Керування дозволом на доступ і розподіл ресурсів в системі зв’язку з підтримкою потоків додатків з наявністю вимог до якості обслуговування

1. Пристрій (500) розподілу ресурсів у системі зв'язку з підтримкою використовуючих протокол Інтернет ІР-додатків, система зв'язку включає в себе мережу (4, 10) (МД) доступу і набір (6) терміналів (ТД) доступу, кожний з терміналів доступу посилає запитувану швидкість передачі даних на МД (4, 10), система зв'язку підтримує на ТД (6) відповідні до додатків потоки, що мають вимоги до якості обслуговування (ЯО), пристрій (500) містить: блок (502) класифікації потоків, пристосований для приймання потоку додатка і визначення вимог ЯО для потоку додатка; планувальник (504), з'єднаний із блоком (502) класифікації потоків, пристосований для планування передач пакетних даних; блок (510) керування дозволом на доступ, з'єднаний із блоком (502) класифікації потоків і планувальником (504), блок (510) керування дозволом на доступ пристосований, щоб дозволяти доступ потокам додатків, якщо доступні ресурси підтримують запитувану швидкість передачі даних; блок (506) контролю ЯО, з'єднаний із блоком (502) класифікації потоків планувальником (504) і блоком (510) керування дозволом на доступ, блок (506) контро 2 (19) 1 3 90450 4 7. Пристрій за п. 1, у якому планувальник (504) що визначають статистики ЯО для першого потоку пристосований для планування потоків додатків на додатка протягом тривалості вибірки. основі абонентської інформації. 14. Спосіб за п. 13, у якому перша тривалість вибі8. Пристрій за п. 1, у якому блок (510) керування рки є зв'язаною з порушеннями швидкості і друга дозволом на доступ також містить: засіб визнатривалість вибірки є зв'язаною з порушеннями чення доступних ресурсів у системі зв'язку; засіб часу затримки. прийому запиту першого потоку додатка, що має 15. Спосіб за п. 13, у якому порівняння статистик перший профіль трафіка і перший профіль ЯО; ЯО для першого потоку додатка з іншими наявнизасіб визначення, чи підтримують доступні ресурси ми потоками в секторі полягає в тому, що обчисзапит першого потоку додатка; засіб, щоб відкидалюють першу частку часових інтервалів, використи перший потік додатка, якщо перший потік додатовуваних потоками, що мають вимоги до ЯО, тка має відповідну швидкість передачі даних більпротягом проміжку часу вибірки; обчислюють другу ше середньої запитуваної швидкості передачі частку часових інтервалів, використовуваних перданих; і засіб, щоб дозволяти доступ першого пошим потоком додатка протягом проміжку часу витоку додатка, якщо відповідна швидкість передачі бірки; обчислюють третю частку потоків ЯО відподаних не більше середньої запитуваної швидкості відно до першої статистики ЯО; порівнюють третю передачі даних, і якщо доступні ресурси підтримучастку з відповідною граничною величиною; і оціють запит першого потоку додатка. нюють адаптивне абонування у відповідь на порів9. Спосіб розподілу ресурсів у системі зв'язку з няння третьої частки з відповідним граничним знапідтримкою використовуючих протокол Інтернет ченням. ІР-додатків, система зв'язку містить у собі мережу 16. Спосіб за п. 9, у якому дозвіл доступу потоків (4,10) (МД) доступу і набір (6) терміналів (ТД) досдодатка, коли доступні ресурси підтримують запитупу, кожний з терміналів доступу посилає запитутувану швидкість передачі даних, полягає в тому, вану швидкість передачі даних на МД (4, 10), сисщо для підвищень адаптивного абонування перетема зв'язку підтримує на ТД (6) відповідні до ривають обслуговування першого потоку, який має додатків потоки, спосіб полягає в тому, що: визнаперший тип порушення ЯО; визначають максимачають доступні ресурси в системі зв'язку; приймальне значення пріоритетного переривання обслують запит першого відповідного до додатку потоку, говування, що досягається для першого типу пощо має перший профіль трафіка і перший профіль рушення ЯО; і переривають обслуговування ЯО; визначають, чи підтримують доступні ресурси другого потоку, який має другай тип порушення запит першого потоку додатка; відкидають перший ЯО. потік додатка, якщо перший потік додатка має від17. Спосіб за п. 16, у якому переривання обслугоповідну швидкість передачі даних більше середвування другого потоку також полягає в тому, що ньої запитуваної швидкості передачі даних; і довибирають другий потік на основі множини часозволяють доступ першого потоку додатка, якщо вих інтервалів, використовуваних для передачі відповідна швидкість передачі даних не більше другого потоку. середньої запитуваної швидкості передачі даних, і 18. Спосіб за п. 9, у якому планування передач якщо доступні ресурси підтримують запит першого пакетних даних також полягає в тому, що вибирапотоку додатка, який відрізняється тим, що споють щонайменше один коефіцієнт компенсації для сіб також містить етапи, на яких визначають статипараметра якості обслуговування, зв'язаного з стики ЯО для першого потоку додатка; порівнюють першим типом потоку додатка; обчислюють щостатистики ЯО для першого потоку додатка з іннайменше один коефіцієнт компенсації на основі шими наявними потоками в секторі; і оновлюють параметра якості обслуговування; обчислюють доступні ресурси і резервовані ресурси у відповідь вагу для першого типу потоку додатка у вигляді на порівняння статистик ЯО для першого потоку функції щонайменше одного коефіцієнта компендодатка з іншими наявними потоками в секторі. сації; обчислюють віднесений до потоку коефіцієнт 10. Спосіб за п. 9, у якому визначення, чи підтрипланування з використанням ваги; і здійснюють мують доступні ресурси перший потік додатка, планування потоку додатка на основі коефіцієнта полягає в тому, що: визначають резервовані ресупланування. рси в системі зв'язку; порівнюють резервовані ре19. Спосіб за п. 18, у якому перший користувач сурси з ємністю системи зв'язку; і визначають досмає набір активних потоків додатків, спосіб також тупні ресурси у вигляді різниці між ємністю і полягає в тому, що обчислюють загальний коефізарезервованими ресурсами. цієнт компенсації для набору потоків додатків. 11. Спосіб за п. 10, який додатково полягає в тому, 20. Спосіб за п. 19, у якому набір активних потоків що визначають адаптивний коефіцієнт абонування додатків містить у собі потоки додатків першого для першого потоку додатка. типу і другого типу. 12. Спосіб за п. 11, який додатково полягає в тому, 21. Спосіб за п. 20, який також полягає в тому, що що оновлюють адаптивний коефіцієнт абонування обчислюють вагу для другого типу потоку додатка. на підставі статистик якості обслуговування (ЯО) 22. Спосіб за п. 21, який також полягає в тому, що для першого потоку додатка. вибирають для передачі один потік з набору акти13. Спосіб за п. 9, який додатково полягає в тому, вних потоків додатків. що визначають присутність у секторі безпровідної 23. Спосіб за п. 9, який також полягає в тому, що системи зв'язку користувача першого потоку додаприймають потік додатка і визначають вимоги якотка, і визначають тривалість вибірки для першого сті обслуговування (ЯО) для потоку додатка; плапотоку додатка, при цьому визначення статистик нують передачі пакетних даних; дозволяють досЯО для першого потоку додатка полягає в тому, туп потокам додатків, якщо доступні ресурси 5 90450 підтримують запитувану швидкість передачі даних; доступних ресурсів підтримують статистики ЯО; і оновлюють заходи Дана заявка на патент заявляє пріоритет на попередню заявку на патент №60/455906, озаглавлену "System for Allocating Resources in a Communication System" (Система розподілу ресурсів в системі зв'язку), подану 17 березня 2003 року, передану правонаступнику цього, і тим самим в прямій формі включену в документ шляхом посилання. Дана заявка відноситься до систем зв'язку. Конкретно дані варіанти здійснення направлені на розподіл комунікаційних ресурсів між численною кількістю абонентів системи зв'язку. Були представлені декілька рішень, щоб вирішувати задачу розподілу обмежених комунікаційних ресурсів, що забезпечуються одиночним вузлом, між численною кількістю абонентів в системі зв'язку. Технічною задачею таких систем є забезпечення достатніх ресурсів на вузлах, щоб задовольняти вимоги всіх абонентів при мінімізації витрат. Відповідно, такі системи звичайно розробляються з метою ефективного розподілу ресурсів між різними абонентами. Різні системи мають реалізовану схему (стандарту) множинного доступу з частотним розділенням (МДЧР, FDMA), згідно з якою розподіляють ресурси кожному з абонентів одночасно. Вузол зв'язку в таких системах звичайно має обмежену смугу частот або для передачі інформації кожному абоненту, або для прийому інформації від кожного абонента в мережі в будь-який момент часу. Ця схема звичайно включає в себе розподіл індивідуальним абонентам окремих частин з повної смуги частот. Тоді як така схема може бути ефективною для систем, в яких абоненти вимагають безперервного обміну інформацією з вузлом зв'язку, можна досягнути кращого використання повної смуги частот, якщо такий постійний, безперервний обмін інформацією не потрібен. Інші схеми розподілу комунікаційних ресурсів одиночного вузла зв'язку між численною кількістю абонентів включають в себе схеми множинного доступу з часовим розділенням каналів (МДЧР, TDMA). Ці схеми МДЧР особливо ефективні в розподілі обмежених ресурсів смуги частот одиночного вузла зв'язку між численною кількістю абонентів, причому користувачі не вимагають постійного, безперервного обміну інформацією з одиночним вузлом зв'язку. Схеми МДЧР звичайно виділяють повну смугу частот одиночного вузла зв'язку кожному з абонентів в намічені (призначені) часові інтервали. У системі безпровідного зв'язку, який використовує схему множинного доступу (МДКР, CDMA) з кодовим розділенням каналів, це може бути виконане за допомогою призначення кожному з абонентських пристроїв всіх кодових каналів в намічені часові інтервали на основі часового мультиплексування (мультиплексної передачі з часовим розділенням). Вузол зв'язку забезпечує унікальну частоту несучої або код каналу, пов'язаний з абонентом, щоб дозволити монопольний (індиві 6 дуальний) обмін інформацією з абонентом. Схеми МДЧР також можуть бути здійснені в системах наземних ліній зв'язку з використанням фізичної релейно-контактної комутації або комутації пакетів. Системи МДЧР звичайно призначають кожному абоненту рівні часові інтервали способом циклічного алгоритму. Це може мати наслідком недостатнє ефективне використання деяких часових інтервалів деякими абонентами. Подібним чином інші абоненти можуть мати вимоги комунікаційних ресурсів, які перевищують призначений часовий інтервал, залишаючи цих абонентів недостатньо ефективно обслугованими. Оператор системи може вибирати, або залишати недоліки розширення смуги частот для вузла, щоб забезпечувати відсутність недостатньо ефективно обслуговуваних абонентів, або давати можливість недостатньо ефективно обслугованим абонентам продовжувати бути "недообслугованими". Відповідно, є необхідність забезпечення системи і способу, щоб розподіляти комунікаційні ресурси між абонентами мережі зв'язку ефективно і справедливо відповідно до мережевої політики розподілу комунікаційних ресурсів між абонентами. Існує необхідність, яка узгоджується з цим, забезпечувати максимальну кількість користувачів, що обслуговуються системою, включаючи, але не обмежуючись таким, забезпечення механізмів виконання розподілу ресурсів на основі одиночних потоків і/або на груповій основі у відповідь на конкретні вимоги, обмеження і/або цілі системи. Ще в доповнення є необхідність в способах керування дозволом на доступ і пріоритетного переривання обслуговування, які забезпечують досягнення найвищої ефективності розподілу ресурсів. Фіг.1 - мережа зв'язку відповідно до варіанту здійснення даного винаходу. Фіг.2А - блок-схема контролера базової станції і пристрою базової станції в конфігурації відповідно до варіанту здійснення даного винаходу. Фіг.2В - блок-схема пристрою віддаленої станції в конфігурації відповідно до варіанту здійснення даного винаходу. Фіг.3 - блок-схема послідовності дій, що ілюструє виконання алгоритму планування у варіанті здійснення планувальника каналів, показаного на Фіг.2А. Фіг.4 - система зв'язку з підтримкою мультимедійних додатків, причому передача даних, відповідна кожному додатку, представлена за допомогою "потоку додатку". Фіг.5 - черга потоків додатків. Фіг.6 - часова діаграма, що ілюструє синхронізацію сигналів для частини потоку додатку. Фіг.7А - часова діаграма, що ілюструє вимірювання флуктуації для потоку додатку. Фіг.7В - часова діаграма, що ілюструє передачу послідовних ІР-пакетів протягом часових інтервалів (для) обробки потоку додатку. 7 90450 8 Фіг.8 - блок-схема, що ілюструє планування підтримуючої багато які відповідні додаткам потопотоків додатків в системі зв'язку. ки з наявністю вимог до якості обслуговування Фіг.9 - блок-схема, що ілюструє планування ві(ЯО). дповідних додаткам потоків, що мають різні вимоги Фіг.19 - ілюстрація алгоритму пріоритетного до якості обслуговування (ЯО, QoS). переривання обслуговування в системі, яка відноФіг.10 - схема архітектури, що ілюструє узгоситься до типу високошвидкісної передачі пакетджене з алгоритмом планування визначення кожних даних, підтримуючої множину відповідних доного потоку додатку відповідно до одного варіанту даткам потоків, що мають вимоги до якості здійснення. обслуговування (ЯО). Фіг.11 - таблиця ідентифікації типів класів відФіг.20 - блок-схема елемента мережі доступу повідно до одного варіанту здійснення. (МД, AN) в системі, що відноситься до типу висоФіг.12А - ілюстрація частини алгоритму планукошвидкісної передачі пакетних даних, підтримуювання відповідно до одного варіанту здійснення, чої багато які відповідні додаткам потоки, що мащо включає в себе ініціалізацію потоку додатку. ють вимоги до якості обслуговування (ЯО). Фіг.12В - ілюстрація частини алгоритму плануВаріанти здійснення даного винаходу направвання відповідно до одного варіанту здійснення, лені на систему і пристрій розподілу ресурсів між що включає в себе обробку потоку додатку в зачисленною кількістю абонентів мережі зв'язку, які лежності від типу класу. обслуговуються одиночним вузлом зв'язку. У індиФіг.12С - ілюстрація частини алгоритму планувідуальні дискретні інтервали передачі, або „інтервання відповідно до одного варіанту здійснення, вали обслуговування" індивідуальні абоненти защо включає в себе обробку потоку додатку для ймають обмежений ресурс вузла (мережі) зв'язку, режиму І, обробку потоку додатку для режиму II і виключаючи всіх інших абонентів. Індивідуальних обробку потоку додатку для режиму III. абонентів, які займають обмежений ресурс, вибиФіг.12D - ілюстрація частини алгоритму планурають на основі вагових коефіцієнтів або оцінки, вання відповідно до одного варіанту здійснення, пов'язаної з індивідуальними абонентами. Зміни у що включає в себе обробку потоку додатку для вазі, пов'язаної з індивідуальним абонентом, є режиму І. переважно основаними на миттєвій швидкості, на Фіг.12Е - ілюстрація частини алгоритму плануякій індивідуальний абонент є здатним споживати вання відповідно до одного варіанту здійснення, обмежений ресурс. що включає в себе адаптивне зважування (визнаЩо стосується фігур креслень, на Фіг.1 предчення вагових коефіцієнтів) і основане на цьому ставлена ілюстративна система зв'язку із змінною планування. швидкістю передачі. Одна така система описана в Фіг.13 - ілюстрація системи базової приймальпатенті США з порядковим номером №6, 574, 211, но-передавальної станції (БППС, BTS) для здійсозаглавленому "Method and Apparatus for High нення алгоритму планування потоків додатків з Rate Packet Data Transmission" (Спосіб і пристрій використанням адаптивного зваженого алгоритму високошвидкісної передачі пакетних даних), вида(алгоритму з адаптивними ваговими коефіцієнтаному 03 червня 2003 року, переданої компанії ми) в системі безпровідного зв'язку. Qualcomm, Inc., і включеної в цей документ шляФіг.14 - часова діаграма, що представляє грахом посилання. Система зв'язку із змінною швидкіфік максимальних ресурсів для розподілу, таких як сно передачі даних містить багато які стільникові швидкість передачі даних (Lmax), зарезервовані осередки 2A-2G. Кожний осередок 2 обслуговує ресурси (Res (t)), і доступні ресурси (наявні) (Avail відповідна базова станція 4. Різні віддалені станції (t)), у вигляді функції часу. 6 розосередилися по всій системи зв'язку. У ілюсФіг.15 - часова діаграма, що представляє гратративному варіанті здійснення кожна з віддалефік запиту даних, прийнятого від користувачів в них станцій 6 взаємодіє не більш ніж з однією басистемі, що відноситься до типу високошвидкісної зовою станцією 4 по прямій лінії зв'язку в будьпередачі пакетних даних, і оцінну (розрахункову) якому інтервалі передачі даних. Наприклад, базомісткість, L(t), як функцію часу, для резервування у ва станція 4А передає дані тільки на віддалену час t. станцію 6А, базова станція 4В передає дані тільки Фіг.16 - схема інформаційних потоків, яка ілюна віддалену станцію 6В, і базова станція 4С пеструє планувальник для системи, що відноситься редає дані тільки на віддалену станцію 6С по прядо типу високошвидкісної передачі пакетних дамій лінії зв'язку у часовому інтервалі n. Як показаних, підтримуючої численну кількість потоків додано за допомогою Фіг.1, кожна базова станція 4 тків з наявністю вимог до якості обслуговування переважно передає дані на одну віддалену стан(ЯО), в якій потоки планують згідно із застосуванцію 6 в будь-який даний момент часу. У інших ваням компенсації, віднесеної до потоку. ріантах здійснення базова станція 4 може взаємоФіг.17 - схема інформаційних потоків, яка ілюдіяти більш ніж з однією віддаленою станцією 6 в струє планувальник для системи, що відноситься конкретному інтервалі передачі даних, виключаюдо типу високошвидкісної передачі пакетних дачи всі інші віддалені станції 6, пов'язані з базовою них, з підтримкою численної кількості потоків достанцією 4. Крім того, швидкість передачі даних є датків з наявністю вимог до якості обслуговування змінною, і в одному варіанті здійснення залежить (ЯО), в якій потоки планують згідно із застосуванвід відношення (С/І) потужності (сигналу на) несуням сумарної (групової) компенсації. чої до рівня перешкоди, яке вимірює приймальна Фіг.18А-18Е - ілюстрація алгоритму керування віддалена станція 6, і від необхідного відношення дозволом на доступ в системі, що відноситься до енергії-на-біт до шуму (Eb/N0). Зворотна лінія зв'язтипу високошвидкісної передачі пакетних даних, ку від віддалених станцій 6 на базові станції 4 не 9 90450 10 показана на Фіг.1 для простоти. Відповідно до вапослідовностей. Розширені дані подають на радіоріанту здійснення віддалені станції 6 є рухомими частотний (РЧ, RF) блок 44, який здійснює квадрапристроями з безпровідними приймачамитурне модулювання, фільтрує, і посилює сигнал. передавачами, керованими абонентами служби Сигнал прямої лінії зв'язку передають в ефір через безпровідної передачі даних. Блок-схема, що ілюантену 46 по прямій лінії зв'язку 50. струє основні підсистеми ілюстративної системи На віддаленій станції 6 сигнал прямої лінії зв'язку із змінною швидкістю передачі, показана на зв'язку приймають за допомогою антени 60 і наФіг.2А-2В. Контролер 10 базової станції зв'язаний з правляють на приймач в межах вхідного каскаду інтерфейсом 24 мережі пакетної передачі, комуто62 (препроцесора). Приймач фільтрує, посилює, ваною телефонною мережею 30 загального корисздійснює квадратурне демодулювання, і дискретитування (КТМЗК, PSTN), і всіма базовими станціязує сигнал. Цифровий сигнал подають на демодуми 4 в системі зв'язку (тільки одна базова станція лятор (DEMOD) 64, в якому його звужують за до4 показана на Фіг.2 для простоти). Контролер 10 помогою кодів коротких ΡΝΙ і PNQ послідовностей і базової станції координує взаємодію між віддаледемаскують за допомогою маскування Уолша. Деними станціями 6 в системі зв'язку і іншими корисмодульовані дані подають на декодер 66, який тувачами, з'єднаними з інтерфейсом 24 мережі виконує інверсію функцій обробки сигналу, здійспакетної передачі і КТМЗК 30. КТМЗК 30 зв'язана з нених на базовій станції 4, конкретно, зворотне користувачами за допомогою стандартної телеперемежовування, декодування, і функції перевірфонної мережі (не показано на Фіг.2). ки CRC. Декодовані дані подають на приймач 68 Контролер 10 базової станції містить декілька даних. Апаратні засоби, як указано вище, підтриселекторних елементів 14, хоч для простоти на мують змінну швидкість передачі даних, передачі Фіг.2А показаний тільки один. Кожний селекторний повідомлень, передачі мовних сигналів, відео і елемент 14 призначають для керування передаіншу передачу даних по прямій лінії зв'язку. Швидчею між однією або декількома базовими станціякість передачі даних, що передаються з черги 40 ми 4 і однією віддаленою станцією 6. Якщо селекданих, є змінною, щоб погоджувати зміни в рівні торний елемент 14 не був призначений віддаленій сигналу і режим роботи з присутністю шумів на станції 6, процесор 16 керування викликом інфорвіддаленій станції 6. Кожна з віддалених станцій 6 мують про необхідність послати повідомлення переважно передає сигнал керування швидкістю віддаленій станції 6. Процесор 16 керування випередачі даних (КШПД, DRC) на пов'язану (об'єдкликом потім інструктує базову станцію 4 послати нану) базову станцію 4 в кожному часовому інтерповідомлення віддаленій станції 6. валі. КШПД відноситься до механізму керування, Джерело 20 даних містить деяку кількість даза допомогою якого віддалена станція визначає них, які повинні бути передані на віддалену станнеобхідну швидкість даних для прямої лінії зв'язку, цію 6. Джерело 20 даних постачає дані на інтертобто, швидкість передачі даних, щоб приймати фейс 24 мережі пакетної передачі. Інтерфейс 24 дані на віддаленій станції. Віддалена станція помережі пакетної передачі приймає дані і направсилає необхідну швидкість даних у вигляді запиту ляє дані на селекторний елемент 14. Селекторний швидкості передачі даних або команди на базову елемент 14 передає дані на кожну базову станцію станцію за допомогою повідомлення КШПД. Сиг4 у взаємодії з віддаленою станцією 6. В ілюстранал КШПД постачає на базову станцію 4 інформативному варіанті здійснення кожна базова станція цію, яка включає в себе ідентичність віддаленої 4 підтримує чергу 40 даних, яка зберігає дані, які станції 6 і швидкість, на якій віддалена станція 6 повинні бути передані на віддалену станцію 6. повинна приймати дані з пов'язаної з нею черги Дані передають у вигляді пакетів даних з черги даних. Відповідно, схема на віддаленій станції 6 40 даних на канальний елемент 42. У ілюстративвимірює рівень сигналу і оцінює на віддаленій станому варіанті здійснення на прямій лінії зв'язку нції 6 режим роботи в присутності шумів, щоб ви"пакет даних" означає кількість даних, яким є макзначити підлягаючу передачі в сигналі КШПД інсимально 1024 біти, і кількість даних, які повинні формацію про швидкість. бути передані на віддалену станцію-одержувач 6 в Сигнал КШПД, що передається кожною віддамежах "(елементарного) часового інтервалу" (наленою станцією 6, проходить через канал 52 зворотної лінії зв'язку і є таким, що приймається на приклад, 1,661мс). Для кожного пакету даних кабазовій станції 4 через антену 46 і радіочастотний нальний елемент 42 вставляє необхідні керуючі блок 44. У ілюстративному варіанті здійснення поля. У ілюстративному варіанті здійснення канаінформацію КШПД демодулюють в канальному льний елемент 42 кодує пакет даних і керуючі поелементі 42 і постачають на планувальник 12А ля циклічним надмірним кодом (ЦНК, CRC) конт(роботи) каналів, розміщений в контролері 10 баролю і вставляє набір бітів кінцевої комбінації зової станції, або на планувальник 12В каналів, коду. Пакет даних, керуючі поля, біти контролю по розміщений в базовій станції 4. В першому ілюстпарності коду CRC, і біти кінцевої комбінації коду ративному варіанті здійснення планувальник 12В складають форматований пакет. У ілюстративноканалів розміщений в базовій станції 4. В додаткому варіанті здійснення канальний елемент 42 повому варіанті здійснення планувальник 12А канатім кодує відформатований пакет і здійснює перелів розміщений в контролері 10 базової станції і межовування (або переупорядковує) символи з'єднаний з всіма селекторними елементами 14 всередині пакету, що кодується. У ілюстративному всередині контролера базової станції 10. У одному варіанті здійснення пакет з перемежовуванням варіанті здійснення планувальник 12В каналів маскують за допомогою коду Уолша (Walsh) і розприймає з черги 40 даних інформацію, яка вказує ширюють за допомогою з кодів коротких псевдокількість даних, що знаходяться в черзі для кожної шумових синфазної (PNI) і квадратурної (PNQ) 11 90450 12 віддаленої станції, яку також називають розміром Відповідно до варіанту здійснення планувальчерги. Планувальник 12В каналів потім виконує ник 12 каналів здійснений в обчислювальній сиспланування на основі інформації КШПД і розміру темі, яка включає в себе процесор, оперативний черги для кожної віддаленої станції, що обслугозапам'ятовуючий пристрій (ОЗП, RAM) і запам'ятовується базовою станцією 4. Якщо для алгоритму вуючий пристрій для програм, призначений для планування, що використовується в додатковому зберігання команд, які будуть виконуватися процеваріанті здійснення, потрібний розмір черги, пласором (не показано). Процесор, ОЗП і запам'ятонувальник 12А каналів може прийняти інформацію вуючий пристрій для програм можуть бути виділені про розмір черги з селекторного елемента 14. для функцій планувальника 12 каналів. У інших Варіанти здійснення даного винаходу застосоваріантах здійснення процесор, ОЗП і запам'ятовні до іншої архітектури апаратних засобів, яка вуючий пристрій для програм можуть бути частиможе підтримувати передачі із змінною швидкістю. ною загальнодоступного обчислювального ресурДаний винахід може бути легко розширений, щоб су для виконання додаткових функцій на охопити передачі із змінною швидкістю по зворотконтролері 10 базової станції. ній лінії зв'язку. Наприклад, замість визначення На Фіг.3 показаний варіант здійснення алгоришвидкості прийому даних на базовій станції 4 на тму планування, який управляє планувальником основі сигналу КШПД від віддалених станцій 6, 12 каналів, щоб планувати передачі від базової базова станція 4 вимірює рівень сигналу, прийнястанції 4 на віддалені станції 6. Як обговорено витого від віддалених станцій 6, і оцінює присутність ще, черга 40 даних є пов'язаною з кожною віддашумів, щоб визначити швидкість для прийому даленою станцією 6. Планувальник 12 каналів станих від віддаленої станції 6. Базова станція 4 потім вить відповідно до кожної з черг 40 даних "ваговий передає на кожну пов'язану віддалену станцію 6 коефіцієнт", який обчислюють на етапі 110, для швидкість, на якій повинні передаватися дані по вибору конкретної віддаленої станції 6, пов'язаної зворотній лінії зв'язку від віддаленої станції 6. Баз базовою станцією 4, щоб приймати дані в подазова станція 4 потім може планувати передачі по льшому інтервалі обслуговування. Планувальник зворотній лінії зв'язку на основі різних швидкостей 12 каналів вибирає окремі віддалені станції 6 для передачі даних по зворотній лінії зв'язку способом, прийому передач даних в дискретні інтервали обподібним описаному в цьому документі для прямої слуговування. На етапі 102 планувальник каналів лінії зв'язку. ініціалізує ваговий коефіцієнт для кожної черги, Також, базова станція 4 згідно з варіантом пов'язаної з базовою станцією 4. здійснення, обговореним вище, здійснює передачу Планувальник 12 каналів повторює дії для на одну або декілька вибраних станцій з віддалеетапів від 104 до 112 в інтервали передачі або них станцій 6, виключаючи віддалені станції, що інтервали обслуговування. На етапі 104 планувазалишаються, пов'язані з базовою станцією 4, з льник 12 каналів визначає, чи є які-небудь додатвикористанням схеми МДКР. У будь-який конкреткові черги, які будуть додані внаслідок зв'язування ний момент часу базова станція 4 здійснює передодаткової віддаленої станції 6 з базовою станцідачі на вибрану, або вибрані віддалені станції 6, єю 4, яке виявлене в попередньому інтервалі обвикористовуючи код, який призначений для прийслуговування. Планувальник 12 каналів також інімальної базової станції(ій) 4. Однак, даний винахід ціалізує вагові коефіцієнти, пов'язані з новими є також застосовним до інших систем, що викорисчергами, на етапі 104. Як обговорено вище, базова товують різні способи МДЧР для забезпечення станція 4 приймає сигнал КШПД від кожної віддаданих на вибрану базову станцію(ії) 4, виключаючи леної станції 6, пов'язаної з нею, в інтервали, що інші базові станції 4, для оптимального розподілу суворо дотримуються, такі, як часові інтервали. ресурсів передачі. Цей сигнал КШПД також забезпечує інформаПланувальник 12 каналів планує передачі, цію, яку планувальник каналів використовує на здійснювані із змінною швидкістю по прямій лінії етапі 106, щоб визначити миттєву швидкість перезв'язку. Планувальник 12 каналів приймає розмір дачі для споживання інформації (або прийому дачерги, який є показником кількості даних для перених, що передаються) для кожної з віддалених дачі на віддалену станцію 6, і повідомлення від станцій, пов'язаних з кожною чергою. Згідно з вавіддалених станцій 6. Планувальник 12 каналів ріантом здійснення, сигнал КШПД, переданий від переважно планує передачі даних, щоб досягнути будь-якої віддаленої станції 6, вказує, що віддалемети системи забезпечення максимальної пропусна станція 6 здатна приймати дані на будь-якій кної здатності при відповідності обмеженню спрашвидкості з набору ефективних швидкостей переведливості. дачі даних. Планувальник 12 каналів на етапі 108 Як показано на Фіг.1, віддалені станції 6 розовизначає тривалість інтервалу обслуговування, середилися по всій системі зв'язку і можуть знахопротягом якого дані повинні бути передані на якудитися у взаємодії по прямій лінії зв'язку ні з однінебудь конкретну віддалену станцію 6, на основі єю (нулем) або однією базовою станцією 4. У пов'язаної з віддаленою станцією 6 миттєвої швиілюстративному варіанті здійснення планувальник дкості для прийому даних (як указано в останньо12 каналів координує передачі даних по прямій му за часом прийнятому сигналі КШПД). Відповідлінії зв'язку по всій системі зв'язку. Спосіб і прино до варіанту здійснення, миттєва швидкість R, стрій планування для високошвидкісної передачі передачі для прийому даних визначає на етапі 106 даних описані детально в патенті США номер тривалість Lі інтервалу обслуговування, пов'язану №6335922, виданому 1 січня 2002 року, передаз конкретною чергою даних. ному правонаступнику даного винаходу і включеПланувальник 12 каналів на етапі 110 вибирає ному в цей документ шляхом посилання. для передачі конкретну чергу даних. Відповідна 13 90450 14 кількість даних, які повинні бути передані, потім потоків в системі. Існуючі способи планування такі, витягують з черги 40 даних і потім постачають на як пропорційний справедливий (ПС, PF) алгоритм, канальний елемент 42 для передачі на віддалену звичайно вибирає потік для обслуговування на станцію 6, пов'язану з чергою 40 даних. Як обговооснові метрики, що задається у вигляді відношенрено нижче, планувальник 12 каналів на етапі 110 ня швидкості передачі даних по запиту, який називибирає чергу для забезпечення даних, які перевається запитом даних про "керування швидкістю дають в подальшому інтервалі обслуговування, передачі даних" або "DRC", до пропускної здатновикористовуючи інформацію, що включає в себе сті, що ідентифікується за допомогою "Т." Такі обкожний ваговий коефіцієнт, пов'язаний з кожною числення можуть не гарантувати необхідну ЯО чергою. Ваговий коефіцієнт, пов'язаний з чергою для всіх користувачів. Отже, суворі ПС-алгоритми даних, що передаються, потім оновлюють на етапі можуть не забезпечувати достатньої складності, 112. щоб задовольнити вимоги до ЯО для користувачів, Фахівець в даній галузі техніки оцінить, що що здійснюють доступ до мультимедійних або інпланувальник 12 каналів може бути здійснений з ших додатків. Є необхідність в планувальнику, використанням різних підходів без виходу за об'єм здатному задовольнити ці різні вимоги. даного винаходу. Наприклад, планувальник 12 Зверніть увагу, що подальше обговорення розканалів може бути здійснений з використанням глядає систему cdma2000, яка підгримує послуги обчислювальної системи, що включає в себе провисокошвидкісної передачі пакетних даних (ВППД, цесор, оперативний запам'ятовуючий пристрій і HRPD), як описано в стандарті (цифрових мереж запам'ятовуючий пристрій для програм, призначестільникового зв'язку) IS-856. Ця система викорисний для зберігання команд, які будуть виконуватитовується як приклад. Даний винахід є застосовся процесором (не показано). У інших варіантах ним до інших систем, в яких користувачів для обздійснення функції планувальника 12 каналів мослуговування вибирають відповідно до алгоритму жуть бути включені до складу загальнодоступного планування. обчислювального ресурсу, також використовуваУ системі ВППД радіоінтерфейс може підтриного для виконання додаткових функцій на базовій мувати аж до чотирьох паралельних потоків додастанції 4 або контролері 10 базової станції. Крім тків. Перший потік переносить сигнальну інформатого, процесор, що використовується для виконанцію, і інші три можуть використовуватися, щоб ня функцій планувальника каналів, може бути уніпереносити додатки з різними вимогами до якості версальним мікропроцесором, цифровим процеобслуговування (ЯО) або інші додатки. сором сигналів (ЦПС, DSP), програмованим Нижченаведений глосарій передбачений для логічним пристроєм, проблемно-орієнтованою ясності в розумінні одного варіанту здійснення, інтегральною мікросхемою (ASIC), або іншим припредставленого нижче в документі. Нижченаведестроєм, здатним виконувати алгоритми, описані в ний глосарій не треба розглядати як вичерпний. цьому документі, без виходу за об'єм даного винаНижченаведений глосарій не має на увазі до того ходу. ж обмеження даного винаходу, а швидше передЯк показано у варіанті здійснення за Фіг.1, відбачений для ясності і розуміння по відношенню до далені станції 6 є рухомими і здатні змінювати свої одного варіанту здійснення системи зв'язку, яка зв'язки з різними базовими станціями 4. Наприпідтримує адаптивний зважений алгоритм плануклад, віддалена станція 6F спочатку с такою, що вання. приймає передачі даних від базової станції 4F. ГЛОСАРІЙ Віддалена станція 6F може потім переміститися зі Мережа доступу (МД) - мережеве обладнання, стільникового осередку базової станції 4F в стільщо забезпечує можливість з'єднуваності з даними никовий осередок базової станції 4G. Віддалена між мережею стільникового зв'язку і мережею з станція 6F потім може починати передачу сигналу комутацією пакетів даних (звичайно Інтернет) і КШПД сповіщення на базову станцію 4G замість багатьма терміналами доступу. МД в системі базової станції 4F. Згідно з не-прийомом сигналу ВППД є еквівалентною базовою станцією в системі КШПД від віддаленої станції 6F логіка (логічний стільникового зв'язку. блок) на базовій станції 4F робить висновок, що Термінал доступу (ТД, AT) - пристрій, що завіддалена станція 6F с від'єднаною і не повинна безпечує для користувача можливість з'єднуванобільше приймати передачі даних. Черга даних, сті з даними. ТД в системі ВППД відповідає перепов'язана з віддаленою станцією 6F, потім може сувній станції в системі стільникового зв'язку. ТД передаватися на базову станцію 4G по наземній може бути з'єднаний з обчислювальним пристроєм лінії зв'язку або лінії зв'язку РЧ. таким, як портативний персональний комп'ютер, Адаптивний зважений алгоритм планування або може бути автономним пристроєм даних таДодатково, існує проблема, коли мультимеким, як персональний цифровий асистент (ПЦА, дійні послуги, або інші послуги, що мають різномаPDA). нітність вимог до передачі, передають в системі Потік додатку - позначений канал передачі з безпровідного зв'язку, в якій названі "потоками" джерела на ТД для потоку даних заданого додат(описаними додатково нижче в документі) передаку. Кожний потік додатку ідентифікований відповічі даних мультимедійних послуг утворюють пульдно до джерела, одержувача, профілю трафіка і суючий трафік. Пульсуючий трафік характеризупрофілю якості обслуговування. ється декількома змінними, включаючи міру Потік даних додатку - передача даних, відповіпульсацій і середню швидкість передачі даних. дна додатку. Більшість потоків даних для додатків Додатково є необхідність задовольняти вимогам мають позначену якість для вимог обслуговування. якості обслуговування (ЯО) для кожного з різних 15 90450 16 Автоматичний запит (АЗПП, ARQ) повторної чний опис радіоінтерфейсу високошвидкісних папередачі - механізм, за допомогою якого передакетних даних для cdma2000). вач ініціює повторну передачу даних на основі Флуктуація (тремтіння) - розкид у часі між поспояви або не появи події. лідовними пакетами, що приймаються. Avail (t): нерезервована (нерозподілена) смуга Граничне значення (j) флуктуації (Jitter bound частот по прямій лінії зв'язку у час t. (j)) обмеження на флуктуацію для даного потоку Середня швидкість передачі даних (r) - середдодатку. ня швидкість введення даних протягом деякого Коефіцієнт компенсації флуктуації, розширечасу для заданого потоку додатку. ний ( ) коефіцієнт компенсації, щоб компенсувати Середня затримка (AvgD) - середня часу запорушення флуктуації для потоку. тримки для багатьох пакетів або бітів від МД до Lmax - максимальна швидкість, на якій БППС ТД. може передавати дані по прямій лінії зв'язку (наПульсації ( ) - міра пульсацій або щільності і приклад, 2,4Мбіт/с, мегабіт за секунду в мережі залежності у часі для пакетів в потоку додатку. типу cdma2000 1xEV-DO (Evolution-DataOnly). Керування (DRC) швидкістю передачі даних L (t) - оцінка місткості прямої лінії зв'язку для механізм, за допомогою якого ТД передає швидрезервування у час t на основі попередніх статискість даних, що запитується, на МД. тик порушень ЯО і статистик, що відносяться до Бракуючі пакети (defpkts) - такі, що визначазавантаження мережі. ються для потоку k на початку часового інтервалу Нормовані бракуючі пакети (ndefpkts) - нормоn. вані бракуючі пакети, обчислені з використанням Бракуючий пакет - пакет, ще не переданий в бракуючих пакетів і необхідної швидкості для цьопотоку, і defpkts є конкретно таким, що визначаго потоку. ється у вигляді кількості пакетів рівних розмірів, Нормовані бракуючі біти (ndefbits) - нормовані наприклад, пакетів міжопераційної обробки таких, бракуючі біти, відповідні нормованим бракуючим як пакети по протоколу (МАС) керування доступом пакетам. до передавального середовища, які залишалися в Експертна група з питань рухомого зображенБППС більш тривало, ніж порогова величина заня (MPEG) - протокол для передачі мультимедійтримки для потоку k. них матеріалів. Бракуючі біти (defbits) - кількість бітів, відповіОчікуючі пакети, pendk,j[n] - кількість очікуючих дних бракуючим пакетам. байтів IP-пакету j з потоку k в БППС і КБС (BSC) у Граничне значення затримки - заданий час, що часовому інтервалі n. допускається для передачі пакету даних від МД на Пропорційний справедливий (PF) алгоритм ТД. алгоритм планування, в якому передачі даних Порогова величина затримки - функція гранипланують відповідно до коефіцієнта вибору, що чного значення затримки або граничного значення обчислюється для кожного ТД у вигляді відношенфлуктуації, і яка використовується для обчислення ня швидкості передачі даних, що запитується, до defpkts. пропускної здатності. Коефіцієнт (Ф) компенсації затримки - коефіціЯкість обслуговування (ЯО, QoS) - вимоги, які єнт компенсації, що використовується, щоб компевідносяться до передачі пакетних даних, що вклюнсувати порушення затримки. чають в себе, але не обмежені такими, затримку, Коефіцієнт компенсації КШПД (β) - коефіцієнт необхідну швидкість і флуктуацію. компенсації, що враховує вимоги запиту даних, Функції (Φ, , α, β, ) компенсації ЯО і мережі пов'язані з користувачем потоку додатку. Викорисфункції компенсації, як використовуються в адаптовується, щоб виконувати поступове відновлення тивному зваженому алгоритмі планування. додатків. Група якості обслуговування (ГЯО, QSG) - груРозширена порогова величина флуктуації (dv) па типів додатків, які мають схожі вимоги до ЯО. використовується для обчислення розширеної Коефіцієнт компенсації швидкості (α) - коефіціфункції компенсації флуктуації при виявленні поєнт компенсації, що обчислюється, щоб компенсурушення флуктуації між двома послідовними IPвати порушення швидкості. пакетами з потоку. Швидкість обслуговування (R) або необхідна Ваговий коефіцієнт потоку (w) - початкове знашвидкість (required_rate) - швидкість, запитана чення вагового коефіцієнту, що застосовується до потоком. кожного потоку додатку з використанням адаптивRes (t): резервована смуга частот у час t по ного зваженого алгоритму планування. прямій лінії зв'язку. Адаптивний ваговий коефіцієнт (aw) - адаптиЧерга (Rx) повторної передачі - черга повторвне значення вагового коефіцієнту. ної передачі даних, що зберігає відповідні додатПряма лінія зв'язку (ПЛЗ, FL) - безпровідна лікам потоки, які плануються для повторної переданія зв'язку передачі даних від МД на ТД. чі. Головний пакет (HOL) - перший пакет в черзі. Зворотна лінія зв'язку (ЗЛЗ, RL) - безпровідна Високошвидкісна передача пакетних даних (повітряна) лінія зв'язку передачі з ТД на МД. (ВППД) - послуга передачі даних, що здійснює Метрика вибору (Y) - метрика, що використопередачу пакетних даних на високій швидкості вується для порівняння потоків додатків для обчипередачі даних. Називається також високошвидкіслень планування. сною передачею даних (HDR), і описується в станПрофіль трафіка ( , r) - міри (показники), що дарті IS-856856, озаглавленому "cdma2000 High відносяться до пакетування і швидкості передачі Rate Packet Data Air Interface Specification" (Техніданих. 17 90450 18 Черга передачі (Тх) - черга передачі, що зберісистем, в яких потоки мають вимоги до ЯО. Сисгає для заданої БППС потоки додатків. тема 800 включає в себе джерело 802 мультимедіа, з'єднане з вузлом передачі пакетних даних Параметр часу очікування ( ) - міра часу очіку(ВППД, PDSN) 806. PDSN 806 з'єднаний також з вання в межах МД заголовка HOL для ІР-пакету. контролером 804 базової станції (КБС, BSC), який Застосування адаптивних вагових коефіцієнтів може включати в себе багато які КБС. КБС 804 для пропорційного справедливого алгоритму плавзаємодіє з різними ТД 812, 814, 816, 818 і т.д., за нування допомогою базових приймально-передавальних Пропорційний справедливий (ПС) алгоритм станцій (БППС) 808, 810. Система 800 може вклюпланування, який вибирає потік для обслуговуванчати в себе більшу кількість БППС або ТД, ніж проня на основі метрики DRC/T, описаний для прямої ілюстровано. Проілюстровані три потоки: перший лінії зв'язку мережі cdma2000 1xEV-DO. Алгоритм потік з джерела 802 мультимедіа через PDSN 806, ПС розроблений, щоб надавати кожному користуКБС 804 і БППС 808 на ТД 812; другий потік з джевачеві приблизно однакову кількість часових інтерела 802 мультимедіа через PDSN 806, КБС 804 і рвалів передачі. Щоб удосконалити такий алгоБППС 810 на ТД 816; і третій потік з джерела 802 ритм планування, в цьому документі описується мультимедіа через PDSN 806, КБС 804 і БППС 810 алгоритм, що використовує адаптивний зважений на ТД 818. Зверніть увагу, що один ТД може бути DRC/T, що розширює і оптимізує алгоритм DRC/T, одержувачем багатьох потоків. У одному прикладі щоб задовольняти різним вимогам до ЯО для різпередача для додатку, відповідного типу "Експерних типів додатків. Кожний мультимедійний додатна група з питань рухомого зображення" (MPEG), ток має відповідну, конкретну вимогу до ЯО. Цілі розділяє дані аудіо і відео в окремі потоки. алгоритму планування включають в себе задовоКожний потік додатку, який підлягає передачі в лення різних вимог до ЯО. Адаптивний алгоритм, системі 800, має: адресу відповідного джерела; який називається також алгоритмом адаптивного адресу одержувача; і вимоги до ЯО. Потік додатку w*DRC/T, представлений в даному описі, забезпепотім планують для передачі з джерела на одерчує ряд переваг по ефективності над алгоритмом жувач. Потік додатку проходить шлях, подібний до DRC/T для прямої лінії зв'язку мережі тих, які проілюстровані на Фіг.4. cdma20001xEV-DO, в якій потоки додатків вклюКожна БППС 808, 810 пристосована, щоб підтчають в себе послуги мультимедійних додатків. римувати чергу потоків, як проілюстровано на Вимоги до граничних значень затримки і флуктуаФіг.5. Зверніть увагу, кожна БППС підтримує один ції для додатків, чутливих до затримки і флуктуанабір черг, відповідних кожному потоку додатку по ції, по прямій лінії зв'язку для мережі cdma2000 своїй прямій лінії зв'язку (ПЛЗ). Один потік додатку 1xEV-DO задовольняють з використанням адаптинаправлений на один ТД. Зверніть увагу, однак, вного алгоритму. Додатково, адаптивний алгоритм що на ТД можуть бути направлені багато які потопланування гарантує, що задовольняються вимоги ки. Кожний потік має пов'язаний з ним тип групи до швидкості і зменшується середня затримка для (ГЯО) якості обслуговування. Кожна ГЯО визначемультимедійних додатків. Тоді як мультимедійні на відповідно до набору параметрів ЯО. Кожний додатки передбачені як приклад, щоб проілюструпотік для заданої ГЯО має конкретні значення для вати здійснення адаптивного алгоритму плануванкожного з параметрів в наборі. Наприклад, одна ня, способи і пристрої, описані при цьому, можуть ГЯО може бути визначена відповідно до набору, застосовуватися до інших додатків, що мають вищо включає в себе затримку і флуктуацію. Такі моги до ЯО, або інші вимірні кількісно вимоги, попотоки такої ГЯО будуть задавати вимоги для зав'язані з ними. тримки і флуктуації. Для кожного потоку, що знаДля додатків з наявністю вимог до швидкості і ходиться в черзі, БППС підтримує набір, що включасу запізнення, таких як перегляд мережі і ігри, чає в себе три окремі черги: (1) початкову чергу адаптивний алгоритм планування забезпечує га(Тх) передачі; (2) чергу (Rx) повторної передачі; і рантії швидкості і зменшує середню затримку. Для (3) чергу автоматичного запиту повторної передачі інших додатків, що мають тільки вимоги до швид(АЗПП, ARQ). У одному варіанті здійснення черга кості, адаптивний зважений алгоритм планування ARQ може відповідати черзі, що зберігає потоки може використовуватися, щоб задовольнити гарадля будь-якого типу здійснюваного між БППС і ТД нтії швидкості. При забезпеченні цих гарантій ЯО, механізму повторення, такого як випереджальний адаптивний зважений алгоритм планування також вибір A3ΠΠ. Мультимедійні додатки можуть вклюдіє, щоб підтримувати повну (сумарну) пропускну чати в себе чутливий до затримки додаток, наприздатність на прийнятно високому рівні, і досягати клад, відео конференц-зв'язок, що має вимоги до повної пропускної здатності, близької до тієї, що граничних значень затримки. Граничне значення досягається при використанні суворого ПСзатримки є заданим часом, що допускається на алгоритму планування. Суворий ПС-алгоритм передачу з МД до прийому за допомогою ТД. Алпланування відноситься до алгоритму, що викоригоритм, що використовує адаптивне зважування, стовує обчислення DRC/T. При наданні додаткодіє, щоб задовольнити вимоги до граничних знавих ресурсів потокам з порушеннями ЯО, адаптичень затримки і зменшити середню затримку, повний зважений алгоритм планування розподіляє несену IP-пакетами для таких додатків. Для додатдоступні ресурси справедливим чином. Різні мехаків з наявністю вимог і до швидкості передачі, і до нізми компенсації, які узгоджуються з ним, предсередньої затримки, адаптивний зважений алгоставлені в документі. ритм планування діє, щоб задовольняти вимоги до На Фіг.4 проілюстрована система 800, яка підшвидкості і зменшувати середню затримку. тримує мультимедійні додатки. Знову зверніть увагу, що даний винахід є застосовним до інших 19 90450 20 Іншим розглядом для деяких типів додатків, гарантувати, що він відповідає цьому профілю таких як мультимедійні відео додатки, є "тремтінтрафіка. Профіль трафіка визначають за допомоня", або флуктуація, що є на практиці між послідогою представляючої міру пакетування змінної, ідевними пакетами в передачі мультимедіа. Флуктуантифікованої як σ, і середньої швидкості передачі цією називають розкид часу між прийнятими даних для потоку, ідентифікованої як г. Кожний пакетами. Флуктуація з'являється, якщо послідовні потік, отже, є описаним за допомогою профілю сигнали надходять на приймач дещо раніше або трафіка ( , r). Профіль ЯО визначають за допомопізніше. У безпровідному зв'язку такі сигнали звигою щонайменше одного з нижченаведених парачайно передають логічну одиницю або нуль, який метрів: (1) граничного значення затримки, ідентипотім декодують на приймачі. Розкиди моментів фікованого як "D", яке визначає час, що часу синхронізації, що визначаються як флуктуації, допускається від передачі до прийому IP-пакету. спотворюють візуальний вплив прийнятої передаДля відповідних мультимедійним додаткам потоків чі. Адаптивний зважений алгоритм планування система може задавати граничне значення затризменшує найгірший розкид часу затримки, а також мки. Для деяких інших потоків додатків, наприрозкид часу затримки між пакетами, які йдуть посклад, перегляду мережі, система може задавати лідовно, для чутливих до затримки додатків. середню затримку (AvgD) замість або в доповненЗадовольняючи вимоги різних користувачів до ня до граничного значення затримки; (2) граничне ЯО, адаптивний алгоритм також призначений, щоб значення флуктуації, ідентифіковане як "j", яке задовольняти вимоги до швидкості для потоків визначає максимально допустимий розкид у часі додатків у випадку, коли ці потоки є такими, що між прийнятими пакетами на ТД; (3) і швидкість "задовольняють технічним умовам". Потік додатку обслуговування (або необхідна швидкість), іденвважають задовольняючим технічним умовам, тифікована як "R" або "req_rate". якщо він посилає дані згідно із заздалегідь задаЩоб визначити граничне значення D затримки, ним профілем трафіка. Якщо потоки з вимогами до зверніться до Фіг.6, на якій показана часова діагшвидкості є такими, що не задовольняють технічрама, що включає в себе різні елементи МД і ТД. ним умовам, тобто, вони посилають даних більше, Потік мультимедіа передають з джерела мультиніж заздалегідь задане в їх профілях трафіка, алмедіа (не показаний) через PDSN, КБС і БППС на горитм дає більш високу перевагу потокам з більш ТД. IP-пакет передають з PDSN у час t0, і прийманизькими швидкостями передачі даних. Тоді як ють на ТД у час t3. Параметр D визначає максимаадаптивний зважений алгоритм описаний при льний допустимий час від часу t0 до часу t3, тобто, цьому в контексті мережі cdma2000 1xEV-DO, D задає межу (і) для t3-t0. принципи і способи також можуть застосовуватися Щоб визначити граничне значення, j, флуктуадо інших типів безпровідних мереж. ції, зверніться до Фіг.7А, яка є часовою діаграмою, По відношенню до потоків, відповідних мульщо включає в себе елементи МД і ТД. Перший тимедійним додаткам, кожний потік визначають за пакет передають у час t| від PDSN і приймають у допомогою: (1) профілю трафіка; (2) профілю ЯО; час t1' на ТД. Другий пакет передають у час t2 з (3) відповідного протоколу (IP) Інтернет адреси PDSN і приймають у час t2' на ТД. Граничне зна(IP-адреси) джерела; і (4) ІР-адреси одержувача. чення флуктуації, j, визначає максимально допусПотік також може включати в себе: (5) тип прототимий розкид між послідовними пакетами, причому колу 4-го рівня (L4); (6) номер порту рівня L4; і (7) розкид задають у вигляді (t2'-t') - (t2-t1). На Фіг.7В номер порту одержувача рівня L4, причому L4 віддані додаткові подробиці послідовних ІР-пакстів, носиться до протоколу (TCP) керування передапереданих протягом декількох часових інтервалів. чею/ненадійного протоколу (UDP) передачі дейтаУ одному варіанті здійснення профілі ЯО розграм в стеку протоколів. Наприклад, потоки MPEGділені на групи, які називаються групами плануаудіо і MPEG-відео, відповідні додатку MPEG, мовання ЯО (ГЯО). У Таблиці 1 приведений перелік жуть бути оброблені як окремі потоки. груп. Кожний потік є профілем трафіка, що конкретно задається, і керованим або формованим, щоб Таблиця 1 Граничне зна- Граничне знаШвидкість об- Середня заІндекс чення затримки чення флуктуслуговування (R) тримка (AvgD) (D) ації (j) 1 X X X 2 3 4 X X X Приклади додатків Конференція MPEG, передача голосу по IP-мережах (VoIP), потокове відео Перегляд мережі Web FTP "Best-effort" 21 На Фіг.8 проілюстрована обробка потоків відповідно до адаптивного зваженого алгоритму планування. Потоки 900, 902, 904 і 906 обробляють блок 908 планування, що має мітку "S". Блок 908 планування застосовує адаптивний зважений алгоритм планування, при цьому профіль ГЯО використовується для кожного потоку. Профіль ГЯО ідентифікує змінні, які використовуються для обчислення вагового коефіцієнту, що адаптується, як детально описано нижче в документі. Блок 908 планування потім виводить передачі 910, які плануються, на вибраний ТД. Описується Алгоритм ПС планування, який називається алгоритмом DRC/T, в якому пакети розділяють на групи в m черг, наприклад Q1, Q2 ..., Qm. Нехай DRC[k,n] є КШПД, що запитується рухомим об'єктом, відповідним потоку k для часового інтервалу n. Планувальник вибирає потік, що має найвище значення метрики вибору, Y[...], при цьому (1) Y[k,n+1]=DRC[k,n+1]/Tk[n+l], k, n Υ[k,n+1] с метрикою вибору для черги Qk у часовому інтервалі (n+1) і 1 1 Tk [n 1] (1 )Tk [n] R[k, n] (2) tc tc 1 1 , та tc 0 Frac_jitter_viol_IP_pkts_thres (fk) (поріг для час(35) Frac_delayed_IP_pkts_thres(fk) тки IP-пакетів з порушенням флуктуації), або rate_yiol_thres (fk) (поріг для частки IP-пакетів з Frac_jitter_viol_IP_pkts(fk,t,s)> порушенням швидкості), і (36) Frac_jitter_viol_IP_pkts_thres(fk) Frac_slots_viol_thres (fk) (поріг для частки IPцей потік позначають як такий, що має пакетів з порушенням часових інтервалів). delay_or_jitter_viol(fk,t,s)=Υ (порушення затримки Система настроює (адаптує) ASF періодично або флуктуації = Так). Інакше, процес встановлює після кожного часу Т, причому Τ є заздалегідь заdelay_or_jitter_viol(fk,t,s)=N (Hi), для цього потоку. З даним значенням. У заданий момент часу t, якщо іншого боку, якщо цей потік підпадає під категорію перевірку адаптації виконують Z-ий раз (тобто, NA, то delay_or_jitter_viol(fk,t,s)=ΝΑ. t=Z*T), процес розглядає ті потоки, які мають деякі ресурси, зарезервовані в секторі s, тобто, для яких treserve(fk,s) t tfree(fk,s). Для кожного потоку fk з цього 37 90450 38 Таблиця 2 Ідентифікатор групи статистики ЯО (QS_GID) 1 2 3 4 Клас ЯО Для потоків Q_DJR Для потоків Q_DJR Для потоків Q_DJR, Q_RavgD, Q_R Для потоків Q_DJR, Q_RavgD, Q_R У кожний момент часу t, коли виконують перевірку AS(t) адаптації, процес класифікує потоки ЯО, тобто, потоки, що мають вимоги до ЯО, як показано в Таблиці 2. Кожному потоку призначений "ідентифікатор групи статистики ЯО" (QS_GID). QS_GID=1: потоки класу Q_DJR, що мають порушення швидкості і затримки (або флуктуації). QS_GID=2: потоки класу Q_DJR, що мають порушення затримки (або флуктуації) без порушень швидкості. QS_GID=3: потоки класу QJDJR без порушень затримки і флуктуації, але з наявністю порушень швидкості. Цей випадок може виникати для адаптивних додатків. Також, потоки, відповідні класам Q_R і Q_RavgD, що мають порушення швидкості, призначають на цю групу. QS_GID=4: потоки без порушень ЯО (швидкості, затримки і флуктуації). Потоки категорії NA, як описано вище, також вміщують в цю групу. Адаптація коефіцієнта абонування Нехай Nk(t,s) є кількістю потоків, відповідних ГЯО k у час t і N(t,s) є загальною кількістю потоків, для яких є деякі ресурси, резервовані в секторі s у час t. N(t,s)= Nk ( t, s) (37) k Delay_or_jitter_viol (fk,t,s) Так Так Hi Hi (або NA) Rate_viol(fk,t,s)> rate_viol_thres(fk) Так Hi Так Hi (або NA) Нехай М означає ідентифікатор групи (QS_GID) статистики ЯО, приводячи до: 4 NQ_DJR(t)= (38) NQ _ DJR ( t, M) M 1 4 NQ_RAvgD(t)= (39) NQ _ RAvgD ( t, M) M 3 4 NQ_R(t)= (40) NQ _ R ( t, M) M 3 Частка потоків, відповідних ГЯО для потоку k, ГЯО k, в групі М статистики ЯО у час t (в секторі s), задається у вигляді: N ( t, M, s) Fk(t,M,s)= k (41) Nk ( t, s) Частка потоків з порушенням затримки (або флуктуації) і швидкості у час t, задається у вигляді: Frac_flows_DJR_viol(t,s)=FQ_DJR (t,M=1,s) (42) Частка потоків з порушенням затримки (або флуктуації), але без порушення швидкості у час t, задається у вигляді: Frac_flows_DJ_viol(t,s)=FQ_DJR(t,M=2,s) (43) Частка потоків тільки з порушенням швидкості у час t, задається у вигляді: N ( t, M Frac_flows_R_only_viol(t,s)= Q _ DJR 3, s) NQ _ RAvgD ( t, M 3, s) NQ _ R ( t, M NQ _ DJR ( t, s) NQ _ RAvgD ( t, s) NQ _ R ( t, s) 3, s) (44) Частка потоків без порушення ЯО (або які знаходяться в категорії NA), задається у вигляді: NQ _ DJR ( t, M 4, s) NQ _ RAvgD ( t, M 4, s) NQ _ R ( t, M 4, s) Frac_flows_nj_na_viol(t,s)= NQ _ DJR ( t, s) NQ _ RAvgD ( t, s) NQ _ R ( t, s) Адаптацію S(t) здійснюють періодично після кожного часового проміжку Т, який є заздалегідь (44) встановленим. З метою адаптації, вищезазначені групи можна розглядати, як викладено нижче: Таблиця 3 QSG QSG_DJR Частка потоків з QS_GID=1 Frac_flows_DJR_viol (t,s) QSG_RavgD He застосовується QSG_R He застосовується Частка з QID=2 Частка з QID=3 Frac_flows_DJ_viol_(t,s) Об'єднана з Frac_flows_R_only_viol (t, s) He застосовується Об'єднана з Frac_flows_R_only_viol (t,s) He застосовується Об'єднана з Frac_flows_R_only_viol (t,s) Частка з QID=4 Об’єднана з Frac_flows_no_na_viol (t,s) Об’єднана з Frac_flows_no_na_viol (t,s) Об’єднана з Frac_flows_no_na_viol (t,s) 39 Нижченаведені порогові величини є заздалегідь заданими, і використовуються в способі адаптації, показаному нижче. Frac_flows_thres_DJR: порогова величина на частку потоків з порушенням затримки (або флуктуації) і швидкості Frac_flows_thres_DJ: порогова величина на частку потоків з порушенням затримки (або флуктуації) і без порушення швидкості Frac_flows_thres_R: порогова величина на частку потоків з порушенням швидкості (і без порушення затримки або флуктуації) Frac_flows_thres_ok_qos: порогова величина на частку потоків без порушення ЯО. Процес продовжується в нижченаведеному порядку в кожний момент часу, коли перевірку адаптації виконують для AS (t): Етап 1: Якщо Frac_flows_thres_DJR_viol (t,s) Frac_flows_thres__DJR: AS(t*)=fqos*AS(t)+xqos, так що AS (t*) AS (t). При цьому fqos і xqos заздалегідь задані. У іншому випадку, Етап 2: Якщо Frac_flows_DJ_viol (t,s) Frac_flows_thres_DJ: AS(t*)=fdeiay_jtter*AS(t)+xdela_jitter, так що AS(t*) AS(t). При цьому fdelay_jitter і xdela_jitter є заздалегідь заданими. У іншому випадку, Етап 3: Якщо Frac_flows_R_only_vioI (t,s) Frac_flows_thres_R, AS(t*)=frate*AS(t)+xrate, так що AS(t*) AS (t). При цьому frate і xrate заздалегідь задані. У іншому випадку: Етап 4: Якщо Frac_flows_no_na_viol (t,s) (47) frac_thres_slots_flow(fk) Група 2 пріоритетного переривання обслуговування складається з потоків, що належать до Q_DJR ГЯО і мають Frac_delayed_IP_Pkts(fk,t,s)> (48) Frac_delayed_IP_pkts_thres(fk) i Frac_slots_flow(fk,t,s)> (49) frac_thres_slots_flow(fk) 41 90450 42 Таблиця 4 Ідентифікатор групи пріоритетного переривання обслуГЯО говування 1 Q_R, Q_RavgD 2 Q_DJR Порушення ЯО rate_viol(fk,t,s)> rate_viol_thres(fk) Frac_delayed_IP_Pkts(fk,t,s)> Frac_delayed_IP_pkts_thres(fk) Етап 1: Якщо AS(t) підвищилося (як в способі адаптації для AS(t)) в деякій точці часу, процес перевіряє, щоб зрозуміти, чи підпадають один або декілька потоків під пріоритетне переривання обслуговування. Зверніть увагу, якщо AS(t) не підвищилося, ніякий потік не переривають. Етап 2: Нехай розглядається підмножина потоків, відповідних групі 1 пріоритетного переривання обслуговування. З цих потоків потрібно вибрати число Р_mах потоків, які мають найвище значення rate_viol (порушень швидкості). Якщо є прив'язка, потрібно перервати ті, у яких більш високе значення Frac_slots_flow. Якщо Р-mах потоків було витіснено, то більше немає потоків, що перериваються за порушення швидкості. Етап 3: Нехай розглядається підмножина потоків, які відповідають групі 2 пріоритетного переривання обслуговування. Ці потоки мають вимоги до затримки і флуктуації і мають Frac_delayed_IP_Pkts (fk,t,s)>Frac_delayed_IP_pkts_thres(fk) і Frac_slots_flow (fk,t,s)>frac_thres_slots_flow(fk). З цих потоків потрібно вибрати "Р_mах" мінус кількість потоків, перерваних на етапі 2, які мають найвище значення Frac_delayed_IP_Pkts. Якщо є прив'язка, потрібно перервати ті, які мають більш високе значення Frac_slots_flow. Внутрішньо-користувацька і між-користувацька ЯО Користувач пересувного зв'язку може мати багато які потоки, тобто, багато які додатки одночасно. Як представлено при цьому, користувач може задавати наступне: Віднесена до (кожного) потоку вказівка, чи є він або не є чутливим до затримки і флуктуації. Якщо він є чутливим до затримки і флуктуації, повинні бути задані граничні значення затримки і флуктуації. Сумарна цільова швидкість передачі (ATR) для кожного користувача. Вона є цільовою швидкістю передачі, яку ієрархічний планувальник (що використовується для) прямої лінії зв'язку буде намагатися надати цьому користувачеві. Керування дозволом на доступ При заданих користувачах R(t) у час t, позначених U1, U2 ..., UR(t), розглядається num_flows (Uj,t) як кількість потоків для користувача Uj у час t. Нехай мається на увазі, що, користувач Uj має (k1) потоків, що отримали дозвіл на доступ у час t, тобто num_flows (Uj,t)=k-1. Щоб вирішити, чи дозволяти доступ новому потоку fk, j для користувача Uj у час t, процес використовує DRC, що спостерігається, для користувача Uj, щоб перевірити нижченаведене: Порушення порогової величини для часових інтервалів Frac_slots_flow(fk,t,s)> frac_thres_slots_flow(fk) Frac_slots_flow(fk,t,s)> frac_thres_slots_flow(fk) k (50) req_rate(f c, j ) Avg(drc(U j )) c 1 Кількість часових інтервалів, отриманих потоком, і його відповідне DRC також беруть до уваги при виконанні адаптації ASF, як описано раніше. Процес обчислює AS(t) і обчислює Avail(t) у вигляді: L Avail(t)=max imum ( max Re s( t ),0) (51) AS( t ) Процес дозволяє доступ потоку fk,j у час t, якщо (52) req_rate(fk,j) Avail (t) Якщо цьому потоку дозволяють доступ, то оновленнями є нижченаведені: Res(t)=Res(t)+req_rate(fk,j) (53) Avail(t)=Avail(t)-req_rate(fk,j) (54) ATR(Uj,t)=ATR(Uj,t)+req_rate(fk,j) (55) Процес продовжує здійснювати моніторинг статистики ЯО для всіх потоків і користувачів, які отримали дозвіл на доступ, і здійснювати моніторинг статистики, що відноситься до мережі. Потрібно їх використати, щоб продовжити настройку коефіцієнта абонування. Потім обчислюють і застосовують ASF, AS(t). Ієрархічний планувальник Віднесена до потоку і віднесена до користувача компенсація: Кожному чутливому до затримки і флуктуації потоку призначають порогову величину флуктуації. Для кожного чутливого до затримки і флуктуації потоку fx для користувача Uk процес обчислює відповідну компенсацію затримки і флуктуації. Якщо потік не має пакету в черзі, який перейшов порогову величину затримки, то (56) (fx(Uk))=1 Інакше, обчислюють ndefpkts fx(Uk , n)) ( (fx(Uk))=Cdelay(fx(Uk))* (57) ndefpktsmin(n) При цьому: defpkts(fx(Uk , n)) ndefpkts(fx(Uk,n))= (58) red _ rate(fx(Uk )) для кожного потоку fx користувача Uk, ndefpktsmin(n)=мінімальне значення ndefpkts (59) розглядаючи всі потоки (для всіх користувачів) у часовому інтервалі n, defpkts (fx(Uk,n))=кількість очікуючих МАС-пакетів потоку fx користувача Uk, які порушили свою порогову величину затримки у часовому інтервалі n. (60) Для компенсації швидкості для користувача Uk у часовому інтервалі n визначають, 43 a(Uk , n) ATR (Uk ) ATR (Uk , nprev (n)) 90450 (61) При цьому, ASR(Uk,nprev(n))= загальна (сумарна) швидкість обслуговування для користувача Uk у часовому інтервалі nprev, і (62) (63) nprev n Часовий інтервал з номером nprev є останнім часовим інтервалом, відповідним n, або перед n, коли швидкість передачі була контрольованою з метою алгоритму планування. Процес визначає загальну компенсацію затримки для користувача Uk в довільному часовому інтервалі n. Нехай розглядаються всі потоки цього користувача, які мають вимоги до затримки, і погляд звернений на перший пакет в черзі (HOL) пакету МАС для кожного з цих чутливих до затримки потоків. Якщо жоден не був в системі протягом проміжку часу більш тривалого, ніж його порогова величина затримки, то: agg_delay_comp(Uk,n)=1 (64) Інакше, розглядається підмножина потоків для цього користувача, які мають в системі пакет HOL протягом періоду більш тривалого, ніж порогова величина затримки. Для такого користувача обчислюють: agg_delay_comp(Uk,n)= (65) = w( fx(Uk )) * ( fx(Uk ), n) x для всіх потоків fx користувача Uk, які мають HOL МАС-пакетів в системі протягом проміжку часу більшого, ніж порогові величини затримок цих потоків. При цьому w(fx(Uk)) є початковим ваговим коефіцієнтом, призначеним потоку fx, відповідному користувачеві Uk. Обчислення адаптивного вагового коефіцієнту Для обчислення адаптивного вагового коефіцієнту для цього користувача процес виконує перевірку порушення порогової величини затримки в кожному часовому інтервалі для кожного потоку, для кожного користувача, який має, щонайменше, один чутливий до затримки потік. Процес обчислює: agg_delay_comp(Uk,n) (66) для кожного такого Uk. Якщо agg_delay_comp(Uk,n)>1, процес обчислює адаптивні вагові коефіцієнти для користувача Uk, як викладено нижче: aw'(Uk,n)=agg_delay_comp(Uk,n)*aw'(Uk,n-1) (67) З іншого боку, якщо agg_delay_comp (Uk,n)=1, процес обчислює: aw'(Uk,n)=a(Uk,nprev(n))*w(Uk) (68) При цьому nprev,k(n) є останнім часовим інтервалом відповідним n, або перед n, коли контролювалося ASR (Uk,nprev(n)) (і таким чином було обчислено a(Uk,nprev(n))). Процес продовжує обчислювати остаточний адаптивний ваговий коефіцієнт для цього користувача, як викладено нижче: aw(Uk,n)=Ζ(Uk,n)*aw'(Uk,n) (69) При цьому Ζ(Uk,n)=1, якщо немає пакету в RTx або черги DARQ для якого-небудь чутливого до затримки потоку для користувача Uk. Інакше, Ζ(Uk,n)=С(Uk). При цьому С(Uk) є заздалегідь заданою сталою. 44 Спосіб вибору користувача і потоку Процес обчислює у часовому інтервалі n нижченаведені метрики для кожного користувача, що має, щонайменше, один пакет в його чергах: Υ(Uk,n)=aw(Uk,n)*DRC(Uk,n)/T(Uk,n) (70) При цьому, Τ(Uk,n)= T(fz(Uk ), n) , є середfz ньою швидкістю обслуговування для Uk (тобто, включаючи всі відповідні потоки). Процес вибирає користувача (якому відповідає) з максимальним значенням Υ(Uk,n). Як тільки користувач був вибраний з використанням такого планувальника, процес вибирає потік для обслуговування цього користувача згідно з нижченаведеною схемою. Нехай розглядаються потоки, згруповані в нижченаведені групи: Група 1: QSG_delay_jitter (затримка__флуктуація). Потоки для VoIP. Група 2: QSG_delay_jitter. Потоки для відео конференц-зв'язку. Група 3: QSG_delay_jitter. Потоки для потокового відео. Група 4: QSG_rate_avg_delay (швидкість_середня затримка). Потоки з вимогами до швидкості і середньої затримки. Група 5: QSG_rate. Потоки тільки з вимогами до швидкості. Нижченаведені етапи можуть бути повторювані у виконанні алгоритму планування, описаного в документі. Етап 1: Розглянути всі незавершені потоки (потоки в чергах) для вибраного користувача в цьому часовому інтервалі. Етап 2: Розглянути потоки, відповідні групам 1 і 2 для цього користувача. Вибрати потік, в якому пакет HOL порушив свою порогову величину затримки, і є найближчим до граничного значення затримки для цього потоку. Якщо потік був знайдений, обслуговувати цей потік. Інакше перейти на етап 3. Етап 3: Розглянути потоки, відповідні групі 3, в яких пакет HOL перейшов порогову величину затримки, і вибрати потік, в якому пакет HOL є найближчим до граничного значення затримки. Якщо потік знайдений, обслуговувати цей потік. Інакше перейти на наступний етап. Етап 4: Розглянути потоки, відповідні групі 4, в яких пакет HOL перейшов порогову величину затримки, і вибрати потік, в якому пакет HOL є найближчим до граничного значення затримки. Якщо потік знайдений, обслуговувати цей потік. Інакше перейти на наступний етап. Етап 5: Відновити незавершені потоки для обслуговування з груп 1-4. Дати перевагу потоку, що має найнижчий номер групи. Якщо потік був вибраний, обслуговувати його. Інакше перейти на наступний етап. Етап 6: Розглянути незавершений потік, відповідний групі 5, для цього користувача. Вибрати один з максимальним значенням required_rate/served_rate (необхідна швидкість/швидкість обслуговування). Обслуговувати цей потік. Якщо жоден не вибраний, перейти на наступний етап. Етап 7: Обслуговувати потік "Best Effort" для цього користувача. Якщо потоків більше за один, 45 90450 46 вибирають один з мінімальним значенням швидцьому часовому інтервалі згідно зі способом вибокості обслуговування. ру потоку, описаним вище. На Фіг.16 проілюстрований дворівневий плаПланувальник для прямої лінії зв'язку може нувальник із застосуванням компенсації, віднеседозволяти кожному користувачеві задавати бажаної до потоку (по потоках), і віднесеної до користуну вартість за обслуговування потоку в заданому вача. Планувальник, проілюстрований на Фіг.16 і значенні КШПД у часовому інтервалі. Як тільки Фіг.17, є ієрархічним планувальником, що викорисвартість задана, планувальник адаптивної структовується для компенсації ЯО між-рівневої і внуттури кадру діє, щоб задовольнити вимоги ЯО для рішньорівневої, як описано в документі. Як проірізних типів додатків. Відповідний механізм планулюстровано на Фіг.16, перший рівень, вання дає можливість постачальнику послуг знаідентифікований як рівень І, включає в себе багато ходити хорошу рівновагу між цілями зростаючого які елементи планування або вузли, S1, S2 ... SM, прибутку і задоволенні вимог ЯО для додатків. причому кожний вузол обробляє різну ГЯО. У цьоТакі механізми планування також забезпечують му прикладі Μ є кількістю груп ГЯО, які будуть обкінцевих користувачів динамічним контролем вироблені. Наприклад, вузол планування S1 обробтрат, і можуть використовуватися для додатків, що ляє ті потоки додатків, які відносяться до типу мають вимоги до швидкості і/або середньої затри"передача голосу по ІР-мережах" (VoIP). Тоді як мки або для додатків потокової передачі і т.д. VoIP дається як приклад, будь-які відповідні додаОдин варіант здійснення передбачає необов'язкоткам потоки, класифіковані як QSG1, будуть оброву можливість встановлення ціни, причому кожний блені в S1. Такі потоки мають граничні значення потік задає ціну для кожного часового інтервалу, затримки і флуктуації, задані для оцінювання виколи він обслуговується. Ця ціна залежить від знамог до ЯО. Множина потоків додатків, що відночення КШПД, що запитується користувачем для сяться до типу VoIP, обробляють в елементі 51 потоку в цьому часовому інтервалі. Потік j для ціни планування. Подібним чином кожний елемент (тобто, користувач, що здійснює доступ до потоку планування обробляє потоки для заданої ГЯО. j), який бажано сплатити у часовому інтервалі m, Зверніть увагу, що альтернативні варіанти здійспозначений у вигляді с [j,m, DRC [j,m]]. При цьому нення можуть постачати потоки додатків для багаDRC [j,m] означає швидкість, на якій цей користутьох ГЯО на один елемент планування. Зверніть вач може бути обслугований у часовому інтервалі увагу, множина елементів планування можуть виm. Користувач може визначати ціну статично, накористовуватися, щоб обробити одну і ту ж групу приклад, заздалегідь задана ціна за кожне значенГЯО. ня КШПД. Як альтернатива, користувач може виРівень І планувальника, проілюстрований на значати ціну динамічно, наприклад, змінювати ціну Фіг.16, обчислює частину компенсації, віднесеної протягом часу існування додатку. Це дає можлидо одного потоку. Численна кількість потоків додавість користувачеві мати деякий контроль над цітків для кожного користувача проілюстровані на ною, щоб реагувати на стан каналу, що змінюєтьФіг.16. Елемент планування рівня II завершує обся, і досягати необхідної ЯО. Оператор може числення віднесеної до потоку компенсації. використовувати такий планувальник нарівні з На Фіг.17 проілюстрований планувальник з напланувальником, представленим для міжявністю вузлів S1, S2,... Sz планування. На цьому користувацької і внутрішньо-користувацької ЯО. етапі z є кількістю користувачів. Зверніть увагу, Це дає можливість оператору задавати, щонаймекількість користувачів є динамічною і, отже, кільнше, два типи схем встановлення цін. Для планукість поточних вузлів планування може змінювативальника між-користувацької і внутрішньося динамічно. Кожний вузол планування S1, S2... користувацької ЯО, оператор може задати статичSz пристосований, щоб приймати багато які потоки ну схему встановлення цін (на основі угоди про від даного користувача. Вузол S1 планування статичний рівень послуг) і в той же час, допускати приймає потоки F1-Fk для користувача 1 (U1). При для планувальника динамічну схему встановлення цьому k є загальною кількістю потоків додатків, в ціни на основі адаптивної структури кадру. Корисданий момент часу оброблюваню для користувача тувач може вибирати використання різних схем 1. При використанні віднесеної до потоку компендля різних потоків. сації, обчисленої для кожного потоку планувальОдин варіант здійснення розділяє час на декіниками рівня І і рівня II за Фіг.16, планувальник лька кадрів і приймає рішення по плануванню для рівня II за Фіг.17 обчислює для кожного користувакожного часового інтервалу в залежності від знача загальну компенсацію користувача. Планувальчень КШПД, вимог до ЯО, статистики порушень ник рівня II потім вибирає користувача для обслуЯО і ціни, заданої кожним користувачем. Структуговування у часовому інтервалі згідно з ра кадру в основному задає порядок, в якому коалгоритмом, що використовує адаптивний зважеристувацькі черги потрібно обслуговувати в (робоний DRC/T, описаний вище для способу вибору чому) циклі. Мережа вирішує в кожному циклі користувача. Планувальник рівня II потім вибирає планування, який потік/якого користувача обслугоз числа зважених значень, прийнятих від планувавувати в даному часовому інтервалі для цього льників рівня І. Як визначено, W(Uk) є початковим циклу, щоб досягнути бажаних цілей. Структуру ваговим коефіцієнтом, призначеним користувачу кадру, тобто, порядок, в якому потоки обслуговуUk і ATR(Uk) є сумарною цільовою швидкістю для ють в кожному циклі, підтримують змінюваною і Uk. Як тільки користувач вибраний, планувальник називається алгоритмом на основі AFS. рівня І, відповідний цьому користувачеві, вибирає Нижченаведені визначення пояснюють деякі потік для обслуговування цього користувача в нотації, що використовуються в процесі обчислення. Дано N черг (і одна черга для кожного потоку), 47 90450 48 нехай передбачається, що вимоги ЯО для потоку j n 1 задоволені, якщо він обслуговується на швидкості def_slots_ r[j, n] max ( slots _ alloc [ j, k ] r[j]. Початковий ваговий коефіцієнт w[j] і часовий k 1 (73) масштаб ts[j] є також заздалегідь заданими для n 1 кожного потоку j. Процес намагається забезпечити slots _ served[ j, k ],0), n, j гарантії швидкості передачі для кожного потоку, k 1 який може бути контрольованим (керованим) в Процес визначає нормовані бракуючі часові кожному часовому інтервалі, тобто, цілим числом, інтервали для черги j на початок циклу n як виклапомноженим на часовий масштаб (тобто, в кожнодено нижче: му часовому інтервалі m*ts[j], при цьому m є цілим def_slots_ r[j, n] числом). ndef_slots _r[j, n] , j, n n 1 Нехай start [j] буде часовим інтервалом, коли (74) slots _ alloc [ j, k ] потік j, що розглядається, спочатку запущений, k 1 підлягає обслуговуванню в циклі. До кінця часовоНехай lslot[n] є останнім часовим інтервалом з го інтервалу z система бажає обслугувати циклу n і fslot[n] є першим часовим інтервалом з S[j,z]=r[j]*(z-start[j]) бітів, при цьому z=m*ts[j] для циклу n. Нехай мається на увазі, що aw[j,n] ознадеякого цілого числа m. Використовуючи один мечає (адаптивний) ваговий коефіцієнт, призначений ханізм планування, система здатна балансувати потоку j для циклу n. Цей ваговий коефіцієнт викількість (часу) часових інтервалів, необхідних для значає кількість часових інтервалів, які розподілярозподілу даному потоку, і кількість бітів, необхідють потоку j в циклі n. них для обслуговування цього потоку. Задається упорядкування значенням КШПД, Додатково, інші параметри, що використовущо запитуються користувачами. Конкретно, якщо ються для планувальника AFS, задаються у виDRC1[В,S] є більш відповідним, ніж DRC2[В,S], то гляді: (B/S)1>(B/S)2. При цьому В є кількістю бітів на один Slots_alloc[j,n]: кількість часових інтервалів, пакет, і S є кількістю часових інтервалів. розподілених черзі (потоку) j в циклі n. Для кожного циклу nланування планувальника slots_served[і,n] - кількість часових інтервалів, AFS процес обчислює для кожного циклу змінні в які (коли) черга (потік) j обслуговувалася в циклі стани, які подані вище, і потім обчислює вагові n. коефіцієнти для кожного потоку на початок кожноS_r[j,n]: кількість бітів для обслуговування пого циклу, щоб розподілити деяку кількість часових току j до кінця циклу n. інтервалів цьому потоку для цього циклу. Для цієї round_len[n]: тривалість в кількості часових інмети процес використовує механізм обчислення тервалів для циклу n. адаптивного вагового коефіцієнту і обчислює струround_len_thres: тривалість циклу є обмежектуру кадру для кожного циклу з використанням ною зверху цією пороговою величиною. циклічної дисципліни обслуговування. В [n]: перелік незавершених черг на початок Механізм обчислення адаптивного вагового часового інтервалу n. коефіцієнту Rout_round[j,n]: кількість бітів, обслугованих плаНехай ndef_bits_rthres, min є заздалегідь заданою нувальником для черги j в циклі n. пороговою величиною для ndef_bits_r (бракуючі Rout[j,n,g]: Кількість бітів, обслугованих планубіти в циклі). Процес визначає набір ndefbits_set[n] вальником для черги j протягом інтервалу часу (набір бракуючих бітів) на початку циклу n, як ви[n,g], причому g>=n. кладений нижче: Використовуючи даний вище опис, недостачу ndefbits_set[n]= в бітах для черги j на початку циклу n задають згі(75) ={k:ndef_bits_rk ndef_bits_rthres, min} дно: Нехай S_I[n] є кількістю потоків в наборі на поdef_bits_r[j,n]=max(S_r[j,n-1]чатку циклу n. Точно так само ndef_slots_rthres, min є n 1 (71) заздалегідь заданою пороговою величиною для R out_round [ j, k ],0), n, j ndef_slots_r (бракуючі часові інтервали в циклі). k 1 Процес визначає ndefslots_set[n] (набір бракуючих Якщо недостача в бітах є позитивною, відповічасових інтервалів) на початку циклу n, як викладний потік відстає в обслуговуванні і підлягає комдено нижче: пенсуванню. З іншого боку, надмірне обслуговуndefslots_set[n]= вання, прийняте потоком, не є таким, що (76) ={k:ndef_slots_rk>ndef_slots_rthres, min} штрафується явно, але є оштрафованим непрямо, Нехай S_II[n] є кількістю потоків в цьому набооскільки цей потік не буде компенсований, тоді як рі на початку циклу n. інші потоки, які відстають в обслуговуванні, будуть Для довільного потоку j на початку циклу n викомпенсовані. значають функцію компенсації відповідного часоДалі, обчислення нормованих бракуючих бітів вого інтервалу як викладено нижче: для потоку j на початку циклі n задається у вигляslot_comp[j,n]=slot_comp_I[j,n]*slot_comp_II [j,n], ді: (77) if ndef_bits_rj>ndef_bits_rthres, min def_bits_r [j, n] slot_comp[j,n]= ndef_bits_r[j,n]= , j, n (72) (78) S_r[j, n - 1] =1, if ndef_bits_rj