CN1879360B - 用于宽带接入系统的分布式媒体接入控制 - Google Patents

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Abstract

一种分布式调度器，用于在多个终端和主控制器之间的基于帧的通信，包括多个集中部件，用于本地调度上行数据，多个集中部件和多个终端被划分到分布在多个分层等级星形拓扑的小区上，每个小区属于一个分层等级N，其中N包括在最高级和最低级之间，最高级与主控制器被指派的单个小区相对应；在每个N级的小区中，一个集中部件作为主部件用于小区，并且所述小区中剩下的集中部件和终端作为主部件的从部件用于小区；N级小区中的每个主部件转而成为一个N+1级小区中的主部件的从部件，最高级的主部件是主控制器；在每个N级主部件中包括用来收集由其从部件发起的上行链路集合请求和流的装置，还包括一个用来产生一个集合流和一个集合上行链路请求的装置，这些被输入到N+1级主部件，其中N级主部件是N+1级主部件的从部件。

Description

用于宽带接入系统的分布式媒体接入控制
技术领域
本发明涉及点对多点(PMP)接入网络，尤其涉及用于物理信道上的分布式媒体接入控制(MAC)方法和系统，所述物理信道由几个终端共享并由主(master)控制器控制。
背景技术
近年来，数据通信网络快速发展，并且在这些网络上用户可用的服务数目极大且不断增加，已经使业务量明显增加，这严重地影响了网络性能。
因此希望容量动态分配的陆地宽带无线接入(BWA)、点对多点(PMP)系统支持并提供数目不断增长的应用和服务，包括高要求的多媒体服务，比如快速因特网视频和视频点播(VoD)，以及支持并提供最近一代移动网络基础设施，包括2G/3G移动网络基础设施，尤其在涉及到移动基站和交换站点之间的连接时。
在典型的系统中，PMP系统拓扑结构包括多个基站，基站通过特定的介质并通过使用特定的多址接入方案来连接几个接入终端。
为了应付这些不断增长的需求，宽带接入网络需要尽可能最有效地使用共享的资源，既要节约带宽又要区别服务。结果，只能按需要自动地且没有人为干预地分配带宽，并且有可能同时根据业务合同和实时特性来为每个不同的流提供服务。
为了满足这些要求，媒体接入控制(MAC)控制器或者调度器应该连续监控所有进入信道的业务流，并根据其特权来授予(grant)对每个流的接入。通常，这些特权通过一组服务质量(QoS)参数规定，这可以根据其涉及的传输网络(例如，ATM，IP等等)而改变。
关于下行流(downstream)业务，其通常表示由骨干网到用户端设备(CPE)的数据流，信源和调度器都在信道的同一端。因此调度器完全了解业务量情况并且具有正确管理带宽分配所必须的信息。实际上，调度器或者控制器一个时刻接一个时刻地了解它所管理的所有队列的状态，并根据本领域公知技术来选择要服务的下一个队列。
相反，在考虑上行流(upstream)业务时，其通常表示由CPE到骨干网的数据流，调度器和信源物理上位于信道的相反端。因为每个CPE队列的状态对调度器或控制器来说是未知的并且必须以某种方式传送，至少部分为了合适的通信调度，需要控制信息的交换。
在BWA/PMP系统中，如同在大多数通信网络中一样，信息以帧的方式传送。帧是数据块，既包含实际的数据又包含辅助信息，以同步传输并提供传输数据。
在现有技术中，已知可以利用多种不同的方式远程多路复用一个TDMA信道上的接入，既满足业务合同又满足实时要求。
最基本的技术是避免任何中央调度器和CPE之间的通信信道。这样，上行流信道在所有活动的用户终端之间被静态地划分，这在配置时建立。该技术不浪费任何额外带宽，但是有一个主要缺点，即不允许任何统计多路复用。此外，为了将一个连接加到网络，运营商不得不重新设置共享同一信道的所有其它终端，即使它们的需求没有改变。
另一种广泛运用的方法是在中央调度器中保存多路复用信息，之后负责发送上行流传输许可(permit)到授权的终端，一次一个。不需要对终端重新编程并且可以方便地人工改变带宽分配。然而，得到的系统又是静态特性，因此在终端临时处于没有数据等待上行流发送时，其指派的帧时隙不能被重新分配给其它终端，因此彻底地被浪费了。
理想的情况是，终端被周期性地轮询，上行流传输许可只能被发送到其排队队列不为空的那些终端。那种情况下，主要的问题是，为了使调度器具有关于所有等待队列的合理信息，需要在上行流信道中预留太多的带宽，这容易导致服务恶化。
相反，被分配来传送向调度器提供终端状态信息的辅助数据的信令带宽应被最小化。这样，用来向调度器位于其中的基站汇报请求的最通用的解决方案是争用、捎带(piggyback)和轮询。
争用时隙是上行链路帧的部分，上行链路帧专用于终端请求而不规定哪个终端有权使用它。多个终端有可能同时尝试并接入同一时隙，这导致冲突，基于争用的方式的主要缺点是致使可靠性低且没有设置等待时间上限。
当没有在帧的指定部分而是在MAC数据单元的指定部分提出请求时执行捎带，因此信息更新速率取决于终端的活动性。该方法一般会降低平均等待时间，但是仍然不能保证不超过上限。为此，总是至少要和另一种方法相联结，以便在前一个活动周期过去之后，再给终端一次重发请求的机会。作为规则，当业务突发(bursty)时，捎带方法的效率实际上取决于其它相关联的方法的效率。
轮询意味着由基站、也就是由在基站上运行的调度器，指定一些带宽给终端以供它们提出请求。这也可以周期性地通过专用上行链路帧的指定部分来进行，其中每个终端被指派到特定时隙。在上行链路业务上引入的延迟变化取决于轮询周期，但是通常非常有限。
虽然所有上述方法可以同样地运用，但是在实时系统中应该确保基站在比指定的实时延迟约束更小的周期内从终端接收请求，实时系统通常通过轮询机制实现。轮询的主要缺点是由它的静态特性给出。实际上，延迟约束为轮询周期设置了限制：实时要求越严格，那么资源越频繁地专用于请求字段(field)。这些资源保持静态地分配并且因此不能用于数据业务。结果静态信令信道必须被创建并被规定大小以满足最坏业务条件下的延迟要求，因此即使在低数据业务量条件下也严重影响了可利用带宽。此外，如果系统中终端数量或者需要发送信息到基站的服务等级随时间增加，那么不能用于数据业务的带宽部分并行地增长，这影响了系统的效率和性能。
在这一点上，PCT申请WO 02/05453通过利用增加和集合请求的组合，提高了带宽分配请求处理的效率。一定数量的带宽被分配到每个终端，之后自由地重新将它分布到它的各种服务中。如果终端没有足够的带宽来满足它的服务要求，它通过增量请求来要求额外的带宽分配。还周期性地提交包含所需带宽总量的请求。PCT申请WO 02/15520公开了基于树形的调度方法，目的在于改进数据链路中的数据转发。
发明内容
本发明的目的是通过提供一种使信令带宽消耗最小化的方法以克服上述问题，特别参照点对多点宽带网络。
在该目的之中，本发明的目标是支持不同的动态调度策略和多种服类别并提供调度系统，该调度系统可升级到多个分层次的等级。
本发明的另一个目标是有效地(实时)跟踪每个终端的实际需要以便只在有数据要发送时授予带宽，如果终端没有数据要发送，则重新分配可用带宽。
本发明的还有一个目标是自发地将反压力(backpressure)传播到最低级，而不需要其它明确的命令。
本发明的另一个目标是改进现有技术的轮询机制。
按照本发明的一种基于轮询的调度上行流数据的方法，用于多个终端20和主控制器10之间的基于帧的通信，该方法包括步骤：
a)提供多个集中部件用于本地调度上行流数据，把多个集中部件和多个终端划分到多个小区上；
其特征在于如下步骤：
b)将所述多个小区分布在多分层等级星形拓扑上，每个小区属于一个分层等级N，其中N包括在最高级和最低级之间，该最高级与主控制器被指派到的单个小区相对应；
c)在每个N级的小区中，选择一个集中部件作为该小区的主部件，并且选择所述小区中剩下的集中部件和终端作为该小区主部件的从部件；
d)N级小区中的每个主部件进而又成为N+1级小区之一中主部件的从部件，最高级的主部件是主控制器；
e)定义流服务类别；
f)在每个N级主部件中，收集由其从部件发起的上行链路集合请求和流，对于每种服务类别，将流集合成为为每个流产生新的上行链路集合请求的一个集合流，该集合流被输入到该N级主部件是其从部件的N+1级主部件；
g)在每个主部件，根据所述新上行链路集合请求和可用带宽将带宽分配到每个连接的从部件；
h)在每个N级从部件，根据所述流服务类别来集合流，在每个轮询周期，发送集合带宽请求到相应的N+1级主部件，所述请求包括，对于每种类别，有效连接的集合队列状态和集合保证速率等于连接的保证速率的和，所述连接在从部件中的相应对列中至少具有一个信元；
i)在每个主部件和在每个轮询时间周期，在长为IT的时间窗上积分集合保证速率，其中IT是轮询时间周期的整数倍，以便动态地调整用于每个从部件的保证开价。
按照本发明的一种基于轮询的分布式调度器，用于多个终端20和主控制器10之间的基于帧的通信，包括多个集中部件，用于本地调度上行流数据，其特征在于：
该多个集中部件和多个终端被划分到分布在多分层等级星形拓扑上的多个小区，每个小区属于一个分层等级N，其中N被包含在最高级和最低级之间，该最高级与主控制器被指派到的单个小区相对应；
在每个N级小区，一个集中部件是小区的主部件，而所述小区中剩下的集中部件和终端是小区主部件的从部件；
N级小区中的每个主部件进而又成为N+1级小区之一的主部件的从部件，最高等级的主部件是主控制器；
每个N级的主部件包括，用来收集由其从部件发起的上行链路集合请求和流的装置；用来根据流服务类别产生一个集合流和集合上行链路请求的装置，它们被输入到该N级主部件是其从部件的N+1级主部件；以及用来根据所述的集合上行链路请求和可用带宽而将带宽分配到每个连接的从部件的装置；
在每个N级从部件处集合流的装置，它根据所述流服务类别集合流，并在每个轮询周期将集合带宽请求发送到相应的N+1级主部件，所述请求包括，对于每种类别，有效连接的集合队列状态和集合保证速率等于连接的保证速率的和，所述连接在从部件中的相应对列中至少具有一个信元；
在每个主部件和在每个轮询时间周期，在长为IT的时间窗上积分集合保证速率的装置，其中IT是轮询时间周期的整数倍，以便动态地调整用于每个从部件的保证开价。
本发明的这个目的、目标以及其它目标在下文中将变得明显，并通过一种调度上行流数据的方法来实现，该方法用于多个终端20和主控制器10之间的基于帧的通信，该方法包括步骤：提供多个集中(concentration)部件来本地调度上行流数据；把多个集中部件和多个终端划分到多个分布在多分层等级星形拓扑上的小区，每个小区属于分层等级N，其中N包括在最高级和最低级之间，该最高级与主控制器被指派的单个小区相对应；在N级的每个小区中，选择一个集中部件作为主部件用于该小区，并且选择剩下的部件和小区中的终端作为主部件的从部件用于小区；其中，小区中的每个N级主部件转而成为一个N+1级小区中的主部件的从部件，最高级的主部件成为主控制器；定义流服务类别；在N级的每个主部件中，收集由其从部件发起的上行链路集合(aggregate)请求和流，对于每种服务类别，对于每个流，将流集合成为一个集合流来生成新的上行链路请求，这被输入N+1级主部件，其中N级主部件是该N+1级主部件的从部件。
在每个主部件，根据集合请求和可用带宽将带宽分配到每个连接的从部件。
该目的和其它目标也通过一种分布式调度器来实现，该分布式调度器用于多个终端和主控制器之间的基于帧的通信，包括多个集中部件，用于本地调度上行流数据，多个集中部件和多个终端被划分到多个小区，多个小区分布在多个分层等级星形拓扑上，每个小区属于一个分层等级N，其中N被包含在最高级和最低级之间，最高级与主控制器被指派到的单个小区相对应；在每个N级小区，一个集中部件是小区的主部件，而所述小区中剩下的集中部件和终端是小区的主部件的从部件；N级小区中的每个主部件转而成为一个N+1级小区中的主部件的从部件，最高等级的主部件是主控制器；每个N等级的主部件包括，用来收集由其从部件发起的上行链路集合请求和流的装置，还包括用来生成集合流和集合上行链路请求的装置，这被输入到N+1级主部件，其中N级的主部件是它的从部件。
有利地，本发明是基于轮询机制，集合请求在每个轮询用期或者其倍数重新计算。
当包含更多类别和等级的业务时，每个从部件优选地配备流选择器，它根据流类别来集合流，在每个许可下，选择并发送一个集合流的一个数据单元到相应的主部件。
上行流帧的第一部分可以用来保存带宽请求信息，该帧的第一部分的大小足以为帧中的所有时隙寻址。可替换地，帧的第一部分被预留来保存带宽请求信息，帧的第一部分的大小足以为帧中的RTT+(NRG-1)个时隙寻址，其中RTT是往返时间(Round Trip Time)，NRG是终端中的不同请求组的数目，并且剩下的请求信息在上行流帧中的业务时隙上捎带。
当带宽请求信息包括保证带宽要求和过量(excess)宽带要求时，每个主部件在长为IT的时间窗上积分被授予带宽的请求，其中IT是轮询时间周期的整数倍，以便动态地为每个从部件调整保证开价(quote)。
附图说明
从下列详细描述中，通过结合附图的非限制性的实例和图示，本发明的其它特征和优点将变得更加明显，其中：
图1是示出根据现有技术的主基站和多个从终端的示意图；
图2是示出根据本发明的分层级网络拓扑的框图；
图3是示出基本流选择器的框图；
图4是示出根据本发明的涉及并行流选择器的调度结构的框图；
图5是进一步详述根据本发明的多级集合调度结构的框图；
图6是示出根据本发明在时域中的主-从通信逻辑图表；
图7是对比根据本发明的调度方法以及根据现有技术的传统方法获得的乘积(product)等待时间-信令带宽性能的图表；
图8a是示出根据现有技术分配在帧中的请求信息的框图；
图8b是示出根据本发明运用交织的分布式轮询分配在帧中的请求信息的框图；
图9和10是对比在分布式调度系统中根据本发明运用交织的分布式轮询和纯轮询的带宽消耗百分比的图表；
图11是示出根据本发明的另一方面的保证的和过量带宽请求聚集(gathering)和集合的框图。
图12和13是示出在从部件上的保证的和过量带宽聚集以及在主部件上的调度的流程图。
具体实施方式
图1是示出根据现有技术的传统通信网络的示意图，包括一个基本节点站10和多个接入终端20。
控制器和调度器在主节点站上运行，并充当接入终端20的主部件，接入终端20在系统中是从设备。自主节点10到从终端20的通信一般被称为“下行链路”或者“下行流”通信，而自从终端20到节点站10的通信被称为“上行链路”或者“上行流”通信。通信流一般被分成时间帧。
节点站配备了常规硬件和/或软件计算装置，用于在一侧处理来自/去往终端20的通信，以及用于在另一侧处理来自/去往通信网络的通信。更为具体的，这样的计算装置根据本发明公开的MAC调度算法通过常规技术被编程。
图2是示出根据本发明实现分布式调度结构的多级星形拓扑的框图。
分层范围中的等级从0-N，其中0标识最低级，而N标识最高级。
第1至N级的每一级包括多个小区，每个小区进而包括多个部件，在此被称为集中部件。
在每个小区中，一个集中部件被选作主部件用于小区，剩下的部件是主部件的从部件。在I级小区中的每个主部件转而被设置成属于I+1级小区的主部件的从部件。
每个终端20被分配到在0-N级的任一级的小区。原则上，终端被分配到最低级0的小区，但是也可以分配到更高级的不同小区。
结果，在分层中的每一级，每个小区包括几个集中部件，其中之一是小区剩下的所有部件的主部件，它也可以是另一个集中部件30或者终端20。N级的主部件不从属于任何其它部件。
系统的操作如下。
I级小区中的每个主部件与该小区中它的所有从部件以及它自己的在相应的I+1级小区的主部件双向通信。
更详细地，每个主部件收集来自其从部件的上行链路业务和上行链路请求，并生成到它的相应的更高级主部件的上行链路业务和上行链路请求。
上行链路业务和请求由终端20生成。之后每个上行链路请求被发送到主集中部件30，至少一些终端已经分配到该主集中部件30。集中部件32聚集从其连接的终端发起的流并生成一个集合流，其中包括集合请求，在最简单的情况下，它是从终端20接收的所有单个请求的总和。
流被馈送到更高级小区中的集中部件31，主集中部件31是它的从部件。
集中部件31转而聚集来自它连接的从集中部件32和/或终端20发起的所有流，并生成相应的包括集合请求的集合流。
该过程在星形拓扑的所有等级中继续，直到达到最高级N级和主控制器10。
在本发明的优选实施例中，主控制器10执行它的常规活动，根据任一个选定的调度算法，并根据由它的从部件转送来的信息来分配带宽。因此以集合信息为根据来采用调度决定或者带宽分配，并向它的从部件通知。如果从部件是集中部件，那么，在主控制器10所传达的可用带宽的基础上根据相同的或任何其它合适的调度算法完成相似的调度操作。
该处理过程被重复通过分布式调度结构中的所有等级和小区，直到达到最低级并且已经服务于所有终端20。
显然，下行链路业务明显通过集中部件被允许。然而，由于这与本发明的创造性原理不相关，因此在本发明中不太关注下行链路业务。
本领域普通技术人员意识到，根据本发明的小区，即使在同样的等级，也可以有相当不同的物理结构。例如，小区的主部件和从部件是地理上分布在MAN/WAN区域的整个构架，而另一个小区的主部件和从部件可以只是在单个CPE终端之中的不同的板(boards)，或者甚至是它们某些部分。
在分层的每一级，来自从部件并竞争小区中的带宽的每个流是一个由该从部件生成的集合流，该从部件充当在一个对应的I-1级小区的主部件，并且该集合流是发自该从部件内部的流或者从它是其主部件的小区汇聚而来的流的集合流。
小区的主部件只知道集合流的参数和特征，并根据收到的集合请求来分配带宽，不考虑集合流和上行链路请求如何由从部件产生，也不考虑如何在从部件的流之中分配带宽。实际上，I级主部件的每个从部件将会由它的在同一小区中的主部件分配一定数量的带宽，并将该带宽重分布到它是其主部件的I-1级小区中的从部件。
只根据集合信息来分配带宽，这使得需要用来传送上行流请求的信令带宽最小化，作为一个整体，所述上行流请求是服务终端20所需的。
由每个集中部件产生的集合流可以是静态的也可以是动态的，由在任一轮询周期的不同的子流组成。尤其是，通过集中部件上行流发送的集合流可以由流选择器处理，对于计算和业务参数上行流发送，只考虑不为空的队列。
在优选实施例中，每个集中部件包括一个或多个流选择器40，这在以后将变得清楚。图3示出了基本流选择器，这是基于硬件或软件及两者的设备，它负责选择一个输入41并将它上行流转发。
特别地，随每个流的队列的当前状态实时改变的集合流参数优选由从部件每轮询周期计算至少一次，只有结果被上行流传送到主部件作为来自单个业务源的请求。
主部件一收集到来自其全部从部件的所有状态信息，主部件中的流选择器在当前的轮询周期就找出哪些从部件具有等待发送的数据单元，而忽略所有其它的。
对于当前轮询周期中的每个传输间隔，流选择器决定给予哪个部件许可使用该传输间隔。为此，流选择器可以使用任何规则，包括简单轮替(round robin)技术到任何复杂的带宽共享算法。
最苛刻的要求是实现流选择器以便至少在每个轮询周期在它的输入端考虑每个队列的状态，尤其是空或非空状态，以便暂时不考虑当前空闲的那些流。
这对于避免带宽浪费是最根本的重点，因为竞争变得只限于在当前轮询周期确实需要带宽的那些流。
明显地，为了决定接下来要服务于哪个流，多个参数可以用来加权和评估每个流的要求，并且可以被流选择器利用。该参数可以是常数，并且在流建立时静态地规定，或者可以根据一天中的时间改变，比如在上班时间、夜间时间等等允许不同的调度策略，或者每T个轮询周期改变一次，比如计算带宽积分并补偿在窄时窗上发生的偶然的化整(rounding)误差。
流选择器40优选在业务流上工作，具有相同或相似的特征，即完全由同样的通用参数组来定义。这意指每个流相对于其它流的优先级以及流选择器的流选择只取决于参数本身的值。
然而，根据本发明的分布式调度系统能够同时处理不同类别或分类的流，该类别能够在调度分层的同一等级共存。
这样，正如在图4中示意示出的，在系统中，为每个要沿某一确定路径服务的类别例示了一个单独的流选择器，从终端20到主控制器10。
在每个集中部件和主控制器上使用单独的调度器来处理不同类别的数据流。
更详细地，发起不同类别流的每个从部件对应于输出类别将其输出流馈送到在其主部件中的流选择器。
图4例示了包含主部件15和三个从部件21-23的小区，从部件既可以是终端20，也可以是集中部件30。从部件产生流，所述流属于不同的类别k：从部件21产生属于类别k＝1和k＝3的两个流，从部件22只产生一个属于类别k＝2的流，从部件23产生三个属于类别k＝1，k＝2和k＝3的流。
每个从部件对每个流的服务请求被发送到主部件15，并根据其所属类别馈送到三个不同流选择器之一，这些流选择器负责选择以相应的类别提供服务的流。另一个流选择器45，或者替换控制装置，评估接下来服务于哪个流。自从部件接收到的每个数据单元被缓存在主部件15相应于每个流的队列中。对主部件15的每个集合流的服务请求接着通过发射机48被转发到集中部件或者主控制器中的相应的流选择器，主部件15是所述主控制器的从部件。
如在图5中示意性地图示的，图4中描述的结构即使在同一小区中也能够级联(cascade)，以便调度决定可以分布在时间和空间上。更为具体地，下一个上行流传输时间将授权哪个流的决定既由主部件采用，也由从部件自己采用，该主部件选择要服务的从部件，该从部件在来自主部件的决定到达时，在它的多个本地从部件中选择流，这将有益于主部件的决定。
图6示出了根据本发明在优选实施例中使用的时域中的基本分布式调度处理过程。
特别地，轮询命令由主部件在时间T0发布，并由它的从部件在某个时延后的时间T1之后接收。在接收到轮询命令时，从部件检验它的从流以识别非空流，并且可选择地保存该信息一直到下一个轮询命令。从部件接着计算由该时刻活动的流组成的集合流的所有参数，并将集合信息发送到主部件，主部件在时间T2接收到所述信息。如果主部件的流选择器后来在轮询周期中判定从部件的集合流的当前参数定名为许可，那么该许可被下行流发送到从部件。从部件一在时刻T3收到它，就通过它的本地流选择器重复该调度处理过程。
后者实际上可以通过在执行状态计算并发送到主部件时不为空的队列中选择有益的流来做出决定，或者通过在收到许可时不为空的队列中选择有益的流来做出决定，比如考虑高优先权的流，正如此后要更好地解释。
因此，根据在此公开的分布式调度方法，每个集中部件处理流的集合，而不用了解单个部件的流。这减少了分配到物理信道上的信令带宽数量。
为此，图7是根据本发明的调度方法和根据现有技术的常规方法获得的等待时间-信令带宽性能对比图表。
在图1所示的现有技术配置中，乘积“等待时间-信令带宽”值在实时业务调度中与业务源的数目成比例。
在下列表达式中，t是许可的产生等待时间，T是分组等待时间，SB是信令带宽，Z是请求的大小，其最大值与帧尺寸相对应，Y是业务源的数目。为了简明，每个分层等级的从部件的数目被假设成常数且等于X，因此如果n是分层中的等级数目，那么业务源的总数是Xn。假设在现有技术中和根据本发明的系统中使用相同的轮询周期，可以假设平均等待时间是同样的。
为了对比现有技术和本发明，假设相同数目的业务源既在图1所示的现有技术系统中出现，也在根据本发明的系统中出现。因此，假设Y＝Xn
在图1所示的现有技术系统中，t＝1，T＝t并且Y＝Xn，因此T*SB＝Xn*Z。
在根据本发明的系统中，t＝1，T＝n*t＝n，因此T*SB＝n*X*Z。
图7示出了根据本发明的系统如何明显地优于现有技术。在图表中，线701指根据现有技术的T*SB乘积，线702指在运用本发明时同样的等待时间-信令带宽。图7中所示的结果指X＝10和Z＝80的情况。
为了进一步提高上述分布式调度方法和系统的性能，运用了一种新颖的轮询方法。已知的是，在以分时隙的MAC帧为特征并基于轮询的点对多点系统中，上行链路带宽的与某个数目的时隙相对应的一部分被预留来承载从终端到调度器和控制器的上行链路请求，通常在帧的开头。轮询帧实际上被定义成在两个连续请求区域的开端之间的时隙总数。轮询周期是持续时间或者帧的尺寸，表达成保存在其中的时隙数目。轮询周期的选择取决于上行链路业务允许的最大延迟。为了避免来自于不同终端的请求之间的冲突，每个终端被指定了专用的区域来具体地插入它的请求，专用区域是一个时隙或者时隙的一部分。图8a描述了常规上行链路帧800的结构，其中在帧开端预留，包括请求字段802的请求区域801。因此轮询周期803由属于帧F的在请求区域801的开端和属于帧F+1的在请求区域801’的开端之间的多个时隙805限定。
请求字段承载的信息量通常涉及到在每个终端中排队，对每个请求组重复的数据量。该信息应当足以允许终端在整个轮询周期中使用数据业务时隙805。因此，轮询周期确定请求字段的长度，而终端和请求组确定需要的请求字段数量。
结果，当使用纯轮询帧时，不可用于业务数据的带宽的百分比可以表示成：
其中NAT是终端数目，NRG是请求组的数目，PP是轮询周期中的时隙数目，SL是以字节方式表示的时隙的尺寸，OH是涉及每个时隙的开销。
根据以上表达式计算的带宽的数量代表了在采用纯轮询机制时浪费的带宽，为了评估根据本发明的第二方面的新轮询方法的性能，将要考虑该带宽数量。
实际上，为了进一步提高根据本发明的分布式调度方法和系统的性能，现在将参考图8b来描述一种改进轮询机制，在此被称为“分布式轮询”。
图8b示出了一个包含多个时隙的下行链路帧820，它包含824部分，用于指示相应的上行链路授权。
图8b还示出了一个上行链路帧810，包括请求区域811，它包括请求字段812和业务数据时隙813。在每个业务时隙813，部分814专用于承载请求字段。因此，一部分请求保存在帧的第一区域811，而请求更新在实际数据时隙上捎带。相对于纯轮询机制，只专用于请求字段的部分811因此显著减少，由此811部分的大小只能覆盖与往返时间(RTT)815相对应的时隙数，这是发送一个授权和在目的节点接收时隙之间的时间间隔，如图8b所示，而不再覆盖整个轮询帧。
一接收到帧请求部分，调度器开始调度授权。在最坏的情况下，所有授权被指派到同一终端。由于承载更新等待的请求的捎带字段的第一业务时隙只能在RTT后的时隙被接收到，请求字段能够被缩短成只覆盖log2RTT时隙。
上述分布式轮询机制在终端中出现不只一个服务分类或类别时也可以应用。在此情况下，请求字段的大小应当至少为
Figure G2003801108333D00132
比特。
专用于请求的轮询周期帧部分包含用于每个终端和每个请求组的请求字段，所述每个终端和每个请求组是将通过分布式轮询机制服务的终端和请求组，而每个上行链路数据时隙只承载一个请求字段，只填充与一个请求组相关的信息。通信信道的两端都应当知道与每个组相关的请求序列，以便信息被循环并且主节点每隔NRG个时隙从同一终端接收完全的更新。
该主节点因此在帧的开端接收待处理请求的确认(knowledge)，该确认至少足以覆盖随后的RTT+NRG-1个时隙。该信息接着在轮询期间通过帧中承载的信息被动态地更新。该信息在来自不同终端和来自同一终端的不同请求组的时隙之间交织。
在分布式交织轮询的情况下，不能用于数据的带宽百分比通过下列表达式计算，其表示在上行链路轮询部分中需要的时隙数目。
在交织轮询的情况下需要的带宽是
Figure G2003801108333D00142
第一个表达式表示轮询周期PP不再是计算中的一个部分，这使公开的分布式交织轮询机制比根据现有技术的纯轮询机制更加有效，正如在图9和图10的图表所示，以及通过下表1和2所示。假设时隙的大小为一个ATM信元(cell)。
表1和图9标识了在采用根据本发明的分布式轮询机制时上行链路请求占用的带宽的百分比，如同由线901所示，与之相对比的纯轮询机制由线902所示。终端的数目(NAT)固定为64。
Figure G2003801108333D00143
Figure G2003801108333D00151
表1
在表1中引用的数据是假设RTT＝10和NRG＝3来计算。图9示出轮询周期(PP)为合理的低数值的情况下显著的优势，因为其通常为延迟敏感应用所需要的。
表2和图10示出在采用线911所示根据本发明的分布式轮询机制时上行链路请求占用带宽的百分比与采用线912所示的纯轮询机制相对比。同样，所有计算都假设RTT＝10和NRG＝3，而轮询周期(PP)被设置成每帧80个时隙。
表2
以上数据表示根据本发明的分布式轮询机制允许有效地利用带宽，确保在严格迟延限制情况下可靠的延迟控制，这是轮询的主要特征。图10概略地示出在终端数目增多时，节约的带宽快速增长。
本领域普通技术人员可以理解，请求字段的尺寸总是合适的、节约带宽。轮询周期能够根据实时要求而改变，只要求RTT对于一个正确的终端队列保持常数。本发明不增加全系统各处的计算开销，因为它只要求由终端在每个时隙的合适的字段插入当前队列状态，并在基站中覆盖请求的当前状态，而不影响调度机制。此外，专用于轮询机制的同样数量的带宽允许增加系统中的业务类别或者终端的数量。
已经表示出，如果采用分布式MAC功能，终端请求作为每个业务类别的集合体来发送，这使信令信息最小化，并且降低了等待时间。由于是MAC分布式，基站只处理终端之间的带宽分配，而不用考虑单个连接。
用于保证的和过量开价(quote)的集合请求是时变的，这是由于业务量的突发特性；例如，终端的一些连接在某个时间量静默。因此，分配到终端的固定的保证开价等于最大集合的保证业务量，并且过量的静态比例导致不正确的带宽分配。
当终端中一些连接静默而其它的连接要求比它们的保证开价更多的业务时，对于后者，因为基站只能看到该集合，因此在基站级，能够“窃取”连接是静默的那些终端的保证和过量带宽。该结果是在终端之间进而在连接之间不恰当的业务分布。允许动态分配授权带宽和将过量的带宽划分到终端的机制能够解决所述难题。
为了进一步增强根据本发明的方法和系统的性能，在此公开了一种以保证带宽要求来处理基于分组的业务的方法。
为了通过保证带宽来正确处理一种服务类别，在服务请求中，终端不但要将与该服务类别的连接相关联的队列中的数据集合量，即队列状态，通知给基站，还要把关于集合保证速率的信息通知基站。设qax，c(t)和wax，c(t)分别是用于终端x的服务类别c的集合队列状态和集合保证速率。
集合队列状态由给出，ncx是有效连接的数目，而qx，c，i(t)是关于终端x中的服务类别c相关的连接i的队列状态。
集合保证速率是
Figure G2003801108333D00162
其中η(·)是亥维赛(heaviside)函数，而wx，c，i是保证速率，通常为一个恒定参数，它们被指派到终端x中的服务类别c的连接i。这意味着wax，c(t)等于连接的保证速率的和，所述连接在终端的相应对列中至少具有一个信元(cell)。
终端x发送到基站的服务请求包括用于服务类别c的(qax，c(t)，wax，c(t))对。
基站中的调度功能根据终端中不静默的连接的需要将保证带宽动态地分配到终端。这样，只有必须的带宽被分配成授权的，而其余的带宽能够作为过量的带宽分布在所有连接之中。
过量带宽的分布可以遵循常用的调度方式，例如，在所有连接中公平分布的轮替，加权轮替或者加权交织轮替来与保证速率成比例地分布。如果过量的分布与保证速率成比例被采用，则提供动态权值更新，与用于调度终端之间的过量业务的wax，c(t)成比例。为了适当地调度业务，有必要将授权的开价和过量分开。保证部分应该具有比过量业务更高的优先级，以便它首先通过，之后剩余的带宽在终端之间作为过量分配。
授权部分工作如下。要求请求信息每隔T秒周期性地到达基站。结果qax，c(t)和wax，c(t)在基站级是步进函数。因为wax，c(t)表示速率，用以确定必须作为保证来服务的请求qax，c(t)的一部分，这引入了时间帧，此处被标识为积分时间(IT：integration time)。IT参数表示瞬时业务在其上被监控，以及每个终端按照信元的保证开价的计算在其上被确定的时间窗。原则是在一个积分时间期间，终端请求的许可可被保证提供服务，直到根据由终端传送的集合速率，服务信元的数量达到在当前IT期间能够允许传送的数量。超过了极限的请求只能当作过量业务处理。这样保证和过量业务的边界能够在终端的基础上定义。约束保证开价的限制是指IT给出的一个时间帧，但是在每个轮询周期T更新，以便允许根据每个终端的实际需要动态调整保证开价。
更为详细的，积分时间IT被设置成T的倍数：IT＝k*T，其中k是大于等于1的整数。在IT上的对集合速率求积分，得到终端x在时刻m·T的每IT保证信元的最大数目：每次在新的一对请求参数来自终端时，该积分被重复，即每一T。得到的函数是步进函数。算出的Qax，c(m·T)在随后被表示成序列Qax，c(m)，每T秒允许动态地根据终端的实际需要来调整它的授权开价。与终端x相关的服务类别c连接的集合允许参加用于授权开价的调度，直到这里有信元要发送，下列在IT中对那个终端服务的信元sx(t)和Qax，c(m)之间的关系对于t在ti和ti+IT之间的范围内成立：Qax，c(m)＞sx(t)，其中ti是积分开始时间。因此，如果例如基站接收Qax，c(m1)以及之后Qax，c(m2)，会发生下列情况：
Qax，c(m2)＞＝Qax，c(m1)，之后连接的集合将接收更多的保证带宽，直到Qax，c(m2)＞sx(t)；
sx(t)＜Qax，c(m2)＜Qax，c(m1)，之后连接集合将接收多达Qax，c(m2)的更多的保证业务，否则不接收任何业务，因为保证开价已经花在积分时间上了。如果该条件持续，终端x只在sx(t)归零时的下一积分时间起点接收新的保证开价。
所描述改进的例示实现在图11至13中示出。部件110既可以是从集中部件30，也可以是终端20，它被配备了在多个连接C1、C2、Cn上运行的集合装置111，112。
装置112负责集合连接的队列状态，并输出集合的队列状态。一般集合队列状态由每个单独的队列状态的和给出。
装置111负责产生集合的保证速率信息。
图12的流程图示意性地描述了当处理中涉及多个类别时，为此目的由从部件执行的步骤。
在步骤120，第一类别CAT被选择。
在步骤121，计数器I被初始化并设置成“1”。该计数器从类别CAT中的第一连接循环到类别CAT类别的连接总量。
在步骤122检验连接I队列状态是否是为空，如果队列状态不为空，在步骤123要求用于当前类别的带宽总量Q(CAT)增加在第I个连接中待处理数据信元的数量Q(CAT，I)。同时，要求用于当前类别的保证带宽总量W(CAT)增加在第I个连接中需要的保证带宽W的待处理数据信元的数量(CAT，I)。
在步骤124(如果在步骤122判定队列状态为空，系统也会到达该步骤)，检验在当前的类别中是否有更多可利用的连接。如果这样的话，在步骤125已经将I增加之后，系统的操作环回到框122，直到已经检验了所有的连接。
在步骤126检验是否有更多的类别可用。如果是，在步骤128类别索引CAT增加一个单元，之后返回到步骤122。如果不是，在步骤127在从部件接收到轮询请求，之后该从部件将每个类别的集合信息转发到它的主部件，之后在步骤120准备从起点重新开始计数。
图13的流程图示意性地描述了由主部件来执行以服务于保证和过量带宽的步骤。为了清楚的原因，以类别CAT来描述该处理过程，但是明显地可以在部件中的所有可用类别上重复。
在步骤130积分时间IT开始，IT等于轮询周期T乘整数值K。
在步骤131变量M被初始化为“0”，变量M在积分时间IT内计数轮询周期。
在步骤132变量J被设置成“1”，变量J的范围从1到要被服务的连接的数目。
在步骤133，从与由第J个连接或者业务源请求的保证带宽量有关的信息开始，计算请求的数据信元C(CAT，J)的实际数目。
在步骤134，调度器检验当前类别中的第J个业务源SOURCE(CAT，J)是否在调度表中。如果在，在步骤135，被服务的数据信元的数量S(CAT，J)被增加调度器允许的许可数目，信元数量与要作为保证的用于SOURCE(CAT，J)的被服务数据信元有关。
在步骤136，检验被服务的数据信元的数量S(CAT，J)是否已经达到请求的信元的数量C(CAT，J)。如果是，在步骤137，第J个业务源SOURCE(J)从调度中移除。
在步骤138，检验业务源列表是否已经全部被扫描过。
如果是，在步骤139，将索引J重置到指向第一个业务源，否则在步骤140增加到指向列表中的下一个业务源。
在步骤141，检验轮询周期T是否已经期满。
如果轮询周期T没有期满，调度器在步骤142验证待处理的业务源请求的所有保证数据信元已经被服务。
如果测试的输出为肯定，调度器启动过量调度活动，由方框143概括，否则在步骤134重新开始处理。
当轮询周期期满时，调度器在步骤144检验重复时间IT是否也已经结束，如果是，一个新的积分时间开始。否则，计数器M在步骤145增加一个单元，关于步骤132到141描述的同样的操作又全部重复。
从而已经表示本发明实现了所提出的目的和目标。
简言之，已经表明根据本发明新MAC在分层点对多点接入网络中使用分布式调度，在分层的每一等级，集中部件(主)处理来自每个终端(从)作为集合的业务(每个业务分类一个)，而不用了解较低级的基本流。
主部件分配一定量的带宽到它的从部件，之后在它们的从部件之中分配。因此，调度决定在时间和空间上分布。该解决方案减少了信令带宽-等待时间乘积，它变得与一个分层等级中的从部件的数目成比例，而不是与业务源的数目成比例。
新建议的MAC有利地基于轮询。来自终端的请求信息被划分在整个帧上，而不是把它集中到特定的信令时隙。
需要编码请求的字段的尺寸不再取决于轮询周期，但是它与RTT和要服务的业务分类的数目有关。这样，请求字段的尺寸总是适当的，并节约带宽。实际上，虽然轮询周期可以根据实时要求而改变，但是RTT和请求组的数目是常数。
有利的是，为了以保证开价处理业务，也提供了分布式调度。因此引入了一种功能，它在主部件中积分一个确定的时间帧(积分时间)上的授权带宽的请求。这允许根据每个从部件的实际瞬间需求动态调整每个从部件的保证开价。
此外，积分时间的使用允许将必需提供服务的集合业务从可选开价中分开。因此每个集中部件中的调度器分布分配给它的带宽，该带宽是在保证和过量业务之间基于基本流来分配的。
明显地，几种修改对于本领域普通技术人员来说是显而易见的并且易于实现且不脱离本发明的范围。因此要求保护的范围不应当受到说明书中以例子的形式给出的例示和优选实施例的限制，权利要求应当包含所有本发明中的可专利的新颖的特征，包括由本领域普通技术人员当作等同物对待的所有特征。

Claims (10)

1.一种基于轮询的调度上行流数据的方法，用于多个终端20和主控制器10之间的基于帧的通信，该方法包括步骤：
a)提供多个集中部件用于本地调度上行流数据，把多个集中部件和多个终端划分到多个小区上；
其特征在于如下步骤：
b)将所述多个小区分布在多分层等级星形拓扑上，每个小区属于一个分层等级N，其中N包括在最高级和最低级之间，该最高级与主控制器被指派到的单个小区相对应；
c)在每个N级的小区中，选择一个集中部件作为该小区的主部件，并且选择所述小区中剩下的集中部件和终端作为该小区主部件的从部件；
d)N级小区中的每个主部件进而又成为N+1级小区之一中主部件的从部件，最高级的主部件是主控制器；
e)定义流服务类别；
f)在每个N级主部件中，收集由其从部件发起的上行链路集合请求和流，对于每种服务类别，将流集合成为为每个流产生新的上行链路集合请求的一个集合流，该集合流被输入到该N级主部件是其从部件的N+1级主部件；
g)在每个主部件，根据所述新上行链路集合请求和可用带宽将带宽分配到每个连接的从部件；
h)在每个N级从部件，根据所述流服务类别来集合流，在每个轮询周期，发送集合带宽请求到相应的N+1级主部件，对于每种类别，所述请求包括有效连接的集合队列状态和集合保证速率，该集合保证速率等于连接的保证速率的和，所述连接在从部件中的相应对列中具有至少一个信元；
i)在每个主部件和在每个轮询时间周期，在长为IT的时间窗上积分集合保证速率，其中IT是轮询时间周期的整数倍，以便动态地调整用于每个从部件的保证开价。
2.权利要求1所述的方法，还包括步骤：
在每个主部件，在每个轮询周期或轮询周期倍数重新计算对每个集合流的请求。
3.权利要求1或2所述的方法，还包括步骤：保留上行流帧的第一部分用来保存带宽请求信息，所述帧的第一部分的大小足以为帧中的所有时隙寻址。
4.权利要求1或2所述的方法，还包括步骤：
保留帧的第一部分来保存带宽请求信息，所述帧的所述第一部分的大小足以为帧中的RTT+(NRG-1)个时隙寻址，其中RTT是往返时间且NRG是终端中的不同请求组的数目，以及
在上行流帧中，在业务时隙上捎带剩下的请求信息。
5.前述任何一个权利要求所述的方法，其特征在于：
带宽请求信息包括保证带宽要求和过量带宽要求。
6.一种基于轮询的分布式调度器，用于多个终端20和主控制器10之间的基于帧的通信，包括多个集中部件，用于本地调度上行流数据，其特征在于：
该多个集中部件和多个终端被划分到分布在多分层等级星形拓扑上的多个小区，每个小区属于一个分层等级N，其中N被包含在最高级和最低级之间，该最高级与主控制器被指派到的单个小区相对应；
在每个N级小区，一个集中部件是小区的主部件，而所述小区中剩下的集中部件和终端是小区主部件的从部件；
N级小区中的每个主部件进而又成为N+1级小区之一的主部件的从部件，最高等级的主部件是主控制器；
每个N级的主部件包括，用来收集由其从部件发起的上行链路集合请求和流的装置；用来根据流服务类别产生一个集合流和集合上行链路请求的装置，它们被输入到该N级主部件是其从部件的N+1级主部件；以及用来根据所述的集合上行链路请求和可用带宽而将带宽分配到每个连接的从部件的装置；
在每个N级从部件处集合流的装置，它根据所述流服务类别集合流，并在每个轮询周期将集合带宽请求发送到相应的N+1级主部件，对于每种类别，所述请求包括有效连接的集合队列状态和集合保证速率，该集合保证速率等于连接的保证速率的和，所述连接在从部件中的相应对列中至少具有一个信元；
在每个主部件和在每个轮询时间周期，在长为IT的时间窗上积分集合保证速率的装置，其中IT是轮询时间周期的整数倍，以便动态地调整用于每个从部件的保证开价。
7.权利要求6所述的调度器，其特征在于，它包括轮询装置，该轮询装置在每个主部件处被设置以便在每个轮询周期或者其倍数重新计算集合请求。
8.权利要求6或7所述的调度器，其特征在于：
上行流帧的第一部分保存带宽请求信息，所述帧的第一部分的大小足以为帧中的所有时隙寻址。
9.权利要求6或7所述的调度器，其特征在于：
帧的第一部分被保留来保存带宽请求信息，所述帧的第一部分的大小足以为帧中的RTT+(NRG-1)个时隙寻址，其中RTT是往返时间，NRG是终端中的不同请求组的数目，并且
在业务时隙上剩下的请求信息在上行流帧中捎带。
10.权利要求6-9中任何一个所述的调度器，其特征在于：
带宽请求信息包括保证带宽要求和过量带宽要求。
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