CN101018208A - 通信系统中发射机和接收机实体之间的流控制 - Google Patents

通信系统中发射机和接收机实体之间的流控制 Download PDF

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Abstract

在特定无线通信系统中，公共信道MAC－c层(500)、专用信道MAC－d层(510)和无线链路控制器分别位于无线网络控制中。MAC－c层(500)配备流控机制(530)，用于管理多个指向MAC－c缓冲器(525)的MAC－d实体数据业务流，使得缓冲器填充级别和MAC－c实体(500)可以维持在理想的级别上，并且所有相应的数据流的每个数据流都可以公平共享在MAC－c(500)和MAC－d(510)实体之间的数据速率。流控制进行操作以便与每个MAC－d实体(510)共享MAC－c缓冲器空间，所述实体以顺序、循环的方式或基于流活动性(贪婪样式)而提供活动数据流。在MAC－c填充级别上限的基础上，指派或分配缓冲器空间，而且某些实施例还基于活动MAC－d缓冲器填充级别。

Description

通信系统中发射机和接收机实体之间的流控制
本申请是申请日为2001年2月23日、申请号为01808494.X、发明名称为“通信系统中发射机和接收机实体之间的流控制”的发明专利申请的分案申请。
相关申请的交叉参考
本非临时专利申请要求于2000年2月25日提交的、序列号为No.60/184,975(律师事务号No.34646-00458USPL)的共同未决的美国临时专利申请的优先权利益，并且在此引入其所有公开内容作为参考。在此还引入于2000年2月25日提交的、序列号为No.60/185,005(律师事务号No.34646-00459USPL)和No.60/185,003(律师事务号No.34646-00460USPL)的共同未决的美国临时专利申请的全部内容作为参考。
本非临时专利申请就主题而言与于上述相同日期提交的、序列号为No.09/698785(律师事务号No.34646-00459USPT)和09/698672(律师事务号No.34646-00460USPT)的美国非临时专利申请相关。在此也引入这两个美国非临时专利申请的全部内容作为参考。
技术领域
本发明总体涉及到通信系统领域，并且更加具体而言，通过(但是不局限于)实例，涉及到处理由用户使通信系统过载而导致的潜在的缓冲器溢出。
背景技术
出于商业、社会化和娱乐的目的，接入并且使用无线网络已经变得越来越重要，并且越来越流行。目前，无线网络用户依赖于网络进行语音和数据通信。而且，不断增长的用户数量要求业务和能力种类不断增加，并且为例如互联网浏览等活动提供更宽的带宽。为了解决并且满足新业务和更宽带宽的要求，无线通信产业需要不断地改进其业务数量及其无线网络的吞吐量。提供附加业务以及更宽带宽都需要扩展和改进基础结构，这是非常昂贵的，而且还是劳动力密集型的工作。而且，用户最终还会提出高带宽数据流的要求，以支持例如实时的音频-视频下载以及在两个或多个人之间的直接音频-视频通信等功能。因此在未来，引入下一代无线系统，而不再试图去升级现有系统是必要的，并且/或者是更加成本有效的。
为了做到这一点，无线通信行业打算继续去改进其所依赖的技术能力，并且部署下一代系统供其用户使用。被设计去满足无线用户不断发展的要求的下一代标准的协议正在由第三代合作项目组织(3GPP)进行标准化工作。这一组协议总体被称为通用移动电信系统(UMTS)。
现在参考图1，以100总体说明有益地采用本发明的示范无线通信系统。在UMTS网络100中，网络100内包括核心网120和UMTS地面无线接入网(UTRAN)130。UTRAN 130至少部分地由多个无线网络控制器(RNC)140组成，其中每个控制器都被耦合到一个或多个相邻的节点B150。每个节点B 150负责指定的地理小区，而且控制RNC 140负责在该节点B 150与核心网120之间路由用户和信令数据。所有的RNC 140都可以直接或间接地相互耦合。在第三代合作项目组织3GPP的技术规范TS 25.401 V2.0.0(1999-09)中给出了UTRAN 130的总体概述，在此引入其全部内容作为参考。UMTS网络100中还包括多个用户设备(UE)110。UE可以包括例如移动台、移动终端、具有无线链接的便携式电脑/个人数字助理(PDA)等。
在UMTS框架结构的示范第二层中，提供了一组无线接入承载(RAB)，使得无线资源和业务可以供用户应用来使用。对于每个移动台来说，可以存在一个或若干个RAB，以及以分段形式给出的从RAB到各个无线链路控制(RLC)实体的数据流。RLC实体缓冲存储接收到的数据分段，并且把RAB映射到各个逻辑信道中。媒体接入控制(MAC)实体接收逻辑信道中传送的数据，并且进一步把逻辑信道中的数据映射到一组传输信道中。传输信道进而又被映射到单个物理传输信道中，该信道具备由相关网络为其分配的特定总带宽。连接到专用传输信道的MAC实体被称为MAC-d，以及连接到公共传输信道的MAC实体被称为MAC-c。最好是，UMTS中的每个移动台具有一个MAC-d实体，以及每个小区具有一个MAC-c实体。
在系统的每个传输时间间隔内，MAC实体必须判断在与之连接的每个传输信道中要传送多少数据。在做出该判断的过程中，需要共享逻辑信道之间的全部可用带宽，该逻辑信道要从不同RAB以及它们的、耦合到不同移动台的各个RLC中接收信息。过去，在多个输入数据流之间共享资源被称为通用处理器共享(Generalized Processor Sharing，GPS)。然而现在已经认识到，在UMTS网络内直接利用GPS进行带宽分配是有困难的。更加具体而言就是，GPS假设数据可以在MAC实体逻辑信道中以无限小的数据块发送。而这一点在UMTS内是不可能的。相应地，为了共享从不同RAB接收信息的不同逻辑信道之间的所有的可用带宽，有必要提供用于管理或控制UMTS内的数据流的其它替代设计方案。
发明内容
本发明的方法、系统和设计可以补救上述指出的缺陷，以及与现有方案相关的其它缺陷。更加具体而言就是，提出如下可用的设计方案，即使得来自分别与不同逻辑信道相关的多个不同MAC-d实体的数据流可以公平地共享MAC-d实体和一个公共MAC-c实体之间的数据速率，而且还可以把MAC-c缓冲器维持在或者接近所期望的填充级别。这可以通过如下操作来实现，即根据顺序，循环或者流活动性原理，并且利用有关各个RLC/MAC-d实体的缓冲器填充级别的可用信息，在MAC-d实体的活动数据流之间共享MAC-c缓冲器的空闲空间。
总之，本发明提供在无线通信系统中进行流控制的方法，其中包含如下步骤：提供接收机实体以及一个或多个发射机实体，当给定发射机实体从接收机实体接收到信用额时，给定发射机实体进行发送。方法中还包括确定是否给予各个发射机实体信用额的步骤。
在本发明的优选实施例中，该方法包含按顺序或循环方式，从各个发射机实体向接收机实体发送数据分组。接收机实体中包含具备接收机缓冲器的公共媒体接入控制实体(MAC-c)，而且每个发射机实体包含专用媒体接入控制实体(MAC-d)，每个发射机实体与另一缓冲器相关。在一有用的实施例中，确定步骤的确定(至少部分)基于接收机缓冲器的填充级别，而且还基于与各个发射机实体相关的一个或多个缓冲器的填充级别。在另一有用的实施例中，确定(至少部分)基于接收机缓冲器的填充级别，但是不基于与发射机实体相关的任何缓冲器的填充级别。本发明的另一实施例中包括确定第一活动发射机实体是否具有小于相关缓冲器的缓冲器填充级别的当前信用额，而且如果有，则把第一活动发射机实体的当前信用额加一，并且把可用的信用额数量减一。为每个活动发射机实体重复这种确定步骤，直到可用的信用额数量被耗尽，或者所有活动发射机实体都具有与其相应缓冲器填充级别相对应的当前信用额。这一实施例中还包括如下步骤，即记录最后一个接收信用额的活动发射机，以及在下一个分发信用额的场合，使得按顺序紧跟最后一个活动发射机的另一个活动发射机实体成为接收信用额的第一个活动发射机实体。
随后参考附图中给出的说明性实例，详细解释本发明的上述以及其它特征。本领域的技术人员可以理解到，出于说明和理解的目的提供所描述的实施例，并且在此可以考虑多种等效实施例。
附图说明
参考随后的详细描述，以及结合附图，可以更加完整地理解本发明的方法、系统和设计，附图中包括：
图1说明有益地采用本发明的示范无线通信系统；
图2说明有益地采用本发明的示范下一代系统的协议模型；
图3说明根据本发明的示范下一代系统的示范第二层体系结构的概述；
图4以流程图的形式，说明用于为在图3的示范第二层体系结构中的实体之间的数据流分配带宽资源的示范方法；
图5说明在发射和接收实体之间相互连接的、包含本发明实施例的流控制；
图6更加详细地示出图5的实施例的一部分；
图7说明图5的实施例的缓冲器；
图8说明图5中所示的实施例的流控制的操作；
图9给出本发明的第二实施例的缓冲器；
图10是说明第二实施例操作的概要框图；
图11是针对第二实施例，描述缓冲器填充级别以及信用额之间关系的示意图；
图12和13是用于说明本发明第三实施例的概要框图。
具体实施方式
在下文的描述中，为了提供对本发明的完整理解，出于解释(而不是限制)的目的，提出特定细节，例如特定电路、逻辑模块(例如在软件、硬件、固件、它们之间的某些组合等等中来实施)、技术等等。然而很明显，对于本领域的普通技术人员来讲，本发明也可以被实现于脱离这些特定细节的其它实施例中。在其它情况下，为了不使非必要细节对本发明的描述造成混淆，众所周知的方法、设备、逻辑码(例如硬件、软件、固件等等)等等的详细描述将被省略。
参考附图1-13，可以最好地理解本发明的优选实施例及其好处，图中类似的数字被用于表示各附图中类似和相应的部分。采用UMTS的角度来描述本发明的优选实施例。然而应该可以理解到，本发明的原理也可以适用于其它无线通信标准(或系统)，特别是那些基于分组通信的情况。
现在参考图2，以200总体说明有益地采用本发明的示范下一代系统的协议模型。在协议模型200中(例如对于前向接入信道(FACH)传输信道类型)，“Uu”表示UTRAN 130和UE 110之间的接口，以及“Iub”表示RNC 140和节点B150(其中“节点B”是例如基站收发机(BTS)的总称)之间的接口。利用无线接入承载(RAB)可以在RNC 140和UE110之间承载用户和信令数据，下面将参考图3说明。典型地，为UE 110分配一个或多个RAB，每个RAB都能承载一个用户或信令数据流。RAB被映射到各个逻辑信道。在媒体接入控制(MAC)层，一组逻辑信道进而又被映射到传输信道，其中包括两种类型：由不同UE 110共享的“公共”传输信道，以及分配给单个UE 110的“专用”传输信道(从而得到术语“MAC-c”和“MAC-d”)。一种类型的公共信道是FACH。FACH的基本特征就是在每个传输时间间隔(例如10、20、40或80ms)内能够发送一个或多个固定大小的分组。在物理层，若干个传输信道(例如FACH)进而又被映射到辅助公共控制物理信道(S-CCPCH)，用于通过节点B 150和UE 110之间的空中接口进行传输。
当UE 110经过节点B 150注册到RNC 140时，该RNC 140(至少最初)被当作UE 110的服务和控制RNC 140。(随后在UMTS网络100内，服务RNC 140可以与控制RNC 140不同，但是在此是否存在这一情况并没有特别的关系。)RNC 140控制空中接口无线资源，并且终止第3层的智能操作(例如无线资源控制(RRC)协议)，从而把UE 110的相关数据直接路由自和至核心网120。
应该可以理解到，利用RNC 140和节点B 150之间的FACH帧协议(FACH FP)实体的业务，RNC 140内的MAC-c实体把MAC-c分组数据单元(PDU)传递到UE 110的对等MAC-c实体。FACH FP实体把头信息添加到MAC-c PDU中，构成通过AAL2(或者其它传输机制)连接传输到节点B 150的FACH FP PDU。节点B 150的互通功能使由FACH FP实体接收到的FACH帧在PHY实体可作用。
在图2说明的方案的示范方面，MAC-c实体的一个重要任务就是安排通过空中接口传输的分组(MAC PDU)。如果MAC-c实体接收到的所有分组都有相同的优先级(以及相同的大小)，则安排就会变得非常简单，即把接收到的分组进行排队，并且基于先到先接受服务(例如先进先出(FIFO))原则来进行发送。然而UMTS定义了一个框架结构，其中不同的业务质量(QoS)可以被分配到不同的RAB。与分配了高QoS的RAB相对应的分组应该以高优先级通过空中接口被发送，而与分配了低QoS的RAB相对应的分组应该以较低的优先级通过空中接口被发送。在RAB参数的基础上，MAC实体(例如MAC-c或MAC-d)确定这种优先级。
UMTS通过在控制RNC 140内为每个FACH提供一组队列，来处理优先级的问题。队列可以与各个优先级级别相关。实施一个被定义为按如下方式从队列中选择分组的算法，即与较低优先级队列的分组相比，(平均)更快地去处理较高优先级队列的分组。由于存在如下事实，即在同一物理信道中发送的FACH不是相互独立的，因此这一算法的本质就很复杂。更加具体而言，为每个S-CCPCH定义一组传输格式组合(TFC)，其中每个TFC中包括传输时间间隔、分组的大小以及每个FACH的总体传输规模(表示传输中分组的数量)。根据UMTS协议，算法应该为FACH选择与该组TFC中出现的一个TFC相匹配的TFC。
在控制RNC 140内接收到的分组最好被安置在队列中(用于在FACH中传输)，其中该队列与附加于分组的优先级级别和分组的大小相对应。在节点B 150或UTRAN 130的其它相应节点中，FACH被映射到S-CCPCH。在一种替代的优选方案中，FACH中传输的分组与专用控制信道(DCCH)或者专用业务信道(DTCH)相关。最好应该注意到，每个FACH都被设计为只承载一种大小的分组。但这并不是必需的，而且从一个传输时间间隔到另一时间间隔，给定FACH所能承载的分组的大小是可以变化的。
如上文中间接提到的，UE 110可以经过UTRAN 130内单独的服务和控制(或漂移)RNC 140，与UMTS系统100的核心网120进行通信(例如，当UE 110从原始服务RNC 140所覆盖的区域移动到由控制/漂移RNC 140所覆盖的新区域时)(没有特别示出)。在服务RNC 140的MAC-d实体内接收来自核心网120的指定给UE110的信令和用户数据分组，并且这些数据分组被“映射”到逻辑信道，即例如专用控制信道(DCCH)和专用业务信道(DTCH)中。MAC-d实体构造MAC业务数据单元(SDU)，其中包括：包含逻辑信道数据在内的有效负荷部分，以及尤其是包含逻辑信道标识符在内的MAC头。MAC-d实体把MAC SDU传递给FACH FP实体。这一FACH FP实体又把FACH FP头添加到每个MAC SDU中，其中FACH FP头中包括由RRC实体分配给MAC SDU的优先级级别。随着UE110进入到漂移RNC 140的覆盖区域，RRC得到可用的优先级级别，以及每个优先级级别的一个或多个可接受分组大小的标识。
FACH FP分组经过AAL2(或其它)连接被发送到漂移RNC 140中的对等FACH FP实体。该对等FACH FP实体把MAC-d SDU拆包，并且识别包含在FRAME FP头内的优先级。SDU以及相关优先级被传递给控制RNC140内的MAC-c实体。MAC-c层负责安排在FACH中传输SDU。更加具体而言就是，每个SDU被放置在对应于其优先级和大小的队列中。例如，如果存在16个优先级，则每个FACH都会存在16个队列集合，在16个队列集合的每个队列集合中的队列数量要取决于相关优先级所接受的分组尺寸的数量。如上文所述，根据某些预定的算法(例如为了满足物理信道的TFC要求)，从队列中为给定的FACH选择SDU。
随后参考图3和4所描述的方案涉及到电信网络内的数据传输，并且特别是(尽管非必需)涉及到UMTS内的数据传输。
如上文中提到的，3GPP目前正在为移动电信系统标准化一组新的协议。这一组协议总体被称为UMTS。参考图3，以300总体说明根据本发明的示范下一代系统的示范第二层体系结构的概要图。特别是，仅通过实例的方式，示范第二层体系结构300说明了简化的UMTS第2层协议结构，它被包含在移动台(例如移动电话)，或者更广义地讲是UE 110与UMTS网络100的无线网络控制器(RNC)140之间的通信中。RNC 140类似于现有GSM移动电信网络中的基站控制器(BSC)，它经过节点B 150与移动台进行通信。
示范第二层体系结构300的第2层结构中包括使得可供用户应用使用的无线资源(和业务)的一组无线接入承载(RAB)305。对于每个移动台，可以存在一个或若干个RAB 305。从RAB 305发出的数据流(例如以分段形式给出)被传递给各个无线链路控制(RLC)实体310，它除了完成其它工作之外，还用于缓冲存储接收到的数据分段。每个RAB 305只具备一个RLC实体310。在RLC层，RAB 305被映射到各个逻辑信道315中。媒体接入控制(MAC)实体320接收逻辑信道315内传输的数据，并且进一步把来自逻辑信道315中的数据映射到一组传输信道325。传输信道325最终被映射到单个的物理传输信道330，它占据由网络为其分配的所有带宽(例如小于2M比特/秒)。根据物理信道是否被专用于一个移动台，或者在多个移动台之间共享，它被当作“专用物理信道”或“公共信道”。连接到专用物理信道的MAC实体被称为MAC-d；每个移动台最好具有一个MAC-d实体。连接到公共信道的MAC实体被称为MAC-c；每个小区最好具有一个MAC-c实体。
传输信道325的带宽并不直接由物理层330的能力限制，而是由无线资源控制器(RRC)实体335利用传输格式(TF)进行配置。对于每个传输信道325来说，RRC实体335定义一个或若干个传输块(TB)的大小。每个传输块的大小都直接与所允许的MAC协议数据单元(PDU)相对应，并且告诉MAC实体它可以使用什么样的分组大小把数据传递给物理层。除了块的大小之外，RRC实体335把传输块集合(TBS)的大小通知给MAC实体320，这是在单一传输时间间隔(TTI)内，MAC实体可以向物理层发送的比特总数量。TB的大小和TBS的大小，以及某些涉及到所允许的物理层配置的其它信息共同构成TF。TF的实例就是(TB＝80比特，TBS＝160比特)，这就意味着MAC实体320可以在单一TTI内发送两个80比特的分组。这样，这种TF可以被写为TF＝(80，160)。RRC实体335还把给定传输信道的所有可能的TF通知给MAC实体。这种TF的组合被称作传输格式组合(TFC)。TFC的一个实例就是{TF1＝(80，80)，TF2＝(80，160)}。在这一实例中，MAC实体可以在所讨论的特定传输信道中，在一个TTI内选择发送一个或两个PDU；在两种情况下，PDU具有80比特的大小。
在每个TTI中，MAC实体320必须确定在与之相连的每个传输信道325中传输多少数据。这些传输信道325并不是相互独立的，并且随后在物理层330复用形成单一物理信道330(如上述的讨论)。RRC实体335必须确保所有传输信道325中的总传输能力不会超出下层物理信道330的传输能力。这可以通过如下来完成，即给MAC实体320分配传输格式组合集合(TFCS)，其中包含所有传输信道所允许的传输格式组合。
通过实例，考虑MAC实体320，其中拥有两个传输信道325，它们进一步被复用到单一物理信道330中，后者在每个传输时间间隔内具有160比特的传输能力(应该理解到，在实际中该能力应该大于160)。RRC实体335能够确定为两个传输信道325分配三种传输格式TF1＝(80，0)，TF2＝(80，80)以及TF3＝(80，160)。然而，很明显MAC实体320不能选择同时利用TF3在两个传输信道325中进行传输，因为这将导致需要在物理信道330中传输320比特，而物理信道只具备传输160比特的能力。RRC实体335必须通过不允许所有的TF的组合来限制总传输速率。这种实例可以是如下的TFCS[{(80，0)，(80，0)}，{(80，0)，(80，80)}，{(80，0)，(80，160)}，{(80，80)，(80，0)}，{(80，80)，(80，80)}，{(80，160)，(80，0)}]，其中传输信道“1”的传输格式由每个元素对的第一元素给出，而且传输信道“2”的传输格式由第二元素给出。由于MAC实体320只能从传输格式组合集合中选择这些所允许的传输格式组合当中的一种，因此不可能超出物理信道330的能力。
TFCS的元素由传输格式组合指示符(TFCI)指出，它是相应TFC的索引。例如在上述实例中，存在6种不同的TFC，这就意味着TFCI可以从1到6当中任意取值。TFCI＝2对应于第二个TFC，即{(80，0)，(80，80)}，这就意味着在第一传输信道中没有传输任何信息，而且在第二传输信道中传输单个80比特的分组。
当然有必要在逻辑信道315中共享所有可用的带宽。由MAC实体320通过选择适当的TFCI，而为每个传输时间间隔进行把带宽分布到不同传输信道的判断。可以通过若干种方式来实现这种带宽共享，例如为被认为比其它流更加重要的流分配绝对优先权。这将是最简单的实施方法，但是这可能导致带宽分布会非常不公平。特别是，具有较低优先级的流有可能不被允许在延长的时段内进行传输。如果较低优先级的流的流控机制这样工作，则将会导致性能很差。这种流控机制的典型实例可以在当前互联网所使用的传输控制协议(TCP)协议中找到。在现有技术中，例如互联网协议(IP)以及异步传送模式(ATM)网络中，已做出规定用于把单一输出信道中的资源分配给多个输入流。然而在这种系统中被用于共享资源的算法不能被直接用于UMTS，其中的多个输入流在各个逻辑输出信道中进行传输。
在多个输入数据流中共享资源被称为通用处理器共享(GPS)。当GPS被用于只具备单一输出信道的系统中时，GPS被称为是加权公平排队(WFQ)，并且在由A.K.Parekh、R.G.Gallager在IEEE/ACMTransaction on Networking(1993年6月，第1卷，No.3，第344-357页)中发表的，题为“A Generalized Processor Sharing Approachto Flow Control in Integrated Services Networks：The Single节点Case(在综合业务网中用于流控制的通用处理器共享方案：单节点情况)”一文中有描述。简而言之，GPS中包括在与流相关的特定参数的基础上，为每个输入流计算GPS权值。把为所有输入流计算得到的权值相加起来，而且根据每个流的权值在总权值中所占据的比例，可以在输入流中分配所有可用的输出带宽。GPS可以被用于UMTS内的MAC实体，在由网络分配给相应RAB的特定RAB参数的基础上，(由RRC实体)确定每个输入流的权值。特别是，RAB参数可以等于服务质量(QoS)，或者针对特定网络业务分配给用户的保证速率。
现在继续参考图3和4所描述的方案，可以认识到由于GPS假设在MAC实体逻辑信道中，可以发送无限小的数据块，因此在UMTS网络内直接利用GPS进行带宽分配是有困难的。由于UMTS依赖于传输格式组合集合(TFCS)，作为定义每个TTI内能够发送多少数据的基本机制，因此这在UMTS内是不可能的。如果要在UMTS内采用GPS，则有必要(从TFCS中)选择与由GPS分配给输入流的带宽最匹配的TFC。这种方案的结果就是在给定帧内为输入流发送的实际数据数量或者低于最佳的速率，或者超出最佳速率。在前一种情况中，需要为输入流构造未被发送数据的积压。
在此参考图3和4所描述的方案的目的就是在于克服，或者至少减轻上述段落中所提到的缺点。通过维持用于跟踪MAC实体给定输入流的未发送数据的积压的积压计数器，可以至少部分实现这一以及其它目的。当为输入流的随后帧确定适当的TFC时，需要考虑这种积压。根据该方案的第一方面，提供在通用移动电信系统(UMTS)节点的媒体接入控制(MAC)实体中分配传输资源的方法，该方法中对于输出数据流的每个帧包括如下步骤：为MAC实体的每个输入流计算MAC实体的可用输出带宽的公平共享；基于计算得到的共享带宽为输入流从TFC集合(TFCS)中选择传输格式组合(TFC)，其中TFC中包括分配给每个输入流的传输格式；以及针对每个输入流，如果所分配的TF导致数据传输速率小于所确定的公平分配，则把差值加到该输入流的积压计数器中，其中当为该输出数据流的随后的帧选择TFC时，要考虑积压计数器的取值。本发明实施例允许用于随后帧的TFC选择过程考虑任何现有输入流的积压。这样的意图是调整所选择的TFC，以减小积压。由于TFCS只能提供有限数量的数据传输可能性，因此可能存在这种积压。采用本方案的方法的节点可以包括移动台(例如移动电话以及通信器类型的设备)(或者更广义为UE)以及无线网络控制器(RNC)。
MAC实体的输入流最好由各个无线链路控制(RLC)实体提供。而且，每个RLC实体最好为相关的数据流提供缓冲器。而且，最好由无线资源控制(RRC)实体执行为输入流计算资源公平共享的步骤。而且，为输入流计算资源公平共享的步骤中最好还包括确定分配给该流的权值与分配给所有输入流的权值和的比值的步骤。然后，通过总输出带宽与所确定的比值相乘，则可以确定公平共享。而且，这一步骤中最好还利用通用处理器共享(GPS)机制。数据流的权值可以由UMTS网络分配给RAB的一个或多个无线接入承载(RAB)参数来定义，其中RAB与每个MAC输入流有关。而且，最好在给定输入流的积压计数器具有正值的情况下，方法中还包括如下步骤：把积压计数器的值添加到该流计算得到的公平共享中，并且在所有输入流计算得到的总和的基础上，选择TFC。
在参考图3和4所描述的方案的特定实施例中，其中针对给定的输入流，如果所分配的TF将导致数据传输速率高于所确定的公平分配，则从该输入流的积压计数器中减去该差值。根据该方案的第二方面，提供通用移动电信系统(UMTS)的节点，该节点中包括：用于接收多个输入数据流的媒体接入控制(MAC)实体；用于为MAC实体的每个输入流计算MAC实体可用输出带宽的公平共享，以及用于在为该输入流计算得到的带宽共享的基础上，从TFC集合(TFCS)中选择传输格式组合(TFC)的第一处理器装置，其中TFC中包括分配给每个输入流的传输格式；如果数据传输速率低于所确定的公平共享，用于把由所选的TFC而得到的流的数据传输速率与所确定的公平共享之间的差值加到与每个输入流相关的积压计数器的第二处理器装置，其中第一处理器装置被设计成在为该输出数据流的随后的帧选择TFC时，考虑积压计数器的取值。第一和第二处理器装置最好由无线资源控制(RRC)实体提供。
如在此参考图3的描述，简化的UMTS第2层中包括一个无线资源控制(RRC)实体、每个移动台的媒体接入控制(MAC)实体、以及每个无线接入承载(RAB)的无线链路控制(RLC)实体。MAC实体负责安排输出数据分组，而RLC实体为各个输入流提供缓冲器。RRC实体通过为每个MAC分配一组所允许的传输格式组合(TFC)(被当作TFC集合或TFCS)，可以设置每个流中能够传输的最大数据量的上限，但是每个MAC必须通过从TFCS中选择最佳可用传输格式组合(TFC)，独立地确定从每个流传输了多少数据。
现在参考图4，总体以400说明用于为实体之间的数据流分配带宽资源的示范方法(以流程图的形式)，这些实体位于图3中的示范第二层体系结构中。流程图400是例如为图3的第2层中MAC实体的输入流分配带宽资源的方法的流程图。通常，根据流程图400的示范方法可以遵循如下步骤。首先，RLC接收到输入流，并且缓冲存储数据(步骤405)。缓冲器填充级别信息被传递给MAC实体(步骤410)。缓冲器填充级别信息被传递之后，计算每个输入流的公平MAC带宽共享(步骤415)。然后，通过把相关积压计数器的内容添加到各个计算得到的公平共享中，来调整每个流计算得到的公平共享(步骤420)。一旦计算得到的公平共享被调整，从TFC集合中选择与经过调整的公平共享最为匹配的TFC(步骤425)。随后，根据所选择的TFC，指示RLC向MAC实体传递分组(步骤430)。MAC实体也可以根据所选择的TFC去安排分组(步骤435)。分组安排完成之后，可以在物理信道上传输业务信道(步骤440)。一旦分组业务量被传递，就应该更新积压计数器(步骤445)。当RLC接收到新的输入流并缓冲存储数据时(步骤405)，过程会继续(经过箭头450)。
而且，通过如下方式来操作本方案的特定实施例，即在每传输时间间隔(TTI)的基础上，MAC实体利用通用处理器共享(GPS)方案来计算可用带宽的最佳分布(参见上述参考的A.K.Parekh等人的文章)。而且利用各自的积压计数器去跟踪每个流距离最佳带宽分配的程度。利用标准GPS权值为流分发可用带宽，该权值可以利用RAB参数，由RRC计算得到。
该方法可以首先为输入流计算GPS分布，并且把当前各个积压添加到GPS取值中。每10ms的TTI内执行一次这种操作，并且为每个流产生公平的传输速率。然而，由于可能出现如下情况：即在所有的缓冲器内没有足够的数据要被发送，因此这一速率可能不是最佳的。为了获得最佳的吞吐量以及公平性，公平GPS分布被降低，使得不会超出当前的缓冲器填充级别或任意逻辑信道的最大允许速率。然后执行两步骤的评估过程。
首先，为所有输入流计算得到的一组公平速率依次与可能的传输格式组合(TFC)相比，每个TFC被根据与发出的最佳速率的接近程度而打分。实际上，这一点可以简单地通过如下操作来实现，即计算TFC发送失败的公平配置的多少(如果给定的TFC能够以公平速率发送所有分组，则其分值为零)，并且然后只考虑具有最低分值的TFC。最为接近的匹配被选择，并且被用于确定从每个队列中发出的分组的数量。根据具备相同分值的TFC还能够发送多少附加比特，为其分配奖励分值(为了确保超出的容量能分给具有最高质量等级的承载者，则这可以进一步由业务质量评估进行加权)。最终的选择基于两级别的得分：选用具有最低分值的TFC。如果存在有若干个相同分值的TFC，则选择具有最高奖励分值的TFC。这样就确保每个TTI的速率能够实现最大化。通过下述操作可以实现公平性，即检验如果所选择的TFC不能为所有流至少提供其所确定的公平速率，则所丢失的比特被添加到相应流的积压计数器中，并且在下一TTI中重复进行选择。如果任何流都没有信息需要传送，则积压被设置为零。给出这一算法，能够提供与GPS相近的带宽(以及在某些假设下的时延界限)。然而它仍然保持公平性，并且维持所有流之间的独立性。由于该算法利用了如下事实，即MAC层能够同时在若干个传输信道中进行传输，因此就计算而言，该算法比加权公平排队算法更为简单。这就可以导致UMTS无线链路中无线接口的最佳利用或者接近最佳利用。随后的伪代码就是用于实施上述参考图3和4所描述的方案的示范算法的概述：
/*
*基于GPS的TFC选择。通过优化吞吐量来调度分组
*同时仍保持该公平性(即保证的速率)
int sched_gps(){
        double weight，weight_sum；
        double score，bonus_score；
        double min_score＝HUGE_NUMBER；
        double max_bonus_score＝0；
        int maxrate；
        int i，j；
        int tfc，tfci，qf，rate，trch；
        int tfc_to_use；
        double backlog[MAX_TRCH]；
        double gps_req[MAX_TRCH]；
        double gps_req_comp[MAC_TRCH]；
        /*首先计算所有活动队列的加权和*/
        weight_sum＝0；
        for(trch＝0；trch＜MAX_TRCH；trch++){
               if(queue_fill_state[trch]＞0){
                      weight_sum.+＝weight_vector[trch]；
               }
        }
/*然后使用GPS计算可用带宽的公平分布。
*如果在缓冲器中没有足够数据或者如果安排
*的速率高于给定逻辑信道的最大速率，则修
*改该GPS安排，减小该速率
*/
int gps_rate＝0；
for(trch＝0；trch＜MAX_TRCH；trch++){
        if(queue_fill_state[trch]＝0){
               backlog[trch]＝0；
        }
        //这里我们计算我们应通过GPS在每条信道上
        //发送多少比特
        gps_req[trch]＝0；
        gps_req_comp[trch]＝0；
        if(queue_fill_state[trch)＞0){
               weight＝weight_vector[trch]；
               gps_req[trch]＝weight/weight_sum*maxrate+
               backlog[trch]；
               gps_req_comp[trch]＝gpa_req[trch]；
               if(gps_req_comp[trch]＞queue_fill_state[trch]){
                      gps_req_comp[trch]＝queue_fill_state[trch]；
               }
               if(gps_req_comp[trch]＞trch_max_rate[trch]){
                      gps_req_comp[trch}＝trch_max_rate[trch]；
               }
        }
 }
  /*现在我们有我们的用于选择TFC的基本原则。
  *通过计算所有可用的TFC离修改的GPS结果
  *有多远而给它们评分。如果有几个可发送整
  *个GPS结果的TFC(或者同等地接近)则选择
  *使最高QoS等级的吞吐量最大化的TFC。注意
  *TFCI被假定为按相对带宽使用的升序
  */
  for(tfci＝o；tfci＜MAX_TPCI；tfci++){
         rate＝score＝bonus_score＝0；
         for(trch＝0；trch＜MAX_TRCH；trch+-+){
                int tbs＝tfcs[trch][tfci][0]；
                int tbss＝tfcs[trch][tfci][1]；
                rate+＝tbss；
                if(tbss＜gps_req_comp[trch]){
                       score+＝gps_req_comp[trch]-tbss；
                 }else{
                       if(tbss＜＝queue_fill_state(trch]){
                               bonus_score+＝QoS_vector[trch]*(tbss-
gps_req_comp[trch])；
                     }
             }
      }
      if(score＜min_score){
             tfc_to_use＝tfci；
             min_score＝tfcScore；
             max_bonus_score＝bonus_score；
      }
    if(score＝＝min_score&&bonus_score＞max-bonus-score){
           tfc_to_use＝tfci；
           min_score＝score；
           max_bonus_score＝bonus_score；
       }
}
       /*现在我们已经选择TFC来使用。更新该积压
       *并且输出该合适的TFCI
       */
       for(trch＝0；trch＜MAX_TRCH；trch++){
              tbss＝tfcs[trch][tfcToUse][1]；
              if(tbss＜queue_fill_state){
                     if(gps_req[trch]-gps_req_comp[trch]){
                            backlog[trch]＝gpsReq[trch]-tbss；
                            if(backlog[trch]＜0)backlog[trch]＝0；
                      }else{
                            backlog[trchG1]＝0；
                }
        }
        return tfc_to_use；
}
现在参考图5，其中给出图3中描述的第二层体系结构的一部分。更加具体而言，其中给出图3的MAC实体320中包含如上所述的MAC-c实体500，该实体500连接到同样如上所述的专用MAC-d实体510。图5还给出RLC实体515，其从各个RAB中接收分段格式的数据，并且把数据映射到相应的逻辑信道315中。每个RLC 515都被配备缓冲器520，用于缓冲接收到的、包含PDU在内的数据分段。MAC-d实体510为单个移动台(没有示出)提供服务，而且MAC-d实体发送的数据经过传输信道325被传递给专用物理信道DPCH。
再参考图5，其中给出配有缓冲器525并且被连接以从MAC-d实体510以及其它没有画出的MAC-d实体中接收数据，特别是PDU的公共MAC-c实体500。根据本发明，希望在每个专用MAC-d实体和公共MAC-c实体500之间提供流控机制530。通过有选择地管理从MAC-d实体到MAC-c实体500的缓冲器525的业务流，流控制530能够使得多个分别处于活动数据流模式的不同MAC-d实体去共享MAC-c缓冲器525的可用空闲空间。流控制被设计去为每个活动MAC-d实体提供由MAC-d缓冲器空闲空间所给出的额外数据流容量的“公平共享”，这就确保所有活动MAC-d实体都被分配合理的机会，去使用这种缓冲器容量，以提高它们各自的数据流速率。这样，在所有活动专用逻辑信道中就会共享可用的公共传递信道数据速率。流控制还被设计去把MAC-c实体缓冲器的填充级别维持在或者接近于最佳填充级别上。
再参考图5，可以看到，MAC-c实体500传输的数据被送到传输信道FACH。
参考图6，其中给出被耦合以管理数据流从多个RLC 515的每个RLC到MAC-c PDU缓冲器525的流控制530，每一个RLC515被耦合到不同的移动台或者其它用户设备1-n。在本发明的有用实施例中，流控制根据“循环”或某些其它原理进行操作，即连接到给定MAC-c实体的每个MAC-d实体能够顺序或者依次，或者根据流活动性(贪婪方式)向其传递数据。在该实施例中，根据下文中进一步详细描述的准则，为各个MAC-d实体分配信用额。接收到信用额之后，MAC-d实体被授权向MAC-c缓冲器525发送一个分组数据单元。
参考图7，其中给出MAC-c缓冲器525，可供与MAC-d实体相关的专用信道使用。MAC-c缓冲器具有最佳级别Qcopt，它与缓冲器操作的时延和吞吐量要求有关。流控制530利用从MAC-d实体接收到的反馈信息，尽力维持这种水平。流控制还负责保持MAC-c缓冲器尽可能低，使得与使用公共信道相关的时延可以均匀地分布在不同MAC-d用户中。如果在一个特定时刻，缓冲器525的级别是Qc，则可用的缓冲器空间Qcdiff等于Qcopt-Qc。流控制530进行操作，通过为用户(如果它们具有可用于传输的PDU)分配相同数量的信用额，在MAC-d用户之间去共享这种空间。根据MAC-d与MAC-c的缓冲器填充级别，流控制为每个MAC-d实体计算信用额。更加特别的是，流控制建立与缓冲器级别Qcopt以及图7中也给出的级别Qcmax和Qcun相关的信用额分配准则。这些准则如下：
(1)如果MAC-c缓冲器填充级别Qc小于Qcun，则为MAC-d实体分配无限或无限制的信用额。
(2)如果当前MAC-c缓冲器填充级别Qc大于Qcun，但是小于Qcopt，则差值(Qcopt-Qcun)在活动MAC-d实体中进行分配。
(3)如果当前MAC-c缓冲器填充级别Qc大于Qcopt，则除了初始的信用额之外，不会有新的信用额被批准。如果信用额先前被设置为“无限制的”，则通过向适当的MAC-d实体发送“零”信用额，把它们清零。
我们期望算法能够容易地被生成，以操作流控制530，根据上述准则分布或分配信用额。有用的是，当特定用户变为非活动时，算法会继续为其余用户分配剩余的信用额。可以理解到，活动用户就是连接到公共信道的专用信道业务，并且在其RLC-d缓冲器内拥有数据。当其RLC-d缓冲器变空时，活动用户变为被动用户。算法可以提供在拥有可用带宽的活动用户之间公平共享所有的可用带宽。该算法还最小化分组的时延，当其它用户都具备大尺寸的分组时，这对于利用小分组进行操作的用户来说尤为重要。
在过载情况下，流控制算法分离不同的数据，并且只提高具有最高速率的专用信道的RLC缓冲器填充级别。其它速率保持不变的信道的RLC缓冲器填充级别不会被提高。这样，该算法支持信道切换功能的工作，该功能能够识别过载信道，并且把过载信道切换到专用传输信道。该算法在其终止计算处存储用户标识，并且当流控制算法再次被使用时，继续从下一个用户识别开始。
图8中说明了从专用信道的缓冲器向MAC-c实体510的缓冲器525传递数据的过程，以及利用顺序或者循环过程的方式为各个专用信道分配或分发信用额的过程。更加具体而言，图8中给出步骤600，分别以1-18标号，其中描述了相对分别并入无线链路控制RLC-1、RLC-2和RLC-3的若干专用信道的信用额的顺序分配以及相应数据传输。步骤1-12中的每一步显示一个指示步骤序号的标志，而且还在括号内给出一定的计数信息。如图8中的项目620所示，计数信息中包含MAC-c缓冲器填充级别Qc，对应于一个专用信道缓冲器的填充级别Qd，以及步骤结尾中的可用信用额计数。通过说明，项目620给出步骤2的注解。
再参考图8，给出其项目610，用于指示在图8所示过程的开始，MAC-c缓冲器525内的可用数据空间Qcdlff等于12个信用额。如上所述，为专用信道分配信用额，能够使得信道把特定数量的数据(例如一个PDU)传递给MAC-c缓冲器。这样，在图8的步骤1，RLC-1的信道接收一个信用额。结果是，MAC-c缓冲器的可用空间就会从12降低到11，而且可以把对应于一个信用额的一个PDU从RLC-1缓冲器发送给MAC-c缓冲器。相应地，初始值等于2个信用额的RLC-1缓冲器的数据内容可以降低到Qd计数是1。
再参考图8，从中可以看到，在随后的步骤2中，RLC-2信道已经接收了一个信用额，则可用的Qc计数被降低到10，而且缓冲器RLC-2的计数Qc也从初始计数值4降低为3。步骤3的过程与之相类似，与RLC-3缓冲器相关。然而，步骤4说明了本发明实施例的循环过程，其中给出下一个信用额再次被分配给RLC-1信道。接收到信用额之后，RLC-1计数的Qd计数值达到零，表示信道已经没有可用的PDU了。这样根据步骤5，针对RLC-2信道，如步骤7的指示，把下一个信用额分配给RLC-2信道。这是根据上述的准则(2)。类似地，按照步骤9，RLC-2信道的Qd计数值变为零，其中所有随后的信用额都被分配给RLC-3信道。
在本发明的第二实施例中，流控制530再次根据基于循环或者流活动性(贪婪方式)的信用额算法进行操作。参考图9，其中给出再次被专用信道使用的MAC-c缓冲器525。图9中的Q最佳(Qcopt)虚线表示关于非希望的缓冲器溢出、时延方差以及良好的吞吐量的最佳级别。流控制通过当前缓冲器队列填充级别(Qc)以及队列最大(Qcmax)门限数值的方式，并且通过属于被连接到MAC-c缓冲器的活动用户的信息方式，尽力把缓冲器维持在Qcopt级别上。如上所述，活动用户就是连接到公共信道的专用信道业务，并且在其RLC-d缓冲器中拥有数据。当其RLC-d缓冲器变空时，活动用户就会变成被动用户。
f = min ( 1 , ( Q c max - Q c ) 2 Q copt 2 ) 等式(1)
为了构建第二实施例的流控制算法，按照如下公式计算信用额C：
Qopt＝Th+Rcmax(2*Td)    等式(2)
C = f Q copt N mac . d 等式(3)
在上述等式中，Tb是操作时延/处理时延，Td是传输时延，以及Rcmax是这一缓冲器的FACH传输信道的最大速率。Nmac-d是活动MAC-d实体的数量，而且Qcmax是缓冲器高级别。Qcmax的默认值可以是2×Qcopt。
流控制具有相关的预处理功能，可以由输入的PDU、定时器或者上述两者来触发进行操作。预处理器检验用户的信用额状态，Qc的值以及缓冲器的活动用户的数量。如果信用额大于零或者其它预定值，则不启动流控制算法。
参考图10，其中给出本发明第二实施例的流控制的一般操作。最初在0毫秒处，信用额(C)等于2，而且在专用MAC-d用户现有三个PDU要传递给MAC-c。如果存在两个可用的信用额，则可以传递两个PDU，随后信用额(C)变为零。这样就启动流控制算法，根据公式(3)的计算，提供如图10所示的4个信用额。不再进行流控制处理，直到20毫秒之后，信用额的数值再次变为零，或者其它预定值。
图11根据公式(1)到(3)，给出了Qc和信用额之间的关系。虚线表示把C限制在最大值范围内所作出的调整。
参考图12，其中给出在本发明的上述任一个实施例中可以有用地被采用的修改。
来自RLC-d缓冲器的分组经过MAC-d首先被传送给MAC-c的适当缓冲器，然后被传递给FACH传输信道。按照图12的路径700的指示，MAC-d分组与还包含RLC-d缓冲器填充级别信息在内的数据帧一起被发送。MAC-c利用包含信用额的控制帧，去控制来自MAC-d的用户数据流，信用额即是用户可以传输的分组数量，以图12中的路径710来表示。
当MAC-d用户向MAC-c发送其最后一个分组时，如路径720所示，该分组会与表示“缓冲器空”的数据帧一起被传递。相应地，MAC-c实体会把MAC-d用户的信用额设置为初始值。这样，在从用户接收到最后一个分组后，如路径730所示，MAC-c会向MAC-d用户发送带有初始信用额参数的控制帧消息。然而，从用户接收到最后一个分组之后再发送这种消息会增加下一个到达的分组的传输时延，并且还增加控制帧消息的个数，如图12所示。
为了在其缓冲器暂时变空之后，使得用户的下一个分组的时延较小，同时降低控制消息的数量，需要使用提前初始信用额批准设计。相应地，当流控制算法显示计算得到的信用额等于或大于特定RLC-d缓冲器内剩余的分组的个数时，MAC-c内的流控制算法应该把初始信用额添加到计算得到的信用额中。这样，初始信用额应该提前被发送到MAC-d，而且在接收到最后一个分组之后，没有必要向其发送任何新的信用额参数。这一点在图13中给出说明，其中给出通过利用路径740(信用额和初始信用额)的控制帧，图12中的路径730的附加控制帧被省略。
尽管在附图说明中并且在上述的详细描述中描述了本发明的方法、系统和设计的优选实施例，但是应该理解到，本发明不局限于所公开的实施例，而是能够呈现为多种再设计、修改和替换，而不会超出随后权利要求所提出和定义的本发明的精神实质和范围。

Claims (37)

1.一种在无线通信系统中用于提供流控制的方法，其中包括如下步骤：
提供接收机实体；
提供至少一个发射机实体，当该至少一个发射机实体具有来自该接收机实体的信用额时，该至少一个发射机实体进行发送；
确定是否将信用额给予该至少一个发射机实体；以及
如果在该确定步骤中确定将信用额给予该至少一个发射机实体，则由该接收机实体将信用额给予该至少一个发射机实体。
2.根据权利要求1的方法，其中还包括如下步骤：
当该至少一个发射机实体具有信用额时，从该至少一个发射机实体向该接收机实体发送分组，该分组的发送是以循环方式或者按照基于流活动性(贪婪模式)信用额的原理来执行的。
3.根据权利要求1的方法，其中该接收机实体包括媒体接入控制(MAC)-c实体，以及该至少一个发射机实体包括MAC-d实体，而且该无线通信系统包括通用移动电信系统(UMTS)。
4.根据权利要求1的方法，其中该接收机实体包括接收机缓冲器，而且该至少一个发射机实体与另一缓冲器相关。
5.根据权利要求4的方法，其中该确定步骤中的确定至少部分地基于该接收机缓冲器的填充级别以及该另一缓冲器的填充级别。
6.根据权利要求4的方法，其中该确定步骤中的确定至少部分地基于该接收机缓冲器的填充级别，但是不基于该另一缓冲器的填充级别。
7.一种在无线通信系统中用于提供流控制的方法，其中包含如下步骤：
提供接收机实体，该接收机实体具有带填充级别的接收机缓冲器；
提供多个发射机实体，当该多个发射机实体中每个发射机实体由该接收机实体给予信用额时，该多个发射机实体中的每一个实体进行发送；
相对第一级别、第二级别以及第三级别，分析该接收机缓冲器的填充级别；以及
响应该分析步骤，从该接收机实体给出信用额。
8.根据权利要求7的方法，其中该分析步骤中包含确定该填充级别是否小于该第一级别的步骤，并且如果是，则该给出信用额的步骤中包括为所有该多个发射机实体给出无限的信用额的步骤。
9.根据权利要求7的方法，其中该分析步骤中包含确定该填充级别是否是大于该第一级别而小于该第二级别的步骤，并且如果是，则该给出信用额的步骤中包含给出该第三级别和当前级别之间的、在对于该多个发射机实体中所有活动发射机中划分的信用额的差值的步骤。
10.根据权利要求9的方法，其中该第三级别与该当前级别之间的差值中包含可用的信用额数量，而且该给出第三级别和当前级别之间差值的步骤中包含如下步骤：
确定该多个发射机实体的该所有活动发射机实体的第一活动发射机实体是否具有小于相关缓冲器的缓冲器填充级别的当前信用额；
如果是，则该第一活动发射机实体的该当前信用额加一，并且该可用的信用额数量减一；
为该多个发射机实体的该所有活动发射机实体的每个活动发射机实体重复该确定步骤，直到该可用的信用额数量被耗尽，或者该多个发射机实体的该所有活动发射机实体使其相应的当前信用额等于其相应缓冲器填充级别；以及
记录该多个发射机实体的该所有活动发射机实体中接收信用额的最后一个活动发射机实体，并且使该最后一个活动发射机实体之后的活动发射机实体成为下一个第一活动发射机实体。
11.根据权利要求7的方法，其中该分析步骤中包括确定该填充级别是否大于该第二级别的步骤，并且如果是，则该给出信用额的步骤中包含除了初始信用额，不向任何发射机实体给出新信用额的步骤。
12.根据权利要求11的方法，其中如果先前设定信用额为“无限制的”，则通过向相应的发射机实体发送零信用额消息来将其清零。
13.一种在无线通信系统中用于提供流控制的方法，其中包括如下步骤：
提供接收机实体，该接收机实体具有带填充级别的接收机缓冲器；
提供多个发射机实体，当从该接收机实体向该多个发射机实体中的每个实体给出信用额时，该多个发射机实体中的每个实体进行发送；
相对于第一级别、第二级别以及该多个发射机实体中的活动发射机实体的数量，分析该接收机缓冲器的填充级别；以及
根据该分析步骤，从该接收机实体给出信用额。
14.根据权利要求13的方法，其中该分析步骤中包含确定该填充级别是否大于该第二级别的步骤，并且如果是，则该给出信用额的步骤中包含不向该多个发射机实体的所有活动发射机实体给出新信用额的步骤，但是该多个发射机实体的该所有活动发射机实体被允许发送未清的信用额。
15.根据权利要求13的方法，其中该分析步骤中包含确定该填充级别是否小于该第二级别的步骤，并且如果是，则该给出信用额的步骤中包含：根据等于一函数与该第一级别除以该多个发射机实体中活动发射机实体数量的商相乘所得到的一个值，向该多个发射机实体的所有活动发射机实体给出信用额的步骤，该函数等于一和该第二级别与该填充级别之间差值的n次幂除以该第一级别的n次幂所得到商之间的最小值。
16.根据权利要求15的方法，其中该n次幂的变量n等于2。
17.一种在无线通信系统内用于提供流控制的方法，其中包括如下步骤：
接收数据帧，该数据帧包括缓冲器填充级别指示符；以及
响应该数据帧而发送控制帧，该控制帧包含信用额供给，该信用额供给等于普通信用额供给和初始信用额供给之和。
18.根据权利要求17的方法，还包括如下步骤：
接收第二数据帧，该第二数据帧中包括缓冲器空指示符；以及
接收第三数据帧，该第三数据帧包括缓冲器填充级别指示符。
19.根据权利要求17的方法，其中响应于确定该信用额供给等于或大于该缓冲器填充级别而执行该发送控制帧的步骤。
20.一种在无线通信系统内用于提供流控制的方法，其中包含如下步骤：
提供接收机实体；
提供至少一个发射机实体，该至少一个发射机实体具有带缓冲器填充级别的发射机缓冲器；以及
比较分配给该至少一个发射机实体的信用额供给与该缓冲器的填充级别。
21.根据权利要求20的方法，其中还包括如下步骤：
响应该比较步骤，确定该信用额供给是等于或是大于该缓冲器填充级别；以及
如果是，则从该接收机实体向该至少一个发射机实体发送控制帧，该控制帧中包括该信用额供给和初始信用额供给。
22.一种在无线通信系统中提供流控制的接收机实体，其特征为：
一个发送模块，用于给至少一个发射机实体提供信用额，当该至少一个发射机实体具有来自该接收机实体的信用额时，该至少一个发射机实体进行发送；以及
处理装置，用于确定是否将信用额给予该至少一个发射机实体；
其中该发送模块被安排为：如果在该处理装置中确定将信用额给予该至少一个发射机实体，则将信用额给予该至少一个发射机实体。
23.按照权利要求22的接收机实体，其中该接收机实体包括一个接收机缓冲器。
24.按照权利要求23的接收机实体，其特征为，该处理装置被安排为至少部分地基于该接收机缓冲器的缓冲器填充级别来确定是否给予信用额。
25.按照权利要求22的接收机实体，其中该接收机实体包括一个媒体接入控制实体。
26.按照权利要求25的接收机实体，其中该接收机实体包括一个无线链路控制实体。
27.一种在无线通信系统中提供流控制的发射机实体，其特征为：
一个发送模块，用于发送包括缓冲器填充级别指示符的数据帧；
一个接收模块，用于接收从一个接收机实体给予的信用额，以及
处理装置，用于确定是否已被给予信用额，
其中一个被给予的信用额等于第一信用额供给和第二信用额供给的总和。
28.根据权利要求27的发射机实体，其中该发射机实体包括一个发射机缓冲器。
29.根据权利要求28的发射机实体，其特征为该处理装置被进一步安排为当被给予一个发射机缓冲器填充级别时比较一个信用额。
30.根据权利要求27的发射机实体，其中该发射机实体包括一个媒体接入控制实体。
31.根据权利要求30的发射机实体，其中该发射机实体包括一个无线链路控制实体。
32.一种包括接收机实体和发射机实体的无线通信系统的控制节点，其中该控制节点包括根据权利要求2 2-26之一的一个接收机实体和根据权利要求27-31之一的一个发射机实体。
33.根据权利要求32的控制节点，其中该控制节点是一个通用移动电信系统的控制节点。
34.一种提供流控制的无线通信系统的控制节点，该控制节点的特征在于，
处理装置，用于确定是否将信用额给予至少一个发射机实体，以及确定是否已经从至少一个接收实体给出信用额；
一个用于给该至少一个发射机实体提供信用额的发送模块，当所述至少一个发射机实体具有来自该控制节点的信用额时该至少一个发射机实体进行发送；
一个用于发送包括一个缓冲器填充级别指示符的数据帧的发送模块；以及
一个用于从该接收机实体接收信用额的接收模块；
其中该控制节点包括一个或者多个媒体接入控制实体。
35.根据权利要求34的控制节点，其中该控制节点包括一个MAC-c实体和一个MAC-d实体。
36.根据权利要求34的控制节点，其中该控制节点包括一个无线链路控制实体。
37.根据权利要求34的控制节点，其中该控制节点是一个无线网络控制器。
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