发明技术领域

本发明总体涉及到通信系统领域，并且更加具体而言，通过(但是 不局限于)实例，涉及到处理由用户使通信系统过载而导致的潜在的缓 冲器溢出。

相关技术描述

出于商业、社会化和娱乐的目的，接入并且使用无线网络已经变得 越来越重要，并且越来越流行。目前，无线网络用户依赖于网络进行语 音和数据通信。而且，不断增长的用户数量要求业务和能力种类不断增 加，并且为例如互联网浏览等活动提供更宽的带宽。为了解决并且满足 新业务和更宽带宽的要求，无线通信产业需要不断地改进其业务数量及 其无线网络的吞吐量。提供附加业务以及更宽带宽都需要扩展和改进基 础结构，这是非常昂贵的，而且还是劳动力密集型的工作。而且，用户 最终还会提出高带宽数据流的要求，以支持例如实时的音频-视频下载 以及在两个或多个人之间的直接音频-视频通信等功能。因此在未来， 引入下一代无线系统，而不再试图去升级现有系统是必要的，并且/或 者是更加成本有效的。

为了做到这一点，无线通信行业打算继续去改进其所依赖的技术能 力，并且部署下一代系统供其用户使用。被设计去满足无线用户不断发 展的要求的下一代标准的协议正在由第三代合作项目组织(3GPP)进行 标准化工作。这一组协议总体被称为通用移动电信系统(UMTS)。

现在参考图1，以100总体说明有益地采用本发明的示范无线通信 系统。在UMTS网络100中，网络100内包括核心网120和UMTS地面无 线接入网(UTRAN) 130。UTRAN 130至少部分地由多个无线网络控制器 (RNC)140组成，其中每个控制器都被耦合到一个或多个相邻的节点B 150。每个节点B 150负责指定的地理小区，而且控制RNC 140负责在 该节点B 150与核心网120之间路由用户和信令数据。所有的RNC 140 都可以直接或间接地相互耦合。在第三代合作项目组织3GPP的技术规 范TS 25.401 V2.0.0(1999-09)中给出了UTRAN 130的总体概述，在 此引入其全部内容作为参考。UMTS网络100中还包括多个用户设备 (UE)110。UE可以包括例如移动台、移动终端、具有无线链接的便携 式电脑/个人数字助理(PDA)等。

在UMTS框架结构的示范第二层中，提供了一组无线接入承载 (RAB)，使得无线资源和业务可以供用户应用来使用。对于每个移动 台来说，可以存在一个或若干个RAB，以及以分段形式给出的从RAB到 各个无线链路控制(RLC)实体的数据流。RLC实体缓冲存储接收到的数 据分段，并且把RAB映射到各个逻辑信道中。媒体接入控制(MAC)实 体接收逻辑信道中传送的数据，并且进一步把逻辑信道中的数据映射到 一组传输信道中。传输信道进而又被映射到单个物理传输信道中，该信 道具备由相关网络为其分配的特定总带宽。连接到专用传输信道的MAC 实体被称为MAC-d，以及连接到公共传输信道的MAC实体被称为MAC-c。 最好是，UMTS中的每个移动台具有一个MAC-d实体，以及每个小区具有 一个MAC-c实体。

在系统的每个传输时间间隔内，MAC实体必须判断在与之连接的每 个传输信道中要传送多少数据。在做出该判断的过程中，需要共享逻辑 信道之间的全部可用带宽，该逻辑信道要从不同RAB以及它们的、耦合 到不同移动台的各个RLC中接收信息。过去，在多个输入数据流之间共 享资源被称为通用处理器共享(Generalized Processor Sharing， GPS)。然而现在已经认识到，在UMTS网络内直接利用GPS进行带宽分 配是有困难的。更加具体而言就是，GPS假设数据可以在MAC实体逻辑 信道中以无限小的数据块发送。而这一点在UMTS内是不可能的。相应地， 为了共享从不同RAB接收信息的不同逻辑信道之间的所有的可用带宽， 有必要提供用于管理或控制UMTS内的数据流的其它替代设计方案。

发明概述

本发明的方法、系统和设计可以补救上述指出的缺陷，以及与现有 方案相关的其它缺陷。更加具体而言就是，提出如下可用的设计方案， 即使得来自分别与不同逻辑信道相关的多个不同MAC-d实体的数据流可 以公平地共享MAC-d实体和一个公共MAC-c实体之间的数据速率，而且 还可以把MAC-c缓冲器维持在或者接近所期望的填充级别。这可以通过 如下操作来实现，即根据顺序，循环或者流活动性原理，并且利用有关 各个RLC/MAC-d实体的缓冲器填充级别的可用信息，在MAC-d实体的活 动数据流之间共享MAC-c缓冲器的空闲空间。

总之，本发明提供在无线通信系统中进行流控制的方法，其中包含 如下步骤：提供接收机实体以及一个或多个发射机实体，当给定发射机 实体从接收机实体接收到信用额时，给定发射机实体进行发送。方法中 还包括确定是否给予各个发射机实体信用额的步骤。

具体而言，本发明提供了一种在无线通信系统中用于提供流控制的 方法，其中包括如下步骤：提供具有接收机缓冲器的接收机实体；提供 多个发射机实体，其中每个发射机实体包括一个发射机缓冲器，用于在 分组传输到接收机实体之前存储分组；由接收机实体确定用于进入该接 收机实体的分组流的总的可用带宽；给每个发射机实体分配该总的可用 带宽的一部分；由每个接收机实体把信用额发给每个发射机实体，其中 每个信用额授权分组的传输，且发给一个给定发射机实体的信用额的数 量对应于该给定发射机实体中发射机缓冲器的积压计数器；以及通过发 给每个发射机实体的信用额数量而调整分配给每个发射机实体的该总的 可用带宽的那个部分。

在本发明的优选实施例中，该方法包含按顺序或循环方式，从各个 发射机实体向接收机实体发送数据分组。接收机实体中包含具备接收机 缓冲器的公共媒体接入控制实体(MAC-c)，而且每个发射机实体包含专 用媒体接入控制实体(MAC-d)，每个发射机实体与另一缓冲器相关。在 一有用的实施例中，确定步骤的确定(至少部分)基于接收机缓冲器的 填充级别，而且还基于与各个发射机实体相关的一个或多个缓冲器的填 充级别。在另一有用的实施例中，确定(至少部分)基于接收机缓冲器 的填充级别，但是不基于与发射机实体相关的任何缓冲器的填充级别。 本发明的另一实施例中包括确定第一活动发射机实体是否具有小于相关 缓冲器的缓冲器填充级另别的当前信用额，而且如果有，则把第一活动发 射机实体的当前信用额加一，并且把可用的信用额数量减一。为每个活 动发射机实体重复这种确定步骤，直到可用的信用额数量被耗尽，或者 所有活动发射机实体都具有与其相应缓冲器填充级别相对应的当前信用 额。这一实施例中还包括如下步骤，即记录最后一个接收信用额的活动 发射机，以及在下一个分发信用额的场合，使得按顺序紧跟最后 一个活动发射机的另一个活动发射机实体成为接收信用额的第一个活 动发射机实体。

随后参考附图中给出的说明性实例，详细解释本发明的上述以及其 它特征。本领域的技术人员可以理解到，出于说明和理解的目的提供所 描述的实施例，并且在此可以考虑多种等效实施例。

附图简述

参考随后的详细描述，以及结合附图，可以更加完整地理解本发明 的方法、系统和设计，附图中包括：

图1说明有益地采用本发明的示范无线通信系统；

图2说明有益地采用本发明的示范下一代系统的协议模型；

图3说明根据本发明的示范下一代系统的示范第二层体系结构的概 述；

图4以流程图的形式，说明用于为在图3的示范第二层体系结构中 的实体之间的数据流分配带宽资源的示范方法；

图5说明在发射和接收实体之间相互连接的、包含本发明实施例的 流控制；

图6更加详细地示出图5的实施例的一部分；

图7说明图5的实施例的缓冲器；

图8说明图5中所示的实施例的流控制的操作；

图9给出本发明的第二实施例的缓冲器；

图10是说明第二实施例操作的概要框图；

图11是针对第二实施例，描述缓冲器填充级别以及信用额之间关 系的示意图；

图12和13是用于说明本发明第三实施例的概要框图。

附图详细描述

在下文的描述中，为了提供对本发明的完整理解，出于解释(而不 是限制)的目的，提出特定细节，例如特定电路、逻辑模块(例如在软 件、硬件、固件、它们之间的某些组合等等中来实施)、技术等等。然 而很明显，对于本领域的普通技术人员来讲，本发明也可以被实现于脱 离这些特定细节的其它实施例中。在其它情况下，为了不使非必要细节 对本发明的描述造成混淆，众所周知的方法、设备、逻辑码(例如硬件、 软件、固件等等)等等的详细描述将被省略。

参考附图1-13，可以最好地理解本发明的优选实施例及其好处，图 中类似的数字被用于表示各附图中类似和相应的部分。采用UMTS的角 度来描述本发明的优选实施例。然而应该可以理解到，本发明的原理也 可以适用于其它无线通信标准(或系统)，特别是那些基于分组通信的 情况。

现在参考图2，以200总体说明有益地采用本发明的示范下一代系 统的协议模型。在协议模型200中(例如对于前向接入信道(FACH)传 输信道类型)，“Uu”表示UTRAN 130和UE 110之间的接口，以及“Iub” 表示RNC 140和节点B150(其中“节点B”是例如基站收发机(BTS) 的总称)之间的接口。利用无线接入承载(RAB)可以在RNC 140和UE 110 之间承载用户和信令数据，下面将参考图3说明。典型地，为UE 110 分配一个或多个RAB，每个RAB都能承载一个用户或信令数据流。RAB 被映射到各个逻辑信道。在媒体接入控制(MAC)层，一组逻辑信道进 而又被映射到传输信道，其中包括两种类型：由不同UE 110共享的“公 共”传输信道，以及分配给单个UE 110的“专用”传输信道(从而得 到术语“MAC-c”和“MAC-d”)。一种类型的公共信道是FACH。FACH 的基本特征就是在每个传输时间间隔(例如10、20、40或80ms)内能 够发送一个或多个固定大小的分组。在物理层，若干个传输信道(例如 FACH)进而又被映射到辅助公共控制物理信道(S-CCPCH)，用于通过 节点B 150和UE 110之间的空中接口进行传输。

当UE 110经过节点B 150注册到RNC 140时，该RNC 140(至少 最初)被当作UE 110的服务和控制RNC 140。(随后在UMTS网络100 内，服务RNC 140可以与控制RNC 140不同，但是在此是否存在这一情 况并没有特别的关系。)RNC 140控制空中接口无线资源，并且终止第 3层的智能操作(例如无线资源控制(RRC)协议)，从而把UE 110的 相关数据直接路由自和至核心网120。

应该可以理解到，利用RNC 140和节点B 150之间的FACH帧协议 (FACH FP)实体的业务，RNC 140内的MAC-c实体把MAC-c分组数据 单元(PDU)传递到UE 110的对等MAC-c实体。FACH FP实体把头信息 添加到MAC-c PDU中，构成通过AAL2(或者其它传输机制)连接传输到 节点B 150的FACH FP PDU。节点B 150的互通功能使由FACH FP实体 接收到的FACH帧在PHY实体可作用。

在图2说明的方案的示范方面，MAC-c实体的一个重要任务就是安 排通过空中接口传输的分组(MAC PDU)。如果MAC-c实体接收到的所 有分组都有相同的优先级(以及相同的大小)，则安排就会变得非常简 单，即把接收到的分组进行排队，并且基于先到先接受服务(例如先进 先出(FIFO))原则来进行发送。然而UMTS定义了一个框架结构，其 中不同的业务质量(QoS)可以被分配到不同的RAB。与分配了高QoS 的RAB相对应的分组应该以高优先级通过空中接口被发送，而与分配了 低QoS的RAB相对应的分组应该以较低的优先级通过空中接口被发送。 在RAB参数的基础上，MAC实体(例如MAC-c或MAC-d)确定这种优先 级。

UMTS通过在控制RNC 140内为每个FACH提供一组队列，来处理优 先级的问题。队列可以与各个优先级级别相关。实施一个被定义为按如 下方式从队列中选择分组的算法，即与较低优先级队列的分组相比，(平 均)更快地去处理较高优先级队列的分组。由于存在如下事实，即在同 一物理信道中发送的FACH不是相互独立的，因此这一算法的本质就很 复杂。更加具体而言，为每个S-CCPCH定义一组传输格式组合(TFC)， 其中每个TFC中包括传输时间间隔、分组的大小以及每个FACH的总体 传输规模(表示传输中分组的数量)。根据UMTS协议，算法应该为FACH 选择与该组TFC中出现的一个TFC相匹配的TFC。

在控制RNC 140内接收到的分组最好被安置在队列中(用于在FACH 中传输)，其中该队列与附加于分组的优先级级另别和分组的大小相对 应。在节点B 150或UTRAN 130的其它相应节点中，FACH被映射到S- CCPCH。在一种替代的优选方案中，FACH中传输的分组与专用控制信道 (DCCH)或者专用业务信道(DTCH)相关。最好应该注意到，每个FACH 都被设计为只承载一种大小的分组。但这并不是必需的，而且从一个传 输时间间隔到另一时间间隔，给定FACH所能承载的分组的大小是可以 变化的。

如上文中间接提到的，UE 110可以经过UTRAN 130内单独的服务 和控制(或漂移)RNC 140，与UMTS系统100的核心网120进行通信(例 如，当UE 110从原始服务RNC 140所覆盖的区域移动到由控制/漂移 RNC 140所覆盖的新区域时)(没有特别示出)。在服务RNC 140的MAC-d 实体内接收来自核心网120的指定给UE 110的信令和用户数据分组， 并且这些数据分组被“映射”到逻辑信道，即例如专用控制信道(DCCH) 和专用业务信道(DTCH)中。MAC-d实体构造MAC业务数据单元(SDU)， 其中包括：包含逻辑信道数据在内的有效负荷部分，以及尤其是包含逻 辑信道标识符在内的MAC头。MAC-d实体把MAC SDU传递给FACH FP实 体。这一FACH FP实体又把FACH FP头添加到每个MAC SDU中，其中 FACH FP头中包括由RRC实体分配给MACS DU的优先级级别。随着UE 110 进入到漂移RNC 140的覆盖区域，RRC得到可用的优先级级别，以及每 个优先级级别的一个或多个可接受分组大小的标识。

FACH FP分组经过AAL2(或其它)连接被发送到漂移RNC 140中的 对等FACH FP实体。该对等FACH FP实体把MAC-d SDU拆包，并且识别 包含在FRAME FP头内的优先级。SDU以及相关优先级被传递给控制RNC 140内的MAC-c实体。MAC-c层负责安排在FACH中传输SDU。更加具体 而言就是，每个SDU被放置在对应于其优先级和大小的队列中。例如， 如果存在16个优先级，则每个FACH都会存在16个队列集合，在16个 队列集合的每个队列集合中的队列数量要取决于相关优先级所接受的 分组尺寸的数量。如上文所述，根据某些预定的算法(例如为了满足物 理信道的TFC要求)，从队列中为给定的FACH选择SDU。

随后参考图3和4所描述的方案涉及到电信网络内的数据传输，并 且特别是(尽管非必需)涉及到UMTS内的数据传输。

如上文中提到的，3GPP目前正在为移动电信系统标准化一组新的协 议。这一组协议总体被称为UMTS。参考图3，以300总体说明根据本发 明的示范下一代系统的示范第二层体系结构的概要图。特别是，仅通过 实例的方式，示范第二层体系结构300说明了简化的UMTS第2层协议 结构，它被包含在移动台(例如移动电话)，或者更广义地讲是UE 110 与UMTS网络100的无线网络控制器(RNC)140之间的通信中。RNC 140 类似于现有GSM移动电信网络中的基站控制器(BSC)，它经过节点B 150 与移动台进行通信。

示范第二层体系结构300的第2层结构中包括使得可供用户应用使 用的无线资源(和业务)的一组无线接入承载(RAB)305。对于每个移 动台，可以存在一个或若干个RAB 305。从RAB 305发出的数据流(例 如以分段形式给出)被传递给各个无线链路控制(RLC)实体310，它除 了完成其它工作之外，还用于缓冲存储接收到的数据分段。每个RAB 305 只具备一个RLC实体310。在RLC层，RAB 305被映射到各个逻辑信道 315中。媒体接入控制(MAC)实体320接收逻辑信道315内传输的数据， 并且进一步把来自逻辑信道315中的数据映射到一组传输信道325。传 输信道325最终被映射到单个的物理传输信道330，它占据由网络为其 分配的所有带宽(例如小于2M比特/秒)。根据物理信道是否被专用于 一个移动台，或者在多个移动台之间共享，它被当作“专用物理信道” 或“公共信道”。连接到专用物理信道的MAC实体被称为MAC-d；每个 移动台最好具有一个MAC-d实体。连接到公共信道的MAC实体被称为 MAC-c；每个小区最好具有一个MAC-c实体。

传输信道325的带宽并不直接由物理层330的能力限制，而是由无 线资源控制器(RRC)实体335利用传输格式(TF)进行配置。对于每 个传输信道325来说，RRC实体335定义一个或若干个传输块(TB)的 大小。每个传输块的大小都直接与所允许的MAC协议数据单元(PDU) 相对应，并且告诉MAC实体它可以使用什么样的分组大小把数据传递给 物理层。除了块的大小之外，RRC实体335把传输块集合(TBS)的大小 通知给MAC实体320，这是在单一传输时间间隔(TTI)内，MAC实体可 以向物理层发送的比特总数量。TB的大小和TBS的大小，以及某些涉及 到所允许的物理层配置的其它信息共同构成TF。TF的实例就是(TB＝80 比特，TBS＝160比特)，这就意味着MAC实体320可以在单一TTI内发 送两个80比特的分组。这样，这种TF可以被写为TF＝(80，160)。RRC 实体335还把给定传输信道的所有可能的TF通知给MAC实体。这种TF 的组合被称作传输格式组合(TFC)。TFC的一个实例就是{TF1＝(80，80)， TF2＝(80，160)}。在这一实例中，MAC实体可以在所讨论的特定传输信 道中，在一个TTI内选择发送一个或两个PDU；在两种情况下，PDU具 有80比特的大小。

在每个TTI中，MAC实体320必须确定在与之相连的每个传输信道 325中传输多少数据。这些传输信道325并不是相互独立的，并且随后 在物理层330复用形成单一物理信道330(如上述的讨论)。RRC实体 335必须确保所有传输信道325中的总传输能力不会超出下层物理信道 330的传输能力。这可以通过如下来完成，即给MAC实体320分配传输 格式组合集合(TFCS)，其中包含所有传输信道所允许的传输格式组合。

通过实例，考虑MAC实体320，其中拥有两个传输信道325，它们 进一步被复用到单一物理信道330中，后者在每个传输时间间隔内具有 160比特的传输能力(应该理解到，在实际中该能力应该大于160)。 RRC实体335能够确定为两个传输信道325分配三种传输格式 TF1＝(80，0)，TF2＝(80，80)以及TF3＝(80，160)。然而，很明显MAC实体 320不能选择同时利用TF3在两个传输信道325中进行传输，因为这将 导致需要在物理信道330中传输320比特，而物理信道只具备传输160 比特的能力。RRC实体335必须通过不允许所有的TF的组合来限制总传 输速率。这种实例可以是如下的TFCS[{(80，0)，(80，0)}， {(80，0)，(80，80)}，{(80，0)，(80，160)}，{(80，80)，(80，0)}， {(80，80)，(80，80)}，{(80，160)，(80，0)}]，其中传输信道“1”的传输 格式由每个元素对的第一元素给出，而且传输信道“2”的传输格式由 第二元素给出。由于MAC实体320只能从传输格式组合集合中选择这些 所允许的传输格式组合当中的一种，因此不可能超出物理信道330的能 力。

TFCS的元素由传输格式组合指示符(TFCI)指出，它是相应TFC 的索引。例如在上述实例中，存在6种不同的TFC，这就意味着TFCI 可以从1到6当中任意取值。TFCI＝2对应于第二个TFC，即 {(80，0)，(80，80)}，这就意味着在第一传输信道中没有传输任何信息， 而且在第二传输信道中传输单个80比特的分组。

当然有必要在逻辑信道315中共享所有可用的带宽。由MAC实体320 通过选择适当的TFCI，而为每个传输时间间隔进行把带宽分布到不同传 输信道的判断。可以通过若干种方式来实现这种带宽共享，例如为被认 为比其它流更加重要的流分配绝对优先权。这将是最简单的实施方法， 但是这可能导致带宽分布会非常不公平。特别是，具有较低优先级的流 有可能不被允许在延长的时段内进行传输。如果较低优先级的流的流控 机制这样工作，则将会导致性能很差。这种流控机制的典型实例可以在 当前互联网所使用的传输控制协议(TCP)协议中找到。在现有技术中， 例如互联网协议(IP)以及异步传送模式(ATM)网络中，已做出规定 用于把单一输出信道中的资源分配给多个输入流。然而在这种系统中被 用于共享资源的算法不能被直接用于UMTS，其中的多个输入流在各个逻 辑输出信道中进行传输。

在多个输入数据流中共享资源被称为通用处理器共享(GPS)。当 GPS被用于只具备单一输出信道的系统中时，GPS被称为是加权公平排 队(WFQ)，并且在由A.K.Parekh、R.G.Gallager在IEEE/ACM Transaction on Networking(1993年6月，第1卷，No.3，第344- 357页)中发表的，题为“A Generalized Processor Sharing Approach to Flow Control in Integrated Services Networks：The Single节 点Case(在综合业务网中用于流控制的通用处理器共享方案：单节点 情况)”一文中有描述。简而言之，GPS中包括在与流相关的特定参数 的基础上，为每个输入流计算GPS权值。把为所有输入流计算得到的权 值相加起来，而且根据每个流的权值在总权值中所占据的比例，可以在 输入流中分配所有可用的输出带宽。GPS可以被用于UMTS内的MAC实 体，在由网络分配给相应RAB的特定RAB参数的基础上，(由RRC实体) 确定每个输入流的权值。特别是，RAB参数可以等于服务质量(QoS)， 或者针对特定网络业务分配给用户的保证速率。

现在继续参考图3和4所描述的方案，可以认识到由于GPS假设在 MAC实体逻辑信道中，可以发送无限小的数据块，因此在UMTS网络内直 接利用GPS进行带宽分配是有困难的。由于UMTS依赖于传输格式组合 集合(TFCS)，作为定义每个TTI内能够发送多少数据的基本机制，因 此这在UMTS内是不可能的。如果要在UMTS内采用GPS，则有必要(从 TFCS中)选择与由GPS分配给输入流的带宽最匹配的TFC。这种方案的 结果就是在给定帧内为输入流发送的实际数据数量或者低于最佳的速 率，或者超出最佳速率。在前一种情况中，需要为输入流构造未被发送 数据的积压。

在此参考图3和4所描述的方案的目的就是在于克服，或者至少减 轻上述段落中所提到的缺点。通过维持用于跟踪MAC实体给定输入流的 未发送数据的积压的积压计数器，可以至少部分实现这一以及其它目 的。当为输入流的随后帧确定适当的TFC时，需要考虑这种积压。根据 该方案的第一方面，提供在通用移动电信系统(UMTS)节点的媒体接入 控制(MAC)实体中分配传输资源的方法，该方法中对于输出数据流的 每个帧包括如下步骤：为MAC实体的每个输入流计算MAC实体的可用输 出带宽的公平共享；基于计算得到的共享带宽为输入流从TFC集合 (TFCS)中选择传输格式组合(TFC)，其中TFC中包括分配给每个输 入流的传输格式；以及针对每个输入流，如果所分配的TF导致数据传 输速率小于所确定的公平分配，则把差值加到该输入流的积压计数器 中，其中当为该输出数据流的随后的帧选择TFC时，要考虑积压计数器 的取值。本发明实施例允许用于随后帧的TFC选择过程考虑任何现有输 入流的积压。这样的意图是调整所选择的TFC，以减小积压。由于TFCS 只能提供有限数量的数据传输可能性，因此可能存在这种积压。采用本 方案的方法的节点可以包括移动台(例如移动电话以及通信器类型的设 备)(或者更广义为UE)以及无线网络控制器(RNC)。

MAC实体的输入流最好由各个无线链路控制(RLC)实体提供。而且， 每个RLC实体最好为相关的数据流提供缓冲器。而且，最好由无线资源 控制(RRC)实体执行为输入流计算资源公平共享的步骤。而且，为输 入流计算资源公平共享的步骤中最好还包括确定分配给该流的权值与 分配给所有输入流的权值和的比值的步骤。然后，通过总输出带宽与所 确定的比值相乘，则可以确定公平共享。而且，这一步骤中最好还利用 通用处理器共享(GPS)机制。数据流的权值可以由UMTS网络分配给RAB 的一个或多个无线接入承载(RAB)参数来定义，其中RAB与每个MAC 输入流有关。而且，最好在给定输入流的积压计数器具有正值的情况 下，方法中还包括如下步骤：把积压计数器的值添加到该流计算得到的 公平共享中，并且在所有输入流计算得到的总和的基础上，选择TFC。

在参考图3和4所描述的方案的特定实施例中，其中针对给定的输 入流，如果所分配的TF将导致数据传输速率高于所确定的公平分配， 则从该输入流的积压计数器中减去该差值。根据该方案的第二方面，提 供通用移动电信系统(UMTS)的节点，该节点中包括：用于接收多个输 入数据流的媒体接入控制(MAC)实体；用于为MAC实体的每个输入流 计算MAC实体可用输出带宽的公平共享，以及用于在为该输入流计算得 到的带宽共享的基础上，从TFC集合(TFCS)中选择传输格式组合(TFC) 的第一处理器装置，其中TFC中包括分配给每个输入流的传输格式；如 果数据传输速率低于所确定的公平共享，用于把由所选的TFC而得到的 流的数据传输速率与所确定的公平共享之间的差值加到与每个输入流 相关的积压计数器的第二处理器装置，其中第一处理器装置被设计成在 为该输出数据流的随后的帧选择TFC时，考虑积压计数器的取值。第一 和第二处理器装置最好由无线资源控制(RRC)实体提供。

如在此参考图3的描述，简化的UMTS第2层中包括一个无线资源 控制(RRC)实体、每个移动台的媒体接入控制(MAC)实体、以及每个 无线接入承载(RAB)的无线链路控制(RLC)实体。MAC实体负责安排 输出数据分组，而RLC实体为各个输入流提供缓冲器。RRC实体通过为 每个MAC分配一组所允许的传输格式组合(TFC)(被当作TFC集合或 TFCS)，可以设置每个流中能够传输的最大数据量的上限，但是每个MAC 必须通过从TFCS中选择最佳可用传输格式组合(TFC)，独立地确定从 每个流传输了多少数据。

现在参考图4，总体以400说明用于为实体之间的数据流分配带宽 资源的示范方法(以流程图的形式)，这些实体位于图3中的示范第二 层体系结构中。流程图400是例如为图3的第2层中MAC实体的输入流 分配带宽资源的方法的流程图。通常，根据流程图400的示范方法可以 遵循如下步骤。首先，RLC接收到输入流，并且缓冲存储数据(步骤405)。 缓冲器填充级别信息被传递给MAC实体(步骤410)。缓冲器填充级别 信息被传递之后，计算每个输入流的公平MAC带宽共享(步骤415)。 然后，通过把相关积压计数器的内容添加到各个计算得到的公平共享 中，来调整每个流计算得到的公平共享(步骤420)。一旦计算得到的 公平共享被调整，从TFC集合中选择与经过调整的公平共享最为匹配的 TFC(步骤425)。随后，根据所选择的TFC，指示RLC向MAC实体传递 分组(步骤430)。MAC实体也可以根据所选择的TFC去安排分组(步 骤435)。分组安排完成之后，可以在物理信道上传输业务信道(步骤 440)。一旦分组业务量被传递，就应该更新积压计数器(步骤445)。 当RLC接收到新的输入流并缓冲存储数据时(步骤405)，过程会继续 (经过箭头450)。

而且，通过如下方式来操作本方案的特定实施例，即在每传输时间 间隔(TTI)的基础上，MAC实体利用通用处理器共享(GPS)方案来计 算可用带宽的最佳分布(参见上述参考的A.K.Parekh等人的文章)。 而且利用各自的积压计数器去跟踪每个流距离最佳带宽分配的程度。利 用标准GPS权值为流分发可用带宽，该权值可以利用RAB参数，由RRC 计算得到。

该方法可以首先为输入流计算GPS分布，并且把当前各个积压添加 到GPS取值中。每10ms的TTI内执行一次这种操作，并且为每个流产 生公平的传输速率。然而，由于可能出现如下情况：即在所有的缓冲器 内没有足够的数据要被发送，因此这一速率可能不是最佳的。为了获得 最佳的吞吐量以及公平性，公平GPS分布被降低，使得不会超出当前的 缓冲器填充级别或任意逻辑信道的最大允许速率。然后执行两步骤的评 估过程。

首先，为所有输入流计算得到的一组公平速率依次与可能的传输格 式组合(TFC)相比，每个TFC被根据与发出的最佳速率的接近程度而 打分。实际上，这一点可以简单地通过如下操作来实现，即计算TFC发 送失败的公平配置的多少(如果给定的TFC能够以公平速率发送所有分 组，则其分值为零)，并且然后只考虑具有最低分值的TFC。最为接近 的匹配被选择，并且被用于确定从每个队列中发出的分组的数量。根据 具备相同分值的TFC还能够发送多少附加比特，为其分配奖励分值(为 了确保超出的容量能分给具有最高质量等级的承载者，则这可以进一步 由业务质量评估进行加权)。最终的选择基于两级别的得分：选用具有 最低分值的TFC。如果存在有若干个相同分值的TFC，则选择具有最高 奖励分值的TFC。这样就确保每个TTI的速率能够实现最大化。通过下 述操作可以实现公平性，即检验如果所选择的TFC不能为所有流至少提 供其所确定的公平速率，则所丢失的比特被添加到相应流的积压计数器 中，并且在下一TTI中重复进行选择。如果任何流都没有信息需要传送， 则积压被设置为零。给出这一算法，能够提供与GPS相近的带宽(以及 在某些假设下的时延界限)。然而它仍然保持公平性，并且维持所有流 之间的独立性。由于该算法利用了如下事实，即MAC层能够同时在若干 个传输信道中进行传输，因此就计算而言，该算法比加权公平排队算法 更为简单。这就可以导致UMTS无线链路中无线接口的最佳利用或者接 近最佳利用。随后的伪代码就是用于实施上述参考图3和4所描述的方 案的示范算法的概述：

/*

*基于GPS的TFC选择。通过优化吞吐量来调度分组

*同时仍保持该公平性(即保证的速率)

int sched_gpsO{

    double weight，weight_sum；

    double score，bonus_score；

    double min_score＝HUGE_NUMBER；

    double max_bonus_score＝0；

    int maxrate；

    int i，j；

    int tfc，tfci，qf，rate，trch；

    int tfc_to_use；

    double backlog[MAX_TRCH]；

    double gps_req[MAX_TRCH]；

    double gps_req_comp[MAX_TRCH]；

    /*首先计算所有活动队列的加权和*/

    weight_sum＝0；

    for(trch＝0；trch＜MAX_TRCH；trch++){

        if(queue_fill_state[trch]＞0){

            weight_sum.+＝weight_vector[trch]；

        }

    }

/*然后使用GPS计算可用带宽的公平分布。

*如果在缓冲器中没有足够数据或者如果安排

*的速率高于给定逻辑信道的最大速率，则修

*改该GPS安排，减小该速率

*/

int gps_rate＝0；

for(trch＝0；trch＜MAX_TRCH；trch++){

    if(queue_fill_state[trch]＝0){

        backlog[trch]＝0；

    }

    ∥这里我们计算我们应通过GPS在每条信道上

    ∥发送多少比特

    gps_req[trch]＝0；

    gps_req_comp[trch]＝0；

    if(queue_fill_state[trch)＞0){

        weight＝weight_vector[trch]；

        gps_req[trch]＝weight/weight_sum*maxrate+

        backlog[trch]；

        gps_req_comp[trch]＝gps_req[trch]；

        if(gps_req_comp[trch]＞queue_fill_state[trch]){

            gps_req_comp[trch]＝queue_fill_state[trch]；

        }

        if(gps_req_comp[trch]＞trch_max_rate[trch]){

            gps_rsq_comp[trch}＝trch_max_rate[trch]；

        }

    }

}

/*现在我们有我们的用于选择TFC的基本原则。

*通过计算所有可用的TFC离修改的GPS结果

*有多远而给它们评分。如果有几个可发送整

*个GPS结果的TFC(或者同等地接近)则选择

*使最高QoS等级的吞吐量最大化的TFC。注意

*TFCI被假定为按相对带宽使用的升序

*/

for(tfci＝o；tfci＜MAX_TPCI；tfci++){

    rate＝score＝bonus-score＝0；

    for(trch＝0；trch＜MAX_TRCH；trch+-+){

        int tbs＝tfcs[trch][tfci][0]；

        int tbss＝tfcs[trch][tfci][1]；

        rate+＝tbss；

        if(tbss＜gps_req_comp[trch]){

            score+＝gps_req_comp[trch]-tbss；

         }else{

            if(tbss＜＝queue_fill_state(trch]){

                bonus_score+＝QoS_vector[trch]*(tbss- gps_req_comp[trch])；

        }

    }

}

if(score＜min_score){

    tfc_to_use＝tfci；

    min_score＝tfcScore；

    max_bonus_score＝bonus_score；

}

    if(score＝＝min_score&&bonus_score＞max-bonus-score){

        tfc_to_use＝tfci；

        min_score＝score；

        max_bonus_score＝bonus_score；

    }

}

    /*现在我们已经选择TFC来使用。更新该积压

    *并且输出该合适的TFCI

    */

    for(trch＝0；trch＜MAX_TRCH；trch++){

        tbss＝tfcs[trch][tficToUse][1]；

        if(tbss＜queue_fill_state){

            if(gps_req[trch]-gps_req_comp[trch]){

                backlog[trch]＝gpsReq[trch]-tbss；

                if(backlog[trch]＜0)backlog[trch]＝0；

            }else{

                backlog[trchG1]＝0；

        }

    }

    return tfc_to_use；

}

现在参考图5，其中给出图3中描述的第二层体系结构的一部分。 更加具体而言，其中给出图3的MAC实体320中包含如上所述的MAC-c 实体500，该实体500连接到同样如上所述的专用MAC-d实体510。图5 还给出RLC实体515，其从各个RAB中接收分段格式的数据，并且把数 据映射到相应的逻辑信道315中。每个RLC 515都被配备缓冲器520， 用于缓冲接收到的、包含PDU在内的数据分段。MAC-d实体510为单个 移动台(没有示出)提供服务，而且MAC-d实体发送的数据经过传输信 道325被传递给专用物理信道DPCH。

再参考图5，其中给出配有缓冲器525并且被连接以从MAC-d实体 510以及其它没有画出的MAC-d实体中接收数据，特别是PDU的公共 MAC-c实体500。根据本发明，希望在每个专用MAC-d实体和公共MAC-c 实体500之间提供流控机制530。通过有选择地管理从MAC-d实体到 MAC-c实体500的缓冲器525的业务流，流控制530能够使得多个分别 处于活动数据流模式的不同MAC-d实体去共享MAC-c缓冲器525的可用 空闲空间。流控制被设计去为每个活动MAC-d实体提供由MAC-d缓冲器 空闲空间所给出的额外数据流容量的“公平共享”，这就确保所有活动 MAC-d实体都被分配合理的机会，去使用这种缓冲器容量，以提高它们 各自的数据流速率。这样，在所有活动专用逻辑信道中就会共享可用的 公共传递信道数据速率。流控制还被设计去把MAC-c实体缓冲器的填充 级别维持在或者接近于最佳填充级别上。

再参考图5，可以看到，MAC-c实体500传输的数据被送到传输信 道FACH。

参考图6，其中给出被耦合以管理数据流从多个RLC 515的每个RLC 到MAC-c PDU缓冲器525的流控制530，每一个RLC515被耦合到不同 的移动台或者其它用户设备1-n。在本发明的有用实施例中，流控制根 据“循环”或某些其它原理进行操作，即连接到给定MAC-c实体的每个 MAC-d实体能够顺序或者依次，或者根据流活动性(贪婪方式)向其传 递数据。在该实施例中，根据下文中进一步详细描述的准则，为各个 MAC-d实体分配信用额。接收到信用额之后，MAC-d实体被授权向MAC- c缓冲器525发送一个分组数据单元。

参考图7，其中给出MAC-c缓冲器525，可供与MAC-d实体相关的 专用信道使用。MAC-c缓冲器具有最佳级别Qcopt，它与缓冲器操作的时 延和吞吐量要求有关。流控制530利用从MAC-d实体接收到的反馈信 息，尽力维持这种水平。流控制还负责保持MAC-c缓冲器尽可能低，使 得与使用公共信道相关的时延可以均匀地分布在不同MAC-d用户中。如 果在一个特定时刻，缓冲器525的级别是Qc，则可用的缓冲器空间Qcdiff 等于Qcopt-Qc。流控制530进行操作，通过为用户(如果它们具有可用于 传输的PDU)分配相同数量的信用额，在MAC-d用户之间去共享这种空 间。根据MAC-d与MAC-c的缓冲器填充级别，流控制为每个MAC-d实体 计算信用额。更加特别的是，流控制建立与缓冲器级别Qcopt以及图7中 也给出的级别Qcmax和Qcun相关的信用额分配准则。这些准则如下：

(1)如果MAC-c缓冲器填充级别Qc小于Qcun，则为MAC-d实体分配 无限或无限制的信用额。

(2)如果当前MAC-c缓冲器填充级别Qc大于Qcun，但是小于Qcopt， 则差值(Qcopt-Qcun)在活动MAC-d实体中进行分配。

(3)如果当前MAC-c缓冲器填充级别Qc大于Qcopt，则除了初始的 信用额之外，不会有新的信用额被批准。如果信用额先前被设置为“无 限制的”，则通过向适当的MAC-d实体发送“零”信用额，把它们清零。

我们期望算法能够容易地被生成，以操作流控制530，根据上述准 则分布或分配信用额。有用的是，当特定用户变为非活动时，算法会继 续为其余用户分配剩余的信用额。可以理解到，活动用户就是连接到公 共信道的专用信道业务，并且在其RLC-d缓冲器内拥有数据。当其RLC-d 缓冲器变空时，活动用户变为被动用户。算法可以提供在拥有可用带宽 的活动用户之间公平共享所有的可用带宽。该算法还最小化分组的时 延，当其它用户都具备大尺寸的分组时，这对于利用小分组进行操作的 用户来说尤为重要。

在过载情况下，流控制算法分离不同的数据，并且只提高具有最高 速率的专用信道的RLC缓冲器填充级别。其它速率保持不变的信道的 RLC缓冲器填充级别不会被提高。这样，该算法支持信道切换功能的工 作，该功能能够识别过载信道，并且把过载信道切换到专用传输信道。 该算法在其终止计算处存储用户标识，并且当流控制算法再次被使用 时，继续从下一个用户识别开始。

图8中说明了从专用信道的缓冲器向MAC-c实体510的缓冲器525 传递数据的过程，以及利用顺序或者循环过程的方式为各个专用信道分 配或分发信用额的过程。更加具体而言，图8中给出步骤600，分别以 1-18标号，其中描述了相对分别并入无线链路控制RLC-1、RLC-2和 RLC-3的若干专用信道的信用额的顺序分配以及相应数据传输。步骤 1-12中的每一步显示一个指示步骤序号的标志，而且还在括号内给出一 定的计数信息。如图8中的项目620所示，计数信息中包含MAC-c缓冲 器填充级别Qc，对应于一个专用信道缓冲器的填充级别Qd，以及步骤结 尾中的可用信用额计数。通过说明，项目620给出步骤2的注解。

再参考图8，给出其项目610，用于指示在图8所示过程的开始， MAC-c缓冲器525内的可用数据空间Qcdiff等于12个信用额。如上所述， 为专用信道分配信用额，能够使得信道把特定数量的数据(例如一个 PDU)传递给MAC-c缓冲器。这样，在图8的步骤1，RLC-1的信道接 收一个信用额。结果是，MAC-c缓冲器的可用空间就会从12降低到11， 而且可以把对应于一个信用额的一个PDU从RLC-1缓冲器发送给 MAC-c缓冲器。相应地，初始值等于2个信用额的RLC-1缓冲器的数据 内容可以降低到Qd计数是1。

再参考图8，从中可以看到，在随后的步骤2中，RLC-2信道已经 接收了一个信用额，则可用的Qc计数被降低到10，而且缓冲器RLC-2 的计数Qd也从初始计数值4降低为3。步骤3的过程与之相类似，与RLC-3 缓冲器相关。然而，步骤4说明了本发明实施例的循环过程，其中给出 下一个信用额再次被分配给RLC-1信道。接收到信用额之后，RLC-1计 数的Qd计数值达到零，表示信道已经没有可用的PDU了。这样根据步骤 5，针对RLC-2信道，如步骤7的指示，把下一个信用额分配给RLC-2 信道。这是根据上述的准则(2)。类似地，按照步骤9，RLC-2信道的 Qd计数值变为零，其中所有随后的信用额都被分配给RLC-3信道。

在本发明的第二实施例中，流控制530再次根据基于循环或者流活 动性(贪婪方式)的信用额算法进行操作。参考图9，其中给出再次被 专用信道使用的MAC-c缓冲器525。图9中的Q最佳(Qcopt)虚线表示 关于非希望的缓冲器溢出、时延方差以及良好的吞吐量的最佳级别。流 控制通过当前缓冲器队列填充级别(Qc)以及队列最大(Qcmax)门限数值 的方式，并且通过属于被连接到MAC-c缓冲器的活动用户的信息方式， 尽力把缓冲器维持在Qcopt级别上。如上所述，活动用户就是连接到公共 信道的专用信道业务，并且在其RLC-d缓冲器中拥有数据。当其RLC-d 缓冲器变空时，活动用户就会变成被动用户。

为了构建第二实施例的流控制算法，按照如下公式计算信用额C：

$f=\min (1,\frac{{(Q_{c\max }-Q_c)}^2}{{Q_{\mathrm{copt}}}^2})$ 等式(1)

Qcopt＝Th+Rcmax(2*Td)等式(2)

$C=f\frac{Q_{\mathrm{copt}}}{N_{\mathrm{mac}.d}}$ 等式(3)

在上述等式中，Th是操作时延/处理时延，Td是传输时延，以及Rcmax 是这一缓冲器的FACH传输信道的最大速率。Nmac-d是活动MAC-d实体的 数量，而且Qcmax是缓冲器高级别。Qcmax的默认值可以是2×Qcopt。

流控制具有相关的预处理功能，可以由输入的PDU、定时器或者上 述两者来触发进行操作。预处理器检验用户的信用额状态，Qc的值以及 缓冲器的活动用户的数量。如果信用额大于零或者其它预定值，则不启 动流控制算法。

参考图10，其中给出本发明第二实施例的流控制的一般操作。最初 在0毫秒处，信用额(C)等于2，而且在专用MAC-d用户现有三个PDU 要传递给MAC-c。如果存在两个可用的信用额，则可以传递两个PDU， 随后信用额(C)变为零。这样就启动流控制算法，根据公式(3)的计 算，提供如图10所示的4个信用额。不再进行流控制处理，直到20毫 秒之后，信用额的数值再次变为零，或者其它预定值。

图11根据公式(1)到(3)，给出了Qc和信用额之间的关系。虚 线表示把C限制在最大值范围内所作出的调整。

参考图12，其中给出在本发明的上述任一个实施例中可以有用地被 采用的修改。

来自RLC-d缓冲器的分组经过MAC-d首先被传送给MAC-c的适当缓 冲器，然后被传递给FACH传输信道。按照图12的路径700的指示，MAC-d 分组与还包含RLC-d缓冲器填充级别信息在内的数据帧一起被发送。 MAC-c利用包含信用额的控制帧，去控制来自MAC-d的用户数据流，信 用额即是用户可以传输的分组数量，以图12中的路径710来表示。

当MAC-d用户向MAC-c发送其最后一个分组时，如路径720所示， 该分组会与表示“缓冲器空”的数据帧一起被传递。相应地，MAC-c实 体会把MAC-d用户的信用额设置为初始值。这样，在从用户接收到最后 一个分组后，如路径730所示，MAC-c会向MAC-d用户发送带有初始 信用额参数的控制帧消息。然而，从用户接收到最后一个分组之后再发 送这种消息会增加下一个到达的分组的传输时延，并且还增加控制帧消 息的个数，如图12所示。

为了在其缓冲器暂时变空之后，使得用户的下一个分组的时延较 小，同时降低控制消息的数量，需要使用提前初始信用额批准设计。相 应地，当流控制算法显示计算得到的信用额等于或大于特定RLC-d缓冲 器内剩余的分组的个数时，MAC-c内的流控制算法应该把初始信用额添 加到计算得到的信用额中。这样，初始信用额应该提前被发送到MAC-d， 而且在接收到最后一个分组之后，没有必要向其发送任何新的信用额参 数。这一点在图13中给出说明，其中给出通过利用路径740(信用额和 初始信用额)的控制帧，图12中的路径730的附加控制帧被省略。

尽管在附图说明中并且在上述的详细描述中描述了本发明的方 法、系统和设计的优选实施例，但是应该理解到，本发明不局限于所公 开的实施例，而是能够呈现为多种再设计、修改和替换，而不会超出随 后权利要求所提出和定义的本发明的精神实质和范围。

相关申请的交叉参考

本非临时专利申请要求于2000年2月25日提交的、序列号为No. 60/184,975(律师事务号No.34646-00458USPL)的共同未决的美国临 时专利申请的优先权利益，并且在此引入其所有公开内容作为参考。在 此还引入于2000年2月25日提交的、序列号为No.60/185,005(律 师事务号No.34646-00459USPL)和No.60/185,003(律师事务号No. 34646-00460USPL)的共同未决的美国临时专利申请的全部内容作为参 考。

本非临时专利申请就主题而言与于上述相同日期提交的、序列号为 No.09/698785(律师事务号No.34646-00459USPT)和09/698672(律 师事务号No.34646-00460USPT)的美国非临时专利申请相关。在此也 引入这两个美国非临时专利申请的全部内容作为参考。

发明背景