就终止。本领域的普通技术人员将会认识到许多变化、修改和替选。
[0059] 作为另一示例，可以修改对于DRU的功率设置以改进系统性能，如在2012年7 月 9 日提交的标题为"ASelf-OptimizingDistributedAntennaSystemUsingSoft FrequencyReuse"的美国专利申请第61/669, 572号中以附加细节所描述的那样，上述申请 的公开内容出于所有目的而全部通过引用合并到本文中。
[0060] 图10示出了计算DAS网络的KPI和QoS的一个实施例。用于确定DAS网络QoS 的重要参数包括向给定DRU分配的用户数量、在各个DRU之间的空间距离以及识别哪些DRU 被分配给哪个BTS扇区。
[0061]图11示出用于优化算法的流程图的一个实施例。在该实施例中，使用估计分布算 法（EDA)。调研了各种DRU分配方案以确定获得最高QoS的最优DRU方案。在实施例中，生 成初始种群（population) (1110)。针对所有分区来分析业务量信息（KPI)和业务量性能 (QoS) (1112)。执行排序过程（1114)，并且如果满足收敛准则（1116)，则做出确定。如果这 样，则终止该处理。如果不满足收敛准则，则更新代计数器（generationcounter) (1118)， 执行排序操作（1120)，计算参数r(1122)并且生成新种群（1124)。然后，该方法进行到业 务量信息和性能分析（1112)。
[0062] 网络优化
[0063] 网络的性能（由来自网络的不同部分的多个KPI表示）确定QoS值。不同的运 营商可以具有定义的不同商业目标和不同的感兴趣的服务。基于这些考虑，有效的且有成 本效益的网络性能管理随着运营商不同而不同。因此，QoS度量可以被定义并映射为一组 KPI。当使用一组KPI时，则该映射必须由加权的归一化函数来表示。
[0064] 在这个部分中，利用混合整数规划对扇区化问题进行公式化以对扇区之间的业务 量进行均衡并且用连续且紧密的扇区来最小化切换。假设在时间段t对DRU进行扇区化， 则问题是在时间段t+1处获得自适应地对业务量需求的变化进行均衡的新的扇区化。
[0065] 为了对该问题进行公式化，考虑具有N个DRU的服务覆盖区域。假设每个DRU具 有业务量需求i= 1，…，N。注意，如果在DRUB处从耶4接收的上行链路功率相比于其 他DRU而言较大，则UEA属于DRUB。设Pij是移动设备从DRUjljDRU」的转移概率。那么，从 DRUjljDRU」的切换呼叫变为hpA个。DRU占DRU」之间的距离与p^成反比。假设 eNodeB宾馆具有M个VBS。设SOSjPSODk分别是VBS中的扇区组和分配给Sectork的DRU 组，以使得IS0Sm | = 3 (如果每个eNodeB/VBS具有三个扇区），m= 1，…，M以及k= 1，… K。考虑扇区化问题中的以下三个成本因子（KPI):
[0066]KPIBC(受阻呼叫数量的倒数）：由硬容量和软容量引起的受阻呼叫的损失。设HCm 和SCk分别是VBSm的硬容量和Sect〇rk的软容量，使得
。当DRR属于Sectork 时，二进制变量xik= 1。
，则当DR%属于VBSm时，yim= 1。
[0067]
[0068]
[0069] 由于仅当呼叫受阻时发生损失，所以仅将sck应用于目标函数，因为he^是sck的 函数，并且不需要将其作为另一项添加到目标函数中。sck是非负的实变量。因此，
[0070]
[0071] KPIHQ(切换次数的倒数）：考虑三种不同类型的切换：
[0072] A.eNodeB间切换：当正在通话的用户设备（UE)从一个VBS移动到另一个VBS时， 接着，UE需要进行eNodeB间切换。使用X2接口（只要UE不离开LTE覆盖区域即可）或 S1接口（当UE离开服务小区时）来执行eNodeB间切换。X2切换包括使用X2应用部分 (X2AP)来建立从源eNodeB到目标eNodeB的信令连接。目标eNodeB利用UE的新地理位 置来更新MME(移动管理实体）。为了实现该过程，MME需要与S-GW(服务网关）进行通信 以协商新的端点。在S1切换期间，MME接收源eNodeB的重新定位准备请求，其开始切换资 源分配过程以从目标eNodeB请求必需的无线电资源。在目标eNodeB发送嵌入切换命令消 息中的所需无线电接口参数之后，MME将该切换命令消息透明地转发到UE，该UE执行该切 换。主过程由MME触发并由S-GW执行。
[0073]当DRUJPDRU」属于VBS挪，设二进制变量zijm= 1。然后，通过使用变量
[0074] 注意，当DRUJPDRU」属于不同的VBS(即，zijm= 0)时，发生eNodeB间切换。
[0075]B.eNodeB内切换：当正在通话的UE从VBS中的一个扇区移动到另一个扇区时，接 着，移动设备需要进行eNodeB内切换。该过程无需涉及MME或S-GW，因为可以在VBS内完 全处理该过程。现在通过当DRUjPDRUj属于扇区k时设二进制变量wijk= 1，通过使用两个 变量来计算eNodeB内切换成本，其中
[0076] 当DRUjPDRU』属于相同VBS中的不同扇区时发生eNodeB内切换。
[0077]C.强制切换：当DRU改变其扇区时，小区中的所有正在进行的通话必须改变其 WCDMA的导频PN偏移量。通过使用当前扇区化aik来计算强制切换的成本，当 中时，aik等于零。由于当前在另一扇区中的DRUi移动到Sectork时发生该成本，所以该成 本变为
[0078] 这三种切换成本的加权组合为：
[0079]
[0080]KPIa (紧密性指标（compactnessindex)的倒数）：将尝试利用在第II?B部分中 介绍的紧密性指标CI来使切换边界的长度最小化。在等式（4)中，分子项表示两个不同扇 区之间的切换DRU边的数量。
[0081]
[0082] 其中，如果DRUJPDRU」相邻，则Bu= 1。
[0083] 现在考虑公式中所需的以下约束：
[0084] 1?每个DRU必须属于某个扇区，即：
[0085] 对于所有的i，
(5)
[0086] 2.Sectork中的任意两个DRU之间的关系必须满足：当且仅当xik=xjk=1时，wijk =1。因此，
[0087]对于所有i、j和k，wijk<xik，wijk<xjk并且wijk^=xik+xjk_l(6)
[0088] 在VBSm中的两个DRU之间的关系满足：当且仅当yim=yjm=1时，zijm=1，这导 致：
[0089]针对所有i、j和k，ziJni<yiD1,ziJni<y加并且ziJni》yiD1+yJni-l(7)
[0090] 3.连续的扇区化，如果扇区具有不止一个DRU，则扇区的DRU必须是连续的。针 对连续扇区的公式化，对S0Dk使用切割定理[26]。如果连接Sectork，则将S0Dk中的小 区分开的任何切割具有六边形小区的至少一个公共边。设Slk为SODk的适当子集，即 S1ASlk# 巾以及Slk辛SODk。此外，设S2k为Slk的相反集合，即S2k=SODk-Slk。 由于两个子集连续，所以存在DRU的被这些子集分开的至少一个公共边。因此，
[0091]
[0092] 现在，QoS函数是已介绍的三个KPI(成本因子）的加权组合。显然，目标函数是 要将QoS函数最大化。存在由硬容量和软容量以及切换呼叫所引起的受阻呼叫的损失。作 为下面的混合整数线性规划，可以对DRU扇区化进行公式化。
[0093] 最小化
[0094]QoS_1=w! ?KPIbc_1+w2 ?KPIH0_1+w3 ?KPIcI_1 (9)
[0095] 服从：
[0096]
对于所有i
[0097]wijk彡xik，wijk彡xjk并且wijk彡xik+xjk-l对于所有i、j和k
[0100] zijD1<yiD1,zijD1<yjD1 并且zijni>yiD1+yjni-l对于所有i、j和m
[0101]
对于所有i、j
[0102]
:寸于所有cSOi^，其中Slk乒<i>以及Slk乒SODk以及S2k=S0Dk-Slk
[0103] hij=pi」!\对于所有i和j \i
[0106] xik，wijk，zijm，PkG{〇, 1}对于所有i、j、k和m
[0107] 注意，作为扇区化问题的特殊情况的很多分组问题是熟知的NP困难问题。由于该 问题是NP困难的，所以执行算法所花费的时间随着问题的大小呈指数增长。因此，这样的 算法在大多数情况下对于真实世界大小问题而言是不可用的。作为对于NP困难问题的令 人振奋的结果，研宄了演化算法以解决扇区化问题，并且将性能与通过混合整数规划所获 得的解进行比较。
[0108] 估计分布算法（EDA)
[0109]与演化算法不同，在EDA中，在没有交叉算子和变异算子的情况下生成每代的个 体的新种群。替代地，在EDA中，基于概率分布而生成新种群，概率分布是根据上一代的最 佳选择个体来估计的。将每个主向量作为EDA方法的个