算法200的操 作顺序的流程图。为了容易说明，现在将参照图3,其示意性地示出了调度算法200的时间 线。
[0061] 调度算法200具有工作时段Twp，例如TTI的倍数（通过预定的、优选为整数的数 量a表示），因此Twp=aTTI。换言之，每个工作时段Twp包括a个TTIk(k= 1，2,...， a) 〇
[0062] 在每个工作时段Twp的开始（时刻t)，要在当前工作时段Twp内传输（S卩，被检查 为具有要被发送的数据）的多媒体/实时活动流被分类成优先活动流（如将稍后讨论的 那样，基于在当前工作时段之前的基准工作时段排队的数据与在基准工作时段和当前工作 时段之间发送的数据之间的比较），并被输入到优先组中（块205)-一然而，在替代实施例 中，具有要在当前工作时段Twp内发送的数据的尽力活动流也被分类成优先活动流。下文 中，为了容易说明，任何时刻（比如时刻t)都意指针对工作时段Twp进行了规范化。
[0063] 通过考虑以下参数来执行将多媒体/实时活动流分类成优先活动流：
[0064] -Di:用于传输（即排队和发送数据）与要求的（多媒体/实时）业务相关联的第 i个多媒体/实时活动流的最大允许延迟。Di= 0Jwp，其中Pi=D/Twp是用于传输第i 个多媒体/实时活动流所需的工作时段Twp的数量。因此，假设第i个多媒体/实时活动流 的一定数据量已经在Hi-I时刻和Hi时刻之间的工作时段TWP期间排队，则这种排队的数据 的发送应该在时刻t= (rii-l+eJ(即截止时间）之内完成，以满足最大允许延迟01的要 求。
[0065] -Qi (t- 0J2):在当前工作时段Twp之前的第（0「2)个工作时段Twp处排队的（第 i个多媒体/实时活动流的）数据量。因此，如将从下文很容易地理解的那样，在示例性 的公开实施例中，当前工作时段Twp之前的第（0i_2)个工作时段Twp被用作基准工作时段 Tw，用于检查活动流（例如，多媒体/实时活动流）是否具有要在当前工作时段Twp内发送 的优先数据（总之，任何基准工作时段TWP，即用于每个第i个活动流的基准工作时段TWP， 可以根据各自的标准进行选择，例如，不必一定依赖于I参数）。根据定义，当前工作时段 Twp是从数据在（t-0i+2)时刻排队开始的第（Pi-I)个工作时段Twp，即可用于完成排队数 据的发送的最后一个时段。在所述示例中（数据在Hi-I时刻和Hi时刻之间排队），当t= (n「2+D时，Qi "_1+2)参数是从时亥IjIii开始（艮P，在基准工作时段Twp的起始处）应当 在截止时间前被发送以满足所述最大允许延迟Di的要求的排队数据Qi(Iii)的总量。
(即，在基准工作时段Twp和当前工作时段TWP之间）发送的第i个多媒体/实时活动流的 总数据量。如以下稍后将被更好地公开的那样，如果当前工作时段Twp是可用于传输第i个 多媒体/实时活动流的最后一个时段，且第i个多媒体/实时活动流的传输尚未执行，则量
作时段Twp的优先活动流。
[0067]在接收/计算/获取每个第i个多媒体/实时活动流的DpQiU-P#和j= I0i-2qit_j参数后，如果满足以下条件，则第i个多媒体/实时活动流被分类成优先活动 流（对于当前工作时段Twp)
[0069] S卩，如果在当前工作时段Twp之前的第（0r2)个工作时段Twp的起始处排队的（第 i个多媒体/实时活动流）总数据量大于在当前工作时段Twp之前的最后0 -2个工作时段 Twp期间（即，在基准工作时段Twp和当前工作时段Twp之间）发送的总数据量。
[0070] 若不满足以上不等式，则意味着，对于第i个多媒体/实时活动流，具有在（t+1) 时刻处的截止时间的排队数据在（当前）时刻t尚未被发送。因此，当前工作时段Twp是可 用于发送这种排队数据的最后一个时段，并且第i个多媒体/实时活动流被分类成优先活 动流。
[0071] 为了满足最大允许延迟Di的要求，下面的数据（或优先数据）量(^(0必须在t 时刻和（t+1)时刻之间被发送：
[0073] 如果相反，以上不等式被满足，则意味着，对于第i个多媒体/实时活动流，具有在 (t+1)时刻处的截止时间的排队数据在（当前）时刻t之前已经被发送一一因此，第i个多 媒体/实时活动流不被视作优先活动流。
[0074] 不被视作优先活动流的所有第i个多媒体/实时活动流，连同尽力活动流一起，被 分类成非优先活动流，并被放入非优先组中（块210)。
[0075] 区分多媒体/实时活动流与尽力活动流，并将具有要被发送的优先数据的多媒体 /实时活动流分类成优先活动流以满足目标延迟Di (以及因此带来的QoS)的要求的做法标 识了上层调度（ULS)实体，其与下层调度LLS实体相对，如将在下面讨论的，下层调度LLS 实体的目标则在于在优先活动流和非优先活动流之间适当地分配PRB。
[0076] 为了使调度算法200符合3GPP规范，在每个TTIk执行PRB和数据发送。
[0077] 在（ULS调度之后的）当前工作时段Twp的第一个TTIi，运行优先活动流LLS(或 LLSp)实体。广义地讲，在每个TTIk以及直到优先组被清空，LLSp实体在优先组内的活动流 之间分配PRB，发送优先数据qi (t)，并将优先数据qi (t)已经完全发送的第i个优先流从优 先组中清除。
[0078] 在所提出的调度算法200中，LLSp实体由功能块215-240标识。
[0079] 在这方面，调度算法200在判断块215处检查优先组是否为空。在否定的情况下， 判断块215的退出分支N，在块220处执行在当前TTIk处的第i个优先活动流之间的PRB 分配（例如，通过利用比例公平、最大吞吐量或最早截止日期调度策略），在分配的PRB上发 送优先数据Qi (t)(块225)，并且通过清除在当前TTIk内优先数据发送已经完成的第i个 活动流来更新优先组（块230)，直到当前TTIk结束（见判断块235)。
[0080] 更具体地，在当前TTIk未结束时发送优先数据qi(t)(并更新优先组），如在图中 通过判断块235的退出分支N和块225之间的循环连接所概念性地表示的。
[0081] -旦当前TTIk结束（判断块235的退出分支Y)，就通过更新k值来考虑下个 TTIk(见块240)，然后操作流返回到块215,在块215处运行LLSp实体（如之前一样）直到 优先组被清空。
[0082] 在运行新的LLSp实体之前，可以执行检查，检查的目的在于确定是否满足a， 即，（新的）当前TTIk是否仍被包含在当前工作Twp中（以便否则开始新的工作时段Twp)。 但是，这不是必须的。事实上，如将稍后很容易地理解的那样，当调度算法200还被构想成 用于在尽力活动流之前处理排队数据延迟接近最大允许延迟的非优先多媒体/实时活动 流时，优先数据一定会在工作时段Twp结束之前被发送。
[0083] 重新考虑判断块215,当所有优先流已经发送了各自的优先数据qi(t)时（退出分 支Y)，运行非优先活动流LLS(或LLSnp)实体（功能块245-270)。在运行LLSnp实体方面， 将不重新详述相似的功能块。
[0084] 广义地讲，在每个TTIk并且直到当前工作时段Tw的所有可用TTIk结束（见判断 块265)，在非优先活动流之间执行PRB分配（见块245)，并且在分配的PRB上发送相应的 (非优先）数据，直到当前TTIk结束（见判断块255和块245之间的循环连接）。
[0085] PRB分配是在选择的非优先活动流之间执行的。在这方面，对多媒体/实时活动流 和尽力活动流两者计算测度，并且具有最高测度的活动流被选择进行PRB分配。
[0086] 优选地，尽力活动流的测度（Af)按照下式计算：
[0088] 其中ri是第i个活动流可达到的瞬时数据速率，已知为由用作活动流的源或目的 地的UE测量的信道质量，且Ri是第i个活动流的平均速率。
[0089] 如以上所提及，为了对排队数据延迟接近最大允许延迟非优先多媒体/ 实时活动流提供不同的权重，按照下式计算对每个第i个多媒体/实时活动流的测度
[0091] 其中HOL是给定队列的队首分组延迟，且Y是考虑了被分派到所考虑的数据分组 的截止时间的权重的因子（例如，等于或大于1)。
[0092] 这保证了多媒体/实时活动流的主优先级以及尽力应用之间的公平性。
[0093] 一旦当前TTIk结束（判断块255的退出分支Y)，就通过更新k值来考虑下个 TTIk(见块260)，并且一旦当前工作时段Twp结束（判断块265的退出分支Y)，就考虑下个 工作时段（块270)，并再次从头运行调度算法200。
[0094] 自然地，为了满足本地和特定需求，本领域技术人员可以将许多逻辑和/或物理 修改和变更应用到上述解决方案。更具体地，尽管已经参照本发明的优选实施例用一定程 度的特例说明了本发明，但应当理解，在形式上和