CN100411395C - 封装信元的方法和系统 - Google Patents

Abstract

封装信元包括在一与判决点相关的队列接收信元。每个判决点对应许多信元并与一门限准则相关。满足一门限准则前，重复下列操作。对应一判决点的许多信元累积在该队列。预测与该队列中所述信元有关的抖动，确定所预测的抖动是否满足与该判决点有关的门限准则。若所预测的抖动满足与该判决点有关的门限准则，信元被发送到耦合该队列的一缓冲器。否则，信元继续累积在该队列。封装该缓冲器中的信元。

Description

封装信元的方法和系统

发明技术领域

本发明总地涉及数据通信领域，更具体地说，涉及封装信元的方法和系统。

发明背景

通信系统中封装信元包括使用多个队列来缓冲待封装的信元。不同队列中的信元经历封装前的不同等待时间(也称为信元时延变差)。信元时延变差导致通信系统中的不利抖动。而且，根据已知技术的封装导致对一通信信道的次优带宽使用。因而，控制抖动并改善带宽使用的封装信元便对我们构成挑战。

发明概要

根据本发明，以前用来封装数据通信中信元的技术的缺点和问题得到减少或消除。

根据本发明的一实施例，封装信元包括在一与判决点相关的队列接收信元。每个判决点对应许多信元并与一门限准则相关。满足一门限准则前，重复下列操作。对应一判决点的许多信元累积在该队列。预测与该队列中所述信元有关的抖动，确定预测抖动是否满足与该判决点有关的门限准则。若预测抖动满足与该判决点有关的门限准则，信元发送到耦合该队列的另一缓冲器。否则，信元继续累积在该队列。若某些准则得到满足，封装该缓冲器中的信元。

本发明的某些实施例提供一个或多个技术优点。一实施例的技术优点在于，响应于预测抖动调整封装信元数，这在保持效率的同时控制抖动。若预测抖动高，封装较少信元以控制抖动。若预测抖动太低，封装较多信元以保持效率。一实施例的另一技术优点在于，通过估算给定时间缓冲器的信元数目提供抖动预测。若预测信元数高，抖动被预测为高。若预测信元数低，则抖动被预测为低。

本发明的某些实施例不包括上述技术优点或包括一些或全部上述技术优点。一或更多其他技术优点通过本文件中的图、描述和权利要求对本领域的技术人员是显而易见的。

附图简述

为较完整理解本发明及其特点和优点，参考结合附图的以下描述，附图中：

图1说明封装信元以形成封装段的系统；

图2说明分组封装段；

图3说明可被计算的信元时延变差循环的封装段；

图4是说明一种封装信元的方法的流程图；及

图5是说明一种预测抖动的方法的流程图。

附图详述

图1说明封装信元以形成封装段的系统10。系统10响应于预测抖动调整一队列中待封装的信元数，预测抖动取决于其他队列中等待封装的信元数。通过调整要被封装的信元数，系统10在保持效率的同时控制抖动。一般地，封装较小数目的信元减少抖动，而封装较大数目的信元提高效率。系统10预测抖动并调整待封装的信元数以在保持效率的同时减少抖动。

系统10接收来自视频流20和数据流22的信元，封装接收的信元以形成封装段，将封装段分割成分组并将分组传送到接收器32。一信元包含一固定大小分组。例如，一信元包含一异步传送模式(ATM)信元，该信元有效负荷为48个八位字节，标头为5个八位字节。视频流20传送视频话务，数据流22传送数据话务。根据一实施例，视频流20可包括ATM永久性虚电路(PVC)，数据流22可包括ATM PVC。传送诸如语音话务或其他实时话务的其他类型话务的流得到使用以取代或添加到视频流20。

系统10接收任一合适类型的话务，例如，活动图像专家组2(MPEG-2)或MPEG-4视频话务、基于因特网协议的语音传输(VOIP)或因特网协议(IP)分组话务或ATM信元中承载的串行数据流。根据抖动容差对话务分类。根据一实施例，容许抖动话务包含数据话务，不容许抖动话务包含视频话务。不过，容许抖动话务包含任一根据任一合适“容许抖动”定义是容许抖动的话务，不容许抖动话务包含任一不容许抖动的话务。例如，不容许抖动话务包括语音话务。

系统10包括交换器26和封装器30。交换器26接收来自视频流20和数据流22的信元并向封装器30发送信元。交换器26包含ATM交换器。交换器26包括视频缓冲器34和数据缓冲器36。视频缓冲器24接收来自视频流20的信元，数据缓冲器36接收来自数据流22的信元。交换器26实行对于来自视频流20的不容许抖动话务优于来自数据流22的容许抖动话务的调度优先权。

封装器30根据从交换器26接收的信元生成封装段。封装器30包括接口卡38、视频队列40、数据队列41、处理器43、实时缓冲器42、非实时缓冲器44和调度程序46。接口卡38缓冲从交换器26接收的信元，并将所述信元传送到视频队列40和数据队列42。接口卡38可包含，例如，异步传输模式(ATM)网路接口卡。

视频队列40缓冲视频话务，数据队列41缓冲数据话务。每个视频队列40存储从与视频队列40相关的视频流20发送的视频话务。根据一实施例，对诸如语音话务或其他实时话务的其他类型话务排队的队列得到使用以取代或添加到视频队列40。类似地，每个数据队列41存储从与数据队列41相关的数据流22发送的数据话务。如本文件所用，“每个”指一集的每一成员或该集的一子集的每一成员。

处理器43管理封装进程。当视频队列40的信元数到达阈值，信元形成封装段。处理器43响应于预测抖动确定目标值，这部分取决于实时缓冲器42的分组数。抖动通过计算交换器26的输入和接收器32的输入间的信元时延变差来测量。数据队列41以类似方式或以另一合适方式根据数据信元形成封装段。

队列40和41的封装段分组为分组。视频封装段分组复制到实时缓冲器42，数据封装段分组复制到非实时缓冲器44。封装段分组相续地复制到实时缓冲器42或非实时缓冲器44，这样分组不被另一封装段的分组交织。参考图2描述分组封装段示例。根据一实施例，缓冲诸如语音话务或其他实时话务的其他类型话务的缓冲器用来替代或添加到实时缓冲器42。

调度程序46从实时缓冲器42输出视频封装段，从非实时缓冲器44输出数据封装段。实时缓冲器42的调度优先权高于非实时缓冲器44，这样只有在实时缓冲器42为空时才从非实时缓冲器44传送分组。因此，非实时缓冲器44大到能存储延迟数据封装段。实时缓冲器42和非实时缓冲器44按照先进先出程序处理分组。

作为小结，系统10封装信元以形成封装段。每个视频队列40中要封装的信元数响应于预测抖动得到调整，目标是保持效率减少抖动。抖动通过计算信元时延变差测量，将参考图3描述。参考图4描述判定何时封装信元的方法。预测信元时延变差包括计算实时缓冲器42中的预测分组数，将参考图5描述。封装段分割为分组并传送到接收器32。信元和分组包含固定大小分组，其中信元大小不同于分组大小。

用下列参数执行参考图3到图5中的示例描述的计算。

参数	定义
		n	流20和22的总数
n<sub>v</sub>	视频流20的数目
		N<sub>d</sub>	数据流22的数目
M<sub>i</sub>(k)	第i个流的第k个封装段200中的信元数
		CDV<sub>sw</sub>	在交换器26处的视频话务的最坏情况信元时延变差
R<sub>sw</sub>	交换器26的输出端口的转换容量(bps)
		CDV<sub>card</sub>	封装器30内直到接口卡38的视频话务最坏情况信元时延变差
R<sub>card</sub>	接口卡38的处理容量(bps)
		D<sup>(i)</sup><sub>card</sub>	第i个视频流20的两连续信元最坏情况启程间隔时间(interdeparturetime)
R<sub>encap</sub>	封装器30的速率(bps)
		M<sub>j</sub>	来自第j个视频流20的封装段的有效负荷部分的大小
CDV<sub>encap</sub>	直到并包括封装器30的最坏情况正信元变差
		R<sub>i</sub>	分配给第i个视频流20的带宽(bps)
η(M)	大小为M的封装段的带宽效率
		M<sub>high</sub>＝η<sub>opt</sub>(M)	有效负荷部分的最佳大小
M<sub>med</sub>	第一判决点的有效负荷部分大小
		M<sub>low</sub>	第二判决点的有效负荷部分大小
m<sub>tot</sub>	n<sub>v</sub>个视频队列40中的信元总数
		m<sub>i</sub>	第i个视频队列40中的信元数(i＝1，...，n<sub>v</sub>)
Q<sub>RT</sub>	实时缓冲器42中的分组数

图2说明分组封装段200。封装段200包括段标头210、段数据212和段脚注214。段标头210包括，例如，数字视频广播(DVB)多协议封装(MPE)标头数据。段数据212包括分组216。根据一实施例，封装段200包括多协议封装(MPE)段。分组216包括分组标头218、分组数据220和分组脚注222。分组数据220包括信元。段脚注214包括，例如，纠错码。根据一实施例，每个分组216包含一204字节MPEG-2分组。分组标头218有8个字节，分组数据220有104个字节，分组脚注222有8个字节，4个字节用来控制。

根据一实施例，封装信元时使用标头压缩。移去每个信元的标头，信元有效负荷插入分组数据220。来自信元标头的相关信息被编码成封装段200的一控制信元。

图3说明其信元时延变差可被计算的封装段200。示例中的等式适用使用ATM信元和MPEG-2分组的实施例。不过，其他等式可用于使用其他信元或分组的其他实施例。根据一实施例，封装段200在第i个视频队列40，称为队列i(i＝1，...，n_v)。容量R_i是分配给队列i的带宽。队列i在交换器26处经历的最坏情况信元时延变差CDV⁽ⁱ⁾ _sw用等式(1)描述：

${\mathrm{CDV}}_{\mathrm{sw}}^{\left(i\right)}=53\×8\×n_v/R_{\mathrm{sw}}={424n}_v/R_{\mathrm{sw}}---\left(1\right)$

其中R_sw是交换器26的输出端口的交换容量。下一缓冲级出现于封装器30的接口卡38。

直到并包括接口卡38的信元时延变差CDV⁽ⁱ⁾ _card用等式(2)描述：

${\mathrm{CDV}}_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}={424n}_v/R_{\mathrm{card}}---\left(2\right)$

其中R_card是接口卡38的处理容量。离开接口卡38后，流i的两连续信元最坏情况启程间隔时间D⁽ⁱ⁾ _card或时延用等式(3)描述：

$D_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}={424n}_v/R_{\mathrm{card}}+424/R_i---\left(3\right)$

封装器30输出处的两连续信元最坏情况启程间隔时间出现于两连续信元中的第一信元恰巧是第k个封装段的最后一个信元而第二连续信元是第k+1个封装段的第一信元。在示例中，第一信元250a是第k个封装段200a的最后一信元，而第二信元250b是第k+1个封装段200b的第一信元。

若第一信元250a的第一比特t时到达队列i，第一信元250a的最后一比特于t+424/R_card到达。根据一实施例，计算封装段200的标头210和脚注214及将信元250插入封装段200所需的时间假定为与信元250在队列i的等待时间相比为少。类似地，生成分组216的分组标头218和分组脚注222所需时间假定为少。为计算封装器30输出处的最坏情况启程间隔时间，计算第一信元250a的最后一比特的最早可能启程时间与第二信元250b的最后一比特的最迟可能启程时间的差。

一旦第一信元250a的最后一比特到达队列i，计算第k个封装段200a的标头210a和脚注214a，封装段200a被分组为由等式(4)给出的分组216a的数目：

其中

是最高限度函数。若压缩信元标头，封装段200包括M_i(k)个信元250(有一描述封装段200的后续信元250的标头信息的控制信元)及无标头的M_i(k)-1个信元。在示例中，分子中的16字节项是封装段标头210和脚注214的贡献值，分母中的184字节是分组216的分组数据220的大小。

在最佳情况中，从封装器30立即发送第k个封装段200a的分组216。因此，第一信元250a的最后一比特的最早可能启程时间由等式(5)给出：

其中R_encap是封装器30的处理容量。等式(5)右侧最后一项表示传送脚注214a和最后分组216a的分组脚注222a所需时间(在第一信元250a的最后比特之后传送)。

在最坏情况中，第二信元250b的第一比特于D_card时到达视频队列40而最后比特于t+D_card+424/R_card时到达。第二信元250b在队列i等待M_i(1+k)-2个附加信元的到达以完成封装段200b。根据一实施例，M_i(1+k)个信元包括一控制信元。因此，第1+k个封装段200b的最后信元的最后比特于t+D_card(M_i(1+k)-1)+424/R_card时在队列i中成为可用。一旦最后比特可用，构造第1+k个封装段200b。将新形成分组216复制到实时缓冲器42和非实时缓冲器44假定以大于R_encap的速率进行。

在最坏情况中，队列i的第1+k个封装段须等待来自其他j个队列的n_v-1个封装段的传送(j＝1，...，n_v且j≠i)加上来自非实时缓冲器44的分组216的传送，这是由于调度器46的非抢先式的特点。M_j表示队列j中的封装段的通用大小。队列i的第1+k个封装段200b的第一比特以不迟于如等式(6)所示从封装器30传送：

在第1+k个封装段中，第二信元250b之前有第一分组216b的标头218b、分组216b的控制字段、标头210b和一控制信元。根据一实施例，分组标头218b包含8个字节，控制字段包含4个字节、标头210b包含8个字节及控制信元包含48个字节。第二信元250b的最后一比特的最近传送时间由等式(7)给出：

从等式(5)到(7)，封装器30输出处的最坏情况启程间隔时间D⁽ⁱ⁾ _encap用等式(8)描述：

直到并包括封装器30的最坏情况信元时延变差CDV⁽ⁱ⁾ _encap表示为：

${\mathrm{CDV}}_{\mathrm{encap}}^{\left(i\right)}=D_{\mathrm{encap}}^{\left(i\right)}=424/R_i---\left(9\right)$

作为示例，最坏情况出现于对所有封装段200都设定M值为其最大可能值。该情况下，等式(8)简化为等式(10)：

${\left(D_{\mathrm{encap}}^{\left(i\right)}\right)}_{\mathrm{static}}=84D_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}+\frac{1632}{R_{\mathrm{encap}}}\{23(n_v-2)+1.647\}---\left(10\right)$

$={84D}_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}+\frac{1632}{R_{\mathrm{encap}}}({23n}_v-44.353)$

当要封装队列i的第1+k个封装段200b时，等式(8)中可被控制的因数只有M_i(1+k)。这用来减少最坏情况信元时延变差。

信元时延变差受到较大M值的负面影响。不过，降低M值对带宽效率不利，因为这样的降低通常增加了封装的相对额外开销。为说明这种关系，变量M用来描述给定封装段200的M值。带宽效率η(M)定义为封装段200的有效负荷字节数与用来从封装器30传送封装段200的字节总数之比。根据一实施例，有效负荷字节指生成封装段200所需的封装器30的输入处的ATM话务字节。因此，用等式(11)计算带宽效率：

其中

是封装段200的分组216的数目，M-1是封装段200的有效负荷信元数。

一般地，M值越大，效率越高。不过，由于等式(11)的最高限度函数使趋势不是单调变化的，这归因于向分组216填充未用字节。作为填充的结果，对于ATM信元，M＝84时取得最佳效率，由等式(12)描述：

η_opi(M)＝η(84)＝98.02％    (12)

用比84小得多的某些M值，例如，M＝36或M＝15实现近最佳效率。

图4是说明封装信元的一种方法的流程图。根据该方法，每个视频队列40与许多判决点相关。在示例中，每个视频队列40与三个判决点M_low、M_medium及M_high相关。判决点指视频队列40的信元的一个数目。当视频队列40到达判决点时，根据其他视频队列40和实时缓冲器42的活动性确定是否封装视频队列40的信元。典型地，在其它视频队列40和实时缓冲器42处的高活动性表明潜在的高抖动。若活动性高，表明预测的抖动高，封装信元以控制抖动。若活动性低，表明预测抖动低，推迟封装以获得传送效率。根据一实施例，每个判决点与最佳效率相关，这样，在该判决点封装该数目的信元为最大化效率作准备。无话务质量限制的数据以最大效率封装，有话务质量限制的数据以相对话务质量限制的最大效率封装。

活动性可通过预测实时缓冲器42中的分组Q_RT ^pred的数目被测量，该数目包括已在实时缓冲器42中的分组数目及预计从其他视频队列40到达实时缓冲器42的分组数目。用阈值确定视频队列40和实时缓冲器42的活动性是否足以封装信元。例如，若分组Q_RT ^pred数目满足阈值，执行封装。示例中，每个视频队列40与第一阈值和第二阈值相关。第一阈值用于在判决点M_low确定应该在M_low还是在M_med进行封装。第二阈值用于在判决点M_med确定应该在M_med还是在M_high进行封装。

方法始于步骤300，信元在视频队列40被累积。步骤302检查视频队列40的信元数。若信元数未达判决点M_low，方法回到步骤300继续在视频队列40累积信元。若信元数达判决点M_low，方法进入步骤304预测实时缓冲器42的分组数。根据参考图5描述的方法预测分组数。若步骤306中预测数满足第一阈值，方法进入步骤308封装包括M_low信元的一小封装段。封装该小段后，方法结束。

若步骤306中预测数未满足第一阈值，方法进入步骤310继续在视频队列40中累积信元。步骤312检查累积信元数。若信元数未达判决点M_med，方法回到步骤310继续在视频队列40累积信元。若信元数达判决点M_med，方法进入步骤314预测实时缓冲器42的分组数。若步骤316中预测数满足第二阈值，方法进入步骤318封装一中等大小封装段。封装信元后，方法结束。

若步骤316中预测数未满足第二阈值，方法进入步骤320继续累积信元。步骤322检查信元数。若信元数未达判决点M_high，方法回到步骤320继续累积信元。若信元数达判决点M_high方法进入步骤324封装一大封装段。封装信元后，方法结束。

图5是说明预测抖动的方法的流程图。该方法预测实时缓冲器42的分组Q_RT ^pred数目，该数目用来确定是否封装队列i中的信元。根据该方法，填充时间矩阵A_j描述其他队列j到达判决点的时间(考虑分配给与队列j相关的流20的带宽)。用当前分组数和填充时间矩阵A_j确定实时缓冲器42中的分组Q_RT ^pred预测数目。

方法始于初始化填充时间矩阵A_j的步骤400。每个队列j与一有两列的填充时间矩阵A_j相关。在完成的填充时间矩阵A_j中，第一列描述填充时间，第二列描述由每个填充产生的附加分组216。元素A_j(p，q)是A_j的第(p，q)个元素。

示例中，判决点包括M_low、M_med和M_high。当队列i中的信元数M_i达到M_low-1和M_med-1时作出判决。步骤402选择判决点。若队列i中的信元数M_i等于M_low-1，判决是用M＝M_low封装还是继续累积信元直到到达下一判决点。为确定是否封装，评估等待下一判决点对信元时延变差的影响。

步骤404计算等待时段。若封装推迟到m_i＝M_med-1，则最坏情况中队列i必须等待等式(13)描述的时段W_low→med ⁽ⁱ⁾：

$W_{\mathrm{low}\→\mathrm{med}}^{\left(i\right)}=(M_{\mathrm{med}}-M_{\mathrm{low}})D_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}={21D}_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}$ 秒    (13)

在等待时段期间，其他队列j可能到达各自判决点并用三个M值中的任一个封装。步骤405选择其他队列j中的一个来确定队列j的活动性对信元时延变差的影响。在W_low→med ⁽ⁱ⁾时段内到达队列j的信元的最大数目由W_low→med ⁽ⁱ⁾R_j/424-21D_card ⁽ⁱ⁾R_j/424给出。根据队列j的填充状态：m_j≥M_med、M_low≤m_j＜M_med-1和m_j＜M_low-1，考虑三种可能性。

步骤406计算m_j≥M_med的队列j的填充时间。若m_j≥M_med，队列j的下一判决点出现在M_high。这样的封装发生的最早时间由M_high-m_j-1)R_j给出。这样，若 $W_{\mathrm{low}\→\mathrm{med}}^{\left(i\right)}\≥424(M_{\mathrm{high}}-m_j-1)/R_j,$ 则最坏情况中队列j在队列i到达M_med-1填充级前可生成至少一封装段。若是这样，队列j生成

个分组216到实时缓冲器42，并开始再填充。

在最坏情况中，在W_low→med ⁽ⁱ⁾时段内队列j中的随后封装用M_low执行。因此，在M_low→med ⁽ⁱ⁾时段内从队列j生成的封装段200的最大数目由等式(14)描述：

其中

是最低限度函数。如上所述，第一填充生成22个分组216，每个后续填充生成

个分组216。产生第一填充的最早时间出现于由等式(15)描述的间隔后：

$T_{\mathrm{high}}^{\left(i\right)}\left(j\right)=\frac{424(M_{\mathrm{high}}-m_j-1)}{R_j}$ 秒    (15)

后续填充出现于等式(16)描述的间隔：

$T_{\mathrm{high}}^{\left(m\right)}\left(j\right)=\frac{424(M_{\mathrm{low}}-1)}{R_j}=\frac{5936}{R_j}$ 秒对于 $m=\mathrm{2,3},...,f_{\mathrm{high}}(j,W_{\mathrm{low}\→\mathrm{med}}^{\left(i\right)})---\left(16\right)$

步骤408计算当M_low≤m_j＜M_med-1时队列j的填充时间。若M_low≤m_j＜M_med-1，队列j的下一判决点出现于M_ned。这样的封装发生的最早时间是424(M_med-m_j-1)/R_j秒。因此，若 $W_{\mathrm{low}\→\mathrm{med}}^{\left(i\right)}\≥424(M_{\mathrm{med}}-m_j-1)/R_j$ 秒，则最坏情况下在队列i到达其填充级M_med-1之前队列j生成至少一封装段。若如此，队列j生成

个分组216到实时缓冲器40，并开始再填充。

在最坏情况中，在W_low→med ⁽ⁱ⁾时段内队列j中的随后封装用M_low执行。因此，在M_low→med ⁽ⁱ⁾时段内从队列j生成的封装段200的最大数目由等式(17)描述：

除产生10个分组216的第一填充外，每个后续填充产生4个分组216。产生第一填充的最早时间出现于等式(18)描述的间隔后：

$T_{\mathrm{med}}^{\left(i\right)}\left(j\right)=\frac{424(M_{\mathrm{med}}-m_j-1)}{R_j}$ 秒    (18)

后续填充出现于等式(19)描述的间隔处：

$T_{\mathrm{med}}^{\left(m\right)}\left(j\right)=\frac{424(M_{\mathrm{low}}-1)}{R_j}=\frac{5936}{R_j}$ 秒对于 $m=\mathrm{2,3},...,f_{\mathrm{med}}(j,W_{\mathrm{low}\→\mathrm{med}}^{\left(i\right)})---\left(19\right)$

步骤410计算当m_j≤M_low-1时队列j的填充时间。若m_j≤M_low-1，队列j的下一判决点出现于M_low。这样的封装发生的最早时间是424(M_low-m_j-1)/R_j秒。因此，若 $W_{\mathrm{low}\→\mathrm{med}}^{\left(i\right)}\≥424(M_{\mathrm{low}}-m_j-1)/R_j,$ 则最坏情况下在队列i到达其填充级M_med-1之前队列j生成至少一封装段。若发生如此，队列j生成4个分组216到实时缓冲器40，并开始再填充。

在最坏情况中，在W_low→med ⁽ⁱ⁾时段内队列j中的随后封装用M_low执行。因此，在M_low→med ⁽ⁱ⁾时段内可从队列j生成的封装段200的最大数目由等式(20)描述：

产生第一填充的最早时间出现于等式(21)描述的间隔后：

$T_{\mathrm{low}}^{\left(i\right)}\left(j\right)=\frac{424(M_{\mathrm{low}}-m_j-1)}{R_j}$ 秒    (21)

后续填充出现于等式(22)描述的间隔：

$T_{\mathrm{low}}^{\left(m\right)}\left(j\right)=\frac{424(M_{\mathrm{low}}-1)}{R_j}=\frac{5936}{R_j}$ 秒对于 $m=\mathrm{2,3},...,f_{\mathrm{low}}(j,W_{\mathrm{low}\→\mathrm{med}}^{\left(i\right)})---\left(22\right)$

队列j的填充矩阵A_j用步骤406至410确定的填充时间在步骤412被更新。从队列j＝1，...，n_v，j≠i中生成分组216的估计的最坏情况用来预测实时缓冲器42在M_low→med ⁽ⁱ⁾时段之后的状态。实时缓冲器42中分组数的演变与有已知起始时间和异质输入的一批量

排队系统相同，即，每个输入的到达间隔时间是确定性的，但随输入的不同而不同。除每个输入的第一填充外，批大小是固定在4个分组。示例中，服务分组的时间是1632/R_encap秒，被选为一时隙。归一化每个矩阵A_j的第一列，这样每个填充时间用时隙数表示。取最低限度函数生成整数个时隙。

若步骤414中有下一其他队列j，该方法回到步骤405选择该下一其他队列j。若步骤414中无下一其他队列j，方法进入步骤416以确定实时缓冲器40中的分组Q_RT的当前数目。步骤418用分组Q_RT的当前数目预测在M_low→med ⁽ⁱ⁾R_encap/1632个时隙后的分组Q_RT ^pred的将来数目。用j的填充时间矩阵A_j，j≠i)模拟该数目的时隙的实时缓冲器42的成长。可用下列过程预测Q_RT ^pred。在该过程中，参数

提供队列j中下一填充时间的索引。

$\mathrm{initialize}{Q}_{\mathrm{RT}}^{\mathrm{pred}}:=Q_{\mathrm{RT}}$

$\mathrm{set}{S}_{\max }:{=W}_{\mathrm{low}\→\mathrm{med}}^{\left(i\right)}{R}_{\mathrm{encap}}/1632/*$ 时隙最大数目*/

for j＝1，...，n_v，j≠i，do

    set next_fill[j]＝1

end-for

for t＝1，2，...，S_max，do

  for j＝1，2，...，n_v，j≠i，do

      if A_j(next_fill[j]，1)＝t

$Q_{\mathrm{RT}}^{\mathrm{pred}}:=Q_{\mathrm{RT}}^{\mathrm{pred}}{+A}_j(\mathrm{next}\_\mathrm{fill}[j],2)$

           increment next_fill[j]

         end-if

       end-for

$Q_{\mathrm{RT}}^{\mathrm{pred}}:=Q_{\mathrm{RT}}^{\mathrm{pred}}-1$

    end-for

因推迟队列i中的封装而造成的最坏情况额外时延可用等式(23)估算：

$d_{\mathrm{low}\→\mathrm{med}}^{\left(i\right)}=\frac{\left(8\right)\left(204\right)(Q_{\mathrm{RT}}^{\mathrm{pred}}-Q_{\mathrm{RT}})}{R_{\mathrm{encap}}}+D_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}(M_{\mathrm{med}}-M_{\mathrm{low}})---\left(23\right)$

步骤420报告预测。通过比较M_low和由等式(24)描述的阈值Q_RT ^pred作出判决是否用N_low→med封装：

若 $Q_{\mathrm{RT}}^{\mathrm{pred}}\≥N_{\mathrm{low}\→\mathrm{med}},$ 用M_low形成封装段200。否则，封装推迟到下一判决点。报告预测值后，方法结束。

若在步骤402选择判决点M_med，作出判决不用M_low封装，而是等到m_i＝M_med-1。当m_i＝M_med-1处，作出判定是用M_med继续封装还是等到m_i＝M_high-1。做出这一判决的基础依赖于等待在封装器30处信元时延变差的影响。

步骤404计算等待时段。若封装推迟到m_i＝M_high-1，则最坏情况下队列i等待对于由等式(25)描述的W_med→high ⁽ⁱ⁾时段：

$W_{\mathrm{med}\→\mathrm{high}}^{\left(i\right)}=(M_{\mathrm{high}}-M_{\mathrm{med}})D_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}={48D}_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}$ 秒    (25)

在等待时段期间，其他队列j到达各自的填充级并用3个M值中的任一个封装。步骤405选择其他队列j中的一个来确定队列j的活动性对信元时延变差的影响。在W_med→high ⁽ⁱ⁾时段内到达队列j的信元的最大数目由 $W_{\mathrm{med}\→\mathrm{high}}^{\left(i\right)}{R}_j/424{=48D}_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}{R}_j/424$ 给出。根据队列j的填充状态：m_j≥M_med，M_low≤m_j＜M_med，m_j＜M_low，考虑三种可能性。

步骤406计算对于m_j≥M_med的填充时间。若m_j≥M_med，队列j的下一判决点出现在M_high。这样的封装发生的最早时间由424(M_high-m_j-1)/R_j给出。若 $W_{\mathrm{med}\→\mathrm{high}}^{\left(i\right)}\≥424(M_{\mathrm{high}}-m_j-1)/R_j,$ 则队列j在f_high(j，W_medd→high ⁽ⁱ⁾)期间生成最多W_med→high ⁽ⁱ⁾个封装段200，其中f_high由等式(26)描述：

如上所述，第一封装段有22个分组216，而每个后续封装段有4个分组216。最好地，在T_high ⁽¹⁾(j)、T_high ⁽¹⁾(j)+T_high ⁽²⁾(j)、T_high ⁽¹⁾(j)+T_high ⁽²⁾(j)+T_high ⁽³⁾(j)，等等时刻依此类推地生成封装段，其中对于m＝1和m＞1，T_high ^(m)(j)分别别由等式(15)和(16)描述。

步骤408计算对于M_low≤m_j＜M_med-1的填充时间。若 $W_{\mathrm{med}\→\mathrm{high}}^{\left(i\right)}\≥424(M_{\mathrm{med}}-m_j-1)/R_j,$ 则最坏情况下队列j在W_med→high ⁽ⁱ⁾时段内生成至少一封装段并产生最多f_med(j，W_med→high ⁽ⁱ⁾)个封装段，其中f_med由等式(27)描述：

第一封装段200生成实时缓冲器40中的10个分组216，每个后续封装段200生成实时缓冲器40中的4个分组216。队列j的封装段的生成间隔时间由等式(18)和(19)给出。

步骤410计算对于m_j≤M_low-1的填充时间。若 $W_{\mathrm{med}\→\mathrm{high}}^{\left(i\right)}\≥424(M_{\mathrm{low}}-m_j-1)/R_j,$ 则最坏情况下在队列i到达其填充级f_low(j，W_med→high ⁽ⁱ⁾)前队列j生成最多M_high-1个封装段，其中f_low由等式(28)描述：

每个封装段200分组为4个分组216。这些封装段的生成时间由等式(21)和(22)获得。在步骤412将关于填充时间和生成分组的潜在数目的信息存储在填充时间矩阵A_j。若步骤414有下一其他队列j，方法回到步骤405来选择所述下一其他队列j。若步骤414无下一其他队列j，方法进入步骤416。

步骤416确定实时缓冲器42中分组当前数目Q_RT。实时缓冲器42中预测数目Q_RT ^pred个分组是在步骤418中根据当前数目Q_RT和填充矩阵预测的。前述过程(在第二行中用W_med→high ⁽ⁱ⁾替代W_low→high ⁽ⁱ⁾)用来计算表示在时段Q_RT ^pred后信元数的预测数目W_med→high ⁽ⁱ⁾。一旦获得Q_RT ^pred，可用等式(29)估算由于推迟队列j中的封装判定而引起的最坏情况额外时延：

$d_{\mathrm{med}\→\mathrm{high}}^{\left(i\right)}=\frac{\left(8\right)\left(204\right)(Q_{\mathrm{RT}}^{\mathrm{pred}}-Q_{\mathrm{RT}})}{R_{\mathrm{encap}}}+D_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}(M_{\mathrm{high}}-M_{\mathrm{med}})---\left(29\right)$

步骤420报告预测值。通过比较M_med和阂值Q_RT ^pred(由等式(30)描述)，判决是否用N_med→high封装：

若 $Q_{\mathrm{RT}}^{\mathrm{pred}}\≥N_{\mathrm{med}\→\mathrm{high}},$ 用M_med信元形成一封装段。否则，封装推迟到m_i＝M_high-1。报告预测值后，方法结束。

按照所示方法封装信元在保持效率的同时可减少抖动。若用M_low个信元形成队列i的一封装段200，则封装器30的输出处的最坏情况启程间隔时间通过使用等式(8)(将M_low替代M_i(1+k)、M_high替代M_i及M_low替代M_j(k))获得，并得出等式(31)：

$={14D}_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}+\frac{1632}{R_{\mathrm{encap}}}({22n}_v-24.353)---\left(31\right)$

若封装推迟到m_i＝M_med-1，则最坏情况启程间隔时间最大值如等式(32)所述：

$\≤{35D}_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}+\frac{1632}{R_{\mathrm{encap}}}\{10(n_v-1)-2.353\}---\left(32\right)$

$=35D_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}+\frac{1632}{R_{\mathrm{encap}}}({10n}_v-12.353)$

等式(32)右侧第一项是封装前必须等待M_med-1个信元到达的结果。其他项考虑到了从队列j而非队列i对封装段200的影响及队列i的前一封装段200的影响。

最后，若封装推迟到m_i＝M_high-1，则最坏情况启程间隔时间最大值如等式(33)所述：

$\≤{83D}_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}+\frac{1632}{R_{\mathrm{encap}}}\{4(n_v-1)-2.353\}---\left(33\right)$

$=83D_{\mathrm{card}}^{\left(i\right)}+\frac{1632}{R_{\mathrm{encap}}}({4n}_v-6.353)$

M值的最坏情况信元时延变差通过用给定M值的对应最坏情况启程间隔时间替换D_encap ⁽ⁱ⁾从等式(9)获得。信元时延变差的降低在使用M_low时最高而在使用M_high时最低。信元时延变差的平均降低根据用M_low、M_med和M_high封装的封装段200的分布，用M_low、M_med和M_high依次取决于话务条件，因为荷载越重，使用较大M值封装的倾向越高。若载荷大部分时间为轻，则用M_high(较少地用M_med)封装大多数封装段。

若结果信元时延变差限度太松，则通过改变值M_med和M_high控制N_low→med和N_med→high的界限。例如，使用比等式(24)所用的较小的N_low→med值提高用M_low封装的封装段的数目，因而降低平均最坏情况信元时延变差。根据一实施例，封装段大小得到监视，门限N_low→med和N_med→high得到调整以提供理想信元时延变差性能。

本发明的某些实施例提供一个或多个技术优点。一技术的一优点是，响应于预测抖动调整要封装的信元数以在保持效率的同时控制抖动。若预测抖动高，封装较少信元以控制抖动。若预测抖动太低，封装较多信元以保持效率。一实施例的另一技术优点在于，通过估计给定时间缓冲器信元数提供抖动预测。若预测信元数高，抖动预测为高。若预测信元数低，则抖动预测为低。

尽管详细描述本发明的一实施例及其优点，业内人士可不脱离如所附权利要求定义的本发明的精神和范围进行各种改变、添加和省略。

Claims (26)

1. 一种封装信元的方法，包括：

在多个队列中的一个特定队列处累积若干信元，直到达到一初始判决点，所述初始判决点对应于初始参考数目的信元；

一旦达到所述初始判决点，通过确定在所述多个队列中其他的队列处的信元等待封装的时段来预测与所累积的信元相关联的抖动，所确定的时段是与信元传输关联的信元时延变差；

判定预测抖动是否达到与所述初始判决点相关联的初始门限准则；

当所述预测抖动达到所述初始门限准则，将所累积的信元形成一个封装段作为响应；

将所述封装段分组成数据分组；

将所述数据分组存储在与所述多个队列关联的缓冲器中。

2. 如权利要求1所述的方法，其特点在于，所述方法进一步包括：

当所述预测抖动没有达到所述初始门限准则时，在所述多个队列中的该特定队列处继续累积对应下一判决点的若干信元作为响应，所述下一判决点对应于下一参考数目的信元；

判定预测抖动是否达到与所述下一判决点相关联的下一门限准则；

当所述预测抖动达到所述下一门限准则，将所累积的信元形成一个封装段作为响应。

3. 如权利要求2所述的方法，其特点在于，所述方法进一步包括：

当所述预测抖动没有达到所述下一门限准则时，在所述多个队列中的该特定队列处继续累积对应一后继判决点的若干信元作为响应，所述后继判决点对应于后继参考数目的信元；

判定预测抖动是否达到与所述后继判决点相关联的后继门限准则；

当所述预测抖动达到所述后继门限准则，将所累积的信元形成一个封装段作为响应。

4. 如权利要求1所述的方法，其特点在于：

确定在所述多个队列中其他的队列处的等待封装的信元的时段包含预测缓冲器中分组数目；及

确定预测抖动是否达到所述门限准则包括确定所述缓冲器处预测的分组数目是否满足所述门限准则，所述门限准则描述所述缓冲器中分组的门限数目。

5. 如权利要求1所述的方法，其特点在于，根据所述信元时延变差来预测与所累积的信元相关联的抖动包含：

访问一与所述多个队列中一个其他队列相关联的填充时间矩阵，所述填充时间矩阵包含多个填充时间，每个填充时间与从所述多个队列中该其他队列发送到缓冲器的一分组集合相关联；

确定缓冲器中分组当前数目；及

根据缓冲器中分组当前数目和所述填充时间矩阵预测该缓冲器处的分组数以预测与所述信元相关联的抖动。

6. 如权利要求1所述的方法，其特点在于，根据所述信元时延变差来预测与所累积的信元相关的抖动包含：

访问所述多个队列中与多个其他队列相关的填充时间矩阵，每个填充时间矩阵包含多个填充时间，每个填充时间与从所述多个队列中的一个其他队列发送到缓冲器的一分组集合相关联；

确定缓冲器中分组当前数目；及

根据缓冲器中分组当前数目和所述填充时间矩阵预测该缓冲器处的分组数以预测与所述信元相关联的抖动。

7. 如权利要求5所述的方法，其特点在于，根据所述信元时延变差来预测与所累积的信元相关联的抖动包含

如下计算与所述多个队列中该其他队列相关联的一填充时间矩阵：

计算在当前判决点封装和在下一判决点封装之间的等待时段；

确定在等待时段期间从所述多个队列中的该其他队列发送到所述缓冲器的关于多个分组集合的信息，每个分组集与一填充时间相关联；及

将所述信息存储于所述填充时间矩阵，所述填充时间矩阵用来预测与所述信元相关联的抖动。

8. 如权利要求1所述的方法，其特点在于，将所累积的信元形成一个封装段包括封装信元以生成一多协议封装段。

9. 如权利要求1所述的方法，其特点在于，将所累积的信元形成一个封装段包括：

通过向信元添加分组标头和分组脚注生成一分组；

通过向多个所述分组添加段标头和段脚注生成一封装段。

10.如权利要求1所述的方法，其特点在于：

每个判决点包含一最佳效率；及

将所累积的信元形成一个封装段包括以最佳效率封装信元。

11. 如权利要求1所述的方法，其特点在于，信元包含从一由实时话务和数据话务构成的组选择出的话务，其中所述实时话务包括视频话务和语音话务。

12. 一种封装信元的系统，包含：

一队列，用于累积若干信元，直到达到一初始判决点，所述初始判决点对应于所述队列所累积的初始参考数目的信元；以及

一耦合到所述队列的处理器可操作以执行下述功能：

一旦达到所述初始判决点，通过确定在与缓冲器相关的其他队列处的信元等待封装的时段来预测与所累积的信元相关联的抖动，所确定的时段是与信元传输关联的信元时延变差；

判定预测抖动是否达到初始门限准则；

当所述预测抖动达到所述初始门限准则，将所累积的信元形成一个封装段作为响应；以及

将所述封装段分组成数据分组；

将所述数据分组存储在与所述一队列关联的缓冲器中。

13. 如权利要求12所述的系统，其特点在于，所述处理器进一步执行下述功能：

当所述预测抖动没有达到所述初始门限准则时，在所述多个队列中的该特定队列处继续累积对应下一判决点的若干信元作为响应，所述下一判决点对应于下一参考数目的信元；

判定预测抖动是否达到与所述下一判决点相关联的下一门限准则；

当所述预测抖动达到所述下一门限准则，将所累积的信元形成一个封装段作为响应。

14. 如权利要求13所述的系统，其特点在于，所述处理器进一步执行下述功能：

当所述预测抖动没有达到所述下一门限准则时，在所述多个队列中的该特定队列处继续累积对应一后继判决点的若干信元作为响应，所述后继判决点对应于后继参考数目的信元；

判定预测抖动是否达到与所述后继判决点相关联的后继门限准则；

当所述预测抖动达到所述后继门限准则，将所累积的信元形成一个封装段作为响应。

15. 如权利要求12所述的系统，其特点在于，所述处理器工作以预测与所累积的信元相关联的抖动包含：

预测在缓冲器处的分组数；及

确定所述缓冲器处的分组的预测数是否满足门限准则，所述门限准则描述在缓冲器处的分组门限数。

16. 如权利要求15所述的系统，其特点在于，所述处理器工作以执行根据所述信元时延变差来预测与所累积的信元相关联的抖动是通过：

访问与一个其他队列相关联的一填充时间矩阵，所述其他队列与所述缓冲器相关联，所述填充时间矩阵包含多个填充时间，每个填充时间与从所述其他队列发送到缓冲器的一分组集合相关联；

确定在缓冲器处分组的当前数目；及

根据在缓冲器处分组的当前数目和所述填充时间矩阵预测该缓冲器处分组数以预测与所累积的信元相关联的抖动。

17. 如权利要求15所述的系统，其特点在于，所述处理器工作以根据所述信元时延变差来预测与所累积的信元相关的抖动是通过：

访问与多个其他队列相关联的多个填充时间矩阵，所述多个其他队列与所述缓冲器相关联，每个填充时间矩阵包含多个填充时间，每个填充时间与从所述多个其他队列中的一个其他队列发送到缓冲器的一分组集合相关联；

确定在缓冲器处分组的当前数目；及

根据缓冲器处分组的当前数目和所述填充时间矩阵预测分组数以预测在所述缓冲器处与所累积的信元相关联的抖动。

18. 如权利要求16所述的系统，其特点在于，所述处理器工作以根据所述信元时延变差来预测与所累积的信元相关联的抖动包含：

如下计算与所述其他队列相关联的一填充时间矩阵：

计算在当前判决点封装与在下一判决点封装之间的等待时段；

确定在等待时段期间从所述其他队列发送到缓冲器的有关多个分组集合的信息，每个分组集合与一填充时间相关联；及

将所述信息存储在所述填充时间矩阵，所述填充时间矩阵用来预测与所累积信元相关联的抖动。

19. 如权利要求12所述的系统，其特点在于，所述处理器工作以将所累积的信元形成一个封装段是通过封装信元以生成多协议封装段。

20. 如权利要求12所述的系统，其特点在于，所述处理器工作以将所累积的信元形成一个封装段是通过：

通过向信元添加分组标头和分组脚注生成一分组；

通过向多个所述分组添加段标头和段脚注生成封装段。

21. 如权利要求12所述的系统，其特点在于：

每个判决点包含一最佳效率；及

处理器工作以通过以最佳效率封装信元将所累积的信元形成一个封装段。

22. 如权利要求12所述的系统，其特点在于，信元包含从一由实时话务和数据话务构成的组选择出的话务，其中所述实时话务包括视频话务和语音话务。

23. 一种封装信元的系统，包含：

用于在与缓冲器相关的多个队列中的一个特定队列处累积若干信元的装置，所述信元的数目对应于一初始判决点；

用于一旦达到所述初始判决点，通过确定在所述多个队列中的其他队列处的信元等待封装的时段来预测与所累积的信元相关联的抖动的装置，所确定的时段是与信元传输关联的信元时延变差；

用于判定预测抖动是否达到与所述初始判决点相关联的初始门限准则的装置；

用于当所述预测抖动达到所述初始门限准则，将所累积的信元形成一个封装段作为响应的装置；以及

用于将所述封装段分组成数据分组的装置；

用于将所述数据分组存储在与所述多个队列关联的缓冲器中的装置。

24. 如权利要求23所述的系统，其特点在于，所述系统进一步包括：

用于当所述预测抖动没有达到所述初始门限准则时，在所述多个队列中的该特定队列处继续累积对应下一判决点的若干信元作为响应的装置，所述下一判决点对应于下一参考数目的信元；

用于判定预测抖动是否达到与所述下一判决点相关联的下一门限准则的装置；

用于当所述预测抖动达到所述下一门限准则，将所累积的信元形成一个封装段作为响应的装置。

25. 如权利要求24所述的系统，其特点在于，所述系统进一步包括：

用于当所述预测抖动没有达到所述下一门限准则时，在所述多个队列中的该特定队列处继续累积对应一后继判决点的若干信元作为响应的装置，所述后继判决点对应于后继参考数目的信元；

用于判定预测抖动是否达到与所述后继判决点相关联的后继门限准则的装置；

用于当所述预测抖动达到所述后继门限准则，将所累积的信元形成一个封装段作为响应的装置。

26. 一种封装信元的方法，包含：

i)接收一队列的多个信元，所述队列与多个判决点相关联，每个判决点对应于多个信元，每个判决点与一描述耦合到所述队列的一缓冲器的分组门限数的门限准则相关；

ii)通过计算在当前判决点封装与在下一判决点封装间的等待时段计算与多个其他队列相关联的多个填充时间矩阵，确定在等待时段期间从所述多个其他队列中一其他队列发送到缓冲器的关于多个分组集合的信息，每个分组集合与一填充时间相关联，将所述信息存储在所述填充时间矩阵；

iii)在所述一队列累积对应于一判决点的多个信元；

iv)通过预测在缓冲器处的分组数目来预测与所述信元相关联的抖动，而通过访问所述填充时间矩阵，确定在缓冲器处的分组当前数目，及根据在缓冲器处分组的当前数目和所述填充时间矩阵来预测在缓冲器处的分组数目，从而预测与所述信元相关联的抖动；

v)确定所述预测的数目是否满足所述门限准则；

vi)若预测的抖动满足所述门限准则，将所述信元发送到所述缓冲器并封装在所述缓冲器处累积的信元；及

vii)当所述预测抖动不满足所述门限准则，继续在所述队列累积对应于下一判决点的多个信元并使得处理返回步骤iv)以进行响应；及

其中，通过向信元添加分组标头和分组脚注生成一分组，并通过向多个所述分组添加段标头和段脚注生成封装段，从而对在所述缓冲器处的信元进行封装。

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