201B2 JP2301926A JP30192690A JP2956201B2 JP 2956201 B2 JP2956201 B2 JP 2956201B2 JP 2301926 A JP2301926 A JP 2301926A JP 30192690 A JP30192690 A JP 30192690A JP 2956201 B2 JP2956201 B2 JP 2956201B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- task
- processing
- block
- image data
- queue
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Fee Related
Links
Landscapes
- Image Processing (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、画像信号を高速処理するための並列処理方
法に関し、特に処理効率を高めるための処理割り当て方
法を与える技術に関する。
法に関し、特に処理効率を高めるための処理割り当て方
法を与える技術に関する。
画像信号は１画面中に大量のデータを含み、動画像で
はさらにこのデータが高速に変化する。例えばRGB3成分
の256×256画素からなるカラー画像を毎秒30枚処理する
場合、画像信号速度は5.9M画素／秒となる。この信号に
対し符号復号処理を行おうとすると、画素当たり10〜10
0ステップの処理が必要になる。すなわち59〜590Mステ
ップ／秒の処理が必要になる。一方符号復号処理に適用
できる通常のプロセッサの性能は20〜50Mステップ／秒
程度である。従って複数のプロセッサを用いて符号復号
処理を行う並列処理方式が考えられている。すなわちｋ
個のプロセッサを同時に使用することによってｋ倍の速
度の処理を行う方法である。
はさらにこのデータが高速に変化する。例えばRGB3成分
の256×256画素からなるカラー画像を毎秒30枚処理する
場合、画像信号速度は5.9M画素／秒となる。この信号に
対し符号復号処理を行おうとすると、画素当たり10〜10
0ステップの処理が必要になる。すなわち59〜590Mステ
ップ／秒の処理が必要になる。一方符号復号処理に適用
できる通常のプロセッサの性能は20〜50Mステップ／秒
程度である。従って複数のプロセッサを用いて符号復号
処理を行う並列処理方式が考えられている。すなわちｋ
個のプロセッサを同時に使用することによってｋ倍の速
度の処理を行う方法である。
第３図は、従来の並列処理方法の第１の例である機能
分割による並列処理方法を示している。
分割による並列処理方法を示している。
図中、１は信号を入力する入力端子、101,102,103は
符号復号処理の分割機能ブロック、２は信号を出力する
出力端子である。
符号復号処理の分割機能ブロック、２は信号を出力する
出力端子である。
入力端子１に入力された信号、例えば画像信号は、機
能ブロック101に入力される。分割機能ブロック101は符
号復号処理１分を分担する分割機能であり、全体の符号
復号処理のｎ分の１の処理量を必要とするものとする。
すなわち全体の処理をｎ個の処理に分割することによっ
て、１つのプロセッサに要求される性能を満足すること
ができるようにする。分割機能ブロック101の出力は次
断の分割機能ブロック102に入力される。以下同様に、
ｎ番目の分割機能ブロック103までが動作する。分割機
能ブロック103の出力は出力端子２より出力される。
能ブロック101に入力される。分割機能ブロック101は符
号復号処理１分を分担する分割機能であり、全体の符号
復号処理のｎ分の１の処理量を必要とするものとする。
すなわち全体の処理をｎ個の処理に分割することによっ
て、１つのプロセッサに要求される性能を満足すること
ができるようにする。分割機能ブロック101の出力は次
断の分割機能ブロック102に入力される。以下同様に、
ｎ番目の分割機能ブロック103までが動作する。分割機
能ブロック103の出力は出力端子２より出力される。
第４図は、従来の並列処理方法の第２の例である負荷
分割による並列処理方法を示している。図中、１は入力
端子、201,202,203は負荷分割された符号復号処理ブロ
ック、２は出力端子である。入力端子１に入力された信
号、例えば画像信号は、ｍ個の領域に分割され、各領域
ごとに異なる処理ブロックに入力される。ｍ個に分割し
た画像の第１番目の領域の信号は符号復号処理ブロック
201に入力される。符号復号処理ブロック201では目的と
する符号復号処理を行うが、データ量が全体のｍ分の一
であることにより、画像全体を処理するのに比較して平
均的にはｍ分の一の時間で処理を行うことができる。第
２番目の領域の信号は処理ブロック202に入力される。
以下同様に、ｍ番目の処理ブロック203までが動作す
る。符号復号処理ブロック201,202,203の出力は再編成
され、出力端子２より出力される。
分割による並列処理方法を示している。図中、１は入力
端子、201,202,203は負荷分割された符号復号処理ブロ
ック、２は出力端子である。入力端子１に入力された信
号、例えば画像信号は、ｍ個の領域に分割され、各領域
ごとに異なる処理ブロックに入力される。ｍ個に分割し
た画像の第１番目の領域の信号は符号復号処理ブロック
201に入力される。符号復号処理ブロック201では目的と
する符号復号処理を行うが、データ量が全体のｍ分の一
であることにより、画像全体を処理するのに比較して平
均的にはｍ分の一の時間で処理を行うことができる。第
２番目の領域の信号は処理ブロック202に入力される。
以下同様に、ｍ番目の処理ブロック203までが動作す
る。符号復号処理ブロック201,202,203の出力は再編成
され、出力端子２より出力される。
しかしながら、前記従来の機能分割方法は、機能の分
割数ｎを増加することによって処理速度を高める方式で
あるが、分割数ｎがある値以上になると、処理量に比較
してデータ入出力量が増加し、処理効率が低下してく
る。また、処理の規模が小さくなると、分割自体が困難
になる。すなわち、機能分割方法では高い並列度を実現
することが困難であるという問題があった。
割数ｎを増加することによって処理速度を高める方式で
あるが、分割数ｎがある値以上になると、処理量に比較
してデータ入出力量が増加し、処理効率が低下してく
る。また、処理の規模が小さくなると、分割自体が困難
になる。すなわち、機能分割方法では高い並列度を実現
することが困難であるという問題があった。
また、負荷分割方法は、データ領域をｍ個の領域に分
割することによって処理速度を高める方式であるが、ｍ
分割した領域ごとに処理量が変化する場合、最も処理量
の大きい領域によって処理速度が決まり、平均処理機能
が低下する。また各領域の処理がシーケンシャルに行わ
れる部分には、ｍ個の処理を同時に行うことができない
ため、この方法を適用することができないという問題が
あった。言い替えると、ｍ個の領域に分割しても、例え
ばｍ個の中のｋ番目の領域の処理の次にｋ＋１番目の領
域の処理を行うというように各領域の処理がシーケンシ
ャルに行われる場合には、負荷分割の方法が適用できな
いという問題があった。
割することによって処理速度を高める方式であるが、ｍ
分割した領域ごとに処理量が変化する場合、最も処理量
の大きい領域によって処理速度が決まり、平均処理機能
が低下する。また各領域の処理がシーケンシャルに行わ
れる部分には、ｍ個の処理を同時に行うことができない
ため、この方法を適用することができないという問題が
あった。言い替えると、ｍ個の領域に分割しても、例え
ばｍ個の中のｋ番目の領域の処理の次にｋ＋１番目の領
域の処理を行うというように各領域の処理がシーケンシ
ャルに行われる場合には、負荷分割の方法が適用できな
いという問題があった。
本発明は、前記従来技術の問題点を解決するためにな
されたものであり、本発明の目的は、並列度を上げた場
合にも処理効率が低下しない、汎用性の高い画像信号の
並列処理方法を提供することにある。
されたものであり、本発明の目的は、並列度を上げた場
合にも処理効率が低下しない、汎用性の高い画像信号の
並列処理方法を提供することにある。
本発明の前記ならびにその他の目的と新規な特徴は、
本明細書の記述及び添付図面によって明らかになるであ
ろう。
本明細書の記述及び添付図面によって明らかになるであ
ろう。
前記目的を達成するために、本発明は、タスク準備ブ
ロックと、並列処理のためのｋ個（P0、P1、‥‥、Pk−
1;kは２以上の整数）のタスク処理ブロックとを備え、
画像データをｍ個（D0、D1、‥‥Dm−1;mは２以上の整
数）の領域に分割したデータと、画像データに対する一
連の処理をｎ個（F0、F1、‥‥Fn−1;nは１以上の整
数）の基本処理に分割した処理によって構成されるmn個
（T0、T1、‥‥Tmn−１）のタスクを処理単位として、
画像データを処理する画像信号のタスク分割並列処理方
法であって、各タスク処理ブロックが、タスクウエイト
状態において、処理可能なタスクが待ち行列に存在する
とその中より、処理可能なタスクに対応する画像データ
を各タスク処理ブロックに再配置するためのクロック数
と、処理可能なタスクに対応する基本処理の処理条件を
各タスク処理ブロックにロードするためのクロック数と
の合計を処理可能なタスクの処理コストとし、該処理コ
ストを最小とするタスクを選択する第２の過程と、該選
択されたタスクに対応する画像データをタスクウエイト
状態のタスク処理ブロックに再配置するとともに選択さ
れたタスクに対応する基本処理の処理条件をタスクウエ
イト状態のタスク処理ブロックにロードした後、タスク
実行状態に入り、選択されたタスクを待ち行列より削除
する第３の過程と、タスクの実行を終了したタスク処理
ブロックはタスクウエイト状態に復帰するとともに、次
に処理可能となったタスクをタスク準備ブロックに通知
し、待ち行列に加える第４の過程を有することを最も主
要な特徴とする。
ロックと、並列処理のためのｋ個（P0、P1、‥‥、Pk−
1;kは２以上の整数）のタスク処理ブロックとを備え、
画像データをｍ個（D0、D1、‥‥Dm−1;mは２以上の整
数）の領域に分割したデータと、画像データに対する一
連の処理をｎ個（F0、F1、‥‥Fn−1;nは１以上の整
数）の基本処理に分割した処理によって構成されるmn個
（T0、T1、‥‥Tmn−１）のタスクを処理単位として、
画像データを処理する画像信号のタスク分割並列処理方
法であって、各タスク処理ブロックが、タスクウエイト
状態において、処理可能なタスクが待ち行列に存在する
とその中より、処理可能なタスクに対応する画像データ
を各タスク処理ブロックに再配置するためのクロック数
と、処理可能なタスクに対応する基本処理の処理条件を
各タスク処理ブロックにロードするためのクロック数と
の合計を処理可能なタスクの処理コストとし、該処理コ
ストを最小とするタスクを選択する第２の過程と、該選
択されたタスクに対応する画像データをタスクウエイト
状態のタスク処理ブロックに再配置するとともに選択さ
れたタスクに対応する基本処理の処理条件をタスクウエ
イト状態のタスク処理ブロックにロードした後、タスク
実行状態に入り、選択されたタスクを待ち行列より削除
する第３の過程と、タスクの実行を終了したタスク処理
ブロックはタスクウエイト状態に復帰するとともに、次
に処理可能となったタスクをタスク準備ブロックに通知
し、待ち行列に加える第４の過程を有することを最も主
要な特徴とする。
前述の手段によれば、処理機能および処理データ領域
で決まるタスクを処理単位として並列に用意したプロセ
ッサに供給するとともに、各プロセッサでは処理可能と
なったタスクから処理コスト関数が最小となるようにタ
スクを選択して処理を行うので、並列度を上げた場合に
も処理効率が低下しない、汎用性の高い並列処理方式を
提供することができる。
で決まるタスクを処理単位として並列に用意したプロセ
ッサに供給するとともに、各プロセッサでは処理可能と
なったタスクから処理コスト関数が最小となるようにタ
スクを選択して処理を行うので、並列度を上げた場合に
も処理効率が低下しない、汎用性の高い並列処理方式を
提供することができる。
以下、本発明の一実施例を図面を用いて具体的に説明
する。
する。
第１図は、本発明の画像信号のタスク分割並列処理方
式の一実施例を説明するためのブロック構成図である。
式の一実施例を説明するためのブロック構成図である。
第１図において、１は画像データが入力される入力端
子、２は画像データが出力される出力端子、301,302,30
3,304はタスク処理ブロック、３はタスク準備ブロック
である。入力端子１に入力された画像データは、タスク
準備ブロック３に入力される。タスク準備ブロック３は
処理可能なタスクを作成し、タスク待ち行列に加える。
すなわち入力画像データをｍ個のデータに分割しデータ
D0,D1,……,Dm−１とし、処理をｎ個の部分処理F0,F1,
……,Fn−１に分割し、データと処理によって決まるタ
スクを処理単位として評価する。例えばデータDiが到着
し、このデータに対し部分処理Fjが適用可能となると、
タスクTijを発生する。
子、２は画像データが出力される出力端子、301,302,30
3,304はタスク処理ブロック、３はタスク準備ブロック
である。入力端子１に入力された画像データは、タスク
準備ブロック３に入力される。タスク準備ブロック３は
処理可能なタスクを作成し、タスク待ち行列に加える。
すなわち入力画像データをｍ個のデータに分割しデータ
D0,D1,……,Dm−１とし、処理をｎ個の部分処理F0,F1,
……,Fn−１に分割し、データと処理によって決まるタ
スクを処理単位として評価する。例えばデータDiが到着
し、このデータに対し部分処理Fjが適用可能となると、
タスクTijを発生する。
処理可能となったタスクは、タスク準備ブロック３よ
り各タスク処理ブロックPiに通知される。タスク処理ブ
ロックPiは、一般にｋ個（ｋ≧２）存在するが、同図で
はｋ＝４の場合を示している。Piのうち空き状態にある
処理ブロックは処理可能となったタスクの中より最も処
理コスト関数を最小とするタスクを選択し、空き状態よ
り処理状態に遷移する。このタスクはタスク準備ブロッ
クのタスク待ち行列より除かれる。
り各タスク処理ブロックPiに通知される。タスク処理ブ
ロックPiは、一般にｋ個（ｋ≧２）存在するが、同図で
はｋ＝４の場合を示している。Piのうち空き状態にある
処理ブロックは処理可能となったタスクの中より最も処
理コスト関数を最小とするタスクを選択し、空き状態よ
り処理状態に遷移する。このタスクはタスク準備ブロッ
クのタスク待ち行列より除かれる。
処理コスト関数は、例えばタスクを開始するまでに必
要となる準備クロック数等を用いれば良い。この場合タ
スク切り替えに必要となるオーバーヘッドが最小化され
る。すなわちタスクＴに対応する画像データを処理ブロ
ックに再配置するために必要となるクロック数と、およ
びタスクＴに対応する基本処理Ｆの処理条件を指定する
プログラムをロードするためのクロック数との合計を、
当該タスクＴのコスト関数として用いることによって、
タスクを開始するまでの準備クロック数が最も少なくな
るようにタスクがタスク処理ブロックに配置される。空
き状態の処理ブロックが２つ以上存在する場合には、処
理可能タスクに対し、より小さな処理コスト関数をもつ
処理ブロックが当該タスクを実行する。
要となる準備クロック数等を用いれば良い。この場合タ
スク切り替えに必要となるオーバーヘッドが最小化され
る。すなわちタスクＴに対応する画像データを処理ブロ
ックに再配置するために必要となるクロック数と、およ
びタスクＴに対応する基本処理Ｆの処理条件を指定する
プログラムをロードするためのクロック数との合計を、
当該タスクＴのコスト関数として用いることによって、
タスクを開始するまでの準備クロック数が最も少なくな
るようにタスクがタスク処理ブロックに配置される。空
き状態の処理ブロックが２つ以上存在する場合には、処
理可能タスクに対し、より小さな処理コスト関数をもつ
処理ブロックが当該タスクを実行する。
この処理コストの概念を用いないと、処理可能状態に
ある任意のタスクが空き状態にある任意の処理ブロック
に割り当てられることになり、処理ブロックのウエイト
率は最小化できるが、タスクを開始するためのオーバー
ヘッドが最小化できない。また、特定の処理を特性の処
理ブロックに拘束するごとき制御を行うことができな
い。
ある任意のタスクが空き状態にある任意の処理ブロック
に割り当てられることになり、処理ブロックのウエイト
率は最小化できるが、タスクを開始するためのオーバー
ヘッドが最小化できない。また、特定の処理を特性の処
理ブロックに拘束するごとき制御を行うことができな
い。
タスク処理ブロックにおいて１つのタスクが終了する
と、次に起動すべきタスクをタスク準備ブロックに通知
する。タスク準備ブロックでは、通知されたタスクをタ
スク待ち行列に加える。
と、次に起動すべきタスクをタスク準備ブロックに通知
する。タスク準備ブロックでは、通知されたタスクをタ
スク待ち行列に加える。
以下同様に処理が進行する。外部出力を発生するタス
クは特定の処理ブロック、例えばタスク処理ブロック30
4に割り当てられることもある。この場合各処理ブロッ
クPiで作成されたデータはタスク処理ブロック304で出
力データ例となり、出力端子２より出力される。
クは特定の処理ブロック、例えばタスク処理ブロック30
4に割り当てられることもある。この場合各処理ブロッ
クPiで作成されたデータはタスク処理ブロック304で出
力データ例となり、出力端子２より出力される。
第２図は、本実施例の動作を説明するためのタイムチ
ャートであり、データはD0,D1,……,D7に８分割され、
処理はF0,F1,F2に３分割され、タスク処理ブロックはP
0,P1,P2,P3の４並列の場合を示している。
ャートであり、データはD0,D1,……,D7に８分割され、
処理はF0,F1,F2に３分割され、タスク処理ブロックはP
0,P1,P2,P3の４並列の場合を示している。
データはD0,D1,……,D7の順に入力され、処理はF0,F
1,F2の順に処理される。タスク処理ブロックP0,P1,P2は
均一のコスト関数を与え、P3は出力データ作成に対して
最も小さいコスト関数を与えているものとする。
1,F2の順に処理される。タスク処理ブロックP0,P1,P2は
均一のコスト関数を与え、P3は出力データ作成に対して
最も小さいコスト関数を与えているものとする。
入力データDiがタスク準備ブロック３に到着した状態
を同図Ｔに示す。データD0が到着しタスクT00がレディ
状態になると、処理ブロックP0がタスクT00を獲得し、
処理を開始する。同様にデータD1,D2の到着により、タ
スクT10,T20は順次処理ブロックP1,P2で処理される。
を同図Ｔに示す。データD0が到着しタスクT00がレディ
状態になると、処理ブロックP0がタスクT00を獲得し、
処理を開始する。同様にデータD1,D2の到着により、タ
スクT10,T20は順次処理ブロックP1,P2で処理される。
タスクT00の終了はタスクT01を発生し、空き状態のタ
スク処理ブロックP0がT01を獲得する。この場合タスク
処理ブロックP2,P3も空き状態にあるが、データ再配置
のためのクロック数を必要としないタスク処理ブロック
P0が最も小さいコスト関数をとるため、タスク処理ブロ
ックP0にタスクが割付けられる。タスクT01の終了はタ
スクT02を発生し、空き状態のタスク処理ブロックP3がT
02を獲得する。処理ブロックP0はタスク待ち状態ｗとな
り、データD3が入力されるとタスクT30を獲得する。タ
スクT02がタスク処理ブロックP3に割り当てられる理由
は、タスク処理ブロックP3がすでに処理F2を実現するプ
ログラムをロードしており、処理F2以外を起動するため
には準備クロックＴを必要とし、処理F2を起動するのに
対して最も小さなコスト関数をとる様になっているから
である。この方法によって特定の処理を特定の処理ブロ
ックに割り当てておくことができるようになる。以下同
様に処理が進行する。
スク処理ブロックP0がT01を獲得する。この場合タスク
処理ブロックP2,P3も空き状態にあるが、データ再配置
のためのクロック数を必要としないタスク処理ブロック
P0が最も小さいコスト関数をとるため、タスク処理ブロ
ックP0にタスクが割付けられる。タスクT01の終了はタ
スクT02を発生し、空き状態のタスク処理ブロックP3がT
02を獲得する。処理ブロックP0はタスク待ち状態ｗとな
り、データD3が入力されるとタスクT30を獲得する。タ
スクT02がタスク処理ブロックP3に割り当てられる理由
は、タスク処理ブロックP3がすでに処理F2を実現するプ
ログラムをロードしており、処理F2以外を起動するため
には準備クロックＴを必要とし、処理F2を起動するのに
対して最も小さなコスト関数をとる様になっているから
である。この方法によって特定の処理を特定の処理ブロ
ックに割り当てておくことができるようになる。以下同
様に処理が進行する。
タスクT40はタスク処理ブロックP1がビジー（すなわ
ち、内部処理により処理能力がいっぱいとなった状態）
のためタスク処理ブロックP2に割り当てられる。タスク
処理ブロックP1はタスクT11の終了後、タスクT50が割り
当てられる。この例はタスク処理ブロックの割り当てが
データ順に対して必ずしも一定とはならないことを示し
ている。この方法により空き状態にあるタスク処理ブロ
ックに対して順次タスクが供給されることになり、各タ
スクの処理時間が変動しても高い処理効率が得られる。
ち、内部処理により処理能力がいっぱいとなった状態）
のためタスク処理ブロックP2に割り当てられる。タスク
処理ブロックP1はタスクT11の終了後、タスクT50が割り
当てられる。この例はタスク処理ブロックの割り当てが
データ順に対して必ずしも一定とはならないことを示し
ている。この方法により空き状態にあるタスク処理ブロ
ックに対して順次タスクが供給されることになり、各タ
スクの処理時間が変動しても高い処理効率が得られる。
タスクT60がタスク処理ブロックP2で終了した後、タ
スクT61はタスク処理ブロックP0で実行される。この例
はタスク処理ブロックP3が処理F0を継続した方が同じデ
ータに対し異なる処理F1を行うよりも有利であるという
コスト関数を有している場合に相当している。この方法
により各タスク処理ブロックは１つのタスクが終了する
と、データを更新するか処理を更新するかを、コスト関
数を最小とするように選択することができる。
スクT61はタスク処理ブロックP0で実行される。この例
はタスク処理ブロックP3が処理F0を継続した方が同じデ
ータに対し異なる処理F1を行うよりも有利であるという
コスト関数を有している場合に相当している。この方法
により各タスク処理ブロックは１つのタスクが終了する
と、データを更新するか処理を更新するかを、コスト関
数を最小とするように選択することができる。
なお、処理コスト関数として準備クロック数の例を用
いたが、この他の処理終了時刻を最も早くする処理終了
時刻を用いることや、処理開始持ち時間を最も短くする
ウェイトクロック数を用いることもできる。また前記説
明ではタスク生成・終了条件を中心に示したが、タスク
間のデータの授受が同時に存在していることは言うまで
もない。
いたが、この他の処理終了時刻を最も早くする処理終了
時刻を用いることや、処理開始持ち時間を最も短くする
ウェイトクロック数を用いることもできる。また前記説
明ではタスク生成・終了条件を中心に示したが、タスク
間のデータの授受が同時に存在していることは言うまで
もない。
さらに、タスクの分割に際してデータ，処理の２パラ
メタを用いたが、動作モード等の他のパラメタを加える
ことや、複数のタスクを１つのタスクに併合し新たなタ
スクに置換えることも可能である。タスク処理ブロック
が処理可能なタスクを選択する例を示したが、複数のタ
スク処理ブロックが空き状態にある場合には処理可能タ
スクが発生すると、最も処理コストを最小とするタスク
処理ブロックに割り当てられる。
メタを用いたが、動作モード等の他のパラメタを加える
ことや、複数のタスクを１つのタスクに併合し新たなタ
スクに置換えることも可能である。タスク処理ブロック
が処理可能なタスクを選択する例を示したが、複数のタ
スク処理ブロックが空き状態にある場合には処理可能タ
スクが発生すると、最も処理コストを最小とするタスク
処理ブロックに割り当てられる。
以上、本発明を実施例にもとづき具体的に説明した
が、本発明は、前記実施例に限定されるものではなく、
その要旨を逸脱しない範囲において種々変更可能である
ことは言うまでもない。
が、本発明は、前記実施例に限定されるものではなく、
その要旨を逸脱しない範囲において種々変更可能である
ことは言うまでもない。
以上、説明したように、本発明によれば、次に実行す
べきタスクを同じ待ち行列に加えるとともにどの処理ブ
ロックにおいても該当するタスクの処理プログラムのロ
ードによりあらゆるタスクが処理できる構成をとってい
るので、基本処理の種類毎に処理ブロックと待ち行列を
設ける構成に比べ、ハードの簡素化が図られる。また処
理ブロックに空きが生ずるとタスクの待ち行列の中か
ら、タスクを開始するまでの準備時間を最小とするタス
クが選択されるので、待ち行列に到着した順にタスクを
割り当てる方法に比べて、待ち時間の短縮が図ることが
できる。
べきタスクを同じ待ち行列に加えるとともにどの処理ブ
ロックにおいても該当するタスクの処理プログラムのロ
ードによりあらゆるタスクが処理できる構成をとってい
るので、基本処理の種類毎に処理ブロックと待ち行列を
設ける構成に比べ、ハードの簡素化が図られる。また処
理ブロックに空きが生ずるとタスクの待ち行列の中か
ら、タスクを開始するまでの準備時間を最小とするタス
クが選択されるので、待ち行列に到着した順にタスクを
割り当てる方法に比べて、待ち時間の短縮が図ることが
できる。
これは、画像信号のリアルタイム処理や符号復号化処
理のための並列処理方法として有効である。
理のための並列処理方法として有効である。
第１図は、本発明の画像信号のタスク分割並列処理方法
の一実施例を説明するためのブロック構成図、 第２図は、本実施例の動作を説明するためのタイムチャ
ート、 第３図は、機能分割方式による従来方法の並列処理を説
明するための図、 第４図は、負荷分割方式により従来方法の並列処理を説
明するための図である。 図中、１……入力端子、２……出力端子、３……タスク
準備ブロック、301,302,303,304……タスク処理ブロッ
ク。
の一実施例を説明するためのブロック構成図、 第２図は、本実施例の動作を説明するためのタイムチャ
ート、 第３図は、機能分割方式による従来方法の並列処理を説
明するための図、 第４図は、負荷分割方式により従来方法の並列処理を説
明するための図である。 図中、１……入力端子、２……出力端子、３……タスク
準備ブロック、301,302,303,304……タスク処理ブロッ
ク。
フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭57−187759（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−224186（ＪＰ，Ａ) 特開 昭55−6601（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.6，ＤＢ名) G06F 15/66 G06F 15/16
Claims (1)
- 【請求項１】タスク準備ブロックと複数個のタスク処理
ブロックとを備え、画像データを複数個の領域に分割し
たデータと、画像データに対する一連の処理を複数個の
基本処理に分割した処理とによって構成される個々のタ
スクを処理単位として、画像データを処理する画像信号
のタスク分割並列処理方法であって、 前記タスク準備ブロックが、処理可能なタスクの待ち行
列を生成して前記各タスク処理ブロックに通知する第１
の過程と、 前記各タスク処理ブロックが、タスクウエイト状態にお
いて、前記処理可能なタスクが前記待ち行列に存在する
とその中より、前記処理可能なタスクに対応する画像デ
ータを前記各タスク処理ブロックに再配置するためのク
ロック数と、前記処理可能なタスクに対応する基本処理
の処理条件を前記各タスク処理ブロックにロードするた
めのクロック数との合計を前記処理可能なタスクの処理
コストとし、該処理コストを最小とするタスクを選択す
る第２の過程と、 該選択されたタスクに対応する画像データをタスクウエ
イト状態の前記タスク処理ブロックに再配置するととも
に前記選択されたタスクに対応する基本処理の処理条件
をタスクウエイト状態の前記タスク処理ブロックにロー
ドした後、タスク実行状態に入り、前記選択されたタス
クを前記待ち行列より削除する第３の過程と、 タスクの実行を終了したタスク処理ブロックはタスクウ
エイト状態に復帰するとともに、次に処理可能となった
タスクを前記タスク準備ブロックに通知し、前記待ち行
列に加える第４の過程とを有することを特徴とする画像
信号のタスク分割並列処理方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2301926A JP2956201B2 (ja) | 1990-11-06 | 1990-11-06 | 画像信号のタスク分割並列処理方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2301926A JP2956201B2 (ja) | 1990-11-06 | 1990-11-06 | 画像信号のタスク分割並列処理方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04172570A JPH04172570A (ja) | 1992-06-19 |
| JP2956201B2 true JP2956201B2 (ja) | 1999-10-04 |
Family
ID=17902774
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2301926A Expired - Fee Related JP2956201B2 (ja) | 1990-11-06 | 1990-11-06 | 画像信号のタスク分割並列処理方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2956201B2 (ja) |
Families Citing this family (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US9076110B2 (en) * | 2007-08-07 | 2015-07-07 | Xerox Corporation | Print-shop job price optimization via the use of planning, scheduling and simulation |
| US9196031B2 (en) | 2012-01-17 | 2015-11-24 | SCREEN Holdings Co., Ltd. | Appearance inspection apparatus and method |
| JP2013148380A (ja) * | 2012-01-17 | 2013-08-01 | Dainippon Screen Mfg Co Ltd | 外観検査装置 |
| WO2017163441A1 (ja) * | 2016-03-24 | 2017-09-28 | 富士ゼロックス株式会社 | 画像処理装置、画像処理方法、及び画像処理プログラム |
| CN111052084B (zh) * | 2017-08-30 | 2023-10-17 | 富士胶片株式会社 | 图像处理装置、图像处理方法以及图像处理程序 |
Family Cites Families (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS556601A (en) * | 1978-06-19 | 1980-01-18 | Fujitsu Ltd | Multiprocessor system with control processor |
| US4394727A (en) * | 1981-05-04 | 1983-07-19 | International Business Machines Corporation | Multi-processor task dispatching apparatus |
| JPH02224186A (ja) * | 1989-02-27 | 1990-09-06 | Mitsubishi Electric Corp | マルチプロセッサ制御装置 |
-
1990
- 1990-11-06 JP JP2301926A patent/JP2956201B2/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH04172570A (ja) | 1992-06-19 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US20080022288A1 (en) | Signal Processing Appatatus | |
| US7650601B2 (en) | Operating system kernel-assisted, self-balanced, access-protected library framework in a run-to-completion multi-processor environment | |
| US5293620A (en) | Method apparatus for scheduling tasks in repeated iterations in a digital data processing system having multiple processors | |
| JPH0635726A (ja) | 確率的優先順位に基づいてタスクを選択する方法 | |
| JPH0863355A (ja) | プログラム制御装置及びプログラム制御方法 | |
| Wolf et al. | On the optimization of schedules for MapReduce workloads in the presence of shared scans | |
| JP2956201B2 (ja) | 画像信号のタスク分割並列処理方法 | |
| CN110659119B (zh) | 一种图片处理方法、装置及系统 | |
| CN117193967A (zh) | 一种作业任务调度方法、装置、设备及存储介质 | |
| US20230305888A1 (en) | Processing engine mapping for time-space partitioned processing systems | |
| JP3071899B2 (ja) | 荷電ビーム描画用データ作成装置 | |
| Chang | Queues with feedback for time-sharing computer system analysis | |
| JPWO2019077933A1 (ja) | 演算回路および演算方法 | |
| JP2001282551A (ja) | ジョブ処理装置および方法 | |
| CN115698948A (zh) | 执行周期性任务的计算机实现的方法、执行周期性任务的包括一个或多个处理器的系统以及计算机程序产品 | |
| JPH05108380A (ja) | データ処理システム | |
| KR20070031307A (ko) | 신호 스트림 처리 작업의 조합을 실행하기 위한 방법, 장치및 시스템, 실행 파라미터를 계산하는 방법 및 장치,컴퓨터 프로그램 제품 | |
| CN114816720B (zh) | 多任务共享物理处理器的调度方法、装置及终端设备 | |
| JPH06282446A (ja) | ジョブスケジュール作成方法 | |
| JP2957711B2 (ja) | スケジューリング方法 | |
| Hsu et al. | Adaptable scheduling algorithm for grids with resource redeployment capability | |
| JPH04205150A (ja) | 複数タスクによるファイル更新方法 | |
| JPH05189390A (ja) | トランザクションスケジューリング方式 | |
| Barman | Dynamic time quantum in round robin algorithm (DTQRR) depending on burst and arrival time of the processes | |
| CN114168300A (zh) | 线程调度方法、处理器以及电子装置 |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20070723 Year of fee payment: 8 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20080723 Year of fee payment: 9 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20080723 Year of fee payment: 9 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090723 Year of fee payment: 10 |
|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |