专利名称：Umts中协调的数据流控制和缓冲器共享的制作方法
技术领域：
本发明涉及用于在通用移动电信系统(UMTS)中的若干用户之间共享不足的缓冲资源的系统和方法。
相关技术描述多介质无线网络正在随诸如Web浏览、动态资源共享和流传送音频和视频的业务的因特网需求的增长而经历快速的扩张。此类无线网络可以是移动的或固定的。这种类型的移动网络称为第三代(3G)移动通信系统。不同于主要承载来自PSTN(公众交换电话网)的电路交换语音业务的先前类型的移动网络，3G网络将承载来自各种各样包括PSTN、B-ISDN、PLMN和因特网的网络的各种分组数据。
有一个正进行的标准化联合称为通用移动电信系统(UMTS)的一组协议的进程。
图1以示意图形式示出UMTS网络1，它包括称为核心网络2的3G网络和UMTS地面无线电接入网(UTRAN)3。UTRAN包括多个无线电网络控制器(RNC)。所有RNC是相似的，但是不同的RNC可能具有不同的功能。在图1中，示出服务RNC(SRNC 4)和漂移RNC(缩写为DRNC 5)。每个RNC连接到一组基站6。基站常常称为节点B。每个节点B负责与给定地理小区内的移动终端7(或用户设备UE)通信。服务RNC负责对在节点B与核心网络之间的用户和信令数据进行路由选择。核心网络和RNC之间的接口称为Iu，而RNC之间的接口标记为Iur。RNC和节点B之间的接口表示为Iub，以及节点B与移动终端之间的空中接口是Uu接口。
在WCDMA规范[1]的发行版本5中，引入一种称为高速下行链路共享信道(HS-DSCH)的新传输信道。对于HS-DSCH，与当前的下行链路共享信道相比，提供诸如快速自动重复请求(ARQ)协议、快速链路适配和快速信道相关的调度的一些新无线电接口功能。所有这些新功能设在位于节点B中称为MAC-hs实体的介质访问控制(MAC)层上的新功能实体中。还引入一种称为帧协议的新协议，它可以处理数据传输和执行SRNC与节点B中的用户缓冲器之间的流控制[2]。如果数据从SRNC直接传送到节点B，则在Iub接口上使用帧协议。如果数据从SRNC经由DRNC传送到节点B，则在Iur接口和Iub接口上使用帧协议。
在图2中，假定有i(i＝1，2，...)个用户，每一个具有相应的移动终端UE1、UE2、...、UEi。每个用户的数据从核心网络到达SRNC，在SRNC将其存储在缓冲器8中，每一个与相应用户相关联。如果用户具有许多优先级类，则每个用户可以有若干缓冲器。为简单起见，不考虑不同优先级类，且示出每个用户具有一个缓冲器。将用户存储的数据从SRNC传送到节点B，在节点B将其临时存储在对应的个体存储器9中。将用户的数据通过空中接口Uu从节点B发送到个体UE。
在帧协议中，使用基于信用的流控制机制，其中单独为个体用户以及因此还为对应的个体数据流12在节点B和SRNC之间交换容量请求帧10和容量分配帧11。SRNC发送容量请求帧，告知节点B的缓冲器有关SRNC缓冲器中相应UE的未决(pending)(排队)的MAC-d协议数据单元(MAC-d PDU)的数量。响应容量请求帧的接收，节点B将分配帧发送到SRNC，所述分配帧指示允许SRNC发送到UE的MAC-d PDU的量。当SRNC接收到分配帧时，它将MAC-d PDU的指示数量发送到SNRC。节点B允许SRNC发送的MAC-d PDU的数量称为信用(credit)。信用在分配帧中的帧字段13中指示，该字段通常称为准予信用帧字段(从而命名为基于信用的流控制)。节点B将从而控制SRNC与节点B之间的数据流。
帧协议还可以在DRNC上终结，这意味着可以有两个单独的控制循环，一个在DRNC与节点B之间，该循环类似于刚刚描述的节点B控制来自SRNC的输入数据流的那种。另一种控制循环在DRNC与SRNC之间，其中DRNC控制来自SRNC的输入数据流。但是，如节点B所看到的，流控制循环在两种情况下是相似的。下文中，仅考虑SRNC和节点B之间的直接路径。
性能好的流控制方案的主要目的是，调节从SRNC中的一个缓冲器传送到节点B中的对应缓冲器的用户数据量，而不负面影响节点B与其连接的UE之间通过空中接口流动的数据量。这意味着(a)节点B中的缓冲器应该从不下溢或(b)节点B不得包含太多数据。
术语“下溢”意味着，虽然SRNC在SRNC缓冲器中包含相同UE的未决(排队)的用户数据，节点B中的缓冲器没有要发送到UE的用户数据。因此节点B缓冲器不得包含太少数据。
如果节点B包含太多数据，则会产生问题。这是因为UE偶尔从一个节点B转换(hand off)到另一个，而帧协议无法在不同的节点B之间传送数据。因此出于健壮性的原因，期望尽可能长时间地将用户数据保留在SRNC中。该转换过程还称为切换(handover)。
再者，节点B中的个体缓冲器不可太小，也不可太大。如果缓冲器太小，则必须频繁地发送分配帧。这是不可行的，因为这会要求大量使用Iub接口，使用该Iub接口是昂贵的。再者，根据标准，发送分配帧的周期限于10毫秒。从而不可能大频繁地发送分配帧。
节点B中的缓冲器容量通常是昂贵的。如果这些缓冲器太大，节点B将是昂贵的。通过添加新的存储器资源来扩充节点B中的总缓冲器容量并非易事，因为节点B常常安装在塔、桅杆、屋顶等处。
因此，问题归结为在不负面影响流动数据量的情况下，保持节点B中的缓冲数据量尽可能得低。这也是本发明要解决的主要问题。
该问题又可以拆分成两个问题有效的流控制和有效的存储器处理。流控制的目的是，使用户数据流中不可预测的时间相关的变化平均，而存储器处理的目的是优化所用的存储器量。我们希望在以下条件下将节点B中存储的用户数据的总量最小化(由于潜在的转换过程的原因，这是重要的)(a)数据不得因溢出而丢失以及(b)数据流不得被阻塞并由此导致下溢。
在图3中示出节点B中的已知MAC-hs层结构。它包括流控制14、重发协议处理器HARQ(混合自动请求)15、调度器16、传输格式选择(TF选择)17和共享无线电信道18。新传输信道在HS-DSCH示出。
在图4中，示出一种先前已知的基于信用的控制机制。它利用基于“每个流(per flow)”的信用分配方案来控制每个个体UE的用户数据流。
在下文中，描述发往UE1的用户数据。箭头19所示的容量请求帧由SRNC发送，从而告知节点B的缓冲器9有关SRNC中UE1的未决用户数据量。作为响应，节点B基于节点B中UE1的缓冲器中可用的空闲缓冲器空间来分配一些容量。用非常一般的术语且非完全的方式来表述，空闲缓冲器空间是缓冲器的最大存储器空间减去任何未完成(outstanding)信用。用非常一般的术语且非完全的方式来表述，术语“未完成信用”指被准予信用以从SRNC向节点B传送但是节点B尚未接收到的用户数据。通常信用量以MAC-d PDU为单位来表示。
接下来，节点B发送最上方箭头20表示的分配帧，指示允许SRNC为UE1发送的信用量。在准予信用帧字段中指示该量。
SRNC接收到该分配帧，从其中提取准予信用的数量，并将信用写入未示出的计数器中，重写任何先前的准予信用，并向节点B发送对应数量的MAC-d PDU，如箭头21所示。SRNC还从计数器减去发送的MAC-d PDU的数量。分配的瞬间与节点B接收到所分配的MAC PDU的瞬间之间的时间间隔称为往返时间。在图4中，在R指示往返时间。最下方箭头20表示节点B向SRNC发送再一个分配帧的第二瞬间。这两个箭头20表示未完成信用，即已经赋予但是尚未接收到对应数据的信用。应该理解在接收到两个连续分配帧之间的时间间隔中SRNC可以向节点B发送未决用户数据(MAC PDU)。
节点B中的调度器组织将节点B中缓冲的用户数据发送到不同UE的次序。从对应UE的缓冲器取出为向个体UE传送而调度的用户数据，并将其插入到传输格式选择器生成的传输块中。具体而言，调度器告知节点B要发送的传输块、用于发送的时隙和该传输块要发往的UE。传输块将具有变化的长度，具体取决于发送到不同UE的数据量。在固定时长的时隙中，通常为2毫秒，在无线电接口Uu上传送每个传输块。
然后通过无线电接口，依次传送这些传输块。通常在任何给定瞬间，只有一个UE可以利用该时隙。备选地，可以在时隙中使用码复用，这意味着两个或更多UE共享时隙。
应该注意，信用分配过程和调度过程之间没有任何关系。数据调度在短的间隔发生，并基于个体UE的瞬时信道质量动态地进行，而给定UE的信用分配过程在长得多的时间间隔上发生。信用分配过程与UE的信道质量无关。信道的质量可以在连续的信用分配期间变化若干次。
利用上述已知的基于“每个流”的信用分配方案赋予个体UE的信用与赋予另一个UE的信用无关。它称为基于“每个流”的，因为每个用户数据流与其他数据流无关。此方式的主要缺点是，需要以用户数据填充节点B中的所有缓冲器以避免下溢。从而需要填充这些缓冲器，而不考虑实际可以通过无线电信道调度的数据量。这是因为不可能预测调度器将选择哪个UE的缓冲器来传送。
再者，节点B中缓冲数据的总量与用户数据流的数量成正比，而非与通过空中传送的数据量。数据流的数量越大，节点B中将缓冲越多的数据。长远来说，节点B可以存储多于它可以发送到UE的数据，这意味着大量数据在排队以从节点B传送，即尚未调度以通过无线电接口传送的数据。如果在这些情况下UE在切换过程中从一个节点B切换到新的节点B，则没有机制可用于将节点B中已经缓冲的数据转移到新的节点B，因而缓冲的数据丢失。然后必须发生向新的节点B重发丢失的数据。从SRNC重发是一个缓慢且昂贵的过程，因为它通过UTRAN接口发生。这些过程缓慢且通常遍历若干网络节点。
WO 02/49292公开一种UTRAN网络中的流控制机制，其中实施自动重复器请求(ARQ)机制以便降低节点B中的缓冲器水平(bufferlevel)。因为上述流控制方法彼此独立地处理单独的分组数据流，并仅为给定的UE降低节点B中缓冲的数据量，所以产生问题。因此，缓冲数据的总量，即来自若干独立的分组数据流的缓冲数据的和与穿过(traverse through)节点的数据流的数量成正比。虽然可以降低单独的个体数据流的缓冲器水平，但是对于庞大的用户人口，缓冲数据的总量可以因此非常大。因此问题仍旧存在，当除了降低其缓冲器水平的那些的用户从一个节点B移动到另一个节点B(切换)时，必须从SRNC向节点B重发数据。
US-A1 2003/0016698描述一种用于WCDMA系统中复位MAC层实体的方法。通过在复位RLC(无线电链路控制)实体时复位MAC层实体，防止在MAC层实体中缓冲不必要的数据是可能的。由此，实现存储器资源的提高了的利用效率。示出一个流控制器，但是未公开其操作。
EP 0912016提供无线网络中一种具有根据需要的带宽的远程终端。具有要发送到基站的分组的远程主机参与上行链路初始竞用，此期间每个具有要发送分组的远程请求对基站的访问。这些访问请求可能冲突，且冲突的远程主机参与上行链路冲突的解决。基站在请求访问的远程主机之间分配上行链路带宽，然后再为它自己的下行链路传输分配带宽。
EP 0912016专利未涉及在BSC节点中的缓冲器资源不足且必须避免缓冲器溢出和下溢的情况下对从如MSC节点的核心网络节点向基站控制节点(BSC)传送的控制。在该欧洲专利中，没有赋予信用，因此传输控制并不解决这些问题。
在EP 0912016专利中，通过无线电的分组传输是基于竞用的。但是申请人的发明提供一种对节点B接收的每个数据单元的严格控制。节点B将仅接收立即可以被调度以通过无线电向用户设备传送的数据单元。
发明概述本发明的一个目的是提供一种在节点B中缓冲一般与为向相应用户传送而调度的数据量相等的数据的方法和系统。
本发明的另一个目的是提供一种通过应用一种协调的流控制和缓冲共享的方法来在若干数据流之间共享不足的缓冲资源的方法和系统。
根据本发明，流控制进程包括第一信用分配规则/方案，(1)它通过对未完成信用的数量计数并在每次进行分配时增加未完成信用计数以及在每次接收到用户数据单元时减少未完成信用计数来保持对未完成信用的数量的持续计数；以及(2)限制分配的容量，以使它可以从不超过所请求的容量。第一信用分配规则/方案使预测节点B中用户数据的接收以及满足上述条件(a)和(b)成为可能。由此将平滑用户数据流的时间相关变化。
根据本发明，流控制进程使用第二信用分配规则/方案，根据第二规则/方案，使用信道质量指示来基于每个节点协调容量分配。这样做时，与用户所经历的信道质量成比例地在若干用户之间共享不足的存储器资源是可能的。从而使用信道质量指示将允许条件(a)和(b)在最小存储器资源的情况下得以满足，从而给出存储器优化问题的解决方案。
与所指示的信道质量成比例地在用户之间共享不足的缓冲资源。这实际意味着每个用户的UE向节点B回报节点B与UE之间的传输信道的信道质量。节点B使用所指示的信道质量，以在它的数据流之间共享它的缓冲资源。协调流控制，以使与穿过节点B的数据流的数量成函数关系地计算赋予单独数据流的信用量。
限制赋予节点B中所有数据流的信用总和低于SRNC请求向节点B发送的数据量的预定值。这将确保总是有存储器空间可用于存储已经从SRNC传送来的数据。
本发明的一个主要优点是节点B的缓冲器水平仅取决于调度的数据量，即为从节点B传送到相应UE而调度的数据量，而非穿过节点的分组数据流的数量。
这意味着用户数据的主要缓冲可以维持在SRNC中，又意味着(1)降低了节点B的存储器需求，(2)提高了通信可靠性，(3)提高了对抗转换导致的错误事件的健壮性，(4)平滑通过Iub接口和Iur接口的业务，以及(5)降低了从SRNC发送但是尚未在节点B接收到的MAC-d PDU的量。因为从SRNC传送是非常慢的，所以保持已经发送但是尚未接收到的MAC-d PDU的数量尽可能得低是重要的。
附图简介图1示出UMTS系统的示意图；图2示出SRNC和节点B中缓冲器的示意图；图3是节点B的框图；图4示出SRNS和节点B之间容量请求消息和容量分配消息的交换；图5是根据本发明的流控制系统的框图；图6是示出本发明基于每个流的信用分配方案的示例的流程图；图7是示出本发明示例图示基于每个节点的信用分配方案的流程图；图8是基于每个流的流控制机制的流程图的第一部分；图9是图7的流程图的延续；
图10是示出图9的流程图中计算准予信用的流程图；图11是根据本发明基于每个节点的流控制机制的流程图的第一部分；图12是图11的流程图的延续；图13是基于每个节点的流控制机制的流程图的初始部分；以及图14是图13的流程图的延续。
实施例详细说明在图5中，示出根据本发明的流控制系统包括通过Iub接口与容量分配设备23通信的容量请求设备22。容量请求设备在SRNC中，而容量分配设备在节点B中。SRNC在图示的数据流12中将用户数据传送到节点B。调度器16与容量分配设备通信并控制缓冲器9中调度的个体用户数据经由发射器24在时隙中通过共享无线电信道传送的顺序。传送个体用户数据的顺序对应于关闭在缓冲器输出的个体开关25的顺序。可以从不关闭两个或更多开关。示出数据流控制装置26在SRNC中每个个体缓冲器8的输出连接。每个流控制装置从容量请求设备接收个体控制信号27，该个体控制信号包含先前提及的节点B发放的信用量(分配的MAC-PDU的数量)。引用号28表示至用户实体UE1、UE2、...、UEi的个体无线电信道的信道质量索引QI1、QI2、...、QIi。容量分配设备包括计数器29，每个个体UE对应一个，用于对每个个体用户数据流的未完成信用数量计数。虽然出于简明的原因图5中未示出，但是容量分配设备对应于每个个体UE还包括再两个计数器，一个用于对户在SRNC中未决的用户数据单元的数量计数，另一个用于计算应该向SRNC发送分配帧的时刻。
容量请求设备和容量分配设备都是以硬件和软件形式实施的。数据流控制装置14通过SRNC中未示出的计算机上运行的计算机产品来实施。
容量分配设备使用的流控制进程是节点B中未示出的计算机上运行的计算机产品。该计算机产品包括用于执行根据本发明的流控制进程的下述步骤的软件代码部分。该计算机程序直接从诸如软盘、CD记录、因特网等的计算机可用介质加载。
根据本发明的第一流控制进程在节点B中执行。该第一流控制进程在下文中称为基于每个流的流控制进程，因为它以与其他用户的数据流无关的方式控制每个用户的数据流。出于简明的原因，参考单个用户来描述它。
在基于每个流的流控制进程中，为单个数据流在节点B和SRNC之间交换容量请求和容量分配帧。节点B通过有规律地发送容量分配帧来响应容量请求。换言之，只要再SRNC中有待发往UE的一些数据单元，则按某个固定的时间间隔周期性地执行容量分配。在图4中的R标记该分配间隔。
根据本发明的基于每个流的流控制进程包括以下步骤1.SRNC向节点B发送容量请求。在容量请求帧中指示在容量请求时SRNC中未决的用户数据单元数量，通常以MAC-d PDU为单位来表示。将未决数据定义为由SRNC完成处理并从而准备离开SRNC以传送到节点B的缓冲器的那些MAC-d PDU。
2.节点B接收到请求帧，读取未决MAC-d PDU的数量，并以新值重写它的计数器中的先前值。因此，节点B得到有关SRNC中缓冲器的状态(满、空或中间值)的一些知识。
3.节点B通过从例如总可用存储器空间的某个预定目标水平减去当前缓冲的MAC-d PDU的数量来计算它的缓冲器可以接受/接收的MAC-d PDU的数量。
4.节点B计算准予信用量，即可以从SRNC移至节点B的MAC-dPDU的数量(在容量分配时)。根据以下步骤计算信用i.计算未完成信用量。将未完成信用定义为虽然对应数量的MAC-d PDU尚未到达节点B的缓冲器但是已经准予的信用的数量。
ii.比较节点B的缓冲器可以接受/接收的MAC-d PDU的数量以及SNRC中未决的MAC-d PDU的数量。选择较小的数量作为潜在准予信用数量，以确保分配的容量从不超过请求容量的量。
iii.从选择的潜在准予信用数量减去任何未完成信用的数量，并使用这作为准予信用数量。
5.节点B向SRNC发送容量分配帧。在分配帧中指示该准予信用数量。
比较步骤ii是关键。如果省略了该步骤，则长远来看，信用计数器将以大数结束。流控制进程则将认为有许多未完成信用(这是假的)，并因为无法分配更多的信用而阻塞至节点B的数据流，从而缓冲器将下溢。比较步骤ii称为信用分配进程/方案。
该基于每个流的控制进程的主要优点是它非常健壮。它从不会取比需要的多的至节点B的用户数据单元，这意味着节点B将从不接收比它接着在两个分配瞬间之间可以传送到用户的更多的用户数据。从而缓冲器可以从不溢出。步骤ii保证这一点。流控制进程将努力将节点B中缓冲数据的队列长度保持恒定，并存在可以从不被超过的上限。
预定目标水平应该足够高，以避免缓冲器中下溢，且不高于可为UE调度的数据量。
示例1参考图6。假定SRNC缓冲器具有待发往在节点B中单个用户的缓冲器的100个MAC-d PDU。还假定该单个用户的缓冲器具有90个MAC-d PDU的总缓冲器容量，以及在接收缓冲器请求帧时，当前在节点B中缓冲10个MAC-d PDU。还假定节点B在前三个瞬间已经赋予SRNC 10、20和30个信用(以MAC-d PDU为单位表示)。从而这60个MAC-d PDU是未完成信用，以及对应的MAC-d PDU尚未被节点B接收(例如因传输中的延迟所致)。在附图上方示出在SRNC和节点B中单个用户的缓冲器的状态。
标记为CAPREQ 100的箭头表示基于每个流的流控制进程中的步骤1，以及该箭头顶点表示步骤2。在节点B的缓冲器示出步骤3。在总的缓冲器空间(90个MAC-d PDU)中，占用10个，剩余80个MAC-d PDU的空间。应用步骤4I将导致10+20+30＝60个未完成信用。应用步骤4ii意味着节点B缓冲器具有80个MAC-d PDU的空间。应该将该数字80与SRNC期望传送的100个MAC-d PDU比较。为了避免缓冲器的溢出，选择较小的数字80。缓冲器保证具有足够可用于这80个的存储器空间。在步骤4iii中，从所选的数量(80个MAC-d PDU)中减去未完成信用数量(60个MAC-d PDU)，剩余20个MAC-d PDU。从而赋予20个信用。标记为20C(信用)的箭头表示步骤5。标记为10、20和30的后续箭头表示SRNC向节点B中的相同用户缓冲器发送先前准予的MAC-d PDU的时刻。传送这些的顺序并不一定是所示的顺序，而是可以有所不同。最后，如标记为20C的最下方箭头所示，将步骤4iii中分配的MAC-d PDU传送到节点B。
当如上方箭头20C所示将20个信用发送到SNRC时，节点B中对应的未完成信用计数器29将它的未完成信用计数增加20个MAC-d PDU。无论何时数据单元到达节点B中对应的用户数据缓冲器，则减少该未完成信用计数。利用未完成信用计数器的主要好处是容量分配的结果总是可预测的，以及因此缓冲器将从不经历溢出导致的风险。
节点B中的固定缓冲资源仅够支持使用最高可能传输速率的通过HS-DSCH连续传送的单个数据流。
从而基于每个流的流控制进程将处理溢出缓冲器的问题。这基于以下假定，SRNC具有比节点B中可用的缓冲器空间多的未决用户数据。
应该注意在实际中，当在步骤3计算总可用缓冲器空间时，从不将缓冲器填充到它的最大值，而是填充到较小的所述预定目标水平。
接下来，描述在节点B中执行的第二流控制进程。该第二流控制进程在下文中称为基于每个节点的控制进程，因为它以协调的方式控制节点B中所有活动用户的数据流。使用基于节点的流控制进程，与另一个用户的数据流相关地控制一个用户的数据流。从而协调个体数据流。
在基于每个节点的流控制进程中，像在基于每个流的控制进程中一样，在节点B和SRNC之间交换容量请求帧和容量分配帧。计算节点B中所请求的缓冲器容的总量，并考虑任何未完成信用来计算节点B中可用缓冲器资源的总量。最后，与数据流的个体无线电信道质量/指示成比例地将信用分发到个体数据流中。以此方式将协调这些数据流。不足的缓冲资源在若干单独的数据流中间共享。为了计算可用缓冲器资源的总量，使用如在基于每个流的流控制进程中相同的步骤1-5来计算每个活动用户的可用缓冲器资源量，并将它们相加。通过以涉及总请求的缓冲器容量、总可用缓冲器容量和未完成信用的总量的语言置换步骤1-5的语言，基于节点的流控制进程在步骤4iii之后包括再一个步骤4iiii4iiii与相应UE经历的无线电信道质量/指示成比例地将获得的信用的总量分发到个体数据流中。
步骤4iiii称为信用分配进程/方案。
使用信道质量指示的主要优点是因为所缓冲的数据的主要部分属于因其良好的信道质量而可以最可能接收大量数据的那些用户，所以存储器资源得以有效地利用。通过空中接口Uu流动的数据量取决于无线电信道质量。利用基于每个节点的流控制进程，不再向节点B发送比节点B可以发送到用户的更多的数据单元。从而，将缓冲器填充到它的最大值没有意义，因为用户将无法接收到全部缓冲的用户数据。
用户共享相同的不足的存储器资源，并根据用户相应的信道质量将不足的存储器资源在用户之间划分。因此具有坏信道质量的用户将接收不到任何数据。
节点B中缓冲的数据的总量将基本保持恒定，且等于目标水平。另外与基于每个流的流控制进程比较，缓冲数据量也较少，因为它将不与用户数量成比例。切记在基于每个流的流控制进程中，节点B的缓冲器中存储的数据总量是与用户数量成比例的所有队列的和。
与基于每个流的流控制进程中一样，基于每个节点的流控制将节点B中存储的数据量最小化，但是如此存储的数据仍足够排除下溢。因为将数据传送到具有最佳信道质量并由此还可能快速除去其数据的用户，在基于每个节点的流控制进程中，队列长度将更短。即允许具有最佳无线电信道质量的用户在它的时隙中以与无线电信道可以传送的最大数据速率相等的数量发送数据。这是基于以下假定假定在分配瞬间具有良好信道质量的用户在分配的数据稍后到达节点B时也具有良好的信道质量。无线电信道特征是时间相关的。
利用基于每个节点的流控制进程，向若干用户发送更多数据而不向一个用户以最大数据速率发送全部数据是不可能的。这意味着以下情况。假定有一个用户，节点B以高数据速率向其发送且该用户还从SRNC接收数据。现在如果一些新用户加入该系统，则无法取数据给它们，因为它们将与其他用户共享存储器资源，在其他用户中有将占用全部资源的一个用户(即以最大数据速率向其UE发送的一个用户)。
与基于每个流的流控制中一样，使用基于每个节点的流控制因为步骤4ii的原因将不会有溢出。
使用基于每个节点的流控制的再一个优点是数据的大部分将存储在SRNC中，以及由此如果系统中较低层出现问题，数据不会丢失。还将解决转换问题。
从根据所指示的信道质量来共享不足的缓冲资源，分配给独立分组数据流的信用量与经过节点B的分组数据流的数量成反比。
因为根据信道质量来共享缓冲资源，所以生成实际的发送用户数据量不随时间变化的传输调度是可能的。可以因以下极端的情况而促成这一点。在单个数据流且包括步骤1-5的基于每个流的流控制进程的情况中，因为准予信用不受其他用户的存在的影响，所以流动数据量不改变。如果用户人口(用户实体的数量)大，则可能发现具有良好或甚至更好的无线电信道条件的一个或更多用户，实际上这意味着对于大的人口，节点B的信道相关方案可以以非常高的且均匀的传输速率调度数据。因为节点B中的缓冲数据量与指示的信道质量成比例，所以避免了缓冲器的下溢。调度器将数据传送到具有最佳信号质量的用户。基于每个节点的流控制可能对流到用户的数据量的影响一般应该较小。
该情况中的预定目标水平应该足够高，以避免个体缓冲器中的下溢，但不高于可为个体UE调度的数据量。
每一个UE通过图3所示的相关联上行链路信令路径向节点B报告它的无线电信道质量。
因此，节点B具有成比例地在遍历节点B的数据流中间共享的固定缓冲资源。节点B通过以使来自若干独立数据流的缓冲数据的总和在节点B中保持在预定恒定水平的方式协调个体容量分配来响应容量请求。由此，缓冲数据的总量与穿过节点B的分组数据流的实际数量无关。仍避免了缓冲器的下溢。这是因为来自若干独立数据流的缓冲数据的总和将从不降低到预定恒定水平以下。如上所述，假定SRNC总是包含等待传输的数据。
利用包括步骤1-5的每个节点分配算法来调节MAC-d PDU到达节点B的速率。这是基于相应UE报告的信道质量指示。
利用上述基于节点的流控制进程，用户数据的主要部分将存储在SRNC中，以及最少的数据存储在节点B中。再者，存储在节点B中的数据是将为向用户传送而调度的数据，即“不必要的”数据将不存储在节点B中；“不必要的”意味着如果发生切换，则数据将丢失。
示例2参考图7。假定有三个UE，每一个在节点B中具有相应的缓冲器，如穿过节点B缓冲器的水平虚线所示。一般来说如示例1中所作的相同假定适用。将节点B中的缓冲器填充到各种个体水平。将这些相加指示与示例1中一样以10个MAC-d PDU填充节点B的缓冲器。还假定SRNC具有不同量的要发送到这三个UE的用户数据。与示例1中一样，如果将这些量相加，SRNC具有总共100个要发送到这三个UE的MAC-d PDU。与示例1一样，节点B中的缓冲器的总存储器空间是90个MAC-d PDU。最后假定UE1和UE2都报告了指示良好信道的信道质量指示QI＝0，8，而UE3报告1e指示次好信道的QI＝0，4。再者，示例1中的假定适用，指示节点B具有90个MAC-dPDU的总预定目标水平。
在示例1中的步骤1-4iii之后，准予信用数量是20个MAC-dPDU，在步骤4iiii，应该根据以下等式按比例地将其分发到这三个UE中间0,8x+0,8x+0,4x＝20这得出x＝10。
从而将分配UE1 0,8x5＝8个存储器单元。
从而将分配UE2 0,8x5＝8个存储器单元。
从而将分配UE3 0,4x5＝4个存储器单元。
在步骤5中，发送该数量的准予信用。从上面标记为20(8、8、4)C(信用)的第二个箭头表示步骤5。标记为10、20和30的后续箭头表示SRNC向节点B中这三个不同UE用户的缓冲器发送先前准予的MAC-d PDU的时刻。最后，如标记为8、8、4的三个最下方箭头所示，将在步骤4iiii中计算的MAC-d PDU传送到UE1、UE2和UE3的缓冲器。
准予的信用数量(以MAC-d PDU表示)也是将被传送到UE的PDU的相同数量。节点B将具有可用于接收它们的存储器空间。
如果使用现有技术中所用的基于每个流的流控制进程且应用示例2的数字，则会准予用于用户UE1的节点B缓冲器80个潜在信用减去未完成的10个信用，即将70个MAC-d PDU信用发送到SRNC。会准予用于UE2的节点B缓冲器80个潜在信用减去20个未完成信用，即准予60个MAC-d PDU。类似地，会准予用于UE3的节点B缓冲器(80-30)个MAC-d PDU，即50个信用。总共hui准予50+60+70＝180个MAC-d PDU，这意味着缓冲器的溢出。
在典型的UTRAN系统中，通过Iub接口和Iur接口的延迟与从SRNC发送容量请求所具有的周期相比可能非常大。这意味着在节点B接收到任何用户数据之前，节点B可以发送若干信用值。因此重要的是，从SRNC下载到节点B的数据是发往先前瞬间呈示良好信道质量的用户的数据，以便稍后下载的具有高度可能性的数据在其到达节点B之后短时间内、几乎立即被调度。这意味着仅小量的数据需要存储在节点B缓冲器中，由此优化了节点B中的缓冲存储器的总大小。下载的数据将发往可能几乎立即被调度的UE，并由此“不必要的”数据将都不存储在节点B中；“不必要的”意味着如果UE进行切换，则数据将丢失。具有低信道质量的UE可能要经历切换过程，但是根据每个节点分配方案，这种UE将仅从SRNC接收少量的用户数据。
参考图8和图9，示出在节点B中执行的基于每个流的流控制进程。虽然应该理解，所有用户流均以相同方式来控制，但是下文的流控制是就单个用户来描述的。流控制起始于将未完成信用计数器设为零，框80。接下来流控制进入循环，并等待来自SRNC的容量请求帧，框81，所述帧指示SRNC中待发往个体用户的用户数据单元量。当接收到请求帧时，流控制将请求的数据量与如完全看到的节点B中可用的存储器空间量比较，选择框82。存在两种可能性，可用存储器足够或不足。如果可用存储器是足够的，则将准予信用设为等于未决用户数据单元的数量，框83。这告知SRNC发送所有未决的用户数据。如果可用存储器是不足的，则将信用量设为等于可用存储器空间，框84。在两种情况中，将未完成信用计数器的信用计数设为刚刚计算的未完成信用的数量并发送分配帧，框85。图9中流控制以循环继续，其中它等待用户数据到达节点B，框90。如果用户数据到达，则从未完成信用计数中减去接收到的数据单元的数量，框91。如果容量请求帧从SRNC到达，则以该容量请求帧中指示的未决数据的数量重写用于未决用户数据的计数器中的旧未决用户数据计数，框93。用于计算应该发送分配帧的时刻的计数器监视节点B中排队用户数据的队列长度，并确定何时应该发送分配帧，判断框94。如果队列趋于变短，或如果排队数据的数量趋于变成零，则发送分配帧，框95。当将要发送分配帧时，执行上述步骤1-4；与可用存储器空间、SRNC中未决用户数据量和未完成信用的数量成函数关系地计算准予信用数量。最后，将未完成信用计数器按计算的准予信用数量增加，并发送分配帧。接下来，流控制检查是否要继续循环，选择框96。如果它是框95中发送的最后一个分配帧，则该用户不再是活动的，且在选择框96选择“否”退出循环。如果有更多数据要分配，则流控制循环回到选择框90，并检查更多用户数据的到达，在选择框96选择“是”。如果数据到达，则从未完成信用计数中减去到达的数据量，框91。
在备选中，用于计算应该发送分配帧的时刻的计数器被每第10毫秒发送分配帧的计数器替换，而不管容量请求帧的内容。
参考图10，示出如何为根据图8和图9的基于每个流的流控制所发送的分配帧计算准予信用数量。框100中执行上述步骤3和4i到4iii。接下来，进行比较以确保分配的信用数量可以从不超过请求的容量(＝未决用户数据的数量)，选择框101。如果分配的信用数量更大，选择“是”，则将准予信用数量设为等于SRNC中未决用户数据的数量，框102。步骤101是必需的，因为如果准予信用可以超过未决数据量，则未完成信用计数器29将完全不提供可靠的信息。具体来说，增加计数器将比减少计数器更频繁。
为了最小化节点B中缓冲的用户数据的总量，通过使用利用的基于每个节点的流控制机制(其流程图如图11和12所示)的容量分配设备，将不足DE存储器资源与用户所经历的信道质量成比例地在多个用户中间共享。基于每个节点的流程图有许多与图8和9中基于每个流的流程图中的步骤相似的步骤，因此，对这些标记以相同的引用号。
图11起始于将未完成信用计数器复位到零，框80。接下来执行循环，其中节点B从UE接收信道质量报告，框110，并在每次UE发送报告时处理这些报告，框111。该循环独立于流控制来执行。流控制基于质量信息，而无论是否分配存储器容量都处理流控制报告。只要UE监听到节点B，就执行该循环。当未完成信用存储器归零时，节点B等待从SRNC接收分配请求，选择框81。当接收到请求时，节点B计算应该发送到SRNC的信用数量。如果数据量如此小，以致于都与节点B的存储器适合，则节点B可以安全地发送指示准予信用数量等于请求的容量的分配帧，选择框82→否→框83。如果存储器资源不足，选择框82→是，则无法准予请求的容量，而代之以赋予较小的信用量并若干次赋予。具体来说，必须如此限制发送到SRNC的准予信用数量，以便当对应的数据单元到达节点B时，所有接收到的数据将在节点B的存储器中都有空间，框82→是→框84→框112“发出分配帧...”。从而节点B将需要发送若干分配帧，直到将所有数据从SRNC传送到节点B。在图11中的B处，情况是节点B发送了分配帧，但是尚未从SRNC接收到任何数据。在分配和传输之后，节点B将等待并查看发生了什么。
下一步是等待数据到达节点B。因传输网络中发生的错误而不确定的是，SRNC发送的所有数据将到达。有时还需要发送若干分配帧，之后数据才从SRNC传送到节点B。因此，图11中所作的分配有时是不够的。甚至还可能的情况是，分配帧在传输网络中消失。在这种情况中，必须重发该帧。图12中的流控制进程将处理这些情况。图12中有五种情况；(1)数据到达节点B，框90；(2)SRNC发送了新的容量请求帧，框92；(3)到了发送新分配帧的时间，选择框94；(4)所有UE离开了节点B，选择框96；以及(5)任何UE发送了信道质量报告，选择框81。情况(1)是必要的，以便使未完成信用计数器保持更新。情况(2)是必要的，因为SRNC可以随时发送容量请求，以及节点B必须通过分配更多的容量来对此响应。无法预测新数据何时到达SRNC，以及因为SRNC发送容量请求来响应这些到达，所以该未知的(例如因特网与SRNC之间的)到达进程成为在SRNC和节点B之间需要流控制进程的原因。因为由于不足的存储器资源，节点B无法始终分配与SRNC所请求的相同数据量，以及因为节点B有时必须发送多个分配帧，情况(3)是需要的。如果情况(3)不存在，则会完全无需任何流控制，因为SRNC会立即将其所有数据发送到节点B。一旦到发送分配帧的时间，则计算信用量，并与相应信道质量成比例地将其分发到个体用户中间，框120。情况(4)是需要的，以便当系统中没有UE时暂停控制循环的执行。情况(5)存在，以便持续地处理信道质量指示。应该注意比分配发生更频繁地报告质量，按2毫秒的间隔；分配频度为10毫秒。重复控制循环，直到在SRNC的所有数据都已传送。
图13中执行的进程步骤随后是图14的进程步骤，以及它们一起描述图12框120中执行的进程步骤。在第一步骤、框130中，通过将节点B中所有活动缓冲器中的排队数据单元的数量相加来计算节点B中排队数据的总量。这对应于上述步骤3。在第二步骤、框131中，通过将SRNC中所有活动缓冲器的未决数据单元的数量相加来计算SRNC中的未决数据的总量。这对应于上述步骤2。在第三步骤、框132中，通过将节点B中所有活动用户缓冲器的未完成信用的数量相加来计算未完成信用的总量。这对应于上述步骤4i。接下来根据用户经历的信道质量将所有活动用户分类到列表中，框133。然后将没有未决数据的用户从该列表中移除，框134。通过将该分类列表中所有用户的信道质量相加来计算信道质量的总和，框135。
下一个进程步骤、框140是从节点B中的可用存储器空间减去节点B中的排队数据量与节点B中未决数据计数器所指示的SRNC中未决数据的总量以及总未完成信用计数器，并将总准予信用设为算出的值，框140。接下来计算表示(分类列表中的)最佳信道质量与信道质量的总和之比(fraction)的度量，框141。接下来基于前述的度量和总准予信用来计算对应的最佳质量用户的准予信用，框142。在判断框143中，判断准予信用数量是否大于未决数据的数量。如果“是”，则将具有最佳信道质量的用户的准予信用设为待发往所述最佳质量用户的数据单元量。该步骤对应于图10中的进程步骤102，以及其后是步骤145，其中从列表中移除该最佳质量用户。判断框143中选择“否”之后也是进程步骤145，然后是检查列表中是否有用户的判断框146。如果“是”，循环起始于进程步骤141。循环执行进程步骤141-145，直到列表中没有剩下用户。用于调度的方案可以是信道相关的，或可以是轮转(round robin)类型的。
信道相关调度意味着将数据发送到具有最佳信道质量的UE。如果还使用根据本发明的在SRNC和节点B之间的流控制算法来调度节点B和统计上看具有最佳信道质量的UE之间的传输，则需在节点B的缓冲器中存储非常小量的数据，以及如此存储的数据是至正确用户的数据且是到达节点B就将立即被调度的数据。从而本发明类似于(节点B中)非常大的缓冲存储器和常规的每个流分配方案。
参考文献[1]第三代伙伴关系项目；技术规范小组无线电接入网；ULTRA高速下行链路分组接入；概述；第2阶段，3GPP TS 25.308(3rdGeneration Partnership Project；Technical Specification Group RadioAccess Network；ULTRA High Speed Downlink Packet Access；OverallDescription；Stage 2，3GPP TS 25.308)[2]第三代伙伴关系项目；技术规范小组无线电接入网；用于公共传输信道数据流的UTRAN Iur用户平面协议；3GPP TS 25.425(3rdGeneration Partnership Project；Technical Specification Group RadioAccess Network；UTRAN Iuruser plane protocols for Common TransportChannel data streams，3GPP TS 25.425)
权利要求
1.一种用于无线电传输网络中调节发送无线电网络节点(4)与接收无线电网络节点(6)之间的数据流的使用每个流的控制方法，其中-所述发送节点向所述接收节点发送容量请求(10)，请求所述接收节点允许发送所述发送节点中未决的指示数量的数据单元，以及所述接收节点响应所述容量请求来向所述发送节点发送分配帧(11)，所述分配帧指示许可所述发送节点发送的数据单元的数量，该后一个数量称为信用，其特征在于如果在所述接收节点用于存储数据单元的缓冲器资源(9)不足，则所述接收节点为所述发送节点与接收节点之间的数据流(12)执行以下步骤-对请求的数据单元的瞬时数量计数，-通过从目标缓冲器填充水平减去以下项来计算要准予的信用的数量-所述缓冲器中当前存储的数据单元的数量，以及-先前赋予但是尚未接收到的信用的数量，这些信用下文称为未完成信用，-将如此计算的准予信用的数量插入分配帧(10)中以响应所述容量请求来传送到所述发送节点。
2.如权利要求1所述的使用每个流的控制方法，其特征在于将所述缓冲器中当前存储的数据单元的数量与请求的数据单元的数量比较，选择这两个数量中的较小者作为潜在准予信用数量，从其中减去未完成信用的数量以得到准予信用的数量。
3.如权利要求2所述的使用每个流的控制方法，其特征在于所述接收节点保持对未完成信用的数量的持续计数，这通过以下步骤来实现-通过每次发送分配帧时增加所述计数，用所述分配帧中指示的准予信用的数量增加所述计数，以及-每次接收到数据单元时减少所述计数，用接收到的数据单元的数量减少所述计数。
4.一种用于无线电传输网络中调节发送无线电网络节点(4)与接收无线电网络节点(6)之间的数据流的使用每个节点的控制方法，其中所述发送节点向所述接收节点发送容量请求(10)，请求所述接收节点允许发送所述发送节点中未决的指示数量的数据单元，以及所述接收节点响应所述容量请求来向所述发送节点发送分配帧(11)，所述分配帧指示许可所述发送节点发送的数据单元的数量，该后一个数量称为信用，其特征在于如果在所述接收节点用于存储数据单元的缓冲器资源(9)不足，则所述接收节点为所述发送节点与接收节点之间的每个数据流(12)执行以下步骤-对每个数据流中请求的数据单元的瞬时数量计数以得到请求的数据单元的总数，-通过从数据流的总数的目标缓冲器填充水平减去以下项来计算每个数据流中要准予的信用的总数-每个缓冲器中当前存储的数据单元的总数，以及-先前赋予但是尚未接收到的信用的总数，以及-与相应用户实体(7)指示的无线电信道质量(28)成比例地分发所述接收节点的信用的总量。
5.如权利要求4所述的使用每个流的控制进程，其特征在于将所有数据流中用户数据的总和限制为小于或等于请求的数据单元的总数的期望值。
6.一种用于无线电传输网络中调节发送无线电网络节点(4)与接收无线电网络节点(6)之间的数据流的使用每个节点的控制方法，其中-所述发送节点向所述接收节点发送容量请求(10)，请求所述接收节点允许发送所述发送节点中未决的指示数量的数据单元，以及所述接收节点响应所述容量请求来向所述发送节点发送分配帧(11)，所述分配帧指示许可所述发送节点发送的数据单元的数量，该后一个数量称为信用，其特征在于与相应用户实体(7)指示的无线电信道质量(28)成比例地分发所述接收节点赋予的信用的数量，所述接收节点正调度至所述相应用户实体(7)的数据单元的无线电传输。
7.一种用于调节来自发送节点(4)的数据流的接收无线电网络节点(6)，包括缓冲资源(9)、用于将个体数量的用户数据分配给个体用户实体(6)的容量分配设备(23)、流控制协议和调度器(16)，其特征在于所述容量分配设备(23)包括用于保持对未完成信用的瞬时数量持续计数的计数器(29)，未完成信用定义为所述分配设备已经允许所述发送节点(4)发送的数据单元的数量，但是对应数量的数据单元尚未到达所述接收节点(6)。
8.如权利要求7所述的接收无线电网络节点，其特征在于所述容量分配设备包括用于保持对所述发送节点中未决的用户数据持续计数的计数器。
9.如权利要求7或8所述的接收无线电网络节点，其特征在于分发设备，所述分发设备适于与所述相应用户实体(7)指示的无线电信道质量(28)成比例地分发所述接收节点赋予的信用的总数，所述调度器正调度至所述相应用户实体(7)的数据单元的无线电传输。
全文摘要
本发明描述一种流控制方法，用于控制通过UTRAN Iub接口和Iur接口的HS－DSCH数据流。还描述了两种信用分配方案。提出一种执行该流控制方法的无线电网络节点。最后描述一种用于执行该流控制方法和信用分配方案的计算机程序产品。由节点B协调单独用户数据流的控制，以及通过Iub接口和Iur接口的数据传输适于通过Uu接口的数据传送。主要优点是可以主要在SRNC中维护缓冲。示出当与彼此独立地执行个体数据流的控制的方案比较时，所提出的流控制方法可以显著地降低节点B的缓冲器水平。还示出对流动数据量的负面影响一般较小。
文档编号H04L12/54GK1864374SQ200480029075
公开日2006年11月15日 申请日期2004年10月5日 优先权日2003年10月6日
发明者P·贝明, K·-E·苏内尔, N·约翰松 申请人:艾利森电话股份有限公司