CN1623345A - 面向分组、多业务网络中的连接许可控制 - Google Patents

Abstract

本发明一般性地基于这样的认识：通过非线性许可区以及一个或多个线性许可区的结构，可以非常接近多业务混合流的真正许可区。通过检查由以前允许的连接以及新连接所定义的多业务混合流是否包含于非线性许可区以及至少一个线性许可区的交叉区域，如果混合流包含于交叉区域就允许该连接，这样就可以准确地控制是否允许新连接加入到传输链路上。

Description

面向分组、多业务网络中的连接许可控制

发明的技术领域

本发明主要涉及连接许可控制，更具体地涉及面向分组、多业务网络中带有比较严格的延迟和损耗要求的连接许可控制。

发明背景

连接许可控制(CAC)一般是一个使用通信网内给定的一组资源控制连接数目的问题，藉此保证所允许的连接能够获得应该满足它们的服务质量(QoS)要求的资源。在链路层，CAC用于限制同时出现在网络中一条传输链路上的连接数目。这意味着为了保护已经允许在链路上传输的连接可以拒绝新连接。

在诸如新一代无线接入网这类的传输资源有限而且延迟和损耗要求比较严格的面向分组网络中，连接许可控制问题通常是非常复杂的。随着多业务网络的引入，例如通用移动电信系统(UMTS)以及类似的通信网络，找到可用于多业务环境中的有效CAC策略并且同时满足实际的要求，例如有限的计算复杂度和高精确度等，就变得更为困难了。

CAC算法的实际要求主要意味着必须快速进行CAC判决，因为每秒钟到达网络节点的连接可能达成百上千，而且CAC算法必须比较准确地估计资源需求，这样CAC判决才不会太保守，或者太乐观。

在现有技术中，连接许可控制是相当简单的，依据的是有效带宽的概念。通常这意味着为每个单独的连接指定一个带宽值，代表在连接生存期内对连接“有效的”资源利用。当一个新连接到达节点时，根据业务流特性以及QoS要求这类的因素估计连接的有效带宽。然后，CAC算法检查所允许连接和新连接的有效带宽总和是否超过链路容量。该算法非常简单因此CAC判决可以在线进行。因此这种方法满足有限计算复杂度的要求。

不幸的是，基于有效带宽的CAC通常不能确保多业务流环境中的QoS要求实际得到满足，因为带有单个线性边界的许可业务混合流的有关组合或区域不足以作为真正许可区域的准确估计。从有效带宽算法得到的线性许可区非常依赖于所指定的有效带宽是否很好地代表连接的实际资源利用，甚至对所要求资源的一点点错误估计都可能导致QoS的下降(低估)或者大量地浪费宝贵的资源(高估)。

有关技术

在参考[1]中可以找到基于ATM/AAL2的第三代移动接入网中不同连接许可控制算法的比较。

参考[2]涉及ATM核心交换机的连接许可控制策略，并描述了恒定比特率(CBR)连接的有效带宽算法以及变比特率(VBR)业务流的连接许可控制方法。在后一种情况下，当统计复接VBR业务流(S-VBR)以及非统计复接VBR业务流(NS-VBR)混合在一起时，许可区域边界通过对应于各个信元损耗受限区域的两个分段的线性部分来近似。

参考[3]考虑了在无缓存模型中限制ON-OFF资源累积的损失率的问题。

发明概述

本发明克服了现有技术设备中的这些以及其它的缺陷。

本发明的主要目的是为多业务流环境提供有效的连接许可控制策略。

连接许可控制中特别重要的是高度的准确性，这样才能提供最佳的资源利用，同时还确保整个多业务混合流的QoS要求得到满足。因此本发明的一个目的是尽可能准确地估计真正的许可区域。

发明的另一个目的是提供可计算的有效连接许可控制算法，这样在接受新连接时可以允许在线判决。

按照所附专利权利要求的定义，本发明可以满足这些以及其它的目的。

本发明主要基于这样的认识：通过非线性许可区以及一个或多个线性许可区的结构，可以非常接近多业务混合流的真正许可区。通过检查由以前允许的连接以及新连接所定义的多业务混合流是否包含于非线性许可区以及一个(多个)线性许可区的交叉区域，如果混合流包含于交叉区域就允许该连接，这样就可以准确地控制是否允许新连接加入到传输链路上。

根据混合业务的QoS要求以及业务流特征恰当地识别该非线性许可区以及一个或多个线性许可区，可以准确地判断是否允许新连接，以便使资源利用最佳的同时确保该QoS要求。

一般而言，“真正”许可区构造中的许可区域与各个QoS要求有关，例如分组延迟和超载(分组丢失)。

在通用陆地无线接入网(UTRAN)这类的无线接入网中，特别是连接基站和无线网络控制器的那些链路上，延迟受限的线性许可区域与超载受限的非线性许可区域的结合使用被证明是特别有利的。

为了改善性能和灵活性，多业务混合流中的每种业务类型最好关联于类型特定的延迟受限的许可区域。每个类型特定的延迟受限的许可区域通常定义为一个线性许可区域，包含一组满足给定的类型特定的分组延迟要求的业务混合流。

最好是超载受限的非线性许可区域包含一组业务混合流，它们会使与传输链路所关联的队列系统暂时超载的概率小于一个给定的目标值。

已经证明了延迟受限的许可区域的线性近似是非常准确的。这些许可区域的线性度意味着评估给定业务混合流是否包含在每个延迟受限的区域中可以用有效的计算方法来执行，因为有效的单类型近似可以扩展到多业务类型。

超载受限的许可区域的非线性通常意味着超载概率必须针对每个业务混合流单独评估。在很多情况下，这会导致在线评估的计算量太重。尽管如此，利用不同类型中而不是(或只是部分上)类型之间的所谓统计增益，可以得到计算效率更高的算法。

在某些情况下，不必既使用线性又使用非线性许可区域。实际上，如果对延迟要求很松或者链路容量足够大，那么检查业务混合流是否包含在非线性许可区域内就足够了。在其它情况下，使用多个线性许可区域的结构可能就足够了。多个线性许可区域的交叉区域通常有效地定义了一个非线性区域，它具有分段的线性边界。

本发明提供了如下的优点：

—高准确度，导致最佳的资源利用以及维持整个多业务混合流的QoS；以及

—计算有效性，允许在接受新连接时进行在线判决。

本发明提供的其它优点将在阅读发明实施例的如下描述中意识到。

附图的简单描述

参考如下描述以及所附的附图将会对本发明及其更多的目的和优点得到最佳理解，其中：

图1说明，对比准确的许可混合流组合，使用常规的CAC算法计算的语音连接与64Kbps的分组交换连接的许可业务混合流组合；

图2是一个示意图，说明根据发明优选实施例的一个通常是非线性的许可区域以及一个或多个线性许可区域的结构对真正许可区域的近似；

图3是说明UMTS网络基本结构的示意图；

图4说明单个业务类型分组延迟的典型概率密度函数；

图5是UTRAN网络基于ATM/AAL2的协议栈的示意图；

图6说明一个馈入了两个ON-OFF连接的网络节点；

图7是一个示意图，说明许可区域被构造为两个线性的延迟受限区域以及一个非线性超载受限区域的交叉区域的例子；

图8是根据发明优选实施例的连接许可控制方法的示意性流程图；

图9是可以实施根据本发明的CAC算法的网络节点有关部分的示意性框图；

图10A说明在带有三个业务类型的第一示范业务流环境中的许可区；

图10B说明图10A许可区表面上混合流的延迟破坏概率的仿真；

图11A说明在第二示范业务流环境中发明优选实施例的CAC所得到的许可区；以及

图11B说明图11A许可区表面上混合流的延迟破坏概率的仿真；

发明实施例的详细描述

在所有附图中，相应或者类似的单元使用相同的参照符号。

一般而言，网络节点中连接许可控制(CAC)功能的任务是确定是否可以接受到达该节点的新连接在给定容量的链路上传输，以使新连接和已经接受的连接的服务质量(QoS)要求不受损害。为了确保资源数量足够满足业务流需求，同时确保不浪费昂贵的资源，需要可靠的CAC方法。

为了更好地理解本发明，从更详细地描述基于有效带宽的常规CAC的基本概念入手可能更有用。例如，目前在爱立信的传输和控制平台Cello中所用的CAC算法为每个连接指定一个有效带宽，并按照有效带宽的总和简单地估计所有连接的资源利用。在多业务网络中，通常根据业务流描述符可以将连接组成几个业务类型，因此可以对每个业务类型指定有效带宽。当新连接到达Cello节点时，通过简单的指数公式计算该连接的有效带宽。因此，检查如下的不等式：

$\underset{i=1}{\overset{N}{\mathrm{\Σ}}}E{B}_i\≤C,---\left(1\right)$

这里的N是允许连接和新连接所定义的业务混合流中的连接数，EB_i值是连接的有效带宽，C是链路容量。这样就可以确定所考虑的业务混合流的有效带宽总和是否超过链路容量。如果估计的业务混合流资源利用没有超过链路容量，就允许新连接在有关链路上传输，否则就拒绝连接请求。

但是，实验表明常规的基于有效带宽的CAC算法通常不能确保多业务流环境下的QoS要求实际上得到满足，因为这样得到的线性许可区不是真正许可区足够精确的估计，如图1中的示意说明。

图1说明了使用常规CAC算法计算的语音连接和64Kbps分组交换连接的许可业务混合流的组合与允许混合流的准确组合对比。根据常规CAC算法估计的许可区有单一的线性边界，而真正的(准确的)许可区通常是非线性的。估计许可区和真正许可区之间的差别导致了不可靠的CAC判决，允许了过多的或者过少的连接。尽管图1所示的许可区看起来可能彼此比较接近，但是对所要求资源的一点点低估都可能导致严重的QoS降低，因为在高负荷时延迟可能增长很快。

与现有技术对比，本发明通过通常是非线性的许可区以及一个或多个线性许可区的结构，更好地估计了真正了许可区，如图2中为两个业务类型所示意说明地那样。数学证明结合广泛的仿真和实验表明，这种非线性及线性许可区的结构确实是对真正许可区非常好的近似。这种基本的认识使我们通过检查以前许可的连接以及新连接一起定义的多业务混合流是否包含于通常是非线性的许可区以及一个或多个线性许可区的交叉区域内，仅当业务混合流处于许可区的交叉区域内才允许新连接，就可以准确地控制对新连接的许可。

根据混合业务的QoS要求以及所考虑网络的业务流特性，通过恰当地识别非线性许可区和线性许可区可以设计有效的CAC算法。这样在确保QoS要求的同时可以使资源利用最佳。

下面将主要针对无线接入网描述本发明，例如第三代移动通信系统中的通用陆地无线接入网(UTRAN)或其他类似的未来通信系统。

随着第三代移动系统的引入，例如通用移动电信系统(UMTS)，设备供应商和网络运营商都面临着新的挑战。与第二代系统相比，现在需要的是能够满足称为宽带码分多址(WCDMA)的新无线接口技术特殊要求的分组交换的多业务网络。

图3是说明UMTS网络基本结构的示意图。UMTS网络100基本包括核心网络110、通用陆地无线接入网(UTRAN)120以及用户设备(UE)130。核心网络110是将接入网络120连接到外部网络200的骨干网，外部网络例如公共交换电话网(PSTN)以及互联网。UTRAN网络120处理与无线接入有关的所有任务，因此UTRAN节点负责无线资源管理、越区切换控制、以及诸如此类。UTRAN网络120基于无线网络控制器(RNCs)122和基站(节点Bs)124。诸如移动站这样的用户设备130通过无线接口(Uu)连接到节点B基站124。在软越区切换过程中，用户终端130可以与几个节点B 124同时通信(这是WCDMA系统中基本的干扰降低技术)。节点B基站124通过所谓Iub接口连接到RNC 122，而RNC 122通过所谓的Iur接口彼此连接。RNC 122通过Iu接口连接到核心网络110。

UTRAN第一版所用的交换和复接技术基于异步转移模式(ATM)与类型2 ATM自适应层(AAL2)的结合。将来的版本也将使用互联网(IP)技术来设计。

在UTRAN无线接入网的传输链路上，特别是连接基站和无线网络控制器的那些链路上，资源分配是很复杂的，因为服务质量(QoS)要求特别严格而且传输资源量相对较低。

UMTS是多业务网络，各种业务类型通常有不同的QoS要求。分组延迟通常是该网络中最重要的性能测度，而且对每个业务类型，整个系统(端到端)的延迟预算决定了UTRAN传输网络中最大可接受的延迟。例如，语音业务流的端到端最大延迟要求大约是180ms，UTRAN传输网络中的最大延迟要求是大约5-6ms。其它业务的延迟要求与语音相差不是很多。在尽力而为业务情况下，例如基于IP的网络中提供的那些业务，延迟要求相对严格些，因为软越区切换的使用对分组延迟设置了实际的限制。此外，关注TCP性能的研究表明，如果Iub接口上的延迟大于几个毫秒，应用层的通过量就会大大降低。

延迟要求通常以如下概率的方式定义：

$P_r(D_i>{\tilde{D}}_i)<{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i,---\left(2\right)$

这里D_i是类型i的分组延迟， 是类型i的最大(目标)延迟， $P_r(D_i>{\tilde{D}}_i)$ 是破坏分组延迟标准的概率， 是一个小的目标概率。5ms的最大延迟和1％的目标概率就翻译成要求延迟大于5ms的概率应该小于1％。图4说明了单个业务类型分组延迟的典型概率密度函数，x轴是延迟。分组延迟大于给定延迟、即5ms的概率用从给定延迟开始的密度函数的拖尾区域表示。

现在针对基于ATM/AAL2的UTRAN网的特定例子描述本发明。

图5是基于UTRAN网协议栈的ATM/AAL2的示意图。无线链路控制(RLC)协议的重传机制确保无线接口上对丢失敏感业务流的可靠传输。媒质访问控制(MAC)协议构成无线帧并根据WCDMA的定时要求周期性地规划这些帧。这个帧规划周期称为TTI(传输时间间隔)，而且它的长度通常是10ms的倍数。无线连接的比特率，即所谓无线接入承载(RABs)通常取8Kbps和384Kbps之间的典型值，记住更高的比特率是可能的。MAC帧大小和TTI长度通常是RAB特定的。如果用户设备130同时具有到两个或更多的节点B 124的RAB(在软越区切换期间)，下行链路中规划的无线帧就必须同时(t_out)从每个节点B发送到用户设备130。因此，节点通常必须是同步的。同样原因，必须确保在t_out之前每个帧到达各节点B。这就决定了UTRAN传输网的延迟要求。在Iub接口上，面向不同用户终端的帧的开始位置不应该是同时的，为的是降低在传输网队列中分组阻塞的概率。此外，在Uu接口上，例如导频比特这样的控制模式不应该在所有用户终端上同时发送，以避免干扰的峰值出现。因此，不同连接的周期性帧流的相位是在传输时间间隔上随机分布的，如参考[4]中所注。

UTRAN网络的作用基本上是从RNC 122向节点B124传输MAC帧(在Iub下行链路方向)以及从节点B 124向RNC122传输MAC帧(在Iub上行链路方向)。在UTRAN传输网络中，MAC帧封装在Iub帧中。Iub成帧开销包括节点B 124中用于将帧编码为恰当的无线帧格式并在正确时刻(tout)将其发送到无线接口所需的信息。Iub帧被分段并组成AAL2 CPS(Common Part Sublayer公共部分子层)分组，这些分组复接成ATM信元。通过AAL2复接，来自不同连接的几个AAL2分组可以在一个ATM信元中携带。在ATM网络中，利用ATM字头中的VPI/VCI(Virtual Path and Virtual Circuit Identifier虚通道和虚通路标识符)域，信元沿着预定的路径传输。AAL2字头中的CID(Connection Identifier连接标识符)域在ATM VC中标识特定的AAL2连接，如果ATM信元只填充了一部分，所谓的CU定时器(T_CU)确定复接器等待AAL2分组到达的时间。因此，复接效率也依赖于T_CU值，如参考[5]中所实现的那样。

为了进行许可控制，我们集中在传输链路负荷较高的情况下。在这样的范围中，T_CU对延迟性能的影响应该是可以忽略的。同时假设填充密度不依赖于Iub帧大小。参考[6]中提供的分析支持了这些假设。在UTRAN中，为每个新的RAB建立一条新的AAL2连接。一般而言，AAL2CAC在传输网络中为新的AAL2连接分配资源，并根据业务流描述符和QoS参数进行CAC判决。

在这个阶段，介绍一下UTRAN传输网的一个恰当的排队模型是很有用的，特别将重点放在Iub接口上。

UTRAN网络的示范排队模型

正如前面讨论的，Iub帧的到达模式由MAC规划器来确定，根据WCDMA的定时要求周期性地规划MAC帧。换言之，业务流由MAC规划器成形的，因此不管应用类型如何最底层时间尺度上的行为是周期性的。因此UTRAN业务流可以建模为周期性业务流的叠加。但是，通常不将承载业务流看作是连续的周期性分组流，而是将用户/应用层业务流模型反映在UTRAN传输网络中，这样承载业务流就用一串激活和非激活间隔来建模。这些间隔称为ON(激活)和OFF(非激活)周期。图6说明用两个ON-OFF连接馈入的网络节点。该网络节点包括有关输出链路容量为C的分组服务器140以及长度为B的队列150，馈入分组到达时间间隔(TTI)和分组大小不同的两个周期性ON-OFF连接。在ON周期，MAC帧在每个周期中发出，而在OFF周期，则根本不发出分组。例如，在语音业务流情况下，ON和OFF周期的特征由语音编码器中语音过程(说话人行为)和语音活动检测器的交互来确定。起源于用户行为的ON-OFF行为可以用“激活因子”来考虑。激活因子是ON间隔的比例，用ON周期的平均长度除以ON和OFF周期平均长度的总和。激活因子不能用于特征化单个连接。但是它可以用于对属于系统中某个业务类型的所有连接特征化。换言之，激活因子是描述用户/应用行为的统计测度。如果激活因子小于1，那么就存在统计复接增益的可能。例如，经验测量表明语音的激活因子可以设为0.7左右。

需要建立一个模型，让我们能够在考虑以下原因造成的延迟情况下得到分组延迟要求被破坏的概率：

●ON-OFF行为，导致暂时的系统超载；以及

●在ON(激活)状态下周期性分组发射，其中不同连接的发射阶段在与连接有关的TTI上一致分布，可能导致分组阻塞。

假设我们有一个具有如下输入参数的系统：

输入参数(i＝1，...，K)

业务类型i的分组总延迟包括两部分：D_i＝W_i+S_i，S_i是服务时间，W_i是队列中的等待时间。服务时间是分组服务器对分组服务并将其发送出缓存器外所用的时间。例如，如果输出链路的比特率是100Kbps(每秒千比特)，那么100比特长的分组的服务时间则是1ms。丢失分组的延迟认为是无穷大。

工作负荷(未完成工作量)在多类型队列分析中起着重要作用，因为相比每类型的等待时间来说，工作负荷是一个全局测度，使我们能够在先入先出(FIFO)的服务规则下计算每类型的等待时间。在FIFO队列中，等待时间用工作负荷近似。工作负荷以及随之的等待时间非常依赖于ON和OFF周期的长度。如果系统处于超载状态，此时激活连接的输入率R超过链路容量C，工作负荷就有一个增长的成分。当超载情况结束时，则是一个递减的成分。

通常时间尺度上大于传输时间间隔(TTI)的延迟必须通过检查几个TTI间隔上累积的工作负荷加以研究。累积工作负荷是与突发长度有关的，通常描述了由于ON-OFF行为带来的工作负荷成分。累积工作负荷的增长与业务流源的随机性有关，即ON和OFF周期的分布、业务流源之间的关联性以及诸如此类。

在UTRAN中，延迟要求相对比较严格，通常小于TTI或者与TTI具有同样的量级，因此我们通常感兴趣的是工作负荷的短时行为。除此之外，网络直接给出的按信令通知的业务流描述符不具有任何突发的特征，因此不可能恰当地特征化工作负荷的长时行为。测量突发长度是可能的。但是这通常与UTRAN中延迟要求破坏概率的评估没有太大关系。

在描述实际的模型结构之前，研究一下缓存大小对工作负荷的影响是很有益的。具有大缓存的系统可以吸收超载情况下产生的分组，导致较长的等待时间但没有丢失。另一方面，中等大小的缓存(～TTI_max)在超载情况下会很快填满，这里TTI_max＝max[TTI_i]，然后分组就要忍受长达与队列长度对应的等待时间或者被丢弃。UTRAN中的延迟要求比较严格(D～TTI)，这就意味着在超载情况下等待时间会很快达到预定的延迟要求，因此即使考虑无限的缓存长度队列也不可能有效地消除超载的情况。因此我们考虑一种系统，至少可以按照分组延迟要求缓存分组而不用特别地长。进一步假设在超载情况下，所有分组的延迟总是大于延迟要求。应用这些假设建立一个合并的模型。考虑系统中的分组，可以观察到两种破坏延迟要求的事件：

●由于缓存溢出一些分组丢失了；以及

●一些分组只是超过了它们各自的延迟要求

如下关系表示了这种分解：

并定义了两个测度为：

仿真和实验表明该模型假设在对应于传输时间间隔(TTI)的时间尺度上是特别有效的。在这个范围延迟几乎不依赖于ON周期的长度，延迟的破坏由周期性分组发射控制。

现在，我们应该确定输入参数和有关CAC判决之间的主要关系。使用如下的多维二项式分布计算特定数目的激活连接 n＝(n₁，n₂，…，n_K)的平稳概率П( n)：

从模型假设得出分组丢失概率可以用超载概率做很好的近似。一个类型i分组达到超载情况(R＞C)并被丢弃的概率ε_i ^lost则可以计算为：

${\mathrm{\&epsiv;}}_i^{\mathrm{lost}}=\frac{{\mathrm{\&Sigma;}}_{R\left(\underset{\&OverBar;}{n}\right)>C}{n}_i\mathrm{\&Pi;}\left(\underset{\&OverBar;}{n}\right)}{{\mathrm{\&Sigma;}}_{\&ForAll;\underset{\&OverBar;}{n}}{n}_i\mathrm{\&Pi;}\left(\underset{\&OverBar;}{n}\right)},---\left(7\right)$

这里R( n)代表在给定状态 n中激活连接的输入率。

在正常情况下(R≤C)，等待时间受周期性分组发射的控制，因为过渡周期(当R≤C时由于激活源数的改变)大约TTI_max长而且几乎不影响等待时间。因此分组晚于延迟标准到达但没被丢弃的概率可以计算为：

${\mathrm{\&epsiv;}}_i^{\mathrm{delayed}}=\frac{{\mathrm{\&Sigma;}}_{R\left(\underset{\&OverBar;}{n}\right)\&le;C}{n}_i\mathrm{\&Pi;}\left(\underset{\&OverBar;}{n}\right)\&CenterDot;\mathrm{Pr}(D_i>{\tilde{D}}_i|\underset{\&OverBar;}{N}=\underset{\&OverBar;}{n})}{{\mathrm{\&Sigma;}}_{\&ForAll;\underset{\&OverBar;}{n}}{n}_i\mathrm{\&Pi;}\left(\underset{\&OverBar;}{n}\right)}=---\left(8\right)$

$=\underset{R\left(\underset{\&OverBar;}{n}\right)\&le;C}{\mathrm{\&Sigma;}}{\mathrm{\&Pi;}\left(\underset{\&OverBar;}{n}\right)}^{\&prime;}\&CenterDot;\mathrm{Pr}(D_i>{\tilde{D}}_i|\underset{\&OverBar;}{N}=\underset{\&OverBar;}{n})\&CenterDot;$

最后，破坏延迟标准的概率是两个概率之和，如下：

${\mathrm{\&epsiv;}}_i={\mathrm{\&epsiv;}}_i^{\mathrm{lost}}+{\mathrm{\&epsiv;}}_i^{\mathrm{delayed}}---\left(9\right)$

UTRAN网络的示范CAC算法

当新连接到达时，CAC算法通常需要检查：

●由于分组丢失造成的延迟破坏(超载)

●由于延迟分组造成的延迟破坏(延迟)

根据发明的优选实施例，真正的许可区域用具有线性边界的K区域(也称为超平面)和通常是非线性边界的区域的交叉区来近似。具有线性边界的K区域是延迟受限的，称为延迟受限的线性许可区域。优选地，第i个延迟受限线性区域包括满足第i业务流类型延迟要求的混合流。具有非线性边界的区域是超载受限的，称为超载受限非线性许可区域。优选地，超载受限非线性区域包含暂时使排队系统超载的概率小于给定目标值的混合流。如果每个类型的激活因子为1，超载受限的边界就变成线性的。在这种情况下，它是不会使系统超载的混合流的边界。

例如，假设我们有延迟要求不同的两个业务类型。我们感兴趣的是可以接受包含来自两种业务的连接的业务混合流的区域，而且许可区域被定义为延迟受限和超载受限区域的交叉区，如图7所示。一种业务类型具有比另一种严格的延迟要求，因此只考虑最严格的延迟受限区域。这个延迟受限区包含满足给定分组延迟要求的业务混合流集合。

如果两种业务类型的激活因子都等于1，那么超载受限区域变成线性的并包含了不使缓存超载的混合流。但是实际上不是所有的激活因子都等于1。这就意味着超载受限区域通常是非线性的，包含了只以很小概率使排队系统超载的业务混合流。如果一个或多个业务类型的激活因子小于1(意味着该业务在大于TTI的时间尺度上是突发的)，超载受限的区域通常变成凹的，如图7示意说明的那样。

延迟受限许可区域的线性近似是非常准确的，意味着对给定业务混合流是否包含于每个延迟受限区的评估可以用计算有效的方法来执行。

超载受限许可区域的非线性通常意味着对每个业务混合流必须单独评估超载概率。

检查由于分组丢失造成的延迟破坏——超载受限区

尽管可以用(7)式检查由于分组丢失造成的延迟破坏，但是对于在线使用来说(7)式的计算可能要求太高(与可提供的处理资源有关)。利用只存在于不同类型内而不是类型间的所谓统计增益，可以得到更为计算有效的算法。因此，建议以下的发明优选策略。记住根据模型假设丢失概率和超载概率或多或少是可互换的，得到目标丢失概率

的上界：

$1-{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}\&GreaterEqual;\frac{{\mathrm{\&Sigma;}}_{n_1=0}^{A_1}{\mathrm{\&Sigma;}}_{n_2=0}^{A_2}\&CenterDot;\&CenterDot;\&CenterDot;{\mathrm{\&Sigma;}}_{n_k=0}^{A_k}{n}_i{\mathrm{\&Pi;}}_1\left(n_1\right){\mathrm{\&Pi;}}_2\left(n_2\right)\&CenterDot;\&CenterDot;\&CenterDot;{\mathrm{\&Pi;}}_k\left(n_k\right)}{{\mathrm{\&Sigma;}}_{\&ForAll;\underset{\&OverBar;}{n}}{n}_i\mathrm{\&Pi;}\left(\underset{\&OverBar;}{n}\right)},---\left(11\right)$

${1-\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}\&GreaterEqual;\frac{{\mathrm{\&Sigma;}}_{n_1=0}^{A_1}{\mathrm{\&Pi;}}_1\left(n_1\right){\mathrm{\&Sigma;}}_{n_2=0}^{A_2}{\mathrm{\&Pi;}}_2\left(n_2\right)\&CenterDot;\&CenterDot;\&CenterDot;{{\mathrm{\&Sigma;}}_{n_i=0}^{A_i}{\mathrm{\&Pi;}}_i\left(n_i\right)\&CenterDot;\&CenterDot;\&CenterDot;\mathrm{\&Sigma;}}_{n_K=0}^{A_K}{\mathrm{\&Pi;}}_K\left(n_K\right)}{{\mathrm{\&Sigma;}}_{n_i=0}^{N_i}{n}_i\mathrm{\&Pi;}\left(\underset{\&OverBar;}{n}\right)},---\left(12\right)$

$1-{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}\&GreaterEqual;\frac{{\mathrm{\&Sigma;}}_{n_i=0}^{A_i}{n}_i{\mathrm{\&Pi;}}_i\left(n_i\right)}{N_i{\mathrm{\&alpha;}}_i}\&CenterDot;\underset{l\&NotEqual;i}{\mathrm{\&Pi;}}\left(\underset{n_l=0}{\overset{A_l}{\mathrm{\&Sigma;}}}{\mathrm{\&Pi;}}_l\left(n_l\right)\right),---\left(13\right)$

这里引入A_i作为每个类型在ON状态下对同时激活连接数的限制。优选地，各类型的限制A_i定义为满足如下条件的类型i的连接数：来自类型i的超过A_i个连接同时激活的概率很小。其想法是将概率

分布到最后一个不等式右侧的各项上，并找到A_i的最小值满足如下的不等式组：

$K_{\mathrm{\&alpha;}}\sqrt{1-{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}}\&GreaterEqual;\frac{{\mathrm{\&Sigma;}}_{n_i=0}^{A_i}{n}_i{\mathrm{\&Pi;}}_i\left(n_i\right)}{N_i{\mathrm{\&alpha;}}_i}---\left(14\right)$

$K_{\mathrm{\&alpha;}}\sqrt{1-{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}}\&GreaterEqual;\underset{n_l=0}{\overset{A_l}{\mathrm{\&Sigma;}}}{\mathrm{\&Pi;}}_i\left(n_i\right)---l=\mathrm{1,2},...,K_{\mathrm{\&alpha;}},l\&NotEqual;i,---\left(15\right)$

这里K_α是激活因子α_i＜1的类型数，

是指定给类型i的目标概率。对于α＝1的业务流类型，A_i＝N_i。这样的结构可以彼此独立地计算A_i值，因此大大降低了(7)式的计算复杂度。如果CAC算法的存储器足够大，可能会希望从离线计算的表中获得A_i值，正如后面更详细描述的那样。

使用每类型的限制(A₁，A₂，...，A_k)，接受给定业务混合流(N₁，N₂，...，N_k)的必要条件定义为：

$\underset{i=1}{\overset{K}{\mathrm{\&Sigma;}}}{A}_i{\mathrm{\&rho;}}_i\&le;C,---\left(16\right)$

这里ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷，并定义为ρ_i＝b_i/TTI_i。不等式(16)的计算通常对应于评估业务混合流是否包含于非线性超载受限区域。

用如下方式扩展基本算法至少可以部分地考虑类型之间的统计增益。显然使用(14)和(15)式只能利用来自同类型的复接源的统计增益。保持可以彼此独立地获得A_i这个特性，但是部分地考虑复接不同类型得到的统计增益，可以如下进行：

1.使用(14)式找到所有i的A_i ^*，其中：

$N_i^{*}=N_i+\underset{{\mathrm{\&alpha;}}_k\&le;{\mathrm{\&alpha;}}_i,k\&NotEqual;i}{\mathrm{\&Sigma;}}\min (1,\frac{{\mathrm{\&rho;}}_k}{{\mathrm{\&rho;}}_i})N_k;--k=1,...,K,---\left(17\right)$

并计算类型i的统计复接增益为：

$M{G}_i=\frac{N_i^{*}-A_i^{*}}{N_i^{*}},---\left(18\right)$

2.重复如下过程直到MG_i值不再增加：

●考虑满足α_k＞α_i以及ρ_k＜ρ_i，_i，k的类型。如果MG_k＞MG_i，那么令

${\mathrm{\&alpha;}}_i^{\&prime;}:={\mathrm{\&alpha;}}_k,$ 并计算按照步骤1的描述计算MG_j′。如果 ${\mathrm{MG}}_k^{\&prime;}>{\mathrm{MG}}_i,$ 那么令

●

$M{G}_i:=M{G}_k^{\&prime;}.---\left(19A\right)$

●考虑满足α_k＞α_i以及ρ_k≥ρ_i，_i，k的类型。如果MG_k＞MG，那么令

MG_i：＝MG_k                                                (19B)

3.最后，找到A_i值为：

A_i＝N_i(1-MG_i)                                             (20)

检查由于延迟分组带来的延迟破坏——延迟受限区

计算延迟分组带来的延迟破坏没有精确的公式，正如参考[7]中所指出的。我们用K超平面定义许可区，检查由于延迟(但没有丢失)分组带来的延迟破坏。第i个超平面定义了比延迟标准晚到但是未被丢弃的分组的概率等于或小于一个给定目标概率的区域， ${\mathrm{\&epsiv;}}_i^{\mathrm{delayed}}\&le;{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{delayed}}.$ 这意味着每个类型特定的分组延迟要求需要满足：类型特定的分组延迟大于给定类型特定的最大延迟的概率小于给定的一个目标值。我们建议一种超平面构造方法，只使用单类型计算评估相应的延迟破坏。为此，引入如下两个测度：

●假设来自类型j的一个单个分组满足类型j的分组延迟要求，TN_ij是来自类型i的连接的最大数目。如果来自类型j的另一个连接出现在系统中，我们优选地用TN_ij近似来自类型i的连接的最大数；并且

●TE_ij是业务类型等价测度，代表只考虑类型j的分组延迟要求、那么可以允许多少来自类型j的新连接代替来自类型i的一个连接。例如，考虑两个业务类型i和J。想像系统中有10个类型i连接和20个类型j连接。在这个配置中，假设1％的类型j分组延迟超过5ms，而且这样意味着类型j连接的延迟要求正好满足。从系统中去掉一个类型i连接。在这种情况下，1％个百分点的类型j连接的延迟降低到5ms以下。然后，向该系统增加新的类型j连接直到1％个百分点的类型j连接的延迟再次达到5ms。例如，如果所得到的类型j连接的数目是24，那么TE_ij＝24。

用n_i个同样的周期性(激活)连接馈入的恒定服务时间队列的分析主要是根据参考[8]中的结果，分组延迟标准破坏的概率

计算如下：

这里D_j ⁽ⁱ⁾表示来自类型j的分组延迟，假设有关队列的延迟只来自类型i连接， 是来自类型j的分组的目标延迟标准，引入如下更多的测度：

$x^{\&prime;}=({\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C})/\mathrm{TU},---\left(22\right)$

TTI′＝TTI_i/TU，                        (23)

$\mathrm{TU}=\frac{b_i}{C}.---\left(24\right)$

确定TN矩阵的建议公式为：

这里不需要稳定性准则，因为已经包括在不等式(16)中。

TE矩阵可以从TN矩阵确定如下：

TE_ij＝TN_jj/TN_ij                                      (26)

使用业务流类型等价性，接受给定业务混合流(N₁，N₂，...，N_k)的必要条件为：

按照上面的建议，如果一个另外的来自类型j的连接出现在系统中，我们用TN_ij近似类型i的最大连接数，那么该常数应该设为1。使用等于1的固定常数证明在优先级规划(如后面的讨论)的情况下很重要，但是也可以用于FIFO规划。在更保守的方法中，该常数设为0，假设没有来自类型j的更多的连接出现在系统中就用TN_ij近似来自类型i的最大连接数。

不等式(27)的计算对应于评估业务混合流是否包含在每个线性的延迟受限区中。

或者，分组延迟标准破坏概率可以用以下表达式近似，即FIFO队列中工作负荷的类型特定的互补分布函数Q_i(x)，使用[9、10]的布朗桥(Brownian bridge)近似：

$Q_i\left(x\right)=\exp \{-\frac{2\mathrm{Cx}}{\mathrm{TT}{I}_i{n}_i{\mathrm{\&rho;}}_i^2}(\frac{\mathrm{Cx}}{\mathrm{TT}{I}_i}+C-n_i{\mathrm{\&rho;}}_i)\},---\left(28\right)$

$x={\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C}.---\left(29\right)$

因此，不用(21)-(24)式，现在将分组延迟标准破坏概率确定如下：

$x={\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C}.---\left(31\right)$

与(21)-(24)相比，(30)和(31)式没有包括很多求和，因此可以更快地计算分组延迟标准破坏概率。一旦已经根据(30)和(31)式计算分组延迟标准破坏概率，TN和TE矩阵句可以根据(25)和(26)式确定并可以检查不等式(27)。

在发明的又一个实施例中，使用以下更快的近似确定TN矩阵：

$x={\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C}.---\left(33\right)$

因此根据(32)和(33)式确定TN矩阵，TE矩阵则按往常根据(26)式确定。一旦TN和TE矩阵确定了，就可以检查不等式(27)。

使用了上面的快速近似，准确度自然会稍微有所降低。系统设计者必须针对每个特定的应用仔细考虑计算复杂度和准确度之间的折衷。

为ATM/AAL2引入的排队模型以及有关的CAC计算也可以或多或少地直接应用于基于IP的UTRAN网络，只要该IP网络是允许CAC的。上面的模型以及有关方法的应用与网络所使用的传输技术无关。

流程图

为了更好地概括根据发明优选实施例的CAC算法，现在参考图8的基本流程图。当新连接到达实施根据发明上述优选实施例的CAC算法的网络节点时，根据按信令通知的业务流描述符确定(步骤S1)该连接是否属于新业务类型。

可能已经注意到，既然TN_ij和TE_ij只依赖于系统中出现的业务类型，而不是实际的连接数，那么这些矩阵通常不必在线计算。仅当增加新业务类型时才更新TN和TE矩阵。因此，如果该连接属于还没有包括进TN和TE矩阵中的新业务类型(Y)，就要向CAC算法所用的通用信息数据库中添加(步骤S2)这个业务类型的有关业务描述符和QoS要求，并更新(步骤S3)TN和TE矩阵。这种更新通常可以较快地进行而不必重新计算整个矩阵。但是，如果证明一般的TE和TN更新对在线使用来说太慢，就需要对这些矩阵进行快速更新(步骤S4)以便能够快速判断是否接受该连接。例如这种快速更新可以基于峰值带宽，或者使用上面的(32)和(33)式。另一方面，如果该连接属于已经在系统中出现的业务类型(N)，那么就读出(步骤S5)TN和TE矩阵并根据(27)式检查由于延迟分组带来的延迟破坏。

A_i值依赖于N_i、α_i、目标丢失概率

以及激活因子α_i＜1的业务流类型的数目K_α。可以在线计算A_i值(步骤S7)，或者如果在线计算被证明太慢，可以预先构造用预计算值组成的表(步骤S8)，然后在在线评估过程中访问该表。因此对于一个范围内的不同N_i值及/或至少可以预先计算一些A_i值并存储在存储表中，如下面的描述。

α＝0.1

α＝0.2

               .

               .

               .

α＝0.9

不同N和α值的A_i表

这就是说，对多个α值(例如，0.1，0.2，...，0.9)要存储多个带A_i值的表，而且对于某个[α_i，N_i]对，可以从相应表中读出某个目标概率的A_i值。如果存储器消耗太大，应该只存储某个窗口[1，2，...，N_max]。一般这样就足够了，因为来自某个业务类型的连接数只以1为阶梯改变(+1：一个连接到达系统，-1：一个连接离开系统)。这就意味着必要的窗口位置和大小可以很容易地跟踪，而且表格可以在任意必要的时候更新。也可以使用其它解决办法，例如插值技术。一旦得到了A_i值，根据(16)式检查(步骤S9)由于分组丢失带来的延迟破坏。

最后，合并两种延迟破坏检查的结果(步骤S10)，产生最终的CAC判决。在发明的这个特定实施例中，只有两组不等式(16)和(27)都满足才能接受给定的业务混合流。

只要将更新和判决产生部分仔细地分开，就肯定可以在线地进行判决，即使是具有很多业务流类型的大系统也没问题。尽管如此，需要仔细地检查更新的速度，因为在线执行更新也是可能的。

许可控制器实现的例子

连接许可控制通常在网络节点的输出链路资源上实施，根据CAC算法接受或拒绝连接。举例而言CAC算法可以作为硬件、软件、固件或其中任意合适的组合来实现。例如在ATM网络中，将业务流描述符作为信令通知网络节点，节点根据所通知的信息对是否允许连接作出判决。通常，从网络的角度来看，只有参与那个连接端到端传输的所有节点都接受了连接才能允许它。

图9是可以实现根据本发明的CAC算法的网络节点有关部分的示意性框图。RNC或节点B这样的网络节点300通常关联了多个输入链路和输出链路。节点300优选地包括控制单元310、交换结构315、多个输出缓存器320以及相应的输出服务器330。控制单元310最好或多或少地用嵌入式计算机系统构造，带有处理器312以及有关的存储系统314。例如处理器312可以是微处理器或数字信号处理器。CAC算法最好作为控制单元310执行的软件而实现。该软件可以用几乎任意类型的计算机语言编写，例如C、C++或者甚至是特殊的专用语言。实际上，CAC算法被映射为软件程序，当被处理器312执行时，响应给定的QoS要求和存储系统314的特殊业务流信息数据库316中维护的业务流信息产生CAC判决。业务流信息是从网络业务流描述符中接收的，例如可以使用典型的信令交换机制得到。在存储系统314中也可提供保存CAC算法所用信息的特殊查找表318。对每个新的连接建立，控制单元310从业务流信息数据库及/或直接从节点间信令中获得有关信息，进行必要的计算、查表，最后进行CAC判决。CAC判决被转发到协议栈中有关的协议层，以使判决生效。如果连接被拒绝，ATM/AAL2或相应层不能为请求连接服务的通知被发送到有关协议层。如果连接被接受，就建立该连接并通过交换结构315将相应的分组转发到有关缓存器320，以便相应的输出服务器330随后服务。来自控制单元310的内部业务流控制消息通常控制分组交换和规划，更具体地，例如如果在多队列系统中作出了许可判决，那么控制连接导向哪个队列。控制单元310所执行的软件实现的例子在附录A中给出。

所建议CAC的性能

发明的性能已经在仿真中评估。在第一个仿真中，考虑如下输入参数：C＝1920Kbps，TTI₁＝20ms，b₁＝336比特，α₁＝0.65，TTI₂＝10ms，b₂＝1512比特，α₂＝0.85，TTI₃＝40ms，b₃＝2688比特，α₃＝1， ${\tilde{D}}_1=5\mathrm{ms},$ ${\tilde{D}}_2=8\mathrm{ms},$ ${\tilde{D}}_3=20\mathrm{ms},$ 以及 $\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}=0.001.$ 使用本发明得到的许可区在

图10A中表示。可以看出许可区的边界确实是超平面的。覆盖许可区的表面对应于刚好满足QoS要求的那些业务混合流，对于它们来说，一个单个的额外连接都会导致延迟(或丢失)破坏。

对带有表面上的业务混合流的系统进行了仿真，检查这些混合流是否确实满足延迟要求。图10B表示在图10A许可区表面的混合流的延迟破坏概率。许可区表面上不同业务混合流的标识在x轴给出，延迟标准破坏概率在y轴上给出。举例来说，业务混合流(N₁，N₂，N₃)＝(3，5，6)的具有ID45。对于检查CAC性能的目的来说，区别哪个混合流关联于哪个ID并不重要。但是从图10B可以体会到0.001的限制对许可区表面大部分混合流来说保持得很好，意味着CAC确实工作得很好。

图11A-B的例子一般对应于图10A-B，但是现在具有更小的链路容量C＝1024Kbps。在较小链路情况下，按照(25)式建议计算的TN矩阵更趋于保守。在这种情况下，TN值可能相对较小，因此TN的元素是整数这个事实可能会构成问题。例如，TN_ij＝4可能比TN_ij＝5产生小得多的许可区。这个问题可以通过使用多种常规插值技术之一来解决，使TN的元素取实数值。

重要的是理解到前面的描述只是意在作为理解发明的一个框架。

在某些情况下，线性和非线性许可区不必都使用。实际上，如果延迟要求不高或者链路容量足够大，检查业务混合流是否包含在非线性许可区内就足够了。在其它情况下，使用多个线性许可区的结构可能就足够了。实际上，多个线性许可区的交叉区域通常定义了一个非线性许可区(逐段看是线性的)。

通过恰当地识别线性和非线性许可区，本发明也可以用于其它的传输机制，包括基本UTRAN概念的自然扩展及开发。对于其它类型的多业务网络，必须根据网络特定的业务流特性以及QoS要求识别非线性许可区以及/或者一个或多个线性许可区。

与优先权规划一起使用的注释

应该注意到业务流延迟也依赖于网络中使用的规划原则。如果所有业务的分组在同一队列(FIF0)中等待而且按照到达的顺序为分组服务，那么必须满足最严格的延迟要求。这可以通过业务区分而避免，不同延迟要求的业务具有不同的队列。延迟受限的线性区等价于指定给连接的“有效带宽”。为FIFO规划计算的有效带宽可以直接扩展到优先权规划，如参考[11]中的建议。对于本发明来说，这就意味着与FIFO规划中每个业务类型有单个线性区不同，通常每个业务类型都会有多个线性区，根据优先权级数而定。

优先权意味着来自较低优先权队列的分组只能在所有较高优先权队列都空之后才能被服务。使用分段技术最小化已经在服务器中的大的低优先权分组对高优先权业务流的影响。分段大小s是附加的模型参数。W_i和S_i用于最后一段，而不是整个分组。W_i不能直接用系统的工作负荷来计算，因为较高优先权分组可能压倒低优先权的分组。类似于FIFO的情况，延迟破坏事件是丢失以及延迟分组。当计算ε_i ^lost和ε_i ^delayed时，与FIFO情况的唯一区别是，从类型i的观点来看，只有较高优先权业务流类型的输入率高于C，业务流系统才是超载的。

我们考虑依赖于类型i和类型j的优先权级别的三种情况。如果类型i和类型j具有同样的优先级，那么TN_ij就用前面提出的FIFO规划的同样方式计算。如果类型i具有较高优先权，我们遵照如下方法。类型j分组的最后段(大小为S_last)在时间D之前不能被服务的事件等效于最后一个之前的所有段在D’＝D-S_last/C之前不能被服务的事件。用公式表示，如果较高优先权业务流是类型i给出的，用B⁽ⁱ⁾(0，t)表示已经在0时刻到达的类型j分组在[0，t]内所看到的服务器可用性，则：

通过使用服务器可用性过程的保守近似：B⁽ⁱ⁾(0，t)≈t-A_i(0，t)/C以及到达过程的布朗桥近似，得到如下公式：

这里Φ(χ；μ，σ²)表示正则分布。为了表示这种方法的准确度，用(35)式计算的TN_ij值与精确值(C＝920Kbps，b_i＝320比特，s_last＝320比特，TTI_i＝20ms， ${\tilde{D}}_j=10\mathrm{ms},$ ${\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_j^{\mathrm{delayed}}=0.1\%\mathrm{}$ )的比较说明如下。

Bj[比特]	320	640	960	1920	2880	3840
							TNij(精确)	41	38	36	30	25	20
TNij(近似)	37	36	34	29	24	20

如果类型i优先权低，来自类型i的可能正被服务的分段对类型j分组延迟的影响可以忽略。这就意味着TN_ij值被设为无穷大(∞)。

通常，仿真表明优先权规划优于FIFO规划，而且业务区分带来的影响是QoS要求在较高的资源利用上才能满足。

用于多链路情况的注释

本发明建议的CAC算法主要是为单链路情况提出并评估的。在多链路情况下，整个CAC判决由一个以上的链路许可控制(LAC)判决组成，实际上，工作在多链路情况下的方法通常类似于单链路算法，因为没有提供沿着端到端路径的资源信息。如果所建议的方法用于多链路情况，“超载受限”区可以为不同链路单独计算。单链路有效带宽可以扩展到网络层，例如参考[12]中建议的那样。实际上本发明计算的“有效带宽”在网络的其它链路中不改变。这就意味着所建议的单链路方法可以不加修改地应用于多链路情况。

上述实施例只是作为例子给出的，应该理解本发明不限于这些例子。保留了所揭示的基本原则并在这里做了权利要求的进一步修正、改变和提高都是在发明的范围和精神之内的。

参考文献

[1]Comparison of Call Admission Control Algorithms inATM/AAL2 Based 3rd Generation Mobile Access Networks(基于ATM/AAL2的第三代移动接入网络中呼叫许可控制算法的比较)by G.Fodor，G.Leijonhufvud，Sz.Malomsoky and A.Racz，Proc.IEEEWireless Communications and Networking Conference，1999.[2]Connection Admission Control Design for GlobeView-2000ATM Core Switches(GlobeView-2000 ATM核心交换机的连接许可控制设计)by L.He and A.K.Wong，Bell Labs Technical Journal，pp.94-110，January-March 1998.

[3]Bounding On-Off Sources-Variability Ordering andMajorization to the Rescue(界定ON-OFF源——有用的可变排序和优化)by A.M.Makowski，ISR TR 2001-13.

[4]3GPP.Synchronisation in UTRAN(Stage 2)，TechnicalSpecification(3GPP UTRAN中的同步(阶段2)，技术规范)，TR25.402 V4.1.0，June，2001.

[5]Performance Evaluation and Dimensioning for AAL2 CLAD(AAL2 CLAD性能评价和计算)by H.Saito，Proc.IEEE INFOCOM，pp.153-160，1999.

[6]3GPP.Delay Budget within the Access Stratum，Technical Report(3GPP接入层内的延迟预算，技术报告)TR 25.853V4.0.0，May，2001.

[7]The Superposition of Variable Bit Rate Souces in anATM Multiplexer(ATM复接器中可变比特率信源的重叠)by IlkkaNorros，James W.Roberts，Alain Simonian，and Jorma T.Virtamo，IEEE Journal on Selected Areas in Communications，Vol.9，No.3，pp.378-387，1991.

[8]Methods for the performance evaluation and design ofbroadband multiservice networks，Part III，Traffic modelsand queuing analysis，COST 242 Final Report(宽带多业务网络性能评价和设计的方法，部分III，业务流模型及排队分析，COST 242最终报告)，1996.

[9]A Queue with Periodic Arrivals and Constant ServiceRate，(周期性到达及恒定服务率的队列)by B.Hayek，Probability，Statistics，and Optimisation，(概率、统计及优化)a Tributeto Peter Whittle，Wiley，pp.147-157，1994.

[10]Notes on Effective Bandwidths，(有效带宽的注释)，by F.P.Kelly，Stochastic Networks：Theory and Applications，(随机网络：理论及应用)，Vol.4，Oxford University Press，pp.141-168，1996.

[11]Effective Bandwidth with Priorities(带优先权的有效带宽)by Arthur W.Berger and Ward Whitt，IEE/ACMTransactions on Networking，Vol.6，No.4，August 1998.

[12]The Output of a Switch，or Effective Bandwidths forNetworks(交换机的输出，或网络的有效带宽)by Damon Wischik，Queuing Systems，(排队系统)，Vol.32，pp.383-396，1999.

附录A

软件实现的例子

    Global variables
 
　　 Capacity_kbps as Double

　　 nTTIs as Integer

　　 TTIs(1 To nTTIs)as Integer

　　 nClasses as Integer

　　 nClassesMax as Integer

　　 TETable(1 To nTTIs，1 To nClassesMax，1 To nClassesMax)as Double

　　 TNTable(1 To nTTIs，1 To nClassesMax)as Double

　　 NSourcesMax as Integer

　　 nActivities as Integer

　　 nActivitiesMax as Integer

　　 consideredActivities(1 To nActivitiesMax)as Double

　　 nMaxActive as Integer

　　 ActTable_1(1 To nActivitiesMax，1 To NSourcesMax，1 To nMaxActive)as Integer

　　 ActTable_2(1 To nActivitiesMax，1 To NSourcesMax，1 To nMaxActive)as Integer

　　 NSources(1 To nClassesMax)as Integer

　　 TTI_ms(1 To nClassesMax)as Double

　　 PacketSize_bit(1 To nClassesMax)as Double

　　 Activity(1 To nClassesMax)as Double

　　 Delay(1 To nClassesMax)as Double

　　 ActivityIndex(1 To nClassesMax)as Integer

　　 TTIIndexes(1 To nClassesMax)as Integer

　　 Loss as Double

　　 LossNDD as Double

　　 LossOnOff as Double

　　 nOnOffClasses as Integer

　　 TTIIndex as Integer

　　End Global variabIes

　　#---------------------------------------------------------------------------------------------------------
				
				<dp n="d26"/>
　　NewCall(_classIndex)As Boolean

　　 NSources(_classIndex)＝NSources(_classIndex)+1

　　 If NSources(_classIndex)＝1 Then

　　    ClassOn(_classIndex)

　　 End If

　　 Result＝Admit()

　　 If Result＝FALSE Then

　　    NSources(_classIndex)＝NSources(_classIndex)-1

　　    If NSources(_classIndex)＝0 Then

　　       ClassOff(_classIndex)

　　    End If

　　 End If

　　 Return Result

　　End

　　#--------------------------------------------------------------------------------------------------------

　　EndCall(_classIndex)

　　 NSources(i)＝NSources(i)-1

　　 If NSources(i)＝0 Then

　　    ClassOff(_classIndex)

　　 End If

　　End

　　#----------------------------------------------------------------------------

　　Admit()

　　 If AdmitNDD()＝FALSE Then

　　    Return FALSE

　　 Else

　　  Return A dmitOnOff()

　　 End

　　End

　　#----------------------------------------------------------------------

　　AdmitNDD()

　　 Forj＝1 To nClasses

　　  If NSources(j)＞0 Then

　　     Sum＝0

　　     For i＝1 TonClasses

　　      Sum＝Sum+NSources(i)*TETable(TTIIndex，i，j)

　　     Next i
				
				<dp n="d27"/>
　　   If Sum＞TNTable(TTIIndex，j)+1 Then

　　    Return FALSE

　　   End If

　　  End If

　　 Next j

　　 Return TRUE

　　End

　　#------------------------------------------------------------------------------------------------------

　　AdmitOnOff()

　　 For i＝1 To nClasses

　　  sumBw＝0

　　  For j＝1 To nClasses

　　   If ActivityIndex(j)＝-1 OR NSources(j)＝0 Then

　　      A＝NSources(j)

　　     Else If i＝j Then

　　      A＝ActTable_2(ActivityIndex(j)，NSources(j)，nOnOffClasses)

　　     Else

　　      A＝ActTable_1(ActivityIndex(j)，NSources(j)，nOnOffClasses)

　　     EndIf

　　     sumBw＝sumBw+A*PacketSize_bit(j)/FTI_ms(j)

　　   Next j

　　   If sumBw＞Capacity_kbps Then

　　     Return FALSE

　　    End If

　　  Next i

　　 Rerurn TRUE

　　End

　　#-------------------------------------------------------------------------------------------------------

　　ClassOn(_classIndex)

　　 If TTIIndexes(_classIndex)＞TTIIndex Then

　　    TTIIndex＝TTIIndexes(_classIndex)

　　End If

　　 If Activity(_classIndex)＜1 Then

　　    nOnOffClasses＝nOnOffClasses+1

　　 End If

　　End

　　#-------------------------------------------------------------------------------------------------------

　　ClassOff(_classIndex)

　　 If TTIIndexes(_classIndex)＝TTIIndex Then

　　    TTIIndex＝1

　　    For i＝1 To nClasses
				
				<dp n="d28"/>
　　   If NSources(i)＞0 AND TTIIndexes(i)＞TTIIndex Then

　　    TTIIndex＝TTIIndexes(i)

　　   End If

　　  Next i

　　 End If

　　 If Activjty(_classIndex)＜1 Then

　　  nOnOffClasses＝nOnOffClasses-1

　　 End If

　　End

　　#-------------------------------------------------------------------------------------------------------

　　Init()

　　  #set the following Values

　　 Capacity_kbps＝

　　 nTTIs＝

　　 TTIs()＝#must be ordered

　　 nClassesMax＝

　　 nActivitiesMax＝

　　 nMaxActive＝

　　 NSourcesMax＝

　　 Loss＝

　　  #defaults

　　 nClasses＝0

　　 nActivities＝0

　　 nOnOffClasses＝0

　　 TTIIndex＝1

　　  #can be different

　　 LossNDD＝Loss/2

　　 LossOnOff＝Loss-LossNDD

　　End

　　#--------------------------------------------------------------------------------------------------

　　AddClassToTable(_TTI，_PacketSize，_Activity，_Delay)

　　 nClasses＝nClasses+1 #not higher than nClassesMax

　　 classIndex＝nClasses

　　 NSources(classIndex)＝0

　　 TTI_ms(classIndex)＝_TTI

　　 PacketSize_bit(classIndex)＝_PacketSize

　　 Dclay(classIndex)＝_Delay

　　 Activity(classIndex)＝_Activity
				
				<dp n="d29"/>
　　If_Activity＜1 Then

　　  For i＝1 To nActivities

　　   If consideredActivities(i)＝_Activity Then

　　      Break

　　   End If

　　  Next i

　　  ActivityIndex(classIndex)＝i

　　  If i＞nActivities Then

　　    AddActivity(_Activity)

　　  End If

　　 Else

  　　ActivityIndex(classIndex)＝-1

　　 End If

　　 For i＝1 TonTTIs

　　  If TTIs(i)＞＝_TTI Then

　　    Break

　　  End If

　　 Next i

　　 TTIIndexes(classIndex)＝min(i，nTTIs)

　　 SetTNs(classIndex)

　　 For i＝1 To nClasses-1

　　  SetTEs(classIndex，j)

　　  SetTEs(j，classIndex)

　　 Next j

　　 SetTEs(classIndex，classIndex)

　　End

　　#-------------------------------------------------------------------------------------------------

　　AddActivity(_activity)

　　 nActivities＝nActivities+1 #not higher than nActivitiesMax

　　 index＝nActivities

　　 consideredActivities(index)＝_activity

　　 For i＝1 To NSourcesMax

　　  For j＝1 To nMaxActive

　　    ActTable_1(index，i，j)＝N_OnOff(i，_activity，LossOnOff/j，1)

　　    ActTable_2(index，i，j)＝N_OnOff(i，_activity，LossOnOff/j，2)

　　   Next j

　　  Next i

　　End

　　#-------------------------------------------------------------------------------------------------

　　SetTNs(_classIndex)
				
				<dp n="d30"/>
　　 For i＝TTIIndexes(_classIndex)To nTTIs

　　  TNTable(i，_classIndex)＝CalcTN(_classIndex，_classIndex，TTIs(i))

　　  If PacketSize_bit(_classIndex)/Capacity_kbps＜Delay(_classIndex)Then

　　      TNTable(i，_claasIndex)＝CAC_TNTable(i，_classIndex)+1

　　   End If

　　  Next i

　　End

　　#-----------------------------------------------------------------------------------------------

　　SetTEs(_i，_j)

　　 For i＝max(TTIIndexes(_i)，TTIIndexes(_j))To nTTIs

　　  If_i＝_j Then

　　    TETable(i，_i，_j)＝1

　　  Else

　　   TETable(i，_i，_j)＝TNTable(i，_j)/CalcTN(_i，_j)，TTIs(i))

　　  End If

　　 Next i

　　End

　　#---------------------------------------------------------------------------------------------------

　　N_OnOff(N，p，x，mode)

　　#mode 1：BinomQx(N，P，x)

　　#quantile function of binomial distribution

　　#mode 2：quantile of weighted binomial distribution

　　CalcTN(_i，_j，_TTIMax)

　　#uses：Capacity_kbps

　　#    TTI_ms

　　#    PacketSize_bit

　　#    Activity

　　#    Delay

　　#    LossNDD

权利要求书

(按照条约第19条的修改)

1.一种在通信网络中控制是否允许一条新连接加入传输链路的方法，所述方法包括如下步骤：

—检查由所述链路上出现的以前允许的连接以及所述新连接一起定义的多业务类型业务混合流是否包含在一个超载受限许可区内，该区域定义为包含满足给定超载要求的一组业务混合流的非线性许可区，所述非线性许可区的尺度是各个业务类型中的连接数；

—针对多个所述业务类型中的每一个，检查所述业务混合流是否也包含在类型特定的延迟受限许可区内，该区域用包含满足给定类型特定的延迟要求的一组业务混合流的线性许可区近似，所述线性许可区的尺度是各个业务类型中的连接数；以及

—只有所述业务混合流包含于所述非线性超载受限许可区和所述一个(多个)线性延迟受限许可区的交叉区域内，才允许所述新连接在所述传输链路上传输。

2.根据权利要求1的方法，其特征在于所述延迟受限区用多业务类型业务混合流的线性区近似，这些混合流通常模型化为周期性ON-OFF连接的叠加。

3.根据权利要求1的方法，其特征在于所述超载受限的许可区包含一组业务混合流，它们会使与传输链路所关联的队列系统暂时超载的概率小于一个给定的目标值。

4.根据权利要求1的方法，其特征在于检查所述业务混合流是否包含在所述非线性超载受限许可区的所述步骤，代表了检查所述业务混合流是否破坏了与分组丢失有关的延迟要求，分组丢失是由于所述传输链路的暂时超载而造成的。

5.根据权利要求1的方法，其特征在于检查所述业务混合流是否包含于所述非线性超载受限许可区的所述步骤包括评估如下不等式的步骤：

$\underset{i=1}{\overset{K}{\mathrm{\&Sigma;}}}{A}_i{\mathrm{\&rho;}}_i\&le;C,$

这里K是所述业务混合流中的业务类型数，A_i是每种类型对同时激活连接数的限制，ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷以及C是所述传输链路的容量。

6.根据权利要求5的方法，其特征在于各类型的限制A_i是使来自类型i的超过A_i个连接同时激活的概率小于一个给定目标值的类型i的连接数。

7.根据权利要求6的方法，还包括如下步骤：

—用类型i连接数N_i一个范围内的不同值或用一个范围内不同的激活因子α_i，预先计算至少一些所述A_i值；

—将所述预先计算的A_i值存储在存储器中；并且

—从所述存储器中访问所述预先计算的A_i值，以便在线评估所述不等式。

8.根据权利要求6的方法，还包括通过针对类型的超载概率计算确定A_i值的步骤。

9.根据权利要求8的方法，其特征在于确定A_i值的所述步骤包括找到满足如下不等式组的A_i值的步骤：

$K_{\mathrm{\&alpha;}}\sqrt{1-{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}}\&GreaterEqual;\frac{{\mathrm{\&Sigma;}}_{n_i=0}^{A_i}{n}_i{\mathrm{\&Pi;}}_i\left(n_i\right)}{N_i{\mathrm{\&alpha;}}_i}$

$K_{\mathrm{\&alpha;}}\sqrt{1-{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}}\&GreaterEqual;\underset{n_1=0}{\overset{A_1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{\mathrm{\&Pi;}}_i\left(n_i\right)---l=\mathrm{1,2},...,K_{\mathrm{\&alpha;}},l\&NotEqual;i,$

这里K_α是激活因子α_i＜1的类型数，

是用指定给类型i的目标超载概率近似的业务类型i的目标分组丢失概率，N_i是类型i的连接数以及n_i是类型i实际激活连接数。

10.根据权利要求1的方法，其特征在于所述类型特定分组延迟要求需要满足：类型特定分组延迟大于给定的类型特定最大延迟的概率小于一个给定目标值。

11.根据权利要求1的方法，包括通过评估如下不等式、检查所述业务混合流是否包含于多个类型特定、延迟受限许可区中的步骤：

这里K是所述业务混合流中的业务类型数，假设来自类型j的一个分组满足类型j的分组延迟要求，TN_ij代表来自类型i的连接的最大数目，TE_ij是业务类型等价测度，代表只考虑类型j的分组延迟要求、那么可以允许多少来自类型j的新连接代替来自类型i的一个连接，而且N_i是业务混合流中类型i的连接数。

12.根据权利要求11的方法，其特征在于按如下方式计算TE_ij：

TE_ii＝TN_jj/ TN_ij，以及

按照如下方式计算TN_ij：

 这里D_j ⁽ⁱ⁾表示来自类型j的分组延迟，假设有关队列的延迟只来自类型i连接，

是来自类型j的分组的目标延迟标准，是分组延迟标准破坏的概率，

是超过延迟标准但是未被丢弃的分组概率的目标值，以及n_i是类型i实际激活连接数。

13.根据权利要求12的方法，其特征在于按照如下方式计算分组延迟标准破坏的概率

$x^{\&prime;}=({\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C})/\mathrm{TU},$

TTI′＝TTI_i/TU，

$\mathrm{TU}=\frac{b_i}{C}.$

这里b_j是类型j分组大小，C是所述传输链路的容量以及TTI_i是有关分组的到达时间间隔。

14.根据权利要求12的方法，其特征在于按照如下方式计算分组延迟标准破坏的概率

$x={\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C}.$

这里C是所述传输链路的容量，TTI_i是有关分组的到达时间间隔，b_j是类型j分组大小，以及ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷。

15.根据权利要求11的方法，其特征在于TE_ij定义为TE_ij＝TN_jj/TN_ij而且按照如下方式计算TN_ij：

$x={\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C}.$

这里C是所述传输链路的容量，α_i是类型i的激活因子，TTI_i是有关分组的到达时间间隔，ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷，b_j是类型j分组大小以及

是超过延迟标准但是未被丢弃的分组概率的目标值。

16.根据权利要求11的方法，还包括：仅当所述新连接属于新业务类型时，在检查所述业务混合流是否包含于许可区的所述交叉区内的所述步骤之前，更新TN_ij和TE_ij的步骤。

17.根据权利要求11的方法，还包括通过插值为TN_ij指定一个实数值的步骤。

18.根据权利要求12的方法，其特征在于，如果类型i分组的优先权高于类型j分组，按照如下方式计算分组延迟标准破坏概率：

$\mathrm{Pr}(B^{\left(i\right)}(0,{\tilde{D}}_j-\frac{S_{\mathrm{last}}}{C})<\frac{b_j-S_{\mathrm{last}}}{C}).$

其中B⁽ⁱ⁾(0，t)表示0时刻到达的类型j分组在[0，t]内所看到的服务器可用性，S_last表示类型j分组最后分段的大小，以及b_j是类型j分组大小。

19.根据权利要求1的方法，其特征在于所述通信网络是基于通用陆地无线接入网(UTRAN)的传输网络。

20.一种在通信网络中控制是否允许一条新连接加入传输链路的方法，所述方法包括如下步骤：

—通过评估以下不等式，检查由所述链路上出现的以前允许的连接以及所述新连接一起定义的多业务混合流是否包含于一个非线性超载受限许可区：

$\underset{i=1}{\overset{K}{\mathrm{\&Sigma;}}}{A}_i{\mathrm{\&rho;}}_i\&le;C,$

这里K是所述业务混合流中的业务类型数，A_i是每种类型对同时激活连接数的限制，ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷以及C是所述传输链路的容量；以及

—只有所述业务混合流包含于所述非线性超载受限许可区内才允许所述新连接在所述传输链路上传输。

21.一种在通信网络中控制是否允许一条新连接加入传输链路的方法，所述方法包括如下步骤：

—通过评估以下不等式，检查由所述链路上出现的以前允许的连接以及所述新连接一起定义的多业务混合流是否包含于多个业务类型特定的延迟受限许可区的交叉区内：

这里K是所述业务混合流中的业务类型数，假设来自类型j的一个分组满足类型j的分组延迟要求，TN_ij代表来自类型i的连接的最大数目，TE_ij是业务类型等价测度，代表只考虑类型j的分组延迟要求、那么可以允许多少来自类型j的新连接代替来自类型i的一个连接，而且N_i是业务混合流中类型i的连接数；以及

—只有所述业务混合流包含于许可区的所述交叉区域内才允许所述新连接在所述传输链路上传输。

22.一种在通信网络中控制是否允许一条新连接加入传输链路的许可控制器，所述许可控制器包括：

—检查由所述链路上出现的以前允许的连接以及所述新连接一起定义的多业务类型业务混合流是否包含于一个超载受限许可区内的装置，该区域定义为包含满足给定超载要求的一组业务混合流的非线性许可区，所述非线性许可区的尺度是各个业务类型中的连接数；

—针对多个所述业务类型中的每一个，检查所述业务混合流是否也包含于类型特定的延迟受限许可区内的装置，该区域用包含满足给定类型特定的延迟要求的一组业务混合流的线性许可区近似，所述线性许可区的尺度是各个业务类型中的连接数；以及

—只有所述业务混合流包含于所述非线性超载受限许可区和所述一个(多个)线性延迟受限许可区的交叉区域内才允许所述新连接在所述传输链路上传输的装置。

23.根据权利要求22的许可控制器，其特征在于所述延迟受限区用多业务类型业务混合流的线性区近似，这些混合流通常模型化为周期性ON-OFF连接的叠加。

24.根据权利要求22的许可控制器，其特征在于所述超载受限的许可区包含一组业务混合流，它们会使与传输链路所关联的队列系统暂时超载的概率小于一个给定的目标值。

25.根据权利要求22的许可控制器，其特征在于检查所述业务混合流是否包含于所述非线性超载受限许可区的所述装置用于检查所述业务混合流是否破坏了与分组丢失有关的延迟要求，分组丢失是由于所述传输链路的暂时超载而造成的。

26.根据权利要求2 2的许可控制器，其特征在于检查所述业务混合流是否包含于所述非线性超载受限许可区的所述装置包括评估如下不等式的装置：

$\underset{i=1}{\overset{K}{\mathrm{\&Sigma;}}}{A}_i{\mathrm{\&rho;}}_i\&le;C,$

这里K是所述业务混合流中的业务类型数，A_i是每种类型对同时激活连接数的限制，ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷以及C是所述传输链路的容量。

27.根据权利要求26的许可控制器，其特征在于各类型的限制A_i是使来自类型i的超过A_i个连接同时激活的概率小于一个给定目标值的类型i的连接数。

28.根据权利要求27的许可控制器，还包括：

—用类型i连接数N_i一个范围内的不同值或用一个范围内不同的激活因子α_i，预先计算至少一些所述A_i值的装置；

—将所述预先计算的A_i值存储在存储器中的装置；以及

—从所述存储器中访问所述预先计算的A_i值以便在线评估所述不等式的装置。

29.根据权利要求27的许可控制器，还包括通过针对类型的超载概率计算确定A_i值的装置。

30.根据权利要求29的许可控制器，其特征在于确定A_i值的所述

装置包括找到满足如下不等式组的A_i值的装置：

$K_{\mathrm{\&alpha;}}\sqrt{1-{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}}\&GreaterEqual;\frac{{\mathrm{\&Sigma;}}_{n_i=0}^{A_i}{n}_i{\mathrm{\&Pi;}}_i\left(n_i\right)}{N_i{\mathrm{\&alpha;}}_i}$

$K_{\mathrm{\&alpha;}}\sqrt{1-{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}}\&GreaterEqual;\underset{n_1=0}{\overset{A_1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{\mathrm{\&Pi;}}_i\left(n_i\right)---l=\mathrm{1,2},...,K_{\mathrm{\&alpha;}},l\&NotEqual;i,$

这里K_α是激活因子α_i＜1的业务类型数，

是用指定给类型i的目标超载概率近似的业务类型i的目标分组丢失概率，N_i是类型i的连接数以及n_i是类型i实际激活连接数。

31.根据权利要求22的许可控制器，其特征在于所述类型特定分组延迟要求需要满足：类型特定分组延迟大于给定的类型特定最大延迟的概率小于一个给定目标值。

32.根据权利要求22的许可控制器，包括根据如下不等式的评估、检查所述业务混合流是否包含于多个类型特定、延迟受限许可区中的装置：

这里K是所述业务混合流中的业务类型数，假设来自类型j的一个分组满足类型j的分组延迟要求，TN_ij代表来自类型i的连接的最大数目，TE_ij是业务类型等价测度，代表只考虑类型j的分组延迟要求、那么可以允许多少来自类型j的新连接代替来自类型i的一个连接，而且N_i是业务混合流中类型i的连接数。

33.根据权利要求32的许可控制器，其特征在于检查所述业务混合流是否包含于多个类型特定的、延迟受限许可区内的所述装置包括：

—按如下方式计算TEij的装置：

TE_ij＝TN_jj/TN_ij，以及

—按照如下方式计算TN_ij的装置：

这里D_j ⁽ⁱ⁾表示来自类型j的分组延迟，假设有关队列的延迟只来自类型i连接， 是来自类型j的分组的目标延迟标准，

是分组延迟标准破坏的概率，

是超过延迟标准但是未被丢弃的分组概率的目标值，以及n_i是类型i实际激活连接数。

34.根据权利要求33的许可控制器，其特征在于计算TN_ij的所述装置包括按照如下方式计算分组延迟标准破坏的概率的装置：

$x^{\&prime;}=({\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C})/\mathrm{TU},$

TTI′＝TTI_i /TU，

$\mathrm{TU}=\frac{b_j}{C}.$

这里b_j是类型j分组大小，C是所述传输链路的容量以及TTI_i是有关分组的到达时间间隔。

35.根据权利要求33的许可控制器，其特征在于计算TN_ij的所述装置包括按照如下方式计算分组延迟标准破坏的概率

的装置：

$x={\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C}.$

这里C是所述传输链路的容量，TTI_i是有关分组的到达时间间隔，b_j是类型j分组大小，以及ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷。

36.根据权利要求32的许可控制器，其特征在于检查所述业务混合流是否也包含于多个类型特定的、延迟受限许可区内的所述装置包括：

—按照如下方式计算TE_ij的装置：

TE_ij＝TN_jj/Tn_ij；以及

—按照如下方式计算TN_ij的装置：

$x={\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C}.$

这里C是所述传输链路的容量，α_i是类型i的激活因子，TTI_i是有关分组的到达时间间隔，ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷，b_j是类型j分组大小以及

是超过延迟标准但是未被丢弃的分组概率的目标值。

37.根据权利要求32的许可控制器，还包括：当所述新连接属于新业务类型时，在检查所述业务混合流是否包含于许可区的所述交叉区内之前，更新TN_ij和TE_ij的装置。

38.根据权利要求32的许可控制器，还包括通过插值为TN_ij指定一个实数值的装置。

39.根据权利要求33的许可控制器，其特征在于，如果类型i分组的优先权高于类型j分组，按照如下方式计算分组延迟标准破坏概率：

$\mathrm{Pr}(B^{\left(i\right)}(0,{\tilde{D}}_j-\frac{S_{\mathrm{last}}}{C})<\frac{b_j-S_{\mathrm{last}}}{C}).$

其中B⁽ⁱ⁾(0，t)表示0时刻到达的类型j分组在[0，t]内所看到的服务器可用性，S_last表示类型j分组最后分段的大小，以及b_j是类型j分组大小。

40.根据权利要求22的许可控制器，其特征在于所述通信网络是基于通用陆地无线接入网(UTRAN)的传输网络。

41.一种在通信网络中控制是否允许一条新连接加入传输链路的许可控制器，所述许可控制器包括：

—根据如下不等式的评估，检查由所述链路上出现的以前允许的连接以及所述新连接一起定义的多业务混合流是否包含于一个非线性超载受限许可区的装置：

$\underset{i=1}{\overset{K}{\mathrm{\&Sigma;}}}{A}_i{\mathrm{\&rho;}}_i\&le;C,$

这里K是所述业务混合流中的业务类型数，A_i是每种类型对同时激活连接数的限制，ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷以及C是所述传输链路的容量；以及

—只有所述业务混合流包含于所述非线性超载受限许可区内才允许所述新连接在所述传输链路上传输的装置。

42.一种在通信网络中控制是否允许一条新连接加入传输链路的许可控制器，所述许可控制器包括：

—根据如下不等式的评估，检查由所述链路上出现的以前允许的连接以及所述新连接一起定义的多业务混合流是否包含于多个业务类型特定的延迟受限许可区的交叉区内的装置：

这里K是所述业务混合流中的业务类型数，假设来自类型j的一个分组满足类型j的分组延迟要求，TN_ij代表来自类型i的连接的最大数目，TE_ij是业务类型等价测度，代表只考虑类型j的分组延迟要求、那么可以允许多少来自类型j的新连接代替来自类型i的一个连接，而且N_i是业务混合流中类型i的连接数；以及

—只有所述业务混合流包含于许可区的所述交叉区域内才允许所述新连接在所述传输链路上传输的装置。

Claims (50)

1.一种在通信网络中控制是否允许一条新连接加入传输链路的方法，所述方法包括如下步骤：

—检查由所述链路上出现的以前允许的连接以及所述新连接一起定义的多业务混合流是否包含在一个非线性许可区中；

—检查所述业务混合流是否也包含在至少一个线性许可区中；以及

—只有所述业务混合流包含在所述至少一个线性许可区中和所述非线性许可区的交叉区域内，才允许所述新连接在所述传输链路上传输。

2.根据权利要求1的方法，其特征在于所述许可区关联于各自的服务质量(QoS)要求。

3.根据权利要求2的方法，其特征在于所述至少一个线性许可区包含满足延迟有关的服务质量(QoS)要求的一组多业务混合流，而且所述非线性许可区包含满足超载有关的QoS要求的一组业务混合流。

4.根据权利要求1的方法，其特征在于所述非线性许可区是超载受限的许可区。

5.根据权利要求4的方法，其特征在于所述超载受限的许可区包含一组业务混合流，它们会使与传输链路所关联的队列系统暂时超载的概率小于一个给定的目标值。

6.根据权利要求4的方法，其特征在于检查所述业务混合流是否包含在所述非线性超载受限许可区的所述步骤，代表了检查所述业务混合流是否破坏了与分组丢失有关的延迟要求，所述分组丢失是由于所述传输链路的暂时超载而造成的。

7.根据权利要求4的方法，其特征在于检查所述业务混合流是否包含在所述非线性超载受限许可区的所述步骤包括评估如下不等式的步骤：

$\underset{i=1}{\overset{K}{\mathrm{\&Sigma;}}}{A}_i{\mathrm{\&rho;}}_i\&le;C,$

这里K是所述业务混合流中的业务类型数，A_i是每种类型对同时激活连接数的限制，ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷以及C是所述传输链路的容量。

8.根据权利要求7的方法，其特征在于各类型的限制A_i是使来自类型i的超过A_i个连接同时激活的概率小于一个给定目标值的类型i的连接数。

9.根据权利要求8的方法，还包括如下步骤：

—用类型i连接数N_i一个范围内的不同值或用一个范围内不同的激活因子α_i，预先计算至少一些所述A_i值；

—将所述预先计算的A_i值存储在存储器中；并且

—从所述存储器中访问所述预先计算的A_i值，以便在线评估所述不等式。

10.根据权利要求8的方法，还包括通过针对类型的超载概率计算确定A_i值的步骤。

11.根据权利要求10的方法，其特征在于确定A_i值的所述步骤包括找到满足如下不等式组的最小A_i值的步骤：

$\sqrt[K_{\mathrm{\&alpha;}}]{1-{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}}\&GreaterEqual;\frac{{\mathrm{\&Sigma;}}_{n_i=0}^{A_i}{n}_i{\mathrm{\&Pi;}}_i\left(n_i\right)}{N_i{\mathrm{\&alpha;}}_i}$

$\sqrt[K_{\mathrm{\&alpha;}}]{1-{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}}\&GreaterEqual;\underset{n_1=0}{\overset{A_1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{\mathrm{\&Pi;}}_i\left(n_i\right)---l=\mathrm{1,2},...,K_{\mathrm{\&alpha;}},l\&NotEqual;i,$

这里K_α是激活因子α_i＜1的类型数， 是用指定给类型i的目标超载概率近似的业务类型i的目标分组丢失概率，N_i是类型i的连接数以及n_i是类型i实际激活连接数。

12.根据权利要求1的方法，其特征在于所述至少一个线性许可区采用至少一个延迟受限许可区的形式。

13.根据权利要求12的方法，其特征在于所述至少一个延迟受限许可区采用多个类型特定的延迟受限许可区形式。

14.根据权利要求13的方法，其特征在于每个类型特定的延迟受限许可区是线性许可区，包含满足给定的类型特定分组延迟要求的一组业务混合流。

15.根据权利要求14的方法，其特征在于所述类型特定分组延迟要求需要满足：类型特定分组延迟大于给定的类型特定最大延迟的概率小于一个给定目标值。

16.根据权利要求13的方法，其特征在于检查所述业务混合流是否也包含在多个类型特定、延迟受限许可区中的所述步骤包括，评估如下不等式的步骤：

这里K是所述业务混合流中的业务类型数，假设来自类型j的一个分组满足类型j的分组延迟要求，TN_ij代表来自类型i的连接的最大数目，TE_ij是业务类型等价测度，代表只考虑类型j的分组延迟要求、那么可以允许多少来自类型j的新连接代替来自类型i的一个连接，而且N_i是业务混合流中类型i的连接数。

17.根据权利要求16的方法，其特征在于按如下方式计算TE_ij：

TE_ij＝TN_jj/TN_ij，以及

按照如下方式计算TN_ij：

这里D_j ⁽ⁱ⁾表示来自类型j的分组延迟，假设有关队列的延迟只来自类型i连接，

是来自类型j的分组的目标延迟标准，

是分组延迟标准破坏的概率，

是超过延迟标准但是未被丢弃的分组概率的目标值，以及n_i是类型i实际激活连接数。

18.根据权利要求17的方法，其特征在于按照如下方式计算分组延迟标准破坏的概率

$x^{\&prime;}=({\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C})/\mathrm{TU},$

TTI′＝TTI_i/TU，

$\mathrm{TU}=\frac{b_i}{C}.$

这里b_j是类型j分组大小，C是所述传输链路的容量以及TTI_i是有关分组的到达时间间隔。

19.根据权利要求17的方法，其特征在于按照如下方式计算分组延迟标准破坏的概率

$x={\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C}.$

这里C是所述传输链路的容量，TTI_i是有关分组的到达时间间隔，b_j是类型j分组大小，以及ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷。

20.根据权利要求16的方法，其特征在于TE_ij定义为TE_ij＝TN_jj/TN_ij而且按照如下方式计算TN_ij：

$x={\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C}.$

这里C是所述传输链路的容量，α_i是类型i的激活因子，TTI_i是有关分组的到达时间间隔，ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷，b_j是类型j分组大小以及 是超过延迟标准但是未被丢弃的分组概率的目标值。

21.根据权利要求16的方法，还包括：仅当所述新连接属于新业务类型时，在检查所述业务混合流是否包含于许可区的所述交叉区内的所述步骤之前，更新TN_ij和TE_ij的步骤。

22.根据权利要求16的方法，还包括通过插值为TN_ij指定一个实数值的步骤。

23.根据权利要求1的方法，其特征在于所述通信网络是基于通用陆地无线接入网(UTRAN)的传输网络。

24.一种在通信网络中控制是否允许一条新连接加入传榆链路的方法，所述方法包括如下步骤：

—检查由所述链路上出现的以前允许的连接以及所述新连接一起定义的多业务混合流是否包含于一个非线性超载受限许可区；以及

—只有所述业务混合流包含于所述非线性超载受限许可区内，才允许所述新连接在所述传输链路上传输。

25.一种在通信网络中控制是否允许一条新连接加入传输链路的方法，所述方法包括如下步骤：

—检查由所述链路上出现的以前允许的连接以及所述新连接一起定义的多业务混合流是否包含于多个业务类型特定的延迟受限许可区的交叉区内；以及

—只有所述业务混合流包含于许可区的所述交叉区域内才允许所述新连接在所述传输链路上传输。

26.一种在通信网络中控制是否允许一条新连接加入传输链路的许可控制器，所述许可控制器包括：

—检查由所述链路上出现的以前允许的连接以及所述新连接一起定义的多业务混合流是否包含于一个非线性许可区内的装置；

—检查所述业务混合流是否也包含于至少一个线性许可区内的装置；以及

—只有所述业务混合流包含于所述至少一个线性许可区和所述非线性许可区的交叉区域内才允许所述新连接在所述传输链路上传输的装置。

27.根据权利要求26的许可控制器，其特征在于所述许可区关联于各自的服务质量(QoS)要求。

28.根据权利要求27的许可控制器，其特征在于所述至少一个线性许可区包含满足延迟有关的服务质量(QoS)要求的一组多业务混合流，而且所述非线性许可区包含满足超载有关的QoS要求的一组业务混合流。

29.根据权利要求26的许可控制器，其特征在于所述非线性许可区是超载受限的许可区。

30.根据权利要求29的许可控制器，其特征在于所述超载受限的许可区包含一组业务混合流，它们会使与传输链路所关联的队列系统暂时超载的概率小于一个给定的目标值。

31.根据权利要求29的许可控制器，其特征在于检查所述业务混合流是否包含于所述非线性超载受限许可区的所述装置，用于检查所述业务混合流是否破坏了与分组丢失有关的延迟要求，分组丢失是由于所述传输链路的暂时超载而造成的。

32.根据权利要求29的许可控制器，其特征在于检查所述业务混合流是否包含于所述非线性超载受限许可区的所述装置包括评估如下不等式的装置：

$\underset{i=1}{\overset{K}{\mathrm{\&Sigma;}}}{A}_i{\mathrm{\&rho;}}_i\&le;C,$

这里K是所述业务混合流中的业务类型数，A_i是每种类型对同时激活连接数的限制，ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷以及C是所述传输链路的容量。

33.根据权利要求32的许可控制器，其特征在于各类型的限制A_i是使来自类型i的超过A_i个连接同时激活的概率小于一个给定目标值的类型i的连接数。

34.根据权利要求33的许可控制器，还包括：

—用类型i连接数N_i一个范围内的不同值或用一个范围内不同的激活因子α_i，预先计算至少一些所述A_i值的装置；

—将所述预先计算的A_i值存储在存储器中的装置；以及

—从所述存储器中访问所述预先计算的A_i值，以便在线评估所述不等式的装置。

35.根据权利要求33的许可控制器，还包括通过针对类型的超载概率计算确定A_i值的装置。

36.根据权利要求35的许可控制器，其特征在于确定A_i值的所述装置包括找到满足如下不等式组的最小A_i值的装置：

$\sqrt[K_{\mathrm{\&alpha;}}]{1-{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}}\&GreaterEqual;\frac{{\mathrm{\&Sigma;}}_{n_i=0}^{A_i}{n}_i{\mathrm{\&Pi;}}_i\left(n_i\right)}{N_i{\mathrm{\&alpha;}}_i}$

$\sqrt[K_{\mathrm{\&alpha;}}]{1-{\widetilde{\mathrm{\&epsiv;}}}_i^{\mathrm{lost}}}\&GreaterEqual;\underset{n_1=0}{\overset{A_1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{\mathrm{\&Pi;}}_i\left(n_i\right)---l=\mathrm{1,2},...,K_{\mathrm{\&alpha;}},l\&NotEqual;i,$

这里K_α是激活因子α_i＜1的业务类型数，

是用指定给类型i的目标超载概率近似的业务类型i的目标分组丢失概率，N_i是类型i的连接数以及n_i是类型i实际激活连接数。

37.根据权利要求26的许可控制器，其特征在于所述至少一个线性许可区采用至少一个延迟受限许可区的形式。

38.根据权利要求37的许可控制器，其特征在于所述至少一个延迟受限许可区采用多个类型特定的延迟受限许可区形式。

39.根据权利要求38的许可控制器，其特征在于每个类型特定的延迟受限许可区是线性许可区，包含满足给定的类型特定分组延迟要求的一组业务混合流。

40.根据权利要求39的许可控制器，其特征在于所述类型特定分组延迟要求需要满足：类型特定分组延迟大于给定的类型特定最大延迟的概率小于一个给定目标值。

41.根据权利要求38的许可控制器，其特征在于检查所述业务混合流是否也包含于多个类型特定、延迟受限许可区中的所述装置包括评估如下不等式的装置：

这里K是所述业务混合流中的业务类型数，假设来自类型j的一个分组满足类型j的分组延迟要求，TN_ij代表来自类型i的连接的最大数目，TE_ij是业务类型等价测度，代表只考虑类型j的分组延迟要求、那么可以允许多少来自类型j的新连接代替来自类型i的一个连接，而且N_i是业务混合流中类型i的连接数。

42.根据权利要求41的许可控制器，其特征在于检查所述业务混合流是否也包含于多个类型特定的、延迟受限许可区内的所述装置包括：

—按如下方式计算TE_ij的装置：

TE_ij＝TN_jj/TN_ij，以及

—按照如下方式计算TN_ij的装置：

这里D_j ⁽ⁱ⁾表示来自类型j的分组延迟，假设有关队列的延迟只来自类型i连接， 是来自类型j的分组的目标延迟标准，

是分组延迟标准破坏的概率，

是超过延迟标准但是未被丢弃的分组概率的目标值，以及n_i是类型i实际激活连接数。

43.根据权利要求42的许可控制器，其特征在于计算TN_ij的所述

装置包括按照如下方式计算分组延迟标准破坏的概率

的装置：

$x^{\&prime;}=({\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C})/\mathrm{TU},$

TTI′＝TTI_i/TU，

$\mathrm{TU}=\frac{b_i}{C}.$

这里b_j是类型j分组大小，C是所述传输链路的容量以及TTI_i是有关分组的到达时间间隔。

44.根据权利要求42的许可控制器，其特征在于计算TN_ij的所述装置包括，按照如下方式计算分组延迟标准破坏的概率的装置：

$x={\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C}.$

这里C是所述传输链路的容量，TTI_i是有关分组的到达时间间隔，b_j是类型j分组大小，以及ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷。

45.根据权利要求41的许可控制器，其特征在于检查所述业务混合流是否也包含于多个类型特定的、延迟受限许可区内的所述装置包括：

—按照如下方式计算TE_ij的装置：

TE_ij＝TN_jj/TN_ij；以及

—按照如下方式计算TN_ij的装置：

$x={\tilde{D}}_j-\frac{b_j}{C}.$

这里C是所述传输链路的容量，α_i是类型i的激活因子，TTI_i是有关分组的到达时间间隔，ρ_i是类型i的一个激活业务流源产生的平均负荷，b_j是类型j分组大小以及

是超过延迟标准但是未被丢弃的分组概率的目标值。

46.根据权利要求41的许可控制器，还包括：当所述新连接属于新业务类型时，在检查所述业务混合流是否包含在许可区的所述交叉区内之前，更新TN_ij和TE_ij的装置。

47.根据权利要求41的许可控制器，还包括通过插值为TN_ij指定一个实数值的装置。

48.根据权利要求26的许可控制器，其特征在于所述通信网络是基于通用陆地无线接入网(UTRAN)的传输网络。

49.一种在通信网络中控制是否允许一条新连接加入传输链路的许可控制器，所述许可控制器包括：

—检查由所述链路上出现的以前允许的连接以及所述新连接一起定义的多业务混合流是否包含在一个非线性超载受限许可区的装置；以及

—只有所述业务混合流包含于所述非线性超载受限许可区内，才允许所述新连接在所述传输链路上传输的装置。

50.一种在通信网络中控制是否允许一条新连接加入传输链路的许可控制器，所述许可控制器包括：

—检查由所述链路上出现的以前允许的连接以及所述新连接一起定义的多业务混合流是否包含在多个业务类型特定的延迟受限许可区的交叉区内的装置；以及

—只有所述业务混合流包含于许可区的所述交叉区域内才允许所述新连接在所述传输链路上传输的装置。

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