CN1263272C - 在执行tcp/ip的通信系统中动态调整重传输和否定应答数目的方法 - Google Patents

在执行tcp/ip的通信系统中动态调整重传输和否定应答数目的方法 Download PDF

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Abstract

在执行传输控制协议/网际协议(TCP/IP)的通信系统中，一种装置和方法，用于当在进入RLP接收方的链路速度高时(610)、当所述发送方的TCP窗口接近最大值时(614)、或者当不能完成的重传输的NAK百分比接近阈值时(617)的情况下检测到错误时，增加由接收设备(412，416，502)传输的NAK数(612)。在本发明的第二方面中，当所述RLP发送方的链路速度高、且所述传输轮次为第一轮时，当所述发送方的TCP窗口接近最大值时，或者当不能完成的重传输的NAK百分比接近阈值时的情况下接收到重传输数时，所述装置和方法增加由发送设备(412，416，502)传输的重传输数。

Description

在执行TCP/IP的通信系统中动态调整 重传输和否定应答数目的方法
发明领域
本发明总的来说涉及通信系统领域，具体地说，涉及动态调整每一个否定应答(NAK)发射出的重发射数目和每一个无线链路协议(RLP)错误发射出的NAK数目的方法。
发明背景
传输控制协议/网际协议(TCP/IP)是因特网的基本的通信语言或者协议。也可以将其用作专用网中(在内部网或外部网)的通信协议。当人们建立对因特网的直接访问时，与许多其它计算机一样，给他的或她的计算机提供复制的TCP/IP程序，他或她可以向或从也具有复制的TCP/IP的计算机发送或接收信息。
TCP/IP协议为两层协议。较高层协议TCP将消息或者文件装配成较小的分组，该分组被通过因特网传输，并且被将该分组重新装配成原始消息的TCP层接收。较低层IP处理每一个分组的地址部分，使得分组被路由到正确的目的地。在网络上的网关计算机检查该地址以确定将所述消息发往何处。即使来自相同消息的一些分组于其它的分组路由不同，他们都在相同的目的地被重新装配。
在TCP/IP中，在接收到通常以确认(ACK)的形式进行确认之前，限制了可以传输的字节数。这种限制通常被称为当前发送窗口(snd_wnd)，并且在TCP会话期间经常被更新。将当前snd_wnd计算作为最小的发送方拥塞窗(cwnd)和接收方广告窗口(rcvwnd)(advertised window)。发送方cwnd为发送方的一种尝试，其根据以往的经验估计它可以发送而又不造成网络拥塞的数据量。在开始TCP会话处，发送方cwnd开始时很低，随着发送方了解到可以使用多少带宽，其逐渐地增加cwnd。rcvwnd依赖于存储量和接收方的处理能力，通常为64k字节(TCP允许的最大数)。然而，rcvwnd可以更加地小。通常在连接期间，rcvwnd值是固定的，并且当没有拥塞或者限制发送方cwnd的分组丢失时，rcvwnd对最大的发送窗口(max_snd_wnd)给出了一个上限值。当前的snd_wnd值在达到通常等于rcvwnd的max_snd_wnd值之前一直增加。例如，在运行Windows的个人计算机(PC)中的rcvwnd为64k字节。然而，在一些TCP/IP的实现中，如Sun Solaris 2.6/2.7中，rcvwnd可以为8k字节。在64k字节的情况下，如果前面发送的64k字节没有没有被其正在与之通信的TCP/IP实例(instance)确认，则TCP/IP不能越过这些64k字节发送单个k字节。(TCP/IP的一些实例为网页服务器、电子邮件服务器、和PC)。换言之，一旦达到64k字节的限制，TCP/IP变为停止-和-等待协议，其显著地降低吞吐量。
参见图1，服务器或者其它主机102将64k字节帧传输到移动台(MS)104，所述帧例如由1.5k字节的分组组成。如图所示，在将分组从服务器102传输到MS104期间引入了延迟。在此系统中，传输速度(链路速度)是低的，并且延迟很长。MS104接收在第一帧中的第一个1.5k字节，并且将TCP/IP ACK发送回服务器102，同时，在相同的分组中的其它分组仍然被传输。由于在整个64k字节被发送之前服务器102接收ACK，在服务器102中的TCP/IP不必停止传输分组，吞吐量不会降低。(参见图1中的粗线)。
图2说明在传输速度高、传输延迟低的系统中的传输在64k字节帧的1.5k字节分组。在这种情况下，与图1所示一样，MS104接收第一个1.5k字节分组，并且将TCP/IP ACK发送回服务器102，同时，在相同的分组中的其它分组仍然被传输。同样，由于在发送整个64k字节之前，服务器102接收ACK，在服务器102中的TCP/IP不必停止传输分组，不降低吞吐量。(参见图2中的粗线)
图3说明在传输速度高、传输延迟长的系统中的传输在64k字节帧的1.5k字节分组。在这种情况下，服务器102将整个第一64k字节帧发送到MS104，而没有为任何一个1.5k字节分组接收TCP/IP ACK。在这种情况下，服务器102中的TCP/IP不能在下载中开始发送在第二组64k字节中的任何分组。实际上，TCP/IP变为停止-和-等待协议，其显著地降低吞吐量。
下一代CDMA系统，诸如CDMA2000获得比当前的CDMA系统更高的链路速度，并且降低了可以容忍的最大延迟。在300Kbps、64K字节最大TCP窗口(TCP window)的情况下，可以容忍的最大延迟为2.7秒。如果在下一代CDMA系统中使用当前的RLP方法，许多呼叫中的延迟极有可能超过2.7秒，因为在更高数据速率中，在更短的时间内就耗尽完TCP窗口。在CDMA2000中，数据呼叫使用RLP来纠正无线链路中的错误。RLP试图根据在TIA/EIA/IS-707-A-2(IS-707-A-2)中规定的方法来纠正无线错误(radio error)。可以通过www.tiaoline.org的网站，或者通过向位于美国华盛顿D.C.20002的宾夕法尼亚街道1300，350号的电信工业协会写信获得IS-707-A-2的一份副本。根据IS-707-A-2，RLP试图如下纠正错误：在新的帧被通过用于第一时间的无线链路传输之前考虑它。如果该帧被无线链路“擦除”，对于Y轮(round)，RLP接收实例(在接收设备中的RLP)将S(Y)个NAK发送到请求S(Y)份复制帧的请求方。也就是，在第一轮，RLP将S(1)个NAK发送到请求传输S(1)份复制帧的源。如果没有复制帧(重传输)到达，在第二轮，RLP将S(2)个NAK发送到请求S(2)份更多的复制帧的源。NAK S(1)和S(2)的数量由RLP在开始RLP会话时协商。这个过程持续Y轮。如果所有的轮次均不成功，RLP退出(放弃)，并且分组作为其部分的帧被破坏(corrupt)，并且必须由TCP/IP重新传输。如果在一行(row)中的两个或多个TCP/IP分组包含至少一个RLP段或帧，其中每一个均不被成功重新传输且导致退出，则TCP/IP极可能超时。当TCP/IP超时时，通常，其需要2到3秒来重发送已破坏的分组。这是很显著的延迟，因此应当使退出的数量最小。
随着帧错率(FER)增加，RLP退出的概率增加。由RLP引起重传输的开销总数由方程F*S(1)粗略地表示，式中F是由帧可见的FER，且正如前面所述，S(Y)代表为轮次Y发送的NAK数。换言之，F*S(1)是对重传输的平均数的好的近似，所述重传输为必须为发送的每一个新的RLP帧发送的。因此，RLP的吞吐量大约为1/(1+F*S(1))，因为对于发送的每一个新帧(分子)，必须要发送的帧总数为1+F*S(1)(分母)。例如，如果所S(Y)从1增加到3，并且F＝10％，RLP吞吐量从91％降低到77％(1/(1+(.10*1)＝.91至1/(1+(.30*1)＝0.77)。然而，如果S(1)＝3而不是S(1)＝1，平均RLP有序延迟显著地降低，因为被擦掉原始传输的RLP帧最有可能在它的第一轮重传输中被成功地重新传输。(如果发送三次重传输，比之仅有一次重传输，极有可能至少有一次成功。)这使得在第一轮重传输中发送的帧的延迟小于在第二轮重传输中发送的帧的延迟。
由John Harris和Manish Airy撰写的文章介绍了一种方法，其表明在上面介绍的情况下，平均有序延迟大约为33％(从大约220毫秒到145毫秒)。该文章题为“Analytical Model for Radio Link Protocol”，出版在IEEE Vehicular Technology Conference Proceedings in Spring2000(VTC 2000-Spring Tokyo.2000 IEEE 51st，Volume：3，2000Page’s2434-2438 vol.3)中。从这种情况可以看出，通过在RLP的每一轮中协商更多的NAK，可以减少RLP延迟，并且可以减少变为停止-和-等待协议的TCP/IP的出现。然而，如在前面所述，增加每一轮的NAK数可引起RLP吞吐量的减少。如图1所示，当传输速度低时，没有TCP/IP停止-和-等待问题，因此不需要不必要地减少RLP吞吐量。
退出也导致在RLP发送方实例中减少RLP吞吐量(在发送方设备中的RLP)。当从发送方设备将数据帧传输到接收方设备时，在发送方的重传输缓冲区中存储该帧的副本。如果在接收设备没有接收到该帧，RLP接收实例将NAK X(X代表擦除帧的序列码)发送给发送方。RLP发送方接收请求重传帧X的NAK X，并且试图从所述重传缓冲区重新得到帧X的副本。重传缓冲区具有有限的固定的大小。例如，考虑重传缓冲区保持恰好D个RLP帧的情况，其中D＝256。当发送了第257RLP帧时，发送方的重传缓冲区是满的，并且第一(最老的)RLP帧被从重传缓冲区中删除以为第257个RLP帧留出空间。如果RLP发送方实例为重新传输已经被从RLP重传缓冲区中删除的RLP帧而接收NAK，RLP发送方实例不能通过重传输RLP帧来满足NAK。当发生这种情况时，出现丢失RLP。例如，通常当在帧Y之后接收到用于重传帧X的NAK，并且(Y-X)大于D时，出现RLP丢失。丢失的RLP帧由RLP退出(也就是，RLP在该帧上放弃，把错误留给应用程序或者更高层传输协议潜在地重新传输)。对于终端用户来说，这引起额外的延迟和较差的服务质量。如前所述，减少RLP的延迟就减少了RLP丢失的概率。这是因为，RLP丢失倾向于在如下情况时发生：当在其原始传输后必须重新传输一帧一长时间时，例如在试图重新传输许多轮后。如果在较早的轮次中成功地进行了重新传输，将减少RLP丢失的问题。能够降低如前所述的RLP延迟，但是这增加了由于吞吐量的降低而导致的费用。因此，如果出现RLP丢失问题，应当出现延迟。
可以在发送方和接收方检测到RLP丢失。在RLP发送方，当RLP接收方接收由于如前所述已被删除而不能满意的NAK时，可以检测到RLP丢失。在接收方，更加难以检测已经发生了RLP丢失。然而，例如，如果RLP协商一种1，1，1，1方案，可以跟踪在每一轮中的成功的RLP NAK的百分比(导致重新传输)。例如，如果在第一个4轮中的95％的NAK是成功的，但是在第5轮中的0％NAK是成功的，在第5轮中出现NAK丢失问题。此外，如果足够小的NAK的百分比为最后的(last)轮次NAK，则NAK丢失问题不显著。而且，为了查明发送方的重传缓冲区深度，通过抢先发送用于不需要重新传输的帧的NAK，RLP接收方可以查明现存的NAK丢失问题。
因此，需要一种装置和方法，用于当在进入RLP接收方的链路速度高的情况中检测到RLP错误时，当发送方的TCP窗口到达最大时，或者当不能完成的重新传输NAK的百分比到达阈值时，动态地调整由RLP接收实例发送的NAK数。也需要一种装置和方法，用于当在超出RLP发送方的链路速度高的情况下接收到NAK时，当发送方的TCP窗口到达最大时，或者当不能完成的重新传输的NAK的百分比到达一个阈值时，动态地调整由RLP发送方实例发送的重新传输数。
附图说明
图1为说明在位于具有低传输速度和长延迟的系统中的服务器和移动台之间如何传输信息的流程图。
图2为说明在位于具有高传输速度和低延迟的系统中的服务器和移动台之间如何传输信息的流程图。
图3为说明在位于具有高传输速度和长延迟的系统中的服务器和移动台之间如何传输信息的流程图。
图4为可以用来实现本发明的已知系统的第一实施例的方框图。
图5为可以用来实现本发明的已知系统的第二实施例的方框图。
图6为本发明的方法的第一方面的优选实施例的流程框图。
图7为本发明的方法的第二方面的优选实施例的流程框图。
具体实施方式
本发明的第一方面，提供了一种装置和方法，用于当满足(meet)某种条件时动态地调整由RLP接收方实例发送的NAK数。本发明的第二方面，提供了一种装置和方法，用于当满足某种条件时动态地调整由RLP发送方实例发送的重传输数。在某种条件下动态地增加NAK数或者重新传输数可以减少出现RLP退出，并且可以增加RLP吞吐量。
图4为可以用来实现本发明的各方面的已知系统的第一实施例的方框图。在系统400中，经MS 416将信息从因特网404下载到PC 418。也可以将信息从PC418上载到服务器402。该系统包括与因特网404通信的服务器402。因特网404与分组数据业务点(PDSN)406进行通信以维持移动台到因特网的连接。PDSN406连接到包括基站控制器410和选择分布单元(SDU)412的基系统(BSC)408。BSC 410实现为空中接口(RF链路)415的固定方的发信令和控制。SDU412为空中接口415的上行链路部分选择最好的已接收的无线帧，并且为空中接口415的下行链路部分将该无线帧发布到收发基站(BTS)414。BTS414为空中接口415执行标准的无线收发器功能，诸如编码和调制。BTS 414与MS416进行无线通信。MS 416连接到PC418。
参见图5，其示出可以用来实现本发明的各方面的已知系统500的第一实施例的方框图。除了在图5中，将PC的功能结合到MS中，如MS/PC 502方框表示之外，图5的系统与图4的系统相似。在MS/PC502中，RLP(其在MS中运行)已经访问TCP/IP信息。(TCP/IP在MS中运行)如前所述，TCP/IP具有相关实现(implementationdependent)的最大的窗口。该窗口被称为max_snd_wnd，并且单位为K字节。通常，max_snd_wnd为64K字节。然而，在一些TCP/IP应用程序/设备中，最大窗口可以是8K字节。另一个参数snd_wnd代表发送方的窗口的当前值。MS/PC 402具有一个snd_wnd，以用于将信息上载到服务器402。当TCP/IP已经传输64K字节(max_snd_wnd)，并且其正与之通信的TCP/IP实例没有确认这些字节时，TCP/IP变成具有显著降低的吞吐量的停止-和-等待协议。总之，当因特网404来回一次时间(RTT)(秒)和链路速度(L)(K比特/秒)为L*RTT/8接近等max_snd_wnd时，接近64K字节的限制值。作为一个例子，当max_snd_wnd为64K字节时，L为150K比特/秒，RTT为3秒：150*3/8＝56.25＜64时，接近限制值。
在CDMA系统中，由于有很多的延迟器件，可以很容易地到达3秒RTT延迟。假设有150K比特/秒的链路速度，在图5的系统中的各个点均可引入在发送信息帧中延迟。在将帧下载到MS/PC 502的情况下，可发生第一因特网404的大约250到1000毫秒延迟。该延迟代表帧在服务器402和PDSN 406之间传输所需要的时间。当BS 408获得许可通过辅助信道(未示出)将帧传输到BTS 414时，在BS 408处可发生大约300毫秒的时间延迟。需要来传输分组的时间(1500字节/80毫秒)引起延迟。如果MS/PC 502没有接收到该帧，将发生RLP延迟。RLP延迟代表发射该帧所需的总时间。MS/PC 502可引起在产生TCP/IP ACK中的延迟。在当前的例子中，假定没有延迟。TCP/IP ACK的传输时间也引起延迟，每一次重传输大约延迟20毫秒。由于TCP/IPACK必须通过因特网404到达服务器402，可出现大约250到1000毫秒的另一个因特网延迟。
在类似于图5的系统中，其中组合了MS和PC的功能，本发明的方法利用访问TCP/IP的参数snd_wnd和max_snd_wnd。该方法当TCP/IP接近停止-和-等待时减少了为成功地发送而要求大量的轮次的帧的概率，所述停止-和-等待由参数snd_wnd对max_snd_wnd的参数的近似所指示。减少要求大量轮次的帧的概率增加了重传输量，这又降低了RLP吞吐量。然而，来回一次时间(RTT)的减少增加了TCP吞吐量。
现在给出本发明的第一方面的详细介绍。在图4和5的系统中，在MS 416和MS/PC 502中、在下载期间(信息被下载到MS 416或MS/PC 502)，和在SDU 412中、在由本领域公知的微处理器或计算机上载期间，实现动态地调整由RLP接收实例发送的NAK数的方法。例如，当MS 416(或MS/PC 502)检测到擦除从服务器402传输来的分组时，MS 416(或MS/PC 502)执行该方法以初始化重新传输已擦除的分组。同样，当SDU 412检测到擦除从MS 416(或MS/PC 502)传输来的分组时，SDU 412执行该方法以初始化重新传输。
参见图6，示出了用于动态地调整由RLP接收实例发送的NAK数的方法的优选实施例的流程图。在开始RLP会话时，协商RLP参数(例如，轮次数Y，和每轮要传输的NAK数S(Y))。当检测到擦除时，在步骤602，该方法检测已协商的参数。在步骤604，该方法估计进入RLP接收方(任何一个接收数据的MS 416，MS/PC 502或SDU 412)的链路速度。在优选实施例中，通过测量在预定的时间期间(优选地为1秒)中通过RLP发送的字节数来估计链路速度。在步骤605，该方法检测下述值：B＝发送的第一轮次NAK％，其导致接收到的重传输，C＝最后轮次NAK％，其导致接收到的重传输，和D＝最后轮次NAK的发送的所有NAK％。在步骤606，该方法确定是否从在发送方设备中的TCP提供max_snd_wnd和snd_wnd。如前所述，这些参数在类似于图5的系统中是可用的，其中TCP包括在MS和其它接收设备中。如果max_snd_wnd和snd_wnd可用，该方法确定它们的当前值(步骤608)。典型地，在发送方和接收方之间协商max_snd_wnd。snd_wnd通常增加TCP/IP会话的吞吐量。如果max_snd_wnd和snd_wnd不可用，在步骤610，该方法确定链路速度是否大于第一预定阈值(优选地为125kbps)，并且确定RLP是否在第一轮中(Y＝1)。第一预定阈值依赖于使用的TCP窗口大小和所期望的系统延迟。125Kbps假定(assume)最大的TCP窗口大小(64K字节)和某种(certain)的系统延迟特征。对于小TCP窗口大小和/或更大的系统延迟，可以降低阈值。如果链路速度大于第一预定阈值，并且Y＝1，该方法通过增加将在第一轮中传输的NAK数来改变已协商的参数(步骤612)，该方法结束(步骤618)。
在步骤610，如果链路速度不大于第一预定阈值，在步骤617，该方法确定比率(C/B)是否小于第三预定阈值，并确定D是否大于第四预定阈值，其中B，C和D在步骤605中已被检测。该测试估计RLP丢失情形是否在如前的文字中所述的那样在传输方处发生。第三预定阈值处于0-1范围中，优选地为0.7。第四预定阈值取决于帧擦除率和NAK轮次数，其优选地为0.0001。如果C/B比率小于第三阈值，D大于第四阈值，该方法通过增加将在第一轮中传输的NAK数来改变协商的参数(步骤612)，该方法结束(步骤618)。如果在步骤617中对测试的回答是“否”(C/B不小于第三阈值，D不大于第四阈值，或者C/B不小于第三阈值，D不大于第四阈值)，在步骤616，该方法维持已协商的参数(使已协商的参数不改变)，该方法结束(步骤618)。
返回去看步骤608，在确定max_snd_wnd和snd_wnd的当前值后，该方法确定max_snd_wnd小于snd_wnd的差值是否小于第二预定阈值，优选地为15k字节(步骤614)。如果回答是“是”，该方法通过增加在第二轮中将要传输的NAK数来改变已协商的参数(步骤612)，该方法结束(步骤618)。如果回答是“否”，在步骤616，该方法维持已协商的参数，该方法结束(步骤618)。换言之，该方法确定TCP窗口的当前值是否在某一预定的最大值内。如果回答是“是”，则TCP/IP接近停止和等待情形，并且该方法增减在第一轮中发送的NAK数。
一旦完成图6的方法，RLP试图根据在IS-707A的部分10中规定的方法来纠正无线错误(radio error)，当链路速度高于第一阈值时，当snd_wnd位于预定的max_snd_wnd的数之内时，或者当RLP丢失情形发生在传输方时，增加在第一轮中传输的NAK数。通过在第一轮中发送更大的NAK数，本发明的方法使要求大量的轮次以成功传输的帧的概率最小。当链路速度低于阈值时，当snd_wnd没有充分地接近max_snd_wnd，或者当RLP丢失情形没有发生在传输方处时，RLP使用在开始RLP会话处协商的参数。
现在给出对本发明的第二方面的详细介绍。在图4和5的系统中，在SDU 412中、在下载期间，和在MS 416和MS/PC 502中、在由本领域公知的微处理器或计算机上载期间，实现动态地调整由RLP发送实例发送的重传输的方法。与图6的方法类似，当链路速度大于第一阈值，并且snd_wnd位于预定的max_snd_wnd数之内时，当前方法调整每一NAK发送的重传输数。当前方法也考虑前面讨论的RLP丢失问题。具体地，该方法检测到可以进行重传输的已接收的NAK百分比数，因此填充重传缓冲区的容量，并且该方法使用信息确定是否增加每RLP NAK的重传输。这又减少RLP丢失率。
作为说明发送方检测到可以进行重传输已接收到的NAK百分比，假定RLP在RLP会话开始处协商1，1，1，1，1方案。可以跟踪在每一轮中成功的重传输的NAK的百分比。例如，如果在第一个4轮中95％的NAK成功，但在第5轮中的0％的NAK成功，NAK丢失问题发生在第5轮。此外，为了查看接收方的重传输深度，RLP发送方可以抢先为不需要重传输的帧发送NAK。
图7是用于动态调整由RLP发送实例发送的重传输数的方法的优选实施例的流程图。在步骤702，该方法检测相关已协商的RLP参数--轮数，每轮要传输的NAK数，和每RLP NAK的重传输数。在步骤704，该方法估计超出RLP发送方的链路速度。在步骤706，该方法检测重传输成功的已接收的NAK百分比。在步骤708，该方法确定是否从在发送方设备中的TCP可用max_snd_wnd和snd_wnd。如果max_snd_wnd和snd_wnd可用，该方法确定max_snd_wnd和snd_wnd的当前值(步骤710)。如果max_snd_wnd和snd_wnd不可用，在步骤712，该方法确定链路速度是否大于第一预定阈值，优选地为125Kbps，并且确定RLP是否位于第一轮中(Y＝1)。如果回答是“是”，该方法增加每一RLP NAK发送的重传输数(步骤714)，该方法结束(步骤722)。如果回答是“否”，该方法确定为成功重传输的已接收的NAK的百分比是否小于第三阈值，优选地为10％(步骤718)。如果该百分比大于第三阈值，该方法增加每RLP NAK发送的重传输数(步骤714)，该方法结束(步骤722)。如果该百分比不大于第三阈值，该方法维持每一RLP NAK发送的重传输的已协商的数目(步骤720)，方法结束(步骤722)。
返回去看步骤710，在该方法确定当前的max_snd_wnd和snd_wnd值之后，该方法确定max_snd_wnd小于snd_wnd是否小于第二阈值，优选地为15K字节(步骤716)。如果回答是“是”，该方法增加每一RLP NAK发送的重传输数(步骤714)，并且结束流程(步骤722)。如果回答是“否”，该方法向前到达步骤718，并且继续如前所述的过程。
一旦完成图7的方法，RLP试图根据在IS-707A的部分10中规定的方法来纠正无线错误，当链路速度高于第一阈值时，当snd_wnd位于预定的max_snd_wnd的数之内时，或者当为成功重传输已接收的NAK百分比小于第三阈值时，增加在第一轮中发送的重传输数。通过在第一轮中发送更大的NAK数，本发明的方法使要求大量的轮次以成功传输的帧的概率最小。
尽管可以对本发明进行各种修改，且可以是替换的形式，以示例的方式在附图中是除了特定的实施例，并且在此进行了详细地介绍。然而，应当理解，本发明并不限于在此公开的特定的形式。实际上，本发明覆盖落在由所附的权利要求定义的本发明的精神和范围之内的修改、等同替换和替换。

Claims (9)

1.在执行传输控制协议/网际协议的通信系统中，一种当无线链路协议检测到在传输中已经发生错误时，增加要在传输轮次中传输到发送设备的NAK数的方法，该方法包括步骤：
估计进入所述接收设备的传输速度；和
如果所述速度大于一阈值，并且所述传输轮次为第一传输轮次，响应于所述在传输中的错误增加所述发送的NAK数。
2.根据权利要求1所述的方法，其中所述估计进入所述接收设备的传输速度的步骤包括测量在预定的时间帧期间经无线链路协议发送的字节数。
3.在执行传输控制协议/网际协议的通信系统中，一种当无线链路协议检测到在传输中已经发生错误时，增加要在传输轮次中传输到发送设备的NAK数的方法，该方法包括步骤：
确定所述发送设备的最大的传输控制协议窗口大小；
确定所述发送设备的当前的传输控制协议窗口大小；和
如果所述最大传输控制协议窗口大小小于所述当前传输控制协议窗口大小的值小于一阈值，响应于所述在传输中的错误增加所述要传输的NAK数。
4.根据权利要求3所述的方法，其中所述响应于所述在传输中的错误增加所述要发送的NAK数的步骤包括将所述NAK数从1增加到2。
5.在执行传输控制协议/网际协议的通信系统中。一种当无线链路协议检测到在传输中已经发生错误时，增加要在传输轮次中传输到发送设备的NAK数的方法，该方法包括步骤：
确定在所述发送设备处是否发生无线链路协议帧丢失情形；和
如果所述无线链路协议帧丢失情形发生，响应于所述在传输中的错误增加发送的NAK数。
6.根据权利要求5所述的方法，其中所述确定在所述发送设备处是否发生无线链路协议帧丢失情形的步骤包括步骤：
确定被传输到所述发送设备、导致由所述接收设备接收的重传输的第一传输轮次NAK的百分比；
确定被传输到所述发送设备、导致由所述接收设备接收的重传输的最后的传输轮次NAK的百分比；
确定被传输到所述发送设备、为最后传输轮次NAK的所有NAK的百分比；和
如果被传输到所述发送设备、导致由所述接收设备接收的重传输的最后的传输轮次NAK的百分比被传输到所述发送设备、导致由所述接收设备接收的重传输的第一传输轮次NAK的百分比除的值小于第一预定阈值，并且被传输到所述发送设备、为最后的传输轮次NAK的所有NAK百分比大于第二阈值，发生所述无线链路协议帧丢失。
7.在执行传输控制协议/网际协议的通信系统中，一种当无线链路协议检测到在传输中已经发生错误时，增加要在传输轮次中传输到发送设备的NAK数的装置，该装置包括：
具有处理器的接收设备，其可操作地估计进入所述接收设备的传输速度；和如果所述速度大于阈值，并且所述传输轮次为第一传输轮次，响应于所述在传输中的所述错误增加要传输的NAK数。
8.根据权利要求7所述的装置，其中所述接收设备为选择和分布单元，而且，其中所述装置进一步包括连接到所述选择和分布单元的收发基站，以将所述NAK传输到所述发送设备。
9.根据权利要求7所述的装置，其中所述接收设备为移动台。
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