CN1360444A - 移动站共享的无线电信道上调度分组数据发送许可的过程 - Google Patents

Abstract

一种用于RLC/MAC协议的无线电块的发送许可的调度过程。在每个调度步骤,许可的优先级队列从由TBFMANAGER在FIFO基础上发送的请求开始进行填充。当接收到

连接请求时,识别符

和可能的RRBP值被写入到在分配给移动站等的单元中产生更多无负载单元的许可队列中,直到用尽这些请求。在相同的调度步骤中,随机地填充非优先级队列,选择

队列和在分配给的这些中的时隙j,该连接分配了更多无负载允许队列,并在选择的队列的连续自由位置上,以许可的形式输入TFIi识别符的最大可能数。在当前步骤中重复对不同

队列许可的可能批准。

Description

移动站共享的无线电信道上调度 分组数据发送许可的过程

                         技术领域

本发明涉及移动电话网络领域，并且更具体地涉及在由GSM-GPRS系统的各移动站共享的无线电信道中分组数据发送许可的调度(scheduling)过程。

                         背景技术

随着诸如连接到互联网之类的数据传输领域的各种业务的不断增长，移动电话系统PLMN(公共陆地移动网)正向所谓第三代方向发展。但是，在最后离开原始阶段并到达有效区域覆盖之前，进入第三代UMTS系统(通用移动电话系统)的业务将需要更多的时间。与此同时，存在用于通过现存的基于电路交换的第二代移动通信系统再给数据传输业务提供能力的空间，但这无线电资源主要利用话音传输，而不是数据传输。后者不利于可以达到的最大比特率的实现。还因为不是所有GSM业务的运营商都能利用UMTS的执照，所以这些要求在GSM(全球移动通信系统)环境中是特别急迫的。但是，在执行再给数据业务提供能力的情况下，那些被排除在外的运营商可能依靠能够认可GSM中引入的改进的用户。然而，对在GSM系统中再给数据发送业务提供能力的需要业已在ETSI环境(欧洲电信标准协会)中预见到了。这导致了关于现存GSM网上的分组交换业务的新的技术规范的确定和公布。这种业务从GPRS(通用分组无线电业务)的缩写中已经公知，在下文中术语GPRS还将被用于定义执行这种业务的系统或网络。由于其特性，分组交换路由(routing)是“非连接”的，即，对于整个有效对话期间，并不要求连续使用物理资源，因此，可用资源可以由多个用户共享，这些用户仅当实际需要时交替地使用资源。与传统GSM系统比较，在数据传输中采用GPRS系统的优点有两点：对于运营商能够在相同可用资源的条件下为更多用户服务；对于用户仅对使用资源的实际时间付费，并且因此不为无用时间付费。

本发明移植到GSM/GPRS系统上，为此其描述要求体现GPRS业务，主要涉及网络结构和接口、信号格式、以及操作协议的结构。对本发明实施例的描述有较大影响的方面将予以强调。下面，我们将研究某些与GPRS系统有关的公知技术的文件。这些文件连同GPRS系统的介绍一起将帮助概括本发明的主题要解决的技术问题。GPRS系统的介绍利用了迄今发表的关于此问题的多种技术规范，并且特别是以下2+阶段中的GSM文件：

-业务描述；阶段1(GSM 02.60版本7.2.0，1998发布)；

-业务描述；阶段2(GSM 03.60版本7.1.0，1998发布)；

-GPRS无线电接口的全面描述；阶段2(GSM 03.64版本8.3.0，1999发布)；

-移动站(MS)-基站系统(BSS)接口；无线电链路控制/介质访问控制(RLC/MAC)协议(GSM 04.60版本8.0.0，1999发布)；

-移动站-服务GPRS支持节点(MS-SGSN)；逻辑链路控制(LLC)层规范(GSM 04.64版本8.0.0，1999发布)；

本申请的图1(对应于GSM 03.60标准的图1)表示综合电话网的功能结构，该结构强调在所谓各个参考点上对GPRS服务的访问接口。在这个图上可以注意到，移动站MS(移动站)通过无线电接口Um连接到GPRS 1网络的一个访问端口。GPRS 1网络通过Gp接口又连接到第二GPRS 2网络，并且通过由参考点Gi指示的连接连接到公共网络PDN(公共数据网)。移动站MS包括通过由通常支持标准串行接口的参考点R指示的连接连接到第二功能块MT(移动终接的)的第一功能块TE(终端设备)。MT块连接到提供无线电信道分组数据业务的Um接口。

本申请的图2(对应于相同GSM 03.60标准的图2)表示支持GPRS业务的GSM网络的功能结构。与前面的图1比较，GPRS 1网络在其各个功能块中更详细地进行了描述，下面这些功能块：SGSN(业务GPRS支持节点)、GGSN(网关GSM)、和EIR(设备身份寄存器)与传统GSM系统比较是新的，而其余各块：BSS(基站系统)、MSC/VLR(消息交换中心/访问者位置寄存器)、HLR(本地位置寄存器)、SMS-GMSC(短消息业务-网关MSC)和SMS-IWMSC(SMS-互相作用MSC)、和最后SM-SC(短消息-业务中心)是对传统GSM系统的各同名异物块的GPRS业务的升级。与图1比较，预见下面各个新的接口：Gb、Gn、Gp、Gf、Gs、Gr、Gd、D、E、C，这些接口在相关各个块之间的可连接性在图中是可以看到的。具体地，Gn接口连接在相同PLMN系统中的两个GSN节点，而Gp接口连接属于不同PLMN系统的两个GSN节点。

正如从图2中可以注意到那样，可以注意到GPRS系统与传统的GSM之间的某些区别刚好在于网络结构上，主要由于两个新的SGSN和GGSN节点及相关的接口。新的SGSN接口与MSC中心在相同层级上，保持各个移动站的个别位置的记录并执行安全和接入控制的功能。为此，HLR记录利用GPRS用户的信息得到扩充。新的GGSN节点执行与分组交换外部网络互相作用功能，并且根据IP协议通过GPRS背网络与SGSN节点进行连接。

在操作中，希望接入GPRS业务的MS移动站将首先通知该网络进行GPRS操作的移动站的存在。这个操作建立MS移动站与SGSN节点之间的逻辑链路，并且使MS移动站经GPRS可以利用SMS业务、通过SGSN节点进行寻呼、和输入GPRS数据的通知。为了能发送和接收GPRS数据，MS移动站将使能它希望使用的分组数据地址；这个操作使得它被对应的GGSN节点知道和可以开始与外部数据网络的互相作用。由用户产生的分组数据按透明的方式利用称为封装和隧穿效应的方法在移动站与外部数据网络之间进行传送。实际该方法包括：分组数据与特定GPRS协议信息进行综合，并然后在移动站MS与GGSN节点之间进行传送。这种透明传送方法减轻需要翻译外部数据协议的GPRS系统PLMN的负担并且有利于将来附加的互相作用协议的引入。由用户产生的数据可以进行压缩和利用重复发送协议进行保护，以获得较高的效率和可靠性。

GPRS系统的另外的技术特征被列在考虑中的相同GSM 03.60标准的第4点(主要概念)，并且这里再次建议本发明将要描述的较好的帧。具体地，在第4点下，也就是说GPRS系统使用分组-模式技术，通过无线电和网络资源使用的优化，以高或以低的速度有效地传送数据和信令。在网络子系统与无线电子系统之间保持严格的分离，使网络子系统能再利用其它无线电接入技术。GPRS系统并不强制改变业已安装的基本MSC。

已经定义新的GPRS无线电信道并且这些信道的分配是灵活的，例如：无线电接口的1到8时隙可以被分配在TDMA帧(时分多址)内，各个时隙由各有效用户共享，并且分别分配给上下行链路。根据业务的负荷和运营商的偏爱，无线电接口的资源可以在话音与数据业务之间动态地共享。预期已调无线电信号GMSK(高斯最小移频键控)的4种编码方案能使每个用户的比特速率包括在9和大于150kbit/s之间(如果独用TDMA帧可用的第八时隙，并在完全缺乏冗余度的情况下，是最高比特率)。还规定了GPRS业务的升级版本，即所谓的增强GPRS(EGPRS)，其中GMSK传统调制被高达8-PSK(相移键控)的调制替代。在这种情况下，调制和编码方案被增加到9种并且因此每个用户的最大比特速率在8个时隙上增加到高达570kbit/s。

基于标准类型的数据协议的各个应用程序得到支持，并且利用IP(互联网协议)和X.25网络定义互相作用。专门的点对点和点对多点业务得到支持。许可在GPRS无线电信道上的SMS业务(短消息业务)的传送。

GPRS系统被设计得支持从间歇和突发型传输到大量数据的非经常性传输的数据传送模式。预见业务质量的不同概况。资费应当基于传输的数据量。

GPRS系统支持MS移动站的三个操作模式：在A类模式中，移动站同时与GPRS和GSM业务工作。在B类模式中，移动站同时观测GPRS和GSM业务的控制信道，但每次仅工作在一种业务设置。最后，在C类模式中，仅与GPRS业务工作。

就涉及SMS业务来说，MSC中心的某些功能要经过升级，以支持经SGSN节点的SMS消息的传输。可选择地，可以增加功能块MSC/VLR，用于GPRS与非GPRS业务和功能的更有效地合作；例如，用于通过SGSN节点的电路交换呼叫的寻呼，和GPRS和非GPRS位置的组合更新。

关于安全的功能与现存纯GSM的相同。SGSN节点对分组数据传输执行验证和优化的加密算法。GPRS ME(移动站设备)移动站通过通知的或不通知的SIM(用户身份模块)可以接入到GPRS业务，在不通知的情况下这种类型的功能业已存在。

小区选择可以由MS移动站独立进行，或者基站告诉移动站选择一个给定的小区。当移动站再选择另外的小区或形成路由区(路由区(routingarea))的一组小区时，移动站通知网络。

对于它们的性能，上述列出的复杂的功能要求各协议能够在Um、Gb、和Gn接口中管理发送的过程和信息传输的控制(即，流控制、差错检测、差错纠正或重发，等等)。

本申请的图3(对应于上述GSM 03.60标准的图4)表示包括在图2中的主要接口上预见的协议栈的“传输平面”。该“传输平面”是一种叠加的层结构(各个层)，该结构遵循用于开放系统互连OSI(开放系统互连)的ISO(国际标准化组织)模型。按照这个模型，开放系统可以利用位于垂直序列(栈)中的一组子系统进行描述。包括一个或多个层实体N的子系统N仅与位于上和下的子系统相互作用。层实体N在其所属的层N内执行各种功能。对于相等层(对等实体)的N个实体之间的通信，使用所谓的对等协议。通过对等协议(peed-to-peed protocol)交换的信息单元被称为N-PDU(N-协议数据单元)，它包含数据和控制信息N-PCI(N-协议控制信息)。相等层N的各实体利用由层下面提供的业务在它们之间进行通信。同样，层N的各业务在称为N-SAP(N-业务接入点)的接入点被馈送到层N+1。为了相邻层N和N+1之间接口的描述，引入N级基元(primitive)。利用N级业务协议的这个目的，N级基元与相关数据业务单元N-SDU(N-业务数据单元)一起由层N发送到层N+1，并且反之亦然。因此，基元和SDU单元能够形成沿栈的双向信息流。

将对图3的不同层进行规范的各功能要求附加的支持和控制功能，描述在与在图2的不同接口操作的“信令平面”相关的附加协议栈中。此后，当为了不至于造成混淆时，术语层被认为是协议的异名。注意，属于不同的协议栈的图3的各异名层之间的连接当然是逻辑型的。由起始层到目的层传输的信息始终是由出现在路径上的不同接口：Gb、Abis、Um的物理信道传送的，该路径是由各个分组从起始协议栈下降，经历由各个所跨越的层施加的变换，跨过物理层，并然后在到达栈上升所形成的。

图3按次序表示功能块MS、BSS、SGSN、和GGSN；对于每个功能块，表示为所有在该块的一侧的协议栈。正如可以看到的那样，BSS和SGSN块的每个包括两个不同的接口并且因此包括两个不同的协议栈，在这种情况下，在每对栈的顶部需要中继功能，能够由放置在每个块的两侧的接口使用紧邻的协议的较高层。下面是在图3可以看到的具有简短注释的各协议表，这些协议包括在将要予以描述的本发明中：

-GTP(GPRS隧穿协议)；规范在GSM 09.60；

-TCP(传输控制协议)；定义在RFC(射频信道)793；

-UDP(用户数据报协议)；定义在RFC768；

-IP(网际协议)；它是使用在GPRS背网络中路由数据和信令的PDP型(分组数据协议)的著名协议；

-SNDCP(子网依赖(Dependence)收敛协议)；这个传输功能在下层网络的特性范围内映射网络层的特性。SNDCP协议是从GSM 03.60的功能观点进行描述的，并且在GSM 04.65中予以规范；

-LLC(逻辑链路控制)；这个层给出了加密逻辑链路，高可靠性地在MS移动站的第3层实体与SGSN节点之间传输信息。LLC协议在GSM 04.65中进行规范并参照图4更详细地描述；

-中继；在BSS站中这个功能在接口Um与Gb之间交换协议单元LLC PDU(LLC协议数据单元)；

-RLC/MAC；RLC(无线电链路控制)功能给予可靠的无线电链路并且在物理信道GSM范围内映射LLC帧。MAC(介质访问控制)功能控制无线电信道的访问信令过程(请求和批准)。RLC/MAC协议在GSM 04.60中定义并将参照图4更详细地描述；

-GSM RF；涉及在Um接口的无线电信道，定义在GSM 05规范组中；

-BSSGP(基站系统GPRS协议)：这个层传输关于在BSS与SGSN子系统之间交换的路由和业务质量的信息。BSSGP协议不执行纠错。它规范在GSM08.18中。

关于较好地涉及本发明的“信令平面”MS-SGSN，可以参照图3，该图中在LLC层上面的MS和SGSN块中，指示称为GMM/SM(GPRS移动性管理和对话管理)的层并且在下面将详细予以描述。

本申请的图4对应于GSM 04.60标准的图1，其中概括地由该标准的图中的方框表示的LLC层，在这里相反地由来自GSM 04.64标准的图2的细节表示。本申请的图4给出图3的传输平面的协议的各个结构的表示，具体地给出了MS移动站与SGSN节点之间的通信，其当然跨过BSS子系统。必须指出的是，表示出的不同块之间的各连接是功能性的逻辑型，尽管由图中的前后关系给人以电路的印像。与图3的表示比较，第3层导致了具有以下附加协议的扩充：GMM、SMS、和TOM(消息的隧穿)，这些协议具体是：

-GMM协议(GPRS移动性管理)使用LLC层的业务传送MS移动站与SGSN节点之间的消息。GMM和LLC层之间的交互是根据业务和基元进行定义的，并且由在GSM 04.08中定义的程序进行管理。GMM协议还支持移动性管理的功能，例如GPRS启动(attach)管理、GPRS分离、安全性、路由区域的更新、位置的更新、对于分组数据PDP协议的操作环境的使能、和上述PDP环境的禁止。GMM协议的许多功能被描述在GSM 03.60标准的第6章。

-SNDCP协议控制MS移动站和SGSN节点之间的网络协议单元N-PDU(网络-PDU)的传输。SNDCP协议的主要功能是：

-分组数据协议的复用，例如IP。

-用户数据分组的压缩/解压缩。

-协议控制信息的压缩/解压缩。

-在LLC(LL-PDU)协议单元范围内的各网络协议单元(N-PDU)的分段和在N-PDU协议单元范围内的LL-PDU协议单元的重新组合。

为了实现上述各功能，SNDCP协议利用NSAPI(网络层业务接入点识别符)识别符，识别MS移动站中到分组数据协议PDP的接入点，而在SGSN和GGSN节点中，它识别与上述PDP协议的地址相关的环境。

-TOM协议被用于交换MS移动站与SGSN节点之间的异名协议的包封(envelope)。TOM过程是在GSM 04.64标准的附录B中定义的。

-SMS协议使用LLC层的业务在MS移动站与SGSN节点之间传输SM消息(短消息)。SMS过程是在GSM 03.40中定义的。

参照图4，表示出下列第3层的各个块：SNDCP、TOM、SMS、和虚线框起的、包含GMM块的MM子层块。虚线的MM子层连接到由第2层的2RR(无线电资源)子层提供的两个业务接入点RR和GMMRR(GMM到无线电资源)。剩余的GMM、SNDCP、TOM、和SMS块按次序连接到下列由LLC层提供的业务接入点：2xLLGMM(LLC到GPRS移动性管理)；LLx(逻辑链路x)；TOM2，8；和LLSMS。所有上面指示的SAP(业务接入点)接入点被放置在从LLC和RR层下面划分的第3层的线上。LLC层由包含LLME块(逻辑链路管理实体)的LLC块功能性地表示，该LLC块连接到两个LLGMM接入点之一和到与剩余业务接入点那么多的LLE(逻辑链路实体)块。LLE块包括相同数量的SAPI(业务接入点识别符)识别符，与它们个别关联到的相关SAP点数量一致。每个LLE块连接到称为复用器程序的块的相关接入点。后者具有桥接在第2层的底部划界的线的两个附加的GRR(GPRS无线电资源)和BSSGP接入点。由与MS移动站相关的RLC/MAC子层提供的业务到达GRR接入点，而BSSGP接入点由与SGSN节点相关的异名(homonym)子层提供的业务到达。

RR子层块包括如下各个块：RR管理、RLC/MAC(无线电链路控制/介质访问控制)、和PD(协议鉴别器)。RR管理块连接到GMMRR和GRR接入点，并且还通过由RR指示的第一路径连接到PD块，和通过也由RR指示的第二路径，和表示上层PDU的第三路径连接到RLC/MAC块。PD块还连接到RR接入点，通过称为非RR的一个路径桥接第3层。PD块在输出端产生称为GSM信道的全部各种GSM信道。RLC/MAC块在输出端产生下列GPRS信道：PBCCH(分组广播控制信道)、PCCCH(分组公共控制信道)、PACCH(分组相关控制信道)、和PDTCH(分组数据流量信道)。由RLC/MAC块产生的信道在物理信道PDCH(分组数据信道)被传送到RR子层块的输出端，该物理信道PDCH到达代表物理层的虚线块物理链路层。多个GSM信道穿越虚线块数据链路层(信令第2层)并也到达物理链路层块。

在操作中，MM子层块与对GPRS业务执行类似功能的GMM块联合操作，执行对GSM系统预见的移动性管理功能。至于相关无线电资源的分配，两个系统之间的交互操作是由RR管理协议进行控制的。图4中的图表示在GSM系统中的GPRS业务，给出了全局GSM-GPRS的结构。但是，本发明是处于GPRS环境中，并且正如可以看到的那样，主要在RLC/MAC块具有冲突。因此，从图4的表示来看，需要加深这个单独块的功能上的描述。但是，为了更详细地描述，RR管理块功能的简单概要将要与LLC块的功能描述一起给出，因为这些块的功能对RLC/MAC块的功能有明显的影响。必须注意，利用通过BSS子系统(图3)支持对话的BSSGP协议的附加支持，桥接在第2层的划分线上的GRR和BSSGP接入点如何给予LLC层支持MS移动站与SGSN节点之间对话的可能性。

RR管理块执行如在GSM 04.07中的对GSM-GPRS系统的无线电资源控制过程。仅为了简单起见参照GPRS业务，这些过程的操作模式基本上有如下两点：正如在GSM 04.08中的分组空闲模式，和分组传输模式。在空闲模式中，MS移动站侦听PBCCH信道的寻呼子信道，监视它属于的寻呼组，并且可能转换到专用模式。在分组传输模式中，MS移动站询问网络对于分组传输需要的物理资源的分配，因此与将在下面描述的RLC/MAC块的功能进行交互。

就LLC块而言，在该块内部，LLE块代表控制到由对应的SAPI识别符寻址的业务类型的连接逻辑链路级(stage)设备。LLME块也是管理对LLC层中个别逻辑连接有影响的资源的级设备。继续在操作上的描述，首先需要引入由LLC层为将分组路由到网络层而使用的连接识别符DLCI(数据链路连接识别符)；还需要定义LLC串行帧的创建。DLCI识别符由两个识别符组成，其中第一个是业已描述过的NSAPI识别符，和第二个是TLLI(暂时逻辑链路识别符)暂时识别符，在有效连接期间清楚地识别MS移动站与SGSN节点之间的链路。相反，相关LLC串行帧的创建表示在本申请的图5(对应于上述GSM 04.64标准的图3)中。图5的LLC帧适时地从顶部前进到底部并且包含FH标题(帧标题)，接着是保留给必须进行路由的数据的变量长度的“信息字段”，而接着是含有前面字段的检验和的结果的FCS(帧检验序列)队列。FH标题包括用于识别帧的地址字段和包含适宜的SAPI识别符的控制字段。

需要说明的是，描述复用器程序块的操作是有可能的。在帧传输模式(即，传送LLC帧到RLC/MAC或BSSGP层)中，这个块在各LLC帧队列中产生和插入FCS字段，执行加密功能，并且根据SAPI识别符解决不同LLE块中LLC层的争议。在帧接收模式中，复用器程序块执行从MAC协议接收的LLC帧的解密功能，适宜地组合分组信息，并且还检验FCS的有效性；如果该帧通过这种测试，则根据DLCI识别符传送到适合的LLE块。

关于信息流的控制，LLC程序和接着的下层RLC/MAC程序，按公知的例如HDLC(高级数据链路控制)的标记概念进行建模，见ISO 4335。HDLC控制使用一种循环计数方案，保证发送的数据序列的完整性。独立的计数方案被用于每个逻辑链路。用于数据传输的LLC程序分别基于两种操作方法：确认和不确认。在确认模式中，包括两个实体(对等实体)，分担平衡的数据连接，其中每个实体承担其数据流的组织和与它初始的发送相关的差错的恢复过程的责任。每个实体在因此导致平衡的链路上作为数据源和目的地两者进行操作，能使信息在两个方向上流动。这种操作模式称为缩写ABM(异步平衡模式)并且利用分组的有序传输提供可靠的服务。在不确认模式中，涉及一个逻辑实体，该逻辑实体不用之前已经建立的两个实体之间的逻辑连接，就可以向第二实体(对等实体)开始发送。在这种情况下，LLC层不保证各个分组的有序传输。检测接收的帧中的差错并且错帧可以被丢弃或由LLC层另外传送，但这种方法不能启动差错恢复的任何过程。

在物理链路层概述之后，现在必须研究RLC/MAC块的操作，要记住设置GPRS系统的设计，作为目标，已经维持了与现存GSM标准的兼容性，使得它可以利用Um接口的相同物理信道容易地得到综合。GPRS业务需要的资源预期支持通过物理信道PDCH传送无线电块的附加数量的逻辑信道。GPRS逻辑信道具有名称和功能特征，尽管涉及分组，这些特征忠实地遵循传统GSM的信道特征。在从LLC帧到物理层和反之亦然的通路中，分组信息(数据和信令)经受的变换表示在图8中。这个图基于图6和7的教导。

图6(对应于GSM 03.64的图2)表示52个GSM帧的多帧，划分为12个无线电块，每个无线电块4帧，加上2个用于同步的T帧和两个X空闲帧。图6的多帧被用于GPRS和GSM逻辑信道的按时间复用。对于无线电块预期有不同的结构，用于分组数据传送的一种结构表示在图7中。

参照图7(对应于GSM3.64的图4)，我们看到表示出的GPRS无线电块包括下列字段：

-MAC 8比特标题，含有控制字段，区别上行链路和下行链路。

-变量长度的RLC标题，如上所述。

-RLC数据，含有相关于LLC协议的一个或多个单元的字节。

-BCS(块检验序列)，用于差错检测。

预期类似于上述的块，但仅有MAC标题的块被用于控制消息的传送。对于GPRS业务，属于RLC上行链路/下行链路数据块的不同字段的细节是按照GSM 4.60的10.2点表示的，而对于RLC/MAC控制块，细节是按10.3点表示的。对于涉及EGPRS业务的RLC/MAC块的细节给出附加的表示。

图8(对应于GSM 3.64的图20)表示在RLC/MAC层的无线电块中LLC层帧的分段。可以注意到，每个无线电块由图7的GSM多帧的4个连续正常字符组(burst)传输。4个正常字符组插入到4个连续的TDMA 4.615ms帧中。除了是块标题的BH字段(块标题)外，不同字段的含义已经被描述过了。在图中我们可以注意到，不同于后续的跟随块的主块包括LLC帧的FH字段。

再参照图4，现在描述物理链路层块的操作。这个块在GSM层RF(图3)上操作并且提供用于通过GSM无线电接口的分组信息传送的PDCH物理信道，因此能使MS移动站与网络之间进行通信。由上述块提供的重要业务是能够由更多移动站物理地共享相同PDCH物理信道(一个频率和一个时隙)。物理链路层块负责：

-实现所谓前向纠错(FEC)的信道编码，在发送的(接收的)码字中能够检测和纠正差错并指示不能纠正的字。接着是GSM编码步骤，但具有较高的冗余度，为此对于GPRS使用4种卷积编码方案(CS-1，...CS4)，和对于EGPRS使用9种调制和编码方案(CS-1，...CS9)，产生不同的比特速率。

-在TDMA连续帧中的4个字符组上无线电块的交错。

-用于物理连接拥塞检测的过程。

-对用于差错检测的RLC块的BCS字段的监视。

-同步过程，包含用于在移动站中定时超前的调整的过程。

-监视无线电链路质量的过程。

-小区选择和重选过程。

-发射机的功率控制过程。

关于由图4的RLC/MAC块提供的业务，根据一种称为ARQ(自动重复请求)的选择方案，RLC部分定义用于那些发送不成功的RLC块的重发程序。MAC部分定义能使多个MS移动站共享还可以包含不同物理信道的公共传输装置的程序。MAC功能上在多个试图同时发送的移动站中间提供一种判优，注意避免冲突。MAC协议能使单一的移动站并行地使用不同的物理信道。RLC/MAC块具有两种操作方法，分别称为不确认的和确认的，后面予以描述。

更为详细地分析RLC/MAC块的功能，RLC部分执行以下功能：

-能使LLC(LLC-PDU)协议单元在LLC层与MAC部分之间进行传输的接口基元的执行。

-在RLC块范围内的LLC-PDU单元的分段和重组(图8)。

-反向纠错(BCE)过程的执行，能够选择不可纠正码字的重发。

-链路适配过程。

相反，MAC部分执行如下功能：

-在上行链路和下行链路两者上有效地复用数据和控制信令，该复用控制属于网络侧。在通过将装置分配给逐次选择的单独用户的上行链路的同时，是对由调度机制管理的下行链路的复用(例如，响应于一个业务请求)。

-对于试图接入到信道的争议的解决，包括在由移动站始发的分组的传送中冲突的检测和恢复。

-调度对移动站的接入试图，包括向移动站终结的分组的传送中，接入分组的排队。

-对物理信道的接入优先级机制的实现。

迄今借助于图1到8作出的GPRS系统的描述已经提供了涵盖本发明的主题的一般概要解释，现在需要将环境限制为管理资源分配的MAC协议过程，因为它刚好匹配于本发明生成其效果的资源的动态分配。动态分配意味着包括例如PDCH信道和相关物理连接的特定的传输资源，被设计成在多个MS移动站中可时分共享，每个移动站共同分配的相同传输资源，在数据传输或者信令传输的有效对话中被纳入其中。MAC协议还具有固定分配资源的过程，但这些不直接对本发明发生影响。在GPRS系统中，正如已经讲过的那样，资源的动态分配的主要原因是，遵守已订约的业务参数，利用向单一用户提供高于过去的比特速率的瞬时比特速率的可能性，更多地扩展空中接口的使用。赞同动态分配的另外原因来自检查通信业务量的需要，以便能够最佳地控制拥塞状态并优化网络资源的使用，在两方面增加总的有效性。为了实现上述目的，GPRS业务根据以下因素支持服务质量QoS(服务的质量)的概念，这些因素是：业务优先级(优先权)、可靠性、在端对端分组(Gm-to-Gi)中的传输延迟、和中间与峰值通过量与多时隙类别(class)的兼容性。QoS参数与A、B、C类别操作和多时隙容量一起形成与在GPRS启动状态中的网络通信的用户界面的一部分。

MAC过程的子组管理资源的动态分配，提供在物理层的暂时连接，称为TBF(暂时块流)，这种TBF包括放置RLC/MAC块的队列的缓存器。每个TBF连接能使小区内的数据和用户信令在网络与移动站MS之间点对点的单方向传送，或反之亦然。连接的建立/消除以及相关支持物理资源的分配/去分配的控制消息，例如TBF缓存器，预期能够覆盖RR子层的分组传输模式中预见的整个调查(servey)的不同机会。为了简单起见，这里描述一种TBF连接的建立/消除和相关的操作模式非常有限的调查。我们可以从接着由移动站始发的分组传送的TBF上行链路连接的建立开始。在这种情况下，该移动站请求分配发送PACKET CHANNEL REQUEST消息的GPRS信道，该消息包含请求用于传送分组到网络的资源。在接收的情况下，网络在将请求用于上行链路分组传送的资源分配给移动站的控制信道上，利用PACKET UPLINKASSIGNMENT消息进行应答。该资源包含一个或多个PDCH信道和TFI值(TBF识别符)。网络在上行链路方向不分配任何缓冲器(缓冲器驻留在移动站)。网络要求简单地知道MS移动站试图发送的块数。现在我们可以继续检查接着向移动站结束的分组传送的TBF连接下行链路的建立。在这种情况下，在寻呼过程的结尾，在控制信道准备就绪状态，网络向移动站发送PACKETDOWNLINK ASSIGNMENT消息，该消息包装入分配给下行链路传送的PDCH信道列表。相关于下行链路TBF的缓冲器被有意地分配以包含待发送的RLC/MAC块。

TBF仅在一个或多个LLC协议单元传送到传送对应的RLC/MAC块的正确目的期间保持激活。网络将其自身的暂时识别符分配给每个TBF连接，称为TFI(暂时流识别符)。MS移动站将假设在上行链路和下行链路的每个方向上TBF的竞争者中TFI值是唯一的。RLC/MAC数据块被识别为TBF，它通过写入识别符TFI的其自身字段和指示该块的上行链路或下行链路方向的另外字段与TBF相关。如果把RLC/MAC数据块交给(be refered to)控制消息，预期一个字段以指示该消息的发送方向和类型。在动态分配的情况下，在“下行链路”方向的PDCH信道上发送的每个RLC/MAC数据块的标题包括称为USF(上行状态标志)的附加字段，该字段以标志的形式被网络利用，以控制在上行链路方向中物理信道PDCH上不同移动站的时分复用。我们现在可以更好地限定业已描述过的由网络向移动站发送的PACKET UPLINK ASSIGNMENT消息，开始它包括：包含载有这个消息的控制块的下行链路/TBF缓冲器的TFI识别符、所分配PDCH信道(时隙)的列表、和每个信道的对应USF值。另外，在其中单个TBF缓冲器与FDMA帧的所有8个时隙相关联的极限情况下，预期3个比特，用于USF字段，该字段能清楚地鉴别多达8个共享一个时隙的用户。一种TBF可以是“开放结束(open ended)”或“闭合结束(closedended)”型的，在第一种情况下，分配发生在不限时间的基础上，而在第二情况下，分配被限制于RLC块的预置数，在最高业务负荷期间，该第二种选择可以提供对发送装置更合理的接入。

在每个RLC/MAC块期间，网络对USF标志的使能/禁止重复一种非标准化调度机制，该USF标志单意地与分配在上行链路的TBF发送队列相关。为每个分配给TBFj上行链路的PDCH保留的USF在PACKET UPLINK ASSIGNMENT或PACKET TIMESLOT RECONFIGURE消息中被传送到MS移动站。当然USFj和TBFj值的联系将应当这样以避免任何干扰。MS移动站执行在上行链路分配给它的PDCH的所有RLC/MAC下行链路无线电块的监视。当检测到属于分配给它的那些块的组的USF存在时，使上行链路TBF能在PDCH的后续无线电链路块上进行发送。

在两个方向上，批准TBF资源，直至在RLC/MAC层对待重发的数据进行排队。上行链路资源的释放一般由在反方向计数发送的RLC块的移动站开始，但也可以由网络开始。在装载其最后的RLC块之后，移动站处于等待状态，等待网络的PACKET UPLINK ACK/NACK消息。这个消息包括RRBP字段(相关保留块周期)，该字段的值规定一种很好限定的上行链路块和释放TBF连接，在该块中移动站必须应答发送PACKET CONTROL ACKNOWLEDGEMENT消息的网络。此后，网络可以再利用TBF连接的TFI识别符和另外MS移动站的USF标志。

通过S/P(增补/轮询)对和RRBP(相关保留块周期)字段启动的机制表现对USF标志机制的减损，在其中移动站的应答必须由网络监视(轮询)的情况下，主要对控制消息有效，或反之亦然。更具体地讲，S/P字段指示RRBP是有效还是无效；在有效的情况下，该移动站将在上行链路帧的无线电块在RRBP字段已经在下行链路帧被接收的相同时隙发送，等待由RRBP字段编码规定的多个TDMA帧。延迟相关于含有RRBP值的下行链路块的第一TDMA帧(N)。在接收到包含RRBP的有效值的RLC/MAC块以后，该移动站不再需要监视刚好在保存到移动站的上行链路无线电块之前发送的RLC/MAC块下行链路中的USF字段。

相反，关于移动站在它们在“下行链路”方向共享的PDCH信道上的复用，过程更为简单，因为不同于上行链路传输所发生的情况，不再需要适当USF类型的标志的媒介。实际上，复用是由逐次选择下行链路TBF的调度程序直接进行的，该下行链路PBF将在当前的PDCH信道上发送RLC/MAC块。为了这个目的，该调度程序使用一种非标准的调度算法，该算法在物理资源(PDCH)上分配该接入许可到该单一的TBF，通过相关的TFI识别TBF。

TBF下行链路连接的释放是由网络开始的，该网络发送具有为真逻辑值的FBI(最后块指示符)字段、并且在RRBP字段中具有有效值的RLC数据块。这样能使得对于PACKET DOWNLINK ACK/NACK最后消息的接收启动移动站的轮询。两个适当的定时器发不同瞬时的信号，在这些瞬时上，当前TBF的分配对于移动站和网络分别释放的它的有效性。有效性丧失以后，当前TFI识别符立即可以由网络进行重新分配。在背景技术中显示的问题

上面对GPRS系统的总的看法突出在在调度程序操作中缺乏标准化，该调度程序操作在两个方向上规划RLC/MAC块(而且还有LLC块)的发送，在下行链路调度中使用TFI识别符和在上行链路调度中使用USF标志。这种规划还考虑了在两个方向上的轮询。这意味着GSM标准将更适合该目的的专用算法的研究流给了制造商的自由主动权(initiative)。

发送的调度仅是在达到协商QoS的有用单元之一，其它单元是在连接的许可(许可控制)上的控制过程，以及通信业务的形成策略((shaping)形成)。这些由QoS造成的问题已经被历史地对待并且在基于分组交换的网络中予以不同地解决。在这一部分中，研究的主要部分涉及主要基于ATM技术(异步传输模式)的B-ISDN(宽带综合业务数字网)。

将要描述的本发明并非试图解决如何最佳地满足由在一个小区内的不同有效用户协商的QoS业务质量的问题，而主要是借助于校正存在于现有技术中的某些分配上的缺陷，寻求在物理层上的资源调度活动。除了QoS的考虑以外，即使是直接地，新的调度可以对一个或多个QoS参数发生影响。这就是说，借助于满足约定的业务，无论在ATM还是在GPRS环境中，调度的活动均包含在向不同用户传输数据中分配次序。在本发明的特定情况下，约定的业务对应于多时隙类别的时隙数。这种限制使本发明仅影响位于与物理层直接联系的RLC/MAC协议。

在1998年1月发表的IEEE上，Jonathan Sau和Chris Sholefield的文章“在通用分组无线电业务中的调度和服务质量”强调了在ATM和GPRS环境中调度算法遇到的某些不同问题。这些不同的问题起源于这样的事实，即不同于ATM，在GPRS中该调度被应用于通过空中(on air)接口的全双工数据传输。空中接口的特征反映了包括无线电信道的特定传输手段。这种接口的操作要求特定协议的规范，即RLC/MAC层，其在ATM网络的接口中不被确认。值得提一提在上述文章的3.1节指出的某些论点。文章逐字列举在某些方面GPRS中的调度与ATM不同。

1.在空中接口使用MAC协议，即用于解决接入分组信道中的竞争，也用于解决资源分配。除了对于数据的RLC/MAC块外，还需要调度信令消息的块。

2.这种论点涉及需要在已知延迟类别之前，调度某些MAC信令消息的传输，这意味着上述消息必须基于最高优先级。

3.在上行链路和下行链路方向上的某些MAC信令消息的调度之间存在依赖性。(这个事实是源自业已论及的S/P和RRBP字段的使用)。

4.调度将继续考虑移动站的多时隙的容量。例如，如果要将8个RLC/MAC无线电块发送到仅能利用单TDMA帧的两个时隙的移动站，BSS子系统将在块持续期每次仅发送两个块，即使存在着更多的可用时隙。

我们可以得到这样的结论，迄今对于ATM网络发展的调度方法不能立即转换到GPRS系统，而仅给由在移动网中的分组交换业务保持的基本新颖性以价值。在Jonathan Sau和Chris Sholefield的上述这篇文章中讨论了使两种典型ATM调度方法适合新的GPRS环境的严格尝试。这两种方法的第一种称为SPS(静态优先级调度)和第二种称为MED(经修正的最早终期)。为了简单起见，将仅对第一方法进行分析，以表示从多个ATM调度方法导出的问题。SPS方法旨在最佳满足对于端对端延迟的协商的QoS参数。对于每个传输方向，设置4个缓冲器以容纳RLC/MAC数据块的队列，每个队列与GPRS标准中的预期4个延迟类别相关，较低的是分配给该队列的号码，较小的是相关的延迟。第五队列被增加到4个队列上，用于信令消息并且被分配最低的号码。对每个队列分配以固定(静态)的优先级，优先级的高低与分配给该队列的号码一致。以RLC/MAC块的形式到达调度程序的消息附加到对应于它们的延迟类别的队列。每个消息被分配多达在发送消息的移动站的多时隙类别中规定的时隙数。在每个调度步骤中，具有4个TDMA帧持续期，各队列以增加号码的次序使用，并且在每个队列中消息是按FIFO(先进-先出)模式使用的。刚才所讲的需要作如下说明：当连续时隙可用时，仅仅如果所有类别j(j＜i)缓冲器是空的情况下，类别i的缓冲器才接收业务。两种上述方法已经利用包括典型互联网的各种情况的通信业务量模型进行了测试，其中不同传输频率代表不同大小的分组。对于本发明的目的来说，这些模拟的比较结果已经不重要，因为，本发明的目的相反，这两种测试方法使用两种不同的、具有放置在与一个或多个QoS参数相关的优先级中的公共业务队列顺序的调度模式。这些导出ATM方法根据各个消息进行推断并且因此似乎将被高于物理层的协议所激发。当调度目标较少地联系于QoS并靠近单个时隙的分配机构时，这些方法不可避免地会走向危机(crisis)。取作一个SPS调度程序的例子，当不考虑端对端延迟的QoS参数时，所有的优先级队列退化为独一的队列，并且调度程序作为一个简单的FIFO调度程序运做。已经证明，如果链路负荷很重，FIFO调度程序会有危机，这是因为当在大尺寸分组的后面存在着许多等待很长时间的小尺寸的分组时，从统计的观点看，将导致总的平均延迟增加。一旦QoS目标丧失，对不同的ATM调度算法如何退化的分析，仅是一种毫无结果的练习，因为仅仅为了达到质量目标，已经进行了这样的构想。但是，相似的分析可以证明在不同地分配的物理层资源的开发中处理不同的移动站情况下，这些算法不充分。为此，很大程度独立于质量目标地分析调度算法的特性更有效，那就是在电子应用的不同区段的首次和更多使用之间历史地计算，即Round Robin算法。以这种最简单的形式，Round Robin调度程序时常分配给每个用户接入资源的许可权，一旦过程结束，许可权返回到第一用户，等等。得到的优点是简单化和保证能够对每个用户提供规定的吞吐量。从表面上看，Round Robin调度程序符合公正的原则，因为它以相同的方式处理所有的用户；在某些基础网络的操作环境中这可能是真实的，但是下面的一些例子将证明在GPRS环境中，一般不能维持公正。

在图9a的表中表示一种简化的情况，其中由同样数量的连接TBF1、TBF2、和TBF3识别的3个MS移动站共享分配给GPRS业务的无线电资源，该GPRS业务包含编号0到7的8个时隙TS中的3个。移动站TBF1被分配TS1，移动站TBF2被分配TS1和2，和移动站TBF3被分配TS1、2和3。图9a的具体分配将不认为是例外的，它反映一种广泛的情况，其中某些GPRS时隙相对于其它时隙被更多地使用。应用如下关系，Round Robin调度程序将对无线电信道的相同接入概率分配给时隙的TBF：

图9b中的表事实上表示对于每个TBF和对于每个TS的概率(1)。在保证接入共享的资源中更好地帮助理解调度程序的公正性的参数是每个TBF的相对调度频率。在缩写RSF(相对调度频率)下公知的这个参数由如下公式对Round Robin调度程序给出：

图9c中的表和对应的图9d的圆饼图表示对于每个TBFi的公式(2)的趋势。正如可以看到的那样，RSF参数并不正比于总的分配给TBFi的相关的时隙数，而是低于TBF1和TBF2比例份额和高于TBF3的比例份额。如果存在一种比例，RSF值应当是在图11c中表示的值。这意味着在QoS目标不在开始考虑的多时隙的环境下，Round Robin调度程序不利于利用更少共享资源移动站，而有利于更为富裕的资源。

图10a、10b、10c的表和图10d的图涉及不同于图9a-9d的情况，因为两个用户具有均等的共享资源，而第三个用户具有两倍的资源。对RSF参数不利的前述情况是在这种对两个较少富裕用户的新情况下得到重新确认。

网络仅对不超过分配给GPRS业务的每个时隙的规定数量的用户进行检查。因此网络可以分配给单个MS移动站包含在其多时隙容量内的多个的时隙，试图满足给定的峰值比特速率，尽管平均吞吐量是由适当的QoS级别预期的参数，但是它不能保证该移动站的平均比特速率。对于TBF连接，平均比特速率正比于它的RSFi参数。

包括Round Robin调度程序的公知技术肯定不能帮助解决这个问题，相反公知技术给予具有多个分配信道的用户的相关调度频率(RSF)，并且降低了具有较少共享资源但爱用第一个资源的用户的平均比特速率。也就是说，在图9d和10d的圆饼图之间的比较中得到紧接着的确认，其中我们可以看到，对应于两个较少富裕连接的参数RSFi的集合区域TBF1+TBF2怎样在时隙共享增加中被不均匀压缩的。假设RSFi参数指示平均比特速率(按相等编码方案和信道的无线电条件)，上述的考虑证明，Round Robin调度程序在GPRS环境中按照等概率方式在共享时隙j的各TBFi之间分配匹配一般时隙j的无线电信道的使用肯定是不合理的，并因此在试图保证RSF参数正比于分配给TBF连接i的TS数也是不充分的。发明目的

因此，本发明的范围是克服按照公知技术的调度方法的缺点，在本发明中应用TDMA的无线电帧的时隙，并且在保证RSFi正比于由连接i与网络协商的TS数的试图中，也就是RSFi正比于经协商的峰值传输速率的情况下，指示在共享资源的开发中具有均等特性的发送许可的调度过程。

本发明的另外的目的是表示该过程的另外的实施例，在维持上述均等特性的同时，试图保证RSFi正比于由移动站在连接i建立的瞬间向网络请求的TS数，也就是RSFi正比于所请求的峰值传输速率并且不用另外的协商。

                         发明内容

为了实现这些目的，本发明的范围是如权利要求1所述的发送许可的调度程序。利用这个教导，产生RSFi参数。

从权利要求1基本上显示出本发明的过程与Round Robin方法的不同，并且具体地讲，虽然按照Round Robin方法的调度使用了一种严格确定性的机制将唯一使用时隙的许可分配给发送队列，该机制预期在共享时隙的发送队列中交替地分配在每个基本调度步骤中可用的许可，而按照本发明过程的调度，基于将在每个基本调度步骤中可用的许可中最高可能数目的许可分配给按照完全随机的方式选择的发送队列。

在两种调度方法的基本假设的差异反映在其特性上。更具体地讲，RoundRobin方法的调度机制是基本的，以至其对可以限制分配给发送队列的发送许可的数量因素反应不敏感，例如，发送队列许可的长度、可以被分配的许可的最大数量、业已分配的许可数量、仍待发送的分组的数量等等。但是，正如在第一次分析可能看出的Round Robin方法的优点，实际上，这是它的唯一弱点，因为这种调度机制的固定性不仔细考虑在其它不利状态下对时隙的接入概率的任何变化。对于本发明的处理过程这种情况是不能发生的，本发明试图强迫最大程度地将许可分配给随机选择的队列，立刻冲突由系统强加的物理限制。尽管如此，总之正如我们将看到的那样，给予相关调度强度的特许事实表示出本发明的过程重点。

本发明的另外的目的是如后附权利要求所描述的该过程的另一个实施例。通过该变形提供的附加的教导，产生RSFjvar参数：

另外，在该变形的情况下，该调度过程试图满足RSFivar参数与峰值传输速度的成比例要求，但是使用加权Wi给予TBFi以较高的优先级，以便满足对所要求的速度的要求，该速度一般高于协商的速度。本发明的优点

按照本发明的调度过程，由于连同特定的许可分配方法一起进行的发送队列的随机选择，并不有益于获得损害其它队列的任何队列并能使移动站接入在无线电帧中共享的时隙，由于根据在由每个移动站与网络协商的峰值传输速率上的公式(3)分配给每个发送队列的许可数量平均地产生比例项，比用公知技术的方法可以获得的更好。该手段试图扩展到多个调度步骤。

从Round Robin调度程序的图9a-图9d与按照本发明的过程操作的调度对应的图11a-11d的比较中清楚地显示出高公正的优点，这两组图参照表示在图9a和11a中的公共分配表。图9d和11d的两个圆饼图的视觉比较清楚地表示出在建议的调度程序的图11d中，代表TBF1和2的RSF值的区域如何比在图9d中的对应的Round Robin调度程序区域扩大了，使得TBF3的区域减小。图11c中的表显示，对于建议的调度程序，代表按照公式(3)计算的相关调度频率的RSFi值，通过1/6比例常数正比于分配给每个TBFi的时隙数。换言之，这意味着，发送许可被分配给与由每个移动站协商的峰值速率成正比的移动站，与从相关于Round Robin调度程序的图9c的表中看到的相反。相反，在图9c中的表表示对于Round Robin调度程序，RFSi值通过1/3比例常数正比于对各时隙的单个接入概率。这意味着发送许可被分配给各移动站，而不用满足在由每个移动站协商的峰值传输速率下的比例的准则。相关于建议的调度程序，图1b中的表表示将每个时隙TS与接入概率匹配不是在分配于TS上的所有缓冲器TBFi之间平均分布，与在图9b看到的相对于Round Robin调度程序的情况相反。这些最后表的比较表示，在本发明的调度程序中，在TBF1的时隙1以较小的富裕，增加了接入概率，TBF3以较多的富裕对相同时隙的接入概率受到损害。实际上，从“富裕”的用户减去一些给“贫穷”的用户。从Round Robin调度程序的图10a-10d与对应的建议调度程序的图12a-12d的比较可以获得相同的结论。

当不考虑在不同时隙的其它各用户的全局状态，第一次分配资源给单一用户时，按照本发明的调度程序的突出特性补救了网络缺乏测量的不足。本发明的过程包括，在纠正不利分配方向上，能够改变到共享的时隙接入概率的自动机制。这种自动机制由该过程的另外实施例附加地予以完善，以便能使网络提供移动站的较高传输速率，完成一种否则是不利的资源分配的策略。

                        附图说明

参照下面结合附图的实施例的详细描述，本发明连同其进一步的目的和优点可以得到更好地理解，其中：

图1表示包含GPRS网络的综合电话网络的非常一般的图；

图2表示支持GPRS业务的GSM网络的功能性结构；

图3表示在图2的主接口上包含预期的各个协议栈的“传输平面”；

图4表示在参与MS移动站与SGSN节点之间通信的图3的传输平面的某些层中预期的各个协议的结构；

图5到8表示跨越图4的各层的某些串行信息流的格式；

图9a-9d和10a-10d表示关于公知技术的调度程序的操作的两组表；

图11a-11d和12a-12d表示关于本发明的调度程序的操作的两组表。

图13表示按照本发明的BSS子系统的方框图；

图14表示具有在包含于BSC块中的不同块中交换的信号细节的图13的BSC块的方框图；

图15表示包含在图14的TBF MANAGER(TBF管理器)块中的缓冲器和记录的结构；

图16表示包含在图14的下行链路调度程序块中的各个缓冲器和记录的结构；

图16a表示由图16的下行链路调度程序块使用的记录；

图17表示包含在图14的上行链路调度程序块中的缓冲器和记录的结构；

图18表示图17的一个通用缓冲器UL_uffer_TS(.)的具体填充模式；

图19a、19b、和19c表示本发明的调度程序的非常一般的流程图；

图20a和20b表示相关于包含在图16的下行链路调度程序块中缓冲器的填充的流程图；

图21a和21b表示相关于由图16的下行链路调度程序块作出的判断的流程图；

图22a和22b表示遵循在图18中表示的填充方法，相关于包含在图17的上行链路调度程序块中的缓冲器的填充的流程图；

图23表示相关于由图17的上行链路调度程序块作出的判断的流程图；

图24a和24b表示相关于由图15的TBF MANAGER块作出的判断的流程图；

图25a、25b、和25c表示包含在与实施本发明的调度程序的一个实际例子一致的图15、16、和17的TBF MANAGER、下行链路调度程序、上行链路调度程序块中的各缓冲器和记录的状态；

图26表示一系列表，这些表表示包含在实际实施例的图25b和25c的下行链路调度程序、和上行链路调度程序块中各缓冲器和记录的状态的时间进展。

                      具体实施方式

图1到12已经被评述过了。图13表示连接到各个MS块的BSS块。该BSS块包含一个BSC块和一些BTS块。BSC块又顺序地包含称为LLC层的块、物理层块、TBF MANAGER块、和调度程序块。BTS(基站收发信机站)块表示通过空中接口Um，和通过基站控制器BSC(基站控制器)的Abis接口连接到多个MS移动站(移动站)的GSM-GPRS基站。后者通过Gb接口连接到图中的SGSN块。LLC层块具有与TBF MANAGER块的双向的连接，该TBF MANAGER块又与调度程序块和与物理层块的双向连接。图13的图被有意地一般化，因为它的范围是在系统中定位的本发明。正如我们将看到的那样，本发明位于调度程序块中，但是还涉及TBF MANAGER块。对于其它块和接口的操作的描述将参考在2+阶段中的GSM相关规范。

参照图14，可以注意到，LLC层发送下列信息到TBF MANAGER块：

-LLC帧，用于分配给下行链路传输的经缓冲的连接DL_TBF；

-下计数值CV(下计数值)，指示分配给上行链路传输的经缓冲的连接UL_TBF的状态；

-许可进入GPRS业务的移动站的多时隙类别和TLLI识别符。

LLC层块从TBF MANAGER块顺序地接收用于上行链路的LLC帧。TBFMANAGER块在每个时隙用为TDMA多路复用的相关USF发送物理层块、RLC/MAC无线电块。物理层块发送来自上行连接的TBF管理器块、RLC/MAC无线电块。

TBF MANAGER块发送如下信息到调度程序块：

-对于每个DL_TBF连接的DL_NumBlocks_TBF_transmit值；

-对于每个UL_TBF连接的UL_NumBlocks_TBF_transmit值；

-特殊要求，例如对于下行链路控制块的轮询或发送；

-具有分配给每个连接DL_TBF和UL_TBF的多时隙类别的时隙指示的表信息(由它们的公共识别符TFI指示的)，和将被使用于下行链路的USF标志的值。

调度程序块包括下行链路调度程序块和上行链路调度程序块。下行链路调度程序块具有与下面块的连接并产生调度信息DL_lista，该信息被发送到TBF MANAGER块，用于在下行链路中调度RLC/MAC无线电块的发送。同样，上行链路调度程序块产生调度信息UL_lista，该信息被发送到TBF MANAGER块，用于在上行链路中调度RLC/MAC无线电块的发送。

参照图15，可以注意到，TBF MANAGER块包括：存储器ALLOC_Array；n个缓冲器DL_TBF1、DL_TBF2、...DL_TBFn；n个缓冲器UL_TBF1、U_TBF2、...UL_TBFn；以及下列记录：DL_NumBlocks_TBF_transmit、UL_NumBlocks_TBF_transmit、DL_lista(t_step-1)、和UL_lista(t_step-1)。存储器ALLOC_Array包含将提供给调度程序下行链路和给调度程序上行链路的表信息。缓冲器DL_TBFicon(i＝1，...，n)被分配给在其多时隙容量获得接入GPRS业务的移动站i，并且被用于包含RLC/MAC块的队列，或者是数据或者是控制数据，网络试图朝该移动站i进行下行链路发送。DL_NumBlocks_TBF_transmit记录与与之相连的DL_TBF缓冲器一样具有n个位置，在这个记录的每个位置i存储记录着包含在缓冲器DL_TBFi中的RLC块的当前号码。具有(i＝1，...，n)的缓冲器UL_TBFi被分配给获得接入GPRS业务的移动站i，并且被用于包含RLC/MAC块的Cvi号码，或者数据或者控制数据，该移动站i试图在上行链路向网络进行发送。UL_NumBlocks_TBF_transmit记录与与之相连的UL_TBF缓冲器一样具有n个位置，在这个记录的每个位置i存储着缓冲器UL_TBFi的Cvi内容。

在图15中我们可以注意到DL_TBFi缓冲器与UL_TBFi缓冲器之间的TBFMANAGER块中表现的不同。DL_TBFi缓冲器物理地含有当TBFi被调度时将被发送的RLC/MAC无线电块。相反，UL_TBFi缓冲器含有上行链路TBFi试图发送的RLC/MAC无线电块的CVi号码的指示。对于上行链路调度程序，操作这个信息是需要的。

DL_lista(t_step-1)和UL_lista(t_step-1)记录具有每个N_TS位置，是与当前分配给GPRS业务的每个TDMA帧的时隙一样。在DL_lista(t_step-1)记录的每个位置j，存储有匹配当前时隙的发送调度的DL_TBFi和/或UL_TBFi连接的识别符TFIi的值。在每个位置j，识别符TFI可以由用于轮询的RRBP字段的有效值陪伴。在UL_lista(t_step-1)记录的每个位置j，存储有将被包含在上述RLC/MAC无线电块的同名字段中的USF标志的值。由TBFMANAGER块对包含在DL_lista(t_step-1)记录和UL_lista(t_step-1)中的信息的使用方法将参照图19c予以简单描述，并且参照图24a和24b更详细地予以描述。

参照图16，可以注意到，下行链路调度程序块包括各缓冲器和各记录。各记录如下：DL_NumBlocks_TBF_transmit、DL_NumBlocks_TBF_Scheduled、

LEN_DL_Buffer_TS、LEN_DL_Buffer_sgn_TS、和DL_list。DL_NumBlocks_TBF_transmit和DL_NumBlocks_TBF_Scheduled记录具有n个位置；第一个已经描述过了，它的重复有助于从TBF MANAGER块独立地进行下行链路调度程序的操作。剩余的记录具有与当前分配给GPRS业务的每个TDMA帧有的时隙一样的N_TS个位置。包括的各缓冲器是：第一组缓冲器DL_Buffer_sgn_TS(1)、...DL_Buffer_sgn_TS(N_TS)；和第二组缓冲器DL_Buffer_TS(1)、...DL_Buffer_TS(N_TS)缓冲器；和单一的缓冲器MN_FIFO_Requests。第一和第二组的每个缓冲器是与当前分配给GPRS业务的时隙双向单意(bi-univocally)地相关的。MN_FIFO_Requests缓冲器是按到达次序存储从用于给定数据连接DL_TBFi或UL_TBFi的TBF MANAGER块接收优先级请求的缓冲器。该请求包含含有信令消息的控制块的识别符TFI，可能由RRBP字段的有效值伴随。上述请求还可以包含对于某些方便控制块的识别符TFI，称为“伪块(Dummy)”的这种控制块相关于当网络希望进行下行链路的连接，但它没有有效的块进行发送时，网络发送到移动站的消息。MN_FIFO_Requests缓冲器是作为FIFO进行读出的，并且该读出的请求被逐次地插入第一组DL_Buffer_sgn_TS缓冲器，接着将在描述图20a时详细表示的填充策略。第二组的每个缓冲器DL_Buffer_TS(j)包含一个或多个为下面的RLC块的下行链路发送调度的缓冲器DL_TBF的识别符队列，接着将在描述图20b时详细表示的填充策略。DL_lista记录的每个位置j含有键入第一缓冲器DL_Buffer_sgn_TS(j)，或当第一缓冲器出错时键入DL_Buffer_TS(j)的信息，如参照图19a所简单描述和参照图21a和21b更详细地描述的那样。DL_NumBlocks_TBF_Scheduled记录的每个第i位置包含已经为DL_TBFi缓冲器调度的RLC块的号码。LEN_DL_Buffer_TS记录的每个位置j含有包含在DL_Buffer_TS(j)缓冲器中的TFI识别符的当前号码。LEN_DL_Buffer_sgn_TS记录的每个位置j含有包含在DL_Buffer_sgn_TS(j)缓冲器中的TFI识别符的当前号码。

参照图16a，可以注意到，一个具有N_TS个位置的称为MEM_command_DL_to_UL的记录，这些位置的范围是由N_TS个缓冲器DL_Buffer_sgn_TS存储在当前调度步骤提取的RRBP字段的有效值的需要。匹配第j连接TFIi的有效RRBP值的VALIDi码被写入MEM_command_DL_to_UL记录的第j位置，将被用作传送到上行链路调度程序的命令，在用于上行链路的发送许可的调度的对应的第j个缓冲器中保留一个自由位置。在不写入的情况下，MEM_command_DL_to_UL记录的第j位置保持EMPTY状态。对于这种主题(subject)记录的处理的细节参照图21a和23予以表示。

参照图17，可以注意到，上行链路调度程序块包括缓冲器和记录。这些记录如下：UL_NumBlocks_RBF_transmit、UL_NumBlocks_RBF_Scheduled、LEN_UL_Buffer_TS、和UL_lista。UL_NumBlocks_RBF_transmit和UL_NumBlocks_RBF_Scheduled记录具有n个位置；第一个记录已经描述过了，它的重复用于独立地从TBF MANAGER块进行上行链路调度程序的操作。剩余的记录具有与当前分配给GPRS业务的每个TDMA帧的时隙一样的N_TS个位置。所包含的各缓冲器是第三组缓冲器UL_Buffer_TS(1)、...、UL_Buffer_TS(N_TS)，每个缓冲器是与当前分配给GPRS业务的一个时隙双向单意(bi-univocally)地相关的。与图16的下行链路调度程序比较，我们注意到，没有用于调度控制块的发送许可的缓冲器，这是因为用于MS移动站的复合的信令的控制是由利用下行链路干线(trunk)执行其控制的网络进行的。

第三组的每个UL_Buffer_TS(j)缓冲器包含为下面的RLC块的上行链路发送的一个或多个缓冲器UL_TBFi的USFi标志的队列，接着在描述图22b时将予以详细表示的填充策略。参照图18，可以注意到，通用(generic)缓冲器UL_Buffer_TS包括将始终保持空的一个单元x，保留在轮询的情况下的上行链路位置，正如将参照附图21a进行澄清的那样。在填充阶段的结尾，UL_Buffer_TS是进行扫描的缓冲器并且登录第一UL_Buffer_TS(j)缓冲器的信息被写在UL_lista记录的第j位置，正如参照图19b简单地描述和参照图23更详细地描述的那样。

就剩余的记录而论，UL_NumBlocks_RBF_Scheduled记录的第i位置包含已经为UL_TBFi缓冲器调度的RLC块的数。LEN_UL_Buffer_TS记录的第j位置含有UL_Buffer_TS(j)缓冲器的单元的当前数，也就是说，USFi标志对上行链路调度有效，编码的USF标志FREE被用作为发送用于移动站到数据网的随机接入的PRACH字符组的许可。当通过轮询机制分配上行链路RLC块时，在编码的x位置EMPTY上的有用单元避免冲突，并且在以前用于轮询的x位置保留期间，可能插入NOT USED编码的各个单元。

参照图19a、19b、和19c，给出本发明的调度过程范围的概貌。图19a涉及下行链路操作，而图19b涉及上行链路的操作。图19c涉及两个方向公共的操作。这三个图表示具有20ms持续时间的调度步骤t_step的时间域。调度步骤的时间由如下公式给出：

对应于在4个TDMA帧上的RLC块的平均发送时间。在图19a和19b中，第n个调度步骤被划分为用于下行链路方向的A_D、B_D、Г_D和用于上行链路方向的A_U、B_U、Г_U的3个连续的阶段。A和A_U阶段是在当前调度步骤期间获取进行操作所必需的开始信息的阶段。B_D和B_U阶段是用于填充传输许可队列的阶段，第一个属于下行链路调度和第二个属于上行链路调度。Г_D和Г_U阶段是两个调度程序接着调度策略发出决定的阶段。两个阶段是不独立的，正如我们将看到的那样，它们的同步和来自下行链路调度程序的保留命令到上行链路调度程序的可能转移都是必要的。两个调度程序的决定被存储在两个相关的记录DL_lista和UL_lista并且被发出，也就是在MD和MU点传送到TBFMANAGER块，用于它们在下面调度步骤n+1执行。调度决定的存储能使TBFMANAGER块与调度程序块并行地进行操作并具有20ms的初始延迟。在公共阶段Δ，由两个调度程序在前面调度步骤n-1期间所采取的、并存储在DL_lista(t_step-1)和UL_lista(t_step-1)记录中的决定引导TBF MANAGER块。在当前的调度步骤期间，这个信息以时隙频率被连续扫描，并进行调度的传递，正如当评述图24a和24b时将进行的更好的描述。包含在图19a、19b、和19c的各方框中的正文以一般的详细程度描述了该过程的列出阶段，接着的图24a-24b将利用计算机流程图的描述方法非常详细进行描述。这是正确的，因为图14的调度程序块包括在由微处理器管理的BSC站控制器的PCU(分组控制单元)卡中，该微处理器是由实现本发明的程序管理的。

参照图20a和20b，现在描述下行链路调度活动的帧中的DL_Buffer_sgn_TS和DL_Buffer_TS缓冲器的填充阶段。图20a涉及DL_Buffer_sgn_TS缓冲器和图20b涉及DL_Buffer_TS缓冲器。参照图20a，程序从启始状态INIZ开始，其中根据用于下行链路调度的各缓冲器和记录，需要的资源被分配在微处理器的存储器中，这些资源将在描述图20b时予以指定。因此，该程序跨越点A前进到步骤D1，在这里指数s被初始化，用于扫描由TBF MANAGER块发送的、用于信令和控制请求的优先级请求的业务周期的循环。该业务周期包括步骤D2到D14。在步骤D2，对FIFOMN_FIFO_Request缓冲器进行读取，获取已在队列中等待较长时间的TBFMANAGER的请求。在步骤D3，该程序询问其自身进行的读取是否指示该缓冲器是空的，在这种情况下，程序跳到点B，在这里开始DL_Buffer_TS缓冲器的填充策略。如果MN_FIFO_Request缓冲器不是空的，程序进入解码读出的信息字段的阶段D4。解码可以提供如下信息之一：d/TFIi、d/TFIi&RRBP、u/TFIi、u/TFIi&RRBP。这4个可能性引起两个分支的流程图的分叉点。第一个分支包括D5、D6、D7、和D8并且对应于在方框D5可以读出的d/TFIi或d/TFIi&RRBP条件。第二个分支包括D11、D12、D13、和D14并且对应于可以是在方框D11中的u/TFIi或u/TFIi&RRBP条件。在步骤D9两个分支结合在一起。进行第一分支，程序遇到步骤D6，在这里选择一个具有j指数的时隙，以在步骤D7，插入到与具有指数j的时隙相关的DL_Buffer_sgn_TS(j)缓冲器的第一个自由位置，刚好被解码的信息字段d/TFIi或d/TFIi&RRBP将被用作控制块i的发送许可。考虑到在许可队列的长度上，共享分配该队列的相同时隙的所有连接可以产生影响的事实，采用的标准是在与包含在移动站i的多时隙类别中的各时隙相关的所有缓冲器DL_Buffer_sgn_TS中选择含有最短的TFIi许可队列的那一个。选择的DL_Buffer_sgn_TS(j)缓冲器限制时隙的选择。在步骤D8，增加指示的记录。在步骤D9对s指数值进行测试，检查MN_FIFO_Requests队列是否已经空或调度步骤是否结束。如果发生两种条件之一，则程序进行到点B，否则执行循环s的第二迭代。返回到解码步骤D4，如果解码涉及第二分支D11-D14，程序在各相关块中执行易读(legible)动作。

当调度程序已经适合于所有未决的优先级请求时，出现执行步骤D15的点B跨越。从步骤D16到步骤D20，进行按照所示的策略选择的DL_Buffer_TS(j)缓冲器的填充迭代。最后的步骤D20发送回步骤D16，用于检查新的迭代条件，填充结束，程序跨过引入下行链路调度程序决定的管理的点C。在步骤D16-D20进行的操作要求下列的参数，它们的某些取主机记录的名称：用于DL_TBF队列的参数

DL_NumBlocks_TBF_transmit(i)：描述图15引入的，它是队列DL_TBF(i)将发送的RLC块的数。具有1≤i≥n的i指数在当前分配的n中选择DL_TBF(i)队列。

DL_NumBlocks_TBF_Scheduled(i)：描述图16引入的，它是为DL_TBF(i)业已调度的RLC块的数。

Num_Scheduled_TBF：它是在当前调度步骤中已经作出调度迭代的DL_TBF队列的数。

N_TBF：它是分配给当前调度步骤的DL_TBF队列的总数。对于DL_Buffer_TS的参数

N_TS：它是当前用于GPRS的时隙数，是从通过指数j假设的值中选择的。

Len_DL_Buffer_TS(j)：描述图16引入的，它是在缓冲器DL_Buffer_TS(j)中当前被调度的RLC块的数。

Max_Len_DL_Buffer_TS：它是对每个缓冲器DL_Buffer_TS(j)公共的最大长度。

NumBlocks_TBF_to_TS：它是在当前调度步骤中调度的RLC块数，该步骤达到允许数的以前更新时刻。

Max_NumBlocks_TBF_to_TS：它是在每个调度步骤由队列N_TBF到缓冲器DL_Buffer_TS可以分配的最大RLC块数。它还对应于在具有20ms持续期的调度步骤t_step中可以被调度的最大许可数。这个数假设至少等于N_TS+1的值，以便避免事先清空发送许可的缓冲器。与对发送许可的缓冲器预期的最大长度适合，可以考虑指数s的值＞N_TS+1。假设默认值＝N_TS+1。

Blocks_Single_TBF：它是对可以完全插入到DL_Buffer_TS(i)缓冲器的对应的自由位置的DL_TBF(i)队列的发送许可的数，该缓冲器与选择服务发送队列DL_TBF的时隙j相关。

这就是说，在步骤D15如下的变量被复位：NumBlocks_TBF_to_TS和Num_Buffer_TS。在下一个步骤D16中，程序检查同时满足用于DL_Buffer_TS的填充迭代的3个条件a)、b)、c)。步骤D16如下：

a)(对于指数i的任何值DL_NumBlocks_TBF_transmit(i)＞DL_NumBlocks_TBF_Scheduled(i))和

b)(NumBlocks_TBF_to_TS＜Max_NumBlocks_TBF_to_TS)和

c)(Num_Scheduled_TBF＜N_TBF)。

关于条件a)，仅在调度步骤的开始，可以不受限制地应用指数i的任何值，对于接着的填充迭代，术语“任何”被限制在仍然是随机选择的DL_TBF(i)队列。如果步骤D16中，回答是“是”，程序为具有在当前调度步骤未预先选择的队列DL_TBF(i)的均匀概率分布的随机选择执行步骤D17。一种应用规则如下：在调度步骤中，仅可以选择DL_TBF(i)队列一次，总是剩余在步骤D17中匹配选择的DL_TBF(i)队列的程序读出呈现在记录DL_NumBlocks_TBF_transmit的第i位置的信息，其含义已经在匹配异名参数时被描述。然后执行D18，按照在图中可以看到的方法，选择时隙j和相关缓冲器DL_Buffer_TS(i)。在下一个步骤D19，程序对在以前步骤选择的DL_TBF(i)队列计算Blocks_Single_TBF参数，选择由如下表达式给出最小值：

1)DL_NumBlocks_TBF_transmit(i)-DL_NumBlocks_TBF_Scheduled(i)。

2)Max_NumBlocks_TBF_to_TS-NumBlocks_TBF_to_TS。

3)Max_Len_DL_Buffer_TS-Len_DL_Buffer_TS(j)。

表达式1)给出DL_TBF(i)队列已发送并没有调度的RLC块的数。表达式2)给出对于时隙TS(i)还可以调度的RLC块数。表达式3)给出在当前调度步骤对于DL_TBF(i)发送队列还可以调度的RLC块数。由表达式1)、2)、和3)给出的值表示对于许可的最大数的限制因子的相同的数，该许可可以被插入在选择的DL_Buffer_TS(j)缓冲器中。匹配最大限制，我们具有用于在下一步骤D20进行更新的Blocks_Single_TBF参数。

步骤D20包括如下5个更新：

1.识别符TFI(i)被写入选择的DL_Buffer_TS(i)缓冲器的前第一个空位置的Blocks_Single_TBF。

2.DL_NumBlocks_TBF_Scheduled(i)＝DL_NumBlocks_TBF_Scheduled(i)+Blocks_Single_TBF。

3.NumBlocks_TBF_to_TS＝NumBlocks_TBF_to_TS+Blocks_Single_TBF。

4.Len_DL_Buffer_TS(j)＝Len_DL_Buffer_TS(j)+Blocks_Single_TBF。

5.Num_Scheduled_TBF＝Num_Scheduled_TBF+1。

然后程序返回到测试阶段D16并且，如果测试的条件指示DL_Buffer_TS(j)缓冲器的填充结束，程序跨过点C并前进到下行链路调度程序的决定发送决定状态。已经证明在图20b的步骤D15-D20指示的操作模式能够获得表达式(2)的RSFi值。这意味着发送许可以分配给每个发送队列DL_TBF(i)的时隙数的平均比例被分配给各移动站，也就是说，以由每个移动站与网络协商的峰值发送速率的平均比率分配给各个移动站。

决定发送阶段的目标是从DL_Buffer_sgn_TS或DL_Buffer_TS缓冲器到DL_lista记录依次传输一个存储器字，该字在队列中已经等待一段较长的时间，以便传输到TBF MANAGER块。在DL_lista记录的单个第k个位置，将仅包括从两种类型缓冲器中的一种输入的信息，该信息给予缓冲器DL_Buffer_sgn_TS优先级。利用上述的操作，在步骤D21，初始化扫描DL_lista记录的两个隐藏写周期的迭代的指数k，其中更靠外的周期从缓冲器DL_Buffer_TS取信息和更靠里的周期从缓冲器DL_Buffer_sgn_TS取信息。程序跨过点E前进到下一个步骤D22，点E表示更靠外的周期的迭代到达点。在步骤D22，进行测试，确定第k缓冲器DL_Buffer_sgn_TS是否是空的，或者仍然具有传送的控制信息。只要上述缓冲器是空的，程序跨过发送回到更靠外周期的迭代的开始的点D。如果第k个主题缓冲器不是空的，下面的步骤D23和D24完成传送到由缓冲器DL_Buffer_sgn_TS读出的信息字段(INFi)的DL_lista记录的对应位置，这些信息字段由该缓冲器消除。接着是信息字段INFi的分析。在下一个步骤D25，程序进行测试，检查RRBP字段(相关保留块周期)的有效值的存在。可以肯定地讲，这意味着以前的填充阶段，已经跨过预期用于进行轮询的分支D5-D8期间，为此进行步骤D26，在步骤D26中，下行链路调度程序必须通过命令的传送与上行链路调度程序进行交互。该命令的范围是使下行链路调度程序将在图18中指示的缺省位置x＝value(RRBP)-1处的NOT USED代码写入第k个缓冲器UL_Buffer_TS。对于在如果在上行链路发送的情况下引入用于控制的USE标志机制，和RRBP字段的不同机制中所说的，可以理解在D26的安排如何避免在两种保留机制之间的干扰。事实上，从USF保留位置x为空，防止了任何被调度的移动站可以在位置x所放置的时隙上发送RLC块，叠加到由RRBP机制参与的移动站上行链路所进行的发送上。两个调度程序之间的交互作用涉及它们同步的需要，这可以按不同的方式解决。当前使用的非限制模式预期命令的存储，该命令是按VALIDi码的形式存储在图16a的MEM_command_DL_to_UL记录的第k个位置。当处理上行链路调度程序时，将描述这个命令的处理。在下面的步骤D27(在D25的否定回答也直接到达该步骤)，对信息INFi进行第二个测试，检查下行链路/TFIi识别符的存在，而不是上行链路/TFIi识别符。这两种识别符的鉴别仅在下行链路调度的情况下被用于引导下面的递减步骤D28，由TBF MANAGER块使用该鉴别发送一个对应的RLC/MAC控制块，。然后，执行步骤D29、D30、和D31完成内部的迭代。如果在步骤D31的测试说明DL_lista记录的写入已经完成，则进行步骤D32，该步骤包含在图中指示出的3个操作的执行。第一个操作是释放DL_lista记录，卸掉在DL_lista(t_step-1)记录中的内容，以便能够接收在下一个调度步骤的传输并能使TBFMANAGER块按独立的方式进行操作。存在于使能End_command_DL_to_UL标志的第二个操作用于同步下行链路调度程序的操作。第三个操作是等待当前下行链路调度的结束，然后程序返回到输入新的下行链路调度步骤的图20a的点A。

回顾步骤D22的测试，如果第k个DL_Buffer_sgn_TS缓冲器产生空，则程序前进去执行外部迭代的步骤D33和D34，用于传送到在第k缓冲器DL_Buffer_TS读取的字INFi的DL_lista记录的第k个位置。在这种情况下，该字INFi由用于下行链路调度的一个单一的识别符下行链路/TFIi构成。利用递减步骤D35和D36并利用步骤D37和D38的执行，完成外部迭代。如果在步骤D31的测试说明DL_lista记录的写已经完成，则进行等于步骤D39的步骤D32，这意味着步骤D32与步骤D39是可以交替使用的，任何一个步骤的执行都取决于决定发送阶段在哪里结束。

现在描述图22a、22b、和23的上行链路调度的处理。参照图22a，程序从初始化阶段INIZ开始，其中在微处理器的存储器中分配按照上行链路调度的缓冲器和记录的必要资源，并且在用于上行链路调度的时隙中读出相关信息TFI/USF。上行链路处理具有与当前下行链路调度步骤相同的开始瞬间。缓冲器DL_Buffer_TS的填充的以前各个步骤完全类似于下行链路处理的对应的步骤，因此，简化了迭代的描述。实际上，步骤的描述：U1、U2、U3、U4、和U5可以参照图20b的D15、D16、D17、D18、D19，当表示在计算中使用的单一参数和各缓冲器、各记录时，采取由UL替换前缀DL的措施。另外，涉及RSFi参数的结论是相同的。

参照图22b，下面步骤U6到U18表示利用在步骤U5计算的USFi标志的数Blocks_Single_TBF填充UL_Buffer_TS(j)缓冲器(图18)的周期，还考虑到参数Max_Len_UL_Buffer_TS是得出位置x的净(net)参数。UL_Buffer_TS(j)缓冲器是参照步骤U1-U5选择的缓冲器。

为了在步骤U8确定USFi值，必须考虑在步骤U5的结尾，调度程序已经随机地选择了TBFi发送队列并且还选择了时隙TSj和输入许可Blocks_Single_TBF的数的相关的缓冲器UL_Buffer_TS(j)。与下行链路调度处理相反，在下行链路调度中调度程序仅输入在许可缓冲器中识别符TFI的计算的数，而不需要经无线电发送许可到各移动站，相反，在上行链路调度的情况下，需要经无线电发送许可到各移动站，并且不可能利用在下行链路方向上发送的RLC块的TFI识别符作为许可(因为已经保证了说是DL_TBFi发送缓冲器的识别)。GPRS策略是使用识别符的第二类型，精确地USF，放置它们在TFI的旁边，作为上行链路发送的许可。如上所述，USF许可被插入从DL_TBF队列提取的RLC块中，并因此在空中接口发送的下行链路选择队列DL_TBF，它将在上行链路发送下一个RLC块。在USFi许可的分配中，需要避免在共享时隙j的队列DL_TBFi冲突。该选择受到步骤INIZ的分配表TFI/USF的准则的限制，其有关的例子可以在图25a的顶部看到。在该表中表示的准则能够确定与匹配于时隙j的发送队列DL_TBFi相关的正确USFi值。

UL_Buffer_TS(j)缓冲器的填充方法是如此使缺省位置x始终是空的，并且将始终在涉及可能的USF＝NOT USED码输入的下行链路调度程序的决定的安排上。在步骤U7，程序执行测试，考虑是否UL_Buffer_TS(j)缓冲器的填充程度超过位置x，或者可能匹配，因为在这种情况下，在U8它可以不中断地顺序地写入所有预期USF标志。在下一个步骤U9，进行Len_UL_Buffer_TS记录的累积更新，并且然后在U10中进行缺损(missing)更新。相反，如果在步骤U7进行的测试表示UL_Buffer_TS(j)缓冲器的填充程度低于x，需要接着剩余的步骤U11-U18，这些步骤中在每次向UL_Buffer_TS(j)缓冲器写入时，缓冲器长度首先被单一地(unitary)增加，并且然后测试新的长度，检查位置X的出现，以便跳过它。如果步骤U12的测试中，结果是所有的许可已经被写入，程序执行最后的长度增加并前进到最后的更新步骤U10。此后，程序返回到U2，考虑执行UL_Buffer_TS(j)缓冲器的另外的填充迭代可能性，该迭代在当前步骤还没有被调度。应用使用在下行链路调度的相同规则，按照这个规则在相同调度步骤中一个缓冲器不能被调度多于一次。如果在U2中，其结果是填充结束，则程序跨过点F并设置考虑表示在图23中的上行链路调度程序的决定发送处理。

参照图23，可以注意到，初始步骤U19期间，引入End_command_DL_to_UL标志的队列循环，看是否变为有效。给出的同步的例子是两个处理之间的同步问题的非限制性方案。在公知技术中可用的同步方法是多种的。显然，在对其作出决定的单元的捕获以后，决定的发射将到来。这里采用的策略预期下行链路调度程序的命令被上述调度程序完全放置在决定发射处理结束的安排中。为此，在图21a的步骤D26中，调度程序下行链路在MEM_command_DL_to_UL记录中存储命令，并且在最后步骤D32或D39期间使能End_command_DL_to_UL标志，使得读出上述记录。因此，所用策略使得在发射它的决定以前，上行链路调度程序等待它将获得的命令的完成；但是这不能防止上行链路调度程序可以同时仍然进行它的缓冲器的填充。基于中断信号的不同策略可能避免延迟。

在下一个步骤U20，这个假设是初始化用于扫描发射处理的迭代的指数k，并且在下一个步骤U21，读出MEM_command_DL_to_UL记录的第k位置。下面各步骤U22、U23、和U24是从每个缓冲器UL_Buffer_TS(k)的队列中等待较长时间的位置读出字段USFi的内容的次序，并在记录UL_lista的第k位置写入由相关缓冲器删除的读出信息。分开的删除步骤U24清楚地突出了UL_Buffer_TS(k)缓冲器既不作为FIFO也不作为移位记录而运行，其中在两种情况下，该读出引起存储器中存储的全部内容的位置的自动移位并且因此删除了读出的信息。在步骤U26和U29考虑的情况下，UL_Buffer_TS(k)缓冲器内容的移位是不均匀的，因为将保留缺省位置x的非占用，并且因此对于所讲的，读出信息的删除不是自动的。在步骤U25，程序对在步骤U21读出的命令执行测试，确定UL_Buffer_TS(k)缓冲器内容的两种不同移位方法中的一个。更具体地，如果从步骤U25的测试得出，以前在记录MEM_command_DL_to_UL中读的代码对应于RRBP＝VALIDi代码，则进行步骤U26，而相反的情况，当读出EMPTY(空)代码时，则进行步骤U29。在假没执行步骤U26的情况下，由于已说明了若干次的原因，首先的操作在于在UL_Buffer_TS(k)缓冲器的x位置插入NOT USED代码。然后，按次序执行指示的操作，并且结果是在输出的方向将刚刚引入的x＝NOT USED单元，连同时间在位置x前的所有单元一起被移位一个位置。在x位置再引入的EMPTY码使得单元x重新可以利用。利用在步骤U26表示的方法，UL_Buffer_TS(k)缓冲器的占用程度仍然没有改变，因为在以前步骤U24的单元的损失被在移位单元流中的编码的单元NOT USED的插入而补偿，因此不需要减少Len_UL_Buffer_TS记录第k位置的内容。在步骤U27，记录UL_NumBlocks_TBF_Scheduled的第i位置的内容经受一个单元的减少。在步骤U26，主题记录已经在第i位置经受一个单元的增加的事实，并不意味着两个相等和相反的操作，因此在步骤U26和U27进行了多余的操作，因为步骤U26的指数i总是与步骤U27的指数i不同。

在执行步骤U30的假设中，意味着码NOT USED不插入在x位置，因此在接着保持这个位置为空的移位的缓冲器UL_Buffer_TS(k)中不产生新的单元，在这种情况下，在以前的步骤U24损失单元是一个实际的损失并且需要减少Len_Buffer_TS和UL_NumBlocks_TBF_Scheduled记录的第k个位置的内容一个单元。

在完成记录UL_lista的写周期时，程序执行结束下行链路调度程序的决定发射处理的步骤U32。在这个处理步骤，禁止标志End_command_DL_to_UL，使得它对下行链路重新可以利用，并且在完成当前调度步骤以后，程序返回到图22a的点G，以便开始新的调度步骤。

参照图24a和24b，最后研究图14和15的TBF MANAGER块的操作。

图24a的第一个方框INIZ1包括由网络传送给TBF MANAGER块的所有信息，这些信息又能使这个块按顺序指令与它们在下一个调度步骤执行的处理相关的两个调度程序。这些数据还用于错误接收的RLC块的重新发送。当通知TBF MANAGER块在TBF连接i上发送的RLC块没有正确接收时，它在RLC块的原始队列中重新插入这个块，以为TBF连接i发送，并且单一地增加该队列的长度：

对于下行链路TBF，DL_NumBlocks_TBF_transmit(i)＝DL_NumBlocks_TBF_transmit(i)+1。

对于上行链路TBF，UL_BumBlocks_TBF_transmit(i)＝UL_NumBlocks_TBF_transmit(i)+1。

在第二个方框INIZ2，从TBF MANAGER块向两个调度程序传送的所有信息被突出。在图14中可以读出在INIZ1和INIZ2方框指示的信息。在完成准备阶段时，在步骤M1程序初始化用于扫描两个DL_lista(t_step-1)和UL_lista(t_step-1)记录和由调度程序存储的调度信息的相关获得的指数k。可以同时进行这两个记录的扫描，观察写入序列，这反映出GPRS时隙的时间次序。该两个记录存储调度的结果，用于在空中接口上的各RLC/MAC块发送中的优先级控制。TBF MANAGER块翻译由调度程序接收的信息，该信息在图14中可以看出，并且将该信息有效地转移到相关的基站(BTS)和转移到与基站相连的移动站MS。在步骤M3，程序解码按上面步骤读出的信息字段。还可以偶然一个信息字段是空的，这种情况的发生意味着，在下行链路，第k缓冲器DL_Buffer_TS和DL_Buffer_sgn_TS是空的，并且在上行链路，第k缓冲器UL_Buffer_TS是空的。上行链路的情况不要求具体的措施，不用在发送的RLC块中输入任何USF地进行处理，而在下行链路的情况，程序发送可能有插入的USF的伪控制块，并且进行到下一个迭代。

在指数k的对应于相关的时隙GPRS的每个迭代，在UL_lista(t_step-1)记录的第k位置读出的信息仅涉及USFi字段的值，可以分别产生以下结果：有效、未使用、或空的。因为USFi字段的解码，仅出现于对在DL_lista(t_step-1)记录的第k位置读出的对应信息解码进行以后，USFi值被在步骤M4暂时存储。利用一种可替代的方法，仅在实际利用的瞬间，可以读出记录DL_lista(t_step-1)，并解码USFi。

从匹配记录DL_lista(t_step-1)第k个位置所进行的读出的解码得来的信息被更为明确地表达。可以预期如下情况：

-u/TFIi：缓冲器的TBFi上行链路(暂时块流)的识别符TFI(暂时流识别符)。它对应于在图20a的右侧在步骤D11-D14考虑的情况，并涉及控制块的调度。所考虑的情况是其中网络将包含消息的下行链路控制块发送到移动站的情况，该消息例如是用于TBFi上行链路缓冲器的PACKET UPLINKACK/NACK消息。它是一种共存的下行链路缓冲器TBFi未被分配给移动站i的状态。

-u/TFIi&RRBP：这种情况可以与具有调度程序下行链路接收的RRBP字段的附加处理的前面情况进行比较。RRBP字段的附加是通过网络进行的，命令该移动站按顺序确认发送的下行链路消息，例如，如上所述的PACKETUPLINK ACK/NACK消息。该确认将发生在由RRBP(对应于图18中的缺省位置x)指示的块中。这个例子与考虑在图18右侧的步骤D11-D14的状态一致，并涉及控制块的调度。为了简单起见，在图24a和24b中没有表示出解码u/TFIi&RRBP的处理。

-d/TFIi&RRBP：下行链路缓冲器TBFi的识别符TFI，和RRBP字段的有效值。它对应于考虑在图20a的左侧的步骤D5-D8状态，并且涉及控制块的调度。所考虑的情况是网络发送下行链路控制块到移动站的情况，包含例如PACKET DPLINK ACK/NACK消息，含有将通过轮询机制作出的上行链路确认请求。

-d/TFIi：下行链路缓冲器TBFi的识别符，缺少RRBP字段的有效值。它对应于两种不同的状态。第一种状态考虑在图20a的左侧的步骤D5-D8，并且涉及控制块的调度。第二种状态是考虑在图20b中的用于包含数据并被放置在没有优先级的TBF队列中的RLC块的调度的状态。

步骤M5、M9、和M15描述由匹配指示信息字段的TBF MANAGER块所执行的动作。关于可以参照u/TFIi&RRBP解码的丢失步骤，它可以参照由上行链路取代下行链路的步骤M9。上述动作存在于相同数量的选择，该选择是TBFMANAGER块在分配给它的队列中执行的(图16)。对于除了d/TFI表示的所有连接，进行选择在其自身队列中有较长等待时间特征的块，同时对d/TFI表示的连接，该选择将满足在这些连接上可以发送的块的不同类型中的发送优先级。当然，通过步骤M5、M9、和M15表示的方式在它们之间是可以交替的，一旦程序采用了一个路径，程序控制该路径到达包含的步骤M8。在步骤M5启始的方式中，失去下行链路TBF缓冲器，它不可能实现USF机制。因此，唯一可能的动作是所选择的控制块的上行链路发送。在步骤M9或M15启始的方式预期在步骤M4存储的USFi字段的解码，如图所示进行操作。

参照图25a、25b、25c、和26，我们给出本发明的调度过程范围的实际的实施例子。图25a表示缓冲器DL_TBF的填充状态和TBF MANAGER的相关记录的填充状态。在上面部分有一个包含TBF连接上的各时隙和各USF标志的分配的信息的表。这个例子被有意简化到仅3个TBFi和仅2个时隙。在下面部分我们可以看到在下行链路方向的空中接口中发送的根据图25b和25c的调度方法获得的各个块的序列。为了表示简单起见，仅考虑3个块周期。对于每个块周期，表示了GPRS TS1和TS2两个时隙。对于每个时隙发送一个RLC块(在4个GSM基础帧上进行交错)。正如可以注意到的那样，与在下行链路方向的发送所发生的情况相反，对于在上行链路方向的传送调度的USF许可，连同相关RLC块一起，直接发送给MS移动站。从存储在DL_NumBlocks_TBF_transmit记录的3个对应位置的值表现出DL_TBF1、2、和3缓冲器的不同填充程度。DL_NumBlocks_TBF_transmit记录含有用于DL_TBF缓冲器的双重信息。在这些记录中报告的信息连同涉及TBF1的轮询请求一起被传送到相关的调度程序。在不同的TBFi缓冲器中，各块是按序列次序出现的，但是即使它们不由于一个或多个块进行重发，这个事实也将不代表对本发明的限制，因为正如已强调过的那样，正确排序的序列的传送涉及TBF MANAGER下游(downstream)调度过程的操作。图25b和25c表示发送许可的各缓冲器的填充条件，分别是：用于控制和信令块的DL_Buffer_sgn_TS(i)，用于下行链路调度的DL_Buffer_TS(i)，和用于上行链路调度的UL_Buffer_TS(i)。调度是动态过程并且同样地它涉及形象表示的特定困难。正确的表示可能要求在每个新的调度步骤中，图25a、25b、和25c 3个图的重复，从发送块的各TBFi缓冲器中删除并且插入新的要发送的块。采用按照其没有新的块输入到各队列TBFi的简化假设并且回复到图26的各个表，它可能遵循调度处理的动态，同时保持仅3个图的简化。这就是说，在要发送的RLC块已经被维持在相关各TBFi缓冲器内的附加假设的情况下，在图25a、25b、和25c中的各缓冲器和各记录的状态是在某些调度步骤以后产生的一种状态。这个第二假设与第一个是一致的，因为如果没有新的块输入各TBFi缓冲器，则在上述缓冲器初始状态的基础上总是能逐步地跟随调度处理的进展。

参照图26，现在逐步地分析下行链路调度处理，直到达到在图25b可以看到的各缓冲器和记录的填充条件。在3个表的顶部表示出同意确定可以在当前调度步骤中分配的每个TBFi队列的许可的最大数的3个因素，和每当同时出现的3个条件时，能使得在当前调度步骤中分配发送许可给另一个TBFi队列。第一个表涉及第一调度步骤，在该步骤中，在缓冲器DL_Buffer_sgn_TS(1)底部的第一位置的TFI/TBF1识别符和RRBP值的插入正在进行捆绑(binding)。因为RRBP的有效值存在，还需要在对应的缓冲器UL_Buffer_sgn_TS(1)中保留一个空位置x(例如第3个)。在第二迭代中，随机选择用于许可分配的TBF2队列。两个许可缓冲器DL_Buffer_TS(1)和DL_Buffer_TS(2)两者都是空的，然后，按照第二限制因素随机选择第二个，以写入两个识别符TFI/TBF2。因为现在调度的块的数量达到3，条件b)不再正确并且结束第一调度步骤。在第二调度步骤的第一迭代中，随机地选择TBF2队列。由于分配给TBF2的各个时隙，按照第一限制因素，其许可缓冲器产生较小负荷的是选择插入最后识别符TFI/TBF2的DL_Buffer_TS(1)。在第二迭代，为许可分配随机选择TBF1队列。TBF1队列利用单独时隙TS1，因此DL_Buffer_TS(1)的选择正在进行捆绑。按照第二个限制因素，有可能在这个缓冲器中引入两个识别符TFI/TBF1。因为调度的块数达到3，条件b)不再正确并且结束第二调度步骤。在第3调度步骤的第一迭代中，TBF1队列被强迫选择，因为它是仍然具有要发送的块的专用队列。DL_Buffer_TS(1)缓冲器的选择正在进行捆绑，因为它是仍然具有空位置的唯一缓冲器。在DL_Buffer_TS(1)缓冲器中，有可能仅写一个TFI/TBF1识别符，而后这个缓冲器被充满。启动认可第3调度步骤结束的条件c)。当许可缓冲器被取空时，附加的各调度步骤将有可能。

现在，根据图25b的DL_Buffer_TS(1)和DL_Buffer_TS(2)的状态，对识别符TFI/TBF1、TFI/TBF2、和TFI/TBF3自动计算RSF参数值(相关调度频率)，然后将这些值与可能从应用到图25a的分配表的Round Robin方法产生的类似值进行比较。最后，对于本发明的方法的结果如下：RSF/TBF1＝0.375、RSF/TBF2＝0.375、RSF/TBF1＝0.250。同时对于Round Robin方法有可能产生：RSF/TBF1＝0.25、RSF/TBF2＝0.50、RSF/TBF1＝0.25。这个例子尽管简单，但却证明已经说明的提出的调度程序的特性，具体地讲，可以注意到，根据RSF，利用更多分配的资源，发送队列TBF2是如何放弃有利于TBF1资源利用的一部分的。

参照上行链路调度程序的图25c，通过类推，利用在图25b的下行链路调度程序上开发的主题，有可能将调度步骤的表表示扩展到上行链路调度程序，达到在图中可以看到的各个缓冲器和记录的填充状态。

现在我们描述在表达式(3)引入加权操作的过程的另外实施例，该操作导致表达式(3)为(3′)的形式。该实施例是由分配资源给各个TBF连接的网络实体实现的。取决于所要求的峰值速度而不是简单的协商速度，上述实体尝试分配多个时隙TS给每个TBF。按照这种变形，分配给TBFi的时隙数应当等于要求Tsreq的TS数，如下面所表示： ${\mathrm{TSreq}}_i=\frac{{\mathrm{PT}}_i}{\mathrm{HCS}}----\left(6\right)$

其中：TS_i＝由网络分配给移动站的TS数，

      TSreq_i＝由移动站向网络要求的TS数，

      PT_i是由TBF_i要求的峰值速度，

在(6)中，HCS是对该载波可用的最高编码方案。如果对于每个TBF_i的TSi等于TSreq_i，则调度程序将正比于分配给每个TBF的TS数地细分各个资源，并且满足峰值速度的要求。如果在将所要求的TS数分配给给定TBFi的过程中，资源分配过程不成功，也就是说，TSi低于TSreq_i，则调度程序仍然尝试满足在峰值速度上的比例要求，对TBFi给予较高的优先级。TBFi的吞吐量取决于采用的编码方案CS(编码方案)和由于无线电条件的重发(BLER＝Block Erause Rate)：

THROUGHPUTi＝(1-BLERi)×RSFi×TS_tot×CS_THROUGHPUT        (7)

其中：CS_THROUGHPUT＝8        kbit/s     对于CS-1

                     12       kbit/s     对于CS-2

                     14.4     kbit/s     对于CS-3

                     20       kbit/s     对于CS-4

在(7)中TS_tot是对于至少相同载波分配给一个TBF的TS数。为了获得(3′)，当必须用许可填充缓冲器DL_Buffer_TS和UL_Buffer_TS时，调度算法不再用均匀概率、而用由下式给出的加权概率随机选择TBFi： $P\_T{\mathrm{BF}}_i=\frac{\mathrm{Wi}}{\underset{k}{E}\mathrm{wk}}----\left(8\right)$

其中： $\mathrm{Wx}=\frac{\mathrm{TSreqx}}{\mathrm{TSx}}----\left(9\right)$

加权W_i是调度程序算法的输入参数并且由分配TS的实体提供给TBFi。他们是在TBF的建立/重组的瞬间计算的。

从操作的观点看，由调度程序面对的问题是，在利用加权概率随机提取该TBFi的处理中，变换一个处理以利用均匀概率随机提取一个TBFi。假设在n个可用的TBF中必须选择一个TBF，假设具有i＝1，...，n的P_i概率选择TBFi(con i＝1，...，n)。假设P_i以百分数表示，因此

假设具有以均匀概率提取数x1到100的随机处理。因此提取数x的概率是1/100。在已经提取x以后，应用如下的条件估算i值：

其中i＝1...n，p₀＝0(10)

例如，是p_i不均匀分布。应用(10)提取的TBF是第i个并且因此提取TBFi的百分数概率等于p_i。

因此，TBF提取是利用单一TBF的不均匀提取概率的一种随机处理。

这件事的一个例子可能更清楚地予以说明。考虑3个TBF：TBF1、TBF2、TBF3，对每个分配如下对应的百分数提取概率P1、P2、P3：

提取概率TBF1，P1＝40％

提取概率TBF2，P2＝35％

提取概率TBF3，P3＝25％

因此令：

假设产生1到100的一个数的随机处理提取：

●25，然后TBF1将被提取，因为0≤25≤40

●38，然后TBF1将被提取，因为0≤38≤40

●58，然后TBF2将被提取，因为40≤58≤75

●65，然后TBF2将被提取，因为40≤65≤75

●88，然后TBF3将被提取，因为75≤88≤100

从操作的观点，调度程序可以在存储器的表中写TBF的TFI识别符，每个TFI将按照根据(8)的它的加权百分数概率的值一样多的该表的那么多行被写入。而后，考虑到机制，利用硬件或者软件的任何一种，对于随机或伪随机数的序列的产生，随机地产生一个读地址的表。

我们可以得出试图全部获得本发明的调度过程一般原则的结论，该结论可能由于下列的事实而似乎受到限制，即决定下游上行链路调度的实现要求在下行链路方向前进的发送的支持。另一方面，通过发送许可的分配调度资源的移动通信系统，不能离开给各移动站发送许可的考虑，因为后者不知道由其它各移动站作出的发送请求并且因此也不能规划其发送。尽管USF标志的发送很好地适合于IP连接，在这种情况下下行链路干线被更多的利用，但是上行链路调度可能经历危机，使得在假定的环境中上行链路调度实际不可能，在这种环境中上行链路的发送可能在下行链路的发送上撤消。在这种情况下，信道的动态分配可能是不同地进行的，在倍数于RLC块的持续期分配信道给MS移动站预置次数。然后，描述在权利要求1的原始技术特征可能失去，并且我们可能返回到Round Robin方法。上述主题强调GSM-GPRS系统的某些固有限制，但是这种限制可能再出现在试图包括分组发送方法的任何移动通信系统中。这些限制基本上是由于在BSS子系统范围内控制的集中性造成的，并且在不影响发送许可分配的方法的情况下，向下游(downstream)进行上行链路调度处理。在不需要移动站的假设的电子系统中，其中放置在全双工信道两端的两组固定设备通过窄带TDMA接口通信，每组具有其自己的中央控制器，该中央控制器能够利用永久分配的信道传送所有设备的信令，能够应用本发明的调度过程的教导，而不用使用信道发送调度许可，并不需要连同数据一起调度信令。

Claims (12)

1.一种在由移动电话系统(GSM-GPRS)的各移动站共享的无线电信道上的分组数据发送的调度过程，其中各信道相等地对应于在存在于每个发送方向上的无线电多帧范围内相等隔开的发送时间间隔，或时隙，并且一个或多个信道被分配给移动站与网络之间的每个单方向的连接，或者反之亦然，在移动站的多时隙容量的基础上，每个单方向连接分配一发送队列(DL_TBF、UL_TBF)，以装入同步于无线电多帧并相关于移动站(MS)的控制分组和数据分组，该移动站通过插入到分组中的至少一个识别符(TFI、USF)识别其连接和发送并行队列；该过程可分为具有无限重复的相等持续期的调度步骤，其特征在于每个调度步骤包括如下执行的步骤：

a)将相关的第一存储缓冲器(DL_Buffer_TS、UL_Buffer_TS)关联到分配给数据发送业务的每个信道，以装入在共享信道上的数据分组的发送许可(TFI、USF)的专用队列；

b)在各移动站与网络之间的所述连接上当前分配的那些队列中随机地选择一个所述发送队列(DL_TBFi、UL_TBFi)；

c)在这些分配的匹配于所述随机选择的发送队列的信道中选择一个信道，它的发送许可(DL_Buffer_TSj、UL_Buffer_TSj)的关联缓冲器产生全局性地无负载，在两个或多个缓冲器相等地无负载的情况下，随机地选择它们中的一个；

d)在所述发送许可缓冲器(DL_Buffer_TSj、UL_Buffer_TSj)内填充自由连续位置的最大可能数，该缓冲器用随机选择的发送队列的相同数量的识别符(TFIj；USFj)产生更多个无负载(unloaded)，与由限制所述填充的因素强加的位置的最大值相兼容，每个识别符代表在指示的连接(DL_TBFi、UL_TBFi)上的一个分组发送的许可。

2.按照权利要求1的调度过程，其特征在于：随机选择的所述发送队列(DL_TBFi、UL_TBFi)是通过一种具有非均匀概率分布的随机选择过程选择的，目的在于容易进行发送队列的选择，其中由相关移动站请求的峰值发送速度之间的比率高于与网络协商的、正比于所述比率的发送速度。

3.按照权利要求1或2的调度过程，其特征在于：可以在调度步骤中进行分配的许可的最大数高于或等于分配给数据发送业务(GPRS)的所述信道的数(N_TS)。

4.按照在先的各权利要求之一的调度过程，其特征在于所述调度步骤还包括如下执行步骤，这些步骤包括：

e)将相关的第二存储缓冲器(DL_Buffer_sgn_TS)关联到分配给数据发送业务的每个信道，以装入在各共享信道上的控制和信令分组的发送许可(d/TFI、u/TFI)的专用队列；

f)读出首先输入通过网络发送以支持信令的、控制分组的优先级发送请求的队列(MN_FIFO_Requests)的控制信息，并从所述控制信息提取一个所述连接(DL_TBF、UL_TBF)的识别符(d/TFI、u/TFI)和位置保留队列(RRBP)的可能有效值；

g)在匹配于由提取指示符(d/TFI、u/TFI)指示的连接的各分配信道中选择一个信道，其许可的所述关联第二缓冲器(DL_Buffer_sgn_TS)产生多个无负载，并在两个或多个缓冲器相等地无负载的情况下，随机地选择它们中的一个；

h)在各许可(DL_Buffer_sgn_TS)的所述第二多个无负载缓冲器的第一自由位置内插入所述提取的识别符(d/TFI、u/TFI)和可能的所述位置保留队列(RRBP)；所述插入的识别符代表在指示的连接(DL_TBFi、UL_TBFi)上控制分组的优先级发送的许可，并且所述位置保留队列(RRBP)在各许可(DL_Buffer_TSj、UL_Buffer_TSj)的一个所述第一缓冲器保留一个自由调度位置，该许可以与识别符(u/TFI、d/TFI)指示的方向相反的方向被放置在连接上，以能使在接收的包含位置保留队列(RRBP)预置数量的分组后，进行在相同信道上的应答分组的发送；

i)重复f)到h)，直至用尽所述优先级请求，或者达到调度步骤的结束。

5.按照在先的各权利要求之一的调度过程，其特征在于在当前调度步骤中重复步骤b)、c)、d)的执行，当下面各条件同时为真时，在那些尚未享受所述许可(TFIi、USFi)的分配的队列中，随机地选择一个所述发送队列(DL_TBFi、UL_TBFi)：

-在一个发送队列内随机选择的分组量数(DL_TBFi、UL_TBFi)高于现在分配给该队列许可的数量；

-现在在当前的调度步骤中已经接收许可的分组的数量低于在调度步骤中可以分配的所述最大许可的数量；

-从调度步骤的开始选择的发送队列(DL_TBFi、UL_TBFi)的数量低于发送队列的总数。

6.按照在先的各权利要求之一的调度过程，其特征在于用于所述识别符(TFIi、USFi)的插入的位置的所述最大可能的数量对应于下列之间的最小值：

-在没有发送许可的情况下，仍然产生在所述随机选择的发送队列(DL_TBFi、UL_TBFi)中的分组的数量；

-在选择的信道上仍然可以接收发送许可的分组的数量；

-在所述随机选择的发送队列(DL_TBFi、UL_TBFi)中的分组的数量，该队列仍然可能分配发送许可给当前调度步骤。

7.按照在先的各权利要求之一的调度过程，其特征在于：

-对于两个发送方向(d/TFI、u/TFI)的第一类型识别符被用于发送许可的所述第二缓冲器(DL_Buffer_sgn_TS)中，该发送许可用于由放置在该发送方向上或另外的发送方向上的各发送队列(DL_TBF、UL_TBF)进行的各控制分组的发送许可的分布；

-一个所述第一类型识别符(d/TFI)被用于发送许可的所述第一缓冲器(DL_Buffer_TS)，该发送许可用于从放置在下行链路方向的连接上的发送队列(DL_TBF)进行的各数据分组的发送许可的分布；

-第二类型识别符(USF)被用于所述第一缓冲器(UL_Buffer_TS)，该缓冲器用于由放置在上行链路方向(UL_TBF)的连接的发送队列进行的数据分组的发送许可的分布；在当前的发送周期期间，在下行链路方向发送的分组中引入的第二类型的一个所述识别符(USF)，在连续发送周期期间，选择性地能使移动站在发送分组的信道上进行侦听。

8.按照权利要求7的调度过程，其特征在于，在所述第一缓冲器(DL_Buffer_TS、UL_Buffer_TS)范围内的自由连续位置的最大可能数的填充期间，在离开多个位置的缺省位置(x)上，一个位置(x单元)被有意地留为空闲，该多个位置从其内容在与所述位置保留队列(RRBP)相等的队列中具有较长等待时间的位置开始。

9.按照权利要求8的调度过程，其特征在于：

-包含第一类型识别符(TFI)的发送许可的所述第一缓冲器(DL_Buffer_TS)和第二缓冲器(DL_Buffer_sgn_TS)，被满足各信道的时间次序地连续扫描，从具有较长等待时间的队列中的位置提取一个所述识别符(TFI)，给予所述第二缓冲器(DL_Buffer_sgn_TS)优先级，并选择性地使能逐次识别的发送队列(DL_TBFi、UL_TBFi)，以便在扫描信道上发送分组；还提取可能的所述有效位置保留队列(RRBP)，并在含有第二类型识别符(USF)的发送许可(UL_Buffer_TS)的一个所述第一缓冲器的缺省位置(单元x)的所述空位置，插入匹配于后者的非利用队列(N.U.)；

-含有第二类型识别符(USF)的所述第一缓冲器(UL_Buffer_TS)被满足各个信道的时间次序地连续扫描，从具有较长等待时间的队列中的位置提取一个所述识别符(USF)，并且选择性地使能逐次地识别的发送队列(UL_TBFi)，以便它在扫描的信道上发送分组。

10.按照权利要求9的调度过程，其特征在于：

-在从各发送许可的所述第一(DL_Buffer_TS，UL_Buffer_TS)和/或第二缓冲器(DL_Buffer_sgn_TS)之一中的具有较长等待时间的队列中的所述位置提取一个所述识别符(TFI，USF)和可能的位置保留队列(RRBP)后，这个位置的内容在相关缓冲器中予以复位；

-在剩余位置上的内容在输出方向被移位一个位置；

-对于由提取的指示符(TFI，USF)指示的发送队列(DL_TBFi、UL_TBFi)调度的许可数被减少一个单元；

-包含在由提取的指示符指示的发送队列(DL_TBFi、UL_TBFi)中的许可数被减少一个单元。

11.按照权利要求10的调度过程，其特征在于，当从包含第一类型识别符(TFI)的发送许可(DL_Buffer_TS)的第一缓冲器提取一个所述有效位置保留队列时，含有第二类型识别符(USF)的发送许可(UL_Buffer_TS)的对应的第一缓冲器的内容的所述移位是按如下进行的：

-包括在其内容已经被复位的位置之前的位置和所述缺省位置(x)之间的单元在输出方向上被移位一个位置；

-接着所述缺省位置(x)的单元不被移位；

-所述缺省位置(x)的内容被复位。

12.按照权利要求10的调度过程，其特征在于，当从含有第一类型识别符(TFI)的发送许可(DL_Buffer_TS)的第一缓冲器提取一个单独识别符(TFI)时，含有第二类型识别符(USF)的发送许可(UL_Buffer_TS)的对应的第一缓冲器的内容的所述移位按如下进行：

-包含在其内容被复位的位置之前的位置和所述缺省位置(x)之前的位置之间的单元在输出方向上被移位一个位置；

-接着所述缺省位置(x)的单元在输出方向上被移位两个位置；

-接着所述缺省位置(x)的剩余单元在输出方向上被移位一个位置。

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