移动通信工业正处于重大转变的过程。具有截然不同的多媒体功 能、分辩率、屏幕尺寸等的新终端推向市场。新终端可连接到各种网 络，例如：GSM、TDMA、GPRS、EDGE、WCDMA等等。各网络可向用户提 供不同的位速率。位速率的范围可从每秒数千比特(kbps)到数百万 kbps。
传递信息所需的时间量受到可用位速率的直接影响。在信息浏览 中，极长的传递时间通常是用户不可接受的。如果服务器具有与终端 的感测位速率有关的信息，则服务器可相应地调整发送给客户机的内 容。但是，一般来说，服务器和客户机之间的网元会很复杂，无法通 过单个位速率参数来建模。
在先有技术的信息浏览中，待发送到客户机的页面是根据所用硬 件和浏览器软件来决定的；但是，内容的发送与位速率无关。
视频流系统使内容适应网络状况，但没有在实际上明确地计算位 速率。这些系统而是应用拥塞控制技术来确定发送给客户机的数据速 度。通过控制发送给客户机的未确认包(称作窗口)的数量来执行拥 塞控制。
美国专利号5802106和6076113中所述的方法通过测量每个时间 单位接收的数据量来计算TCP通信的位速率，但没有考虑事务之间的 空闲时间，因此不适合用于信息浏览的方法。
发明概述
提供一种方法及装置，用于测量客户机和服务器之间的位速率。 在本发明的一个实施例中，在某个时间周期上测量仅包含在一个或多 个事务单元中的比特数量。时间周期是各事务单元的持续时间总和。
在本发明的一个实施例中，位速率测量是在服务器上执行，而在 本发明的另一个实施例中，位速率测量是在客户机上执行。
本发明的实施例包括由服务器根据位速率测量来调整待发送给 客户机的内容。本发明的实施例还包括当位速率测量是在客户机上执 行时向服务器报告测量的位速率。
由于本发明的实施例仅在事务单元中测量位速率，因此事务之间 的长空闲周期不会影响位速率测量。此外，在某些实施例中，位速率 测量是在客户机中的应用层上执行的，并报告相应的服务器，因此不 活动应用的带宽可重新分配给活动应用。
本发明的其它方面包括当位速率测量是在客户机上执行时向服 务器发送测量位速率的指示以及所需的位速率。
附图概述
图1说明数据网络接入系统；
图2说明在例如信息浏览环境下通过网络进行的客户机/服务器 通信的一个实例；
图3A至图3C说明客户机和服务器之间的请求及响应的实例；
图4是将位速率测量器包含在服务器中的本发明的一个实施例 的原理图；
图5A是流程图，说明本发明的一个实施例中服务器中的位速率 测量器执行的处理过程；
图5B是流程图，说明适配器执行的处理过程；
图6是将位速率测量器包含在客户机中的本发明的一个实施例 的客户机和服务器的原理图；
图7是图表，说明可能从客户机发送到服务器的新消息；
图8是流程图，说明本发明的一个实施例中客户机中的位速率测 量器执行的处理过程；以及
图9是流程图，说明不活动应用检测器的一个实施例中的处理过 程。
发明详细说明
图1说明数据网络接入系统，其中客户机A102是采用无线应用 协议(WAP)访问网络的无线客户机。客户机A采用例如点对点协议 (PPP)经由例如移动网络104和移动接入节点106访问源服务器110。 WAP和PPP是本领域众所周知的协议。
移动接入节点106采用例如本领域众所周知的用户数据报协议/ 因特网协议(UDP/IP)与网关/服务器108通信。由于通信协议的分层 结构，因而采用例如本领域众所周知的上层WAP协议无线会话协议/ 无线传输协议/无线数据报协议(WSP/WTP/WDP)最终在客户机A和网 关/服务器108之间建立通信。网关/服务器108采用例如本领域众所 周知的传输控制协议/因特网协议(TCP/IP)或超文本传输协议/事务 控制协议/因特网协议(HTTP/TCP/IP)与网络109和源服务器110进 行通信。
诸如客户机B112之类的客户机也可经由网络114采用例如 HTTP/TCP/IP、通过网关/服务器108和网络109到达源服务器110来 与源服务器110通信。
本发明的一个实施例动态估算分隔客户机和服务器的网络的平 均感测位速率。本发明的一个实施例在服务器端执行该估算。服务器 是向称作客户机的另一个实体发送数据的实体。例如，客户机可以是 无线装置，如电话或终端。
图2说明在例如信息浏览环境下通过网络进行的客户机/服务器 通信的一个实例。
在201，客户机202通过网络204向服务器206发送请求。在时 间Tsent，服务器206通过网络204向客户机202发送响应(参见203)。 在205，客户机202向服务器206发送确认。在时间Tack接收确认。
事务对包括消息以及对该消息的响应。例如，在图2中，事务对 可以是请求和响应或者是响应和确认。
事务单元是在时间上不与该事务单元外部的另一个事务对重叠 的一个或多个事务对，从而在事务单元中存在超过一个事务对的情况 下，事务单元中的事务对相互重叠。
在本发明的一个实施例中，为了估算位速率，对于各事务单元， 跟踪以比特传递的数据量、发送响应的时间以及接收确认的时间。
图3A说明客户机或发起方和服务器或应答方之间请求和响应的 典型传递。在时间T0，调用消息传送给服务器。调用消息在时间T1到 达服务器。在时间T2，服务器向客户机传送结果消息。结果消息在时 间T3到达客户机。客户机在时间T4向服务器发送确认消息。确认消息 在时间T5到达服务器。注意，在图3A至3C中，TID表示事务标识或 编号。
数据以响应-确认事务对(RATP)在客户机和服务器之间传送， 在本文中称作Tr(i)，其中i是指标。
交换的数据量P等于RATP的数据量总和，以比特为单位。例如， 在Tr(i)中交换的数据量是P(i)。发送响应的以秒为单位的时间称作 Tresp(i)，以及接收确认的以秒为单位的时间称作Tack(i)。
图3A给出一个RATP。Tresp(i)对应于T2，Tack(i)对应于T5。
在另一个实施例中，Tresp(i)可由Treq(i)代替，它是服务器接收请 求的时间，对应于图3A中的T1。在这个备选实施例中，位速率包括服 务器上处理请求的等待时间。
称作Tru(i)的响应确认事务单元(RATU)是在时间上不与其它 RATP重叠的RATP的最小集合。
在数学上，RATU是RATP的集合或Tr(k)，其中的指标位于集合S 中，从而：
$[T_{\mathrm{resp}}\left(k\right),T_{\mathrm{ack}}\left(k\right)]\cap [T_{\mathrm{resp}}\left(i\right),T_{\mathrm{ack}}\left(i\right)]=\left\{\right\},\forall k\in S,\forall \left(i\right)\notin S,$ [式1]
其中，[Tresp(k)，Tack(k)]表示从Tresp(k)到Tack(k)的时间间隔。S是 最小集合，使得不存在使S1∪S2＝S以及S1∩S2＝{}成立的非空集S1 和S2，从而：
[Tresp(k)，Tack(K)]∩[Tresp(i)，Tack(i)]＝{}，k∈S1，(i)∈S2.[式2]
图3B帮助说明RATU的概念。在时间T0，客户机或发起方发送调 用消息，该消息因网络延时而在时间T1到达服务器。在时间T2，客户 机向服务器发送另一个调用消息。第二个调用消息在时间T3到达服务 器。服务器在时间T4响应第一调用消息而向客户机发送结果(或响应) 消息。在时间T5，服务器响应第二调用消息而向客户机发送结果消息， 在时间T6到达客户机(这是在第一结果消息到达服务器之前)。客户 机在时间T7向服务器发送确认来确认接收到第二结果消息。在时间T8 在服务器上接收确认。在时间T9，第一结果消息最终到达服务器。在 时间T10，客户机向服务器发送确认来确认接收到第一结果消息。在时 间T11服务器接收确认。随后以同样方式进行事务N+2。
可以看到，对应于具有标记TID＝N的消息的RATP与具有标记 TID＝N+1的RATP重叠。实际上，对于TID＝N，T4对应于Tresp(N)，T11对 应于Tack(N)。对于TID＝N+1，T5对应于Tresp(N+1)，T8对应于Tack(N+1)。 由于当Tack(N)＞Tack(N+1)时Tresp(N)＜Tresp(N+1)，因此它们明显地重叠。 但是，它们不与事务N+2重叠，因为Tack(N)＜Trsp(N+2)以及 Tack(N+1)＜Tresp(N+2)。因此，事务N和N+1对应于一个RATU。可以看出， RATU满足式(1)和(2)，[T4，T11]对应于RATU的时间周期。
此外，可以看出，对应于事务N+2的第二RATU具有[T13，T17]所定 义的时间周期。
图3C说明另一个实例，其中，客户机在时间T0向服务器发送调 用消息；但是，由于网络延时，调用消息直到时间T7才到达。同时， 在时间T1，客户机向服务器发送第二调用消息，在时间T2到达。在时 间T3，服务器响应第二调用消息(TID＝N+1)向客户机发送结果消息， 客户机在时间T4接收该消息。在时间T5，客户机传送具有TID＝N+1的 确认，确认接收到具有TID＝N+1的结果消息。在时间T6接收该消息。 在时间T7，第一调用消息由服务器接收。在时间T8，响应第一调用 (TID＝N)，将结果消息从服务器传送到客户机。客户机在时间T9接收 结果消息。在时间T10，客户机传送具有TID＝N的确认，确认接收到具 有TID＝N的结果消息。在时间T11在服务器上接收确认。
根据式1和式2，可以看出，事务N和N+1形成两个截然不同的 RATU，因为它们表示非重叠RATP。它们的结果和确认事务确实不重叠。
RATU的特征在于在其涉及的周期中所交换的数据总量定义为：
$P_u\left(j\right)=\underset{{i\in S}_j}{\Sigma }P\left(i\right),$ [式3]
其中Pu(j)是第j个RATU中的数据总量，P(i)是组成RATU的第i 个RATP中的数据总量。Sj是指标集合，对应于RATP，构成第j个RATU。
发送第一RATP响应的时间(单位为秒)定义为：
$T_{\mathrm{Resp}}^u\left(j\right)=\underset{{i\in S}_j}{\mathrm{Min}}\left[T_{\mathrm{Resp}}\left(i\right)\right],$ [式4]
其中j是指标，从而TRespu(j)对应于第j个RATU中的响应，Sj表示 指标集合，对应于RATU中的RATP。
接收最后一个RATP确认的时间(单位为秒)定义为：
$T_{\mathrm{Ack}}^u\left(j\right)=\underset{{i\in S}_j}{\mathrm{Max}}\left[T_{\mathrm{Ack}}\left(i\right)\right]$ [式5]
RATU中第一响应和最后一个确认之间的时差定义为：
$\Delta T_u\left(j\right)=T_{\mathrm{Ack}}^u\left(j\right)-T_{\mathrm{Resp}}^u\left(j\right)$ [式6]
各RATU、Tru(j)经过排序，使得：
$T_{\mathrm{Resp}}^u(j-1)<T_{\mathrm{Resp}}^u\left(j\right)<T_{\mathrm{Resp}}^u(j+1),\forall j>0$ [式7]
在本发明的一个实施例中，将位速率估算为在特定时间周期T、 例如30秒上传递的平均数据量。这样，感测的位速率能够以每秒比特 为单位、在指标时间“i”计算为：
$\mathrm{BR}\left(i\right)=\frac{1}{T^{\prime }}\left[\right(\underset{j=0}{\overset{N\left(i\right)-1}{\Sigma }}(i-j))+\left(P_u(i-N\left(i\right))·\right[\frac{T^{\prime }-\underset{j=0}{\overset{N\left(i\right)-1}{\Sigma }}\Delta T_u(i-j)}{\Delta T_u(i-N\left(i\right))}\left]\right)]$ (式
8.1)
其中 $T^{\prime }=\mathrm{Min}(T,\underset{j=0}{\overset{i}{\Sigma }}\Delta T_u(i-j)),$ T是预定的时间周期、如30秒，以及 N(i)是非常大的整数，使得：
$\underset{j=0}{\overset{N\left(i\right)-1}{\Sigma }}\Delta T_u(i-j)<T^{\prime }$
应当注意，T’仅在计算位速率的初始阶段小于T。在那个时间之 后，将使用时间周期T。N(i)主要是T’时间周期中的多个完整的RATU。 建议N(i)应当限制为事务W(i)的最大数量、例如W(i)＝100。在这种 情况下，N(i)改为按照以下方式计算。设M(i)为最大整数，使得 $\underset{j=0}{\overset{M\left(i\right)-1}{\Sigma }}\Delta T_u(i-j)<T^{\prime }.$ 则N(i)为M(i)和W(i)的最小值，以数学方式表示为： N(i)’＝Min(M(i)，W(i))。位速率的计算则为：

(式8.2)
通过式(8.1)可以看出，将位速率计算为在覆盖不大于T’的时 间周期的最后一个N(i)RATU中交换的数据位数量，加上下一个RATU 中数据位的数量与分数之积，该分数包含T’减去最后一个N(i)RATU 的第一响应和最后一个确认之差的总和、其分母等于下一个RATU的第 一响应和最后一个确认之间的时间差。这样，在计算中仅计算了最后 一个RATU中的位分数，以便说明总时间周期T’。通过式(8.2)可以 看出，当最后一个T’周期中涉及的事务数量没有超过W(i)时，按照 (8.1)计算位速率。否则，位速率则计算为最后一个W(i)RATU中交 换的数据位数量除以最后一个W(i)RATU的第一响应和最后一个确认 之差的总和。
本发明的第二实施例中估算感测位速率的方法由下式定义：
$\mathrm{BR}\left(i\right)=\frac{1}{T^{\prime }}[\mathrm{BR}(i-1)·(T^{\prime }-\Delta T_u\left(i\right))+P_u\left(i\right)]$ [式9]
若ΔTu(i)＜T’，以及
$\mathrm{BR}\left(i\right)=\frac{P_u\left(i\right)}{\Delta T_u\left(i\right)},$ 若ΔTu(i)≥T    [式10]
其中BR(i)是指标时间i上的位速率， $T^{\prime }=\mathrm{Min}(T,\underset{j=0}{\overset{i}{\Sigma }}\Delta T_u(i-j)),$ T
是时间周期、例如30秒，ΔTu(i)是第i个事务单元中第一响应和最后 一个确认之间的时差，以及Pu(i)是第i个事务单元中交换的数据总 量。
这样，如果最后一个接收的RATU的第一响应和最后一个确认之 间的时差小于T’，则感测的位速率BR(i)可由式(9)的公式来估算， 否则式(10)的公式可用来估算感测位速率。
采用式(9)和式(10)的公式，感测位速率BR(i)对每个RATU 提供新的更新。应当注意，感测的位速率可在应用层或在传输层、例 如WTP层或TCP层进行估算。如果公式在传输层实现，则感测的位速 率可按照集中方式来确定。如果公式在应用层实现，则对各应用估算 位速率。
图4是本发明的一个实施例的原理图。图4说明服务器206，它 具有位速率测量器402以测量感测位速率。位速率测量器402能够根 据上述式(8.1)、(8.2)或者式(9)和式(10)来测量感测位速率。 位速率测量器402向适配器406提供感测位速率的指示，它可以处于 应用中或者处于应用之外，但是要与应用404通信。适配器406根据 感测位速率来调整从应用404发送到客户机202的内容。这个调整可 包括：从多个版本的文件中选择特定文件，提取可缩放内容的一部分 或者对内容进行处理以便更好地适应网络位速率并使客户机上用户的 等待时间受到控制。例如，低分辩率图像可在低位速率条件下发送。
图5是流程图，说明位速率测量器402执行的处理过程。大家知 道，比特可分组为字节或其它测量单位，而没有背离本发明的原则。
在P502，位速率测量器跟踪RATU中的比特数量。
在P504，感测位速率采用式(8)或者式(9)和式(10)来确 定。
重复执行P502至P504，以便连续确定感测位速率。
图5B是流程图，说明适配器406中的处理过程。
在P510，P504上确定的位速率通过例如访问存储在与位速率测 量器402共享的计算机存储器中的已确定位速率来获得。
在P512，确定来自应用的内容是否需要调整。这个确定可通过 将感测位速率与阈值或范围进行比较来进行。由于已经超过阈值或者 已经进入新的范围而出现变化时，来自应用的内容需要调整。注意， 例如，阈值或范围可以预先确定，或者也可以由应用来设置。
如果内容要求调整，则在P514，适配器调整内容。这个调整可 由适配器通知应用从多个版本的文件中选择特定文件、提取可缩放内 容的一部分或者对内容进行处理以便更好地适应网络位速率并使客户 机上用户的等待时间受到控制等来执行。
如果在动作P512确定内容不需要调整，则处理过程进入P510。
连续重复动作P510至P514，以便相应地调整内容。
在本发明的另一个实施例中，位速率测量在客户机上执行。在客 户机中，客户机和服务器之间称作Trr(i)(其中“i”是指标)的各 请求/响应事务对(RRTP)的特征在于：交换的数据量P(i)等于请求 和响应事务对的比特、以秒为单位的发送请求的时间Treq(i)以及以秒 为单位的接收响应的时间Tresp(i)的总和。图3A中，时间Treq(i)对应 于时间T0，以及Tresp(i)对应于时间T3。
称作Tru(i)(其中i指标)的RRTU是在时间上不与其它RRTP重 叠的RRTP的最小集合。
在数学上，RRTU是RRTP的集合即Trr(k)的集合，其中的指标位 于集合S中，从而：
$[T_{\mathrm{req}}\left(k\right),T_{\mathrm{resp}}\left(k\right)]\cap [T_{\mathrm{req}}\left(i\right),T_{\mathrm{resp}}\left(i\right)]=\left\{\right\},\forall k\in S,\forall \left(i\right)\notin S,$ [式11]
其中，[Treq(k)，Tresp(k)]表示从Treq(k)到Tresp(k)的时间间隔。S是 最小集合，使得不存在使S1∪S2＝S以及S1∩S2＝{}成立的非空集S1 和S2，从而：
[Treq(k)，Tresp(k)]∩[Treq(i)，Tresp(i)]＝{}，k∈S1，(i)∈S2，[式12]
在图3B中，从客户机的角度可以看出，因对应于事务N和N+1 的RRTP的重叠，第一RRTU在时间T0开始以及在T9结束。在图3C中， 从客户机的角度可以看出，因对应于事务N和N+1的RRTP的重叠，第 一RRTU在时间T0开始以及在T9结束。
如以上对于RATU所述，RRTU的特征在于在其涉及的周期中所交 换的数据总量定义为：
$P_u\left(j\right)=\underset{i\in S_j}{\Sigma }P\left(i\right)$ [式13]
其中Pu(j)是第j个RRTU中的数据总量，P(i)是组成RRTU的第i 个RRTP中的数据总量。Sj是指标集合，对应于RRTP，构成第j个RRTU。
发送第一RRTP请求的时间(单位为秒)定义为：
$T_{\mathrm{Req}}^u\left(j\right)=\underset{i\in S_j}{\mathrm{Min}}\left[T_{\mathrm{Req}}\left(i\right)\right]$ [式14]
其中j是指标，从而TRequ(j)对应于第j个RRTU中的请求，Sj表示 指标集合，对应于RRTP中的RRTU。
接收最后一个RRTP响应的时间(单位为秒)定义为：
$T_{\mathrm{Resp}}^u\left(j\right)=\underset{i\in S}{\mathrm{Max}}\left[T_{\mathrm{Resp}}\left(i\right)\right]$ [式15]
RATU中第一请求和最后一个响应之间的时差定义为：
$\Delta T_u\left(j\right)=T_{\mathrm{Resp}}^u\left(j\right)-T_{\mathrm{Req}}^u\left(j\right)$ [式16]
各RRTU、Tru(j)经过排序，使得：
$T_{\mathrm{Req}}^u(j-1)<T_{\mathrm{Req}}^u\left(j\right)<T_{\mathrm{Req}}^u(j+1),\forall j>0$ [式17]
在这个表示Tru(j)中，j＝0，1，2，3...，j＝0对应于第一RRTU。
在本发明的这个实施例中，将位速率估算为在特定时间周期T、 例如30秒上传递的平均数据量。这样，感测的位速率能够以每秒比特 为单位、在指标时间“i”如采用式(8.1)、(8.2)所定义、参照式 (13)至(17)来代替式(3)至(7)来计算。
N(i)主要是T’时间周期中的多个完整的RRTU。建议N(i)应当限 制为事务的最大数量、例如100。
通过式(8.1)可以看出，将位速率计算为在覆盖不大于T’的时 间周期的最后一个N(i)RRTU中交换的数据位数量，加上下一个RRTU 中数据位的数量与分数之积，该分数包含T’减去最后一个N(i)RRTU 的第一请求和最后一个响应之差的总和、其分母等于下一个RATU的第 一请求和最后一个响应之间的时差。这样，在计算中仅计算了最后一 个RATU中的位分数，以便说明总时间周期T’。
本发明的另一个实施例的客户机中估算感测位速率的方法由式 (9)、(10)的公式参照式(13)至(17)代替式(3)至(7)来定 义。
参照式(9)和式(10)，ΔTu(i)重新定义为第i个事务单元中 第一请求和最后一个响应之间的时差，以及Pu(i)是第i个RRTU中所 交换的数据总量。
这样，如果最后一个接收的RRTU的第一请求和最后一个响应之 间的时差小于T’，则感测的位速率BR(i)可由式(9)的公式来估算， 否则式(10)的公式可用来估算感测位速率。
采用式(9)和式(10)的公式，感测位速率BR(i)对每个RRTU 提供新的更新。应当注意，感测的位速率可在应用层或在传输层、例 如WTP层或TCP层进行估算。如果公式在传输层实现，则感测的位速 率可按照集中方式来确定。如果公式在应用层实现，则对各应用估算 位速率。
图6说明将位速率测量器包含在客户机中的本发明的一个实施 例的客户机和服务器的原理图。客户机202包括位速率测量器602， 以便采用一种例如利用式(8.1)、(8.2)或式(9)和式(10)的方 法来测量感测位速率。在客户机的应用604和服务器206之间传送的 数据的位速率由位速率测量器602测量。
位速率报告器608向服务器206报告感测的位速率。感测的位速 率由服务器中的适配器610接收，它使服务器调整发送给客户机的内 容，如以上结合图4所述。
例如，位速率报告器608可按照无线接入协议(WAP)以UAPROF 描述符报告位速率。图7说明一个图表，它描述建议的新UAPROF描述 符。
在本发明的一个实施例中，位速率报告器可在应用层实现，以监 测客户机中独立的应用所传送的数据的感测位速率。图6说明客户机 中的两个应用，它们均由位速率测量器单独监测。毫无疑问，两个以 上的应用可在客户机中受到监测。此外，客户机中的应用可与不同的 服务器通信。因此，在这种情况下，可使用多个位速率报告器。
在表中，条目“位速率”精确地描述位速率(如“9600”)、范 围(例如“9600-14400”)、或者相对速率(例如高、中或低)。
所需的位速率是装置希望接收数据的最大位速率。这可以作为诸 如“14400”之类的精确值来报告。
带宽设置器612允许对应用设置所需带宽。例如，这可以通过应 用将特定值设置到客户机的特定存储单元中来实现。带宽设置器检测 特定存储单元中的值，并通知位速率报告器608采用例如图7的图表 所示的UAPROF消息向服务器发送包含所需带宽的消息。在本发明的实 施例中，可保留所需位速率，从而没有其它应用能够使用那个带宽， 即使在应用不活动的时间。
不活动应用检测器614确定应用在预定的时间周期是不活动 的。如果应用没有保留指定数量的带宽，则不活动应用检测器614通 知位速率报告器608联络一个或多个服务器上的其它应用，通过例如 让各应用向相应的服务器发送所需位速率消息以降低相应应用的位速 率，并发送活动应用的所需位速率消息以增加活动应用的所需位速 率，从而表明使用之前由不活动应用所使用的位速率的意向，以调整 与客户机通信的所需位速率。
图8是流程图，说明位速率测量器的处理过程。
在P802，位速率测量器跟踪各RRTU中的比特数量。
在P804，位速率采用例如式(8)或者式(9)和式(10)来确 定。
在P806，确定感测位速率的变化是否需要报告给适配器。例如， 如果与通过百分比的预定最小变化相比，最小位速率没有变化或者只 是极小变化，则不要求报告。如果要执行报告，则在P808，通知适配 器调整内容。
图9是流程图，说明不活动应用检测器的一个实施例中的处理过 程。不活动应用检测器可通过观察在预定时间周期没有测量到某个应 用传送任何比特来确定该应用不活动。
在P902，确定应用是否变为不活动。如果是，则执行P904以调 整活动应用的所需位速率来使用不活动应用的带宽。例如，通过向服 务器发送所需位速率消息，通知服务器关于各应用的所需位速率的变 化，来进行这个操作。
在P902，如果确定应用没有变为不活动，则在P906进行检验以 确定以前不活动的应用是否变为活动。如果是，则向服务器发送所需 位速率消息以调整活动应用的位速率，以及通知服务器以前不活动的 应用现在具有改变的所需位速率，从而额外的业务量可传入应用或从 应用传出。
本发明的实施例可通过硬件、软件或硬件和软件的组合来实现。 此外，客户机或服务器中的处理器的机器指令可存储在诸如软磁盘或 CD ROM之类的媒体上。机器指令包括让客户机或服务器中的处理器执 行本文所述方法的指令。
虽然参照某些所述实施例对本发明进行了说明，但本文是描述性 的，而不是限制性的。在所附权利要求的范围之内可进行变更，而没 有背离本发明各方面的范围和精神。虽然本文已经结合特定结构、动 作以及材料对本发明进行了说明，但本发明不限于所公开的详细情 况，而是延伸到所有等效结构、动作以及材料，如所附权利要求的范 围所规定。具体地说，测量位速率的方法不限于WAP，适用于表现类 似的请求-响应-确认或请求-响应行为的任何协议。具体地说，不同于 UAProf的描述符可用于向服务器或网关传送在客户机装置上计算的位 速率。