CN1748391B - 用于封装分组的方法和系统 - Google Patents

Abstract

封装分组包括在一封装器的队列处接收分组。重复以下操作直到满足特定的标准为止。多个分组在队列处累加。确定与所累加的分组相关联的当前封装效率。确定与所累加的分组相关联的以及和所预测的下一分组相关的下一封装效率。如果当前封装效率满足一封装效率阈值并且如果当前封装效率大于下一封装效率，则封装所累加的分组。否则，分组继续在队列处累加。

Description

用于封装分组的方法和系统

技术领域

本发明一般涉及数据通信领域，尤其涉及用于封装可变尺寸的分组的方法和系统。

背景技术

在通信系统中封装分组包括：使用多个队列来缓冲等待被封装的分组。然而，不同队列中的分组在封装前会经历不同的等待时间，也称为分组延迟变化。分组延迟变化可以向通信系统引入不希望的抖动。此外，根据已知技术的封装可能导致通信信道的次优带宽使用。而且，与互联网协议(IP)话务相关联的分组可能包括可变尺寸的数据报，可变尺寸的数据报可能影响最优带宽使用的封装。因而，在控制抖动并提高带宽使用率的同时封装分组造成了困难。

发明内容

按照本发明，与以前用来在数据通信中封装可变尺寸分组的技术相关的缺点和问题可被减少或消除。

按照一实施例，封装分组包括在一封装器的队列处接收分组。重复以下操作直到满足特定的标准为止。多个分组在队列处累加。确定与所累加的分组相关联的当前封装效率。确定与所累加的分组相关联的下一封装效率以及下一分组的所预测尺寸和到达时间。如果当前封装效率满足一封装效率阈值并且如果当前封装效率大于下一封装效率，则封装所累加的分组。

本发明的特定实施例可以提供一个或多个技术优点。一实施例的技术优点可以是：为了在维持效率的同时控制抖动，根据当前封装效率和所预测的抖动来调节封装区段的尺寸。如果所累加的分组满足一封装效率阈值，则可以封装分组以便在控制延迟抖动的同时维持效率。一实施例的另一技术优点是：可以确定与接收预测分组相关联的延迟，且如果延迟满足一抖动要求，则可以封装所累加的分组来控制抖动。一实施例的另一技术优点是：可以把封装区段分组形成信元以改进抖动。封装区段可以被形成为信元，从而避免了信元内浪费的、或额外的容量。

本发明的特定实施例可以包括以上技术优点中的一些或全部，或者不包括任何上述优点。从这里包括的附图、说明和权利要求中，一个或多个其它技术优点对于本领域技术人员来说也显而易见。

附图说明

为了更完整地理解本发明以及其特征和优点，现在结合附图参照以下说明书，图中：

图1说明了用于封装分组以形成封装区段的系统的一个实施例；

图2说明了从封装区段形成信元的一实施例；

图3说明了信元流程的一实施例；

图4是说明用于封装分组的方法的流程图；

图5说明了从封装区段形成信元的另一实施例；以及

图6说明了信元流程的另一实施例。

具体实施方式

图1说明了用于封装分组以形成封装区段的系统10。系统10调节各区段的尺寸以便在确保满足抖动要求的同时、实现高的封装效率。通常，封装一个大的区段会提高抖动。然而，在减少抖动的同时封装一个信元段会导致较低的效率。系统10预测抖动和效率，并且调节封装区段的尺寸以便在维持效率的同时减少抖动。

系统10从实时流15和非实时流20接收分组、封装接收到的分组以形成封装区段、把封装区段形成为信元、并把信元发送到接收机70。分组可能与不同尺寸的数据报或可变尺寸的分组相关联。例如，分组可能包括可以是任一适当尺寸的IP分组或数据报。信元一般与固定尺寸的数据分组相关联。例如，信元可能包括一运动图像专家组-2分组(MPEG-2分组)。在不背离本发明概念的情况下，可以把固定或可变尺寸的任何其它适当分组形成为信元。

实时流15发送实时的话务，非实时流20发送非实时的话务。按照一实施例，实时流15可能包括任何对延迟敏感的话务，例如像IP上语音(VOIP)这样的语音数据或视频要求(VOD)数据。非实时流20可以包括任何延迟容性的话务，例如IP数据。可以代替实时流15或除了实时流15以外，使用发送其它类型延迟敏感性话务的流，所述其它类型的延迟敏感性话务比如语音话务或其它实时话务。

系统10可以接收任何适当类型的话务，例如运动图像专家组-2(MPEG-2)或MPEG-4视频话务、互联网协议上语音(VOIP)、或互联网协议(IP)分组话务。话务可以根据抖动容限而归类。按照一实施例，具有抖动容性的话务包括非实时话务，没有抖动容性的话务包括实时话务。然而，抖动容性的话务可能包括根据任一适当的“抖动容性”定义而有抖动容性的任何话务，而抖动非容性话务可能包括不具有抖动容性的任何话务。例如，抖动非容性的话务可能包括语音话务。

系统10包括实时按流队列40、非实时按流队列30以及处理器80。实时按流队列40缓冲来自实时流15的实时话务，非实时按流队列30缓冲来自非实时流20的非实时话务。每个实时流按流队列40a可以从实时流15接收一个与实时流按流队列40a相对应的实时流15a。类似地，每个非实时按流队列30a接收与非实时按流队列30a相关联的非实时流20a。如在该文档中使用的，“每个”是指集合的每个成员或者该集合一子集的每个成员。可以使用任何数量n_v个实时流15，并且可以使用任何适当数量n_d个非实时流20。类似的，可以使用任何适当数量的非实时按流队列40n_v以及非实时按流队列30n_d。按照一实施例，可以代替非实时按流队列40或非实时按流队列30或除它们之外而使用排有诸如语音话务或其它实时话务等其它类型话务的队列。

处理器80管理封装过程，该过程在实时按流队列40处接收到到来的分组时开始。处理器80确定在实时按流队列40处累加的分组是否形成了最大区段尺寸的封装区段。如果分组未形成最大区段尺寸的封装区段，处理器80就确定所累加分组的当前封装效率是否满足一封装效率阈值。处理器80可以预测下一分组尺寸以确定是否能通过等待下一分组而改进当前的封装效率。处理器80也可以预测下一分组到达时间以确定是否会通过等待下一分组而破坏抖动要求。处理器80可以调节要在相应的实时按流队列40处被封装的区段的尺寸，并且也可以调节从被封装区段形成的信元数量。此外，处理器80可以调节从非实时按流队列30接收到的要被封装以形成区段和信元的分组数量。

来自队列40和30的封装区段被形成为信元。实时封装区段的信元被复制到共同的实时缓冲器50内，非实时封装区段的信元被复制到共同的非实时缓冲器55内。封装区段的信元可以被顺序地复制到实时缓冲器50内或非实时缓冲器55内，使得所述信元不与其它封装区段的信元交错。实时缓冲器50和非实时缓冲器55可以根据先进先出过程来处理所述信元。按照一实施例，可以代替实时缓冲器50或非实时缓冲器55或除它们以外而使用对诸如语音话务或其它实时话务等其它类型话务进行缓冲的缓冲器。

系统10也可以包括一调度器60，调度器50从实时缓冲器50输出实时信元、从非实时缓冲器55输出非实时信元。在实时缓冲器50和非实时缓冲器55处接收到的信元可由调度器60以优先级的顺序进行处理。例如，与和非实时缓冲器55相关的非实时信元相比，与实时缓冲器50相关的实时信元可以被分配到较高的优先级，使得来自非实时缓冲器55的非实时信元只有在实时缓冲器50为空时被发送。因而，非实时缓冲器55可以足够大以保存经延迟的非实时封装区段。调度器60还可以把来自实时缓冲器50和非实时缓冲器55的信元发送到接收机70。可以使用任何其它适当的优先级调度方案在实时缓冲器和非实时缓冲器之间仲裁。

综上所述，系统10封装分组以形成封装区段。为了在维持效率的同时减少抖动，根据一封装效率阈值和一抖动要求而调节要在各个实时按流队列40处被封装的分组数目。封装区段被形成为信元。将要参照图2描述从封装区段形成信元的一个实施例。信元流可以被发送到接收机70。参照图3描述了信元流的一个实施例。参照图4描述了用于确定何时封装分组的一种方法。参照图5描述了从封装区段形成信元的另一实施例。参照图6描述了信元流的另一实施例。

图2说明了从封装区段200形成信元250的一个实施例。按照一实施例，封装区段200可以包括一多协议封装(MPE)区段。封装区段200包括区段报头210、区段数据212以及区段报尾214。区段报头210可以包括例如：数字视频广播(DVB)多协议封装(MPE)报头数据。区段报头210也可以包括例如：数字存储媒介命令和控制(DSM-CC)报头数据。区段数据212包括分组216。按照一实施例，每个分组216可以包括一IP分组或数据报。区段报尾214可以包括例如：纠错码。按照一实施例，数据报尺寸是可变的，而区段报头210有例如20字节、区段报尾214有例如4字节。

按照一实施例，封装区段200可以被形成为信元250。每个信元250包括信元报头220、有效负载240以及信元报尾230。信元报头220可以包括例如：MPEG-2分组报头数据。信元报尾230可以包括例如：MPEG-2分组报尾数据。有效负载240可以包括MPEG-2分组，该分组根据一实施例有184字节。

按照一实施例，封装区段200可以被形成为一个或多个顺序信元250。在所示示例中，信元250a可以被加载有区段200的第一部分，下一信元250b可以被加载有区段200的后续部分，信元250c可以被加载有区段200的最后一部分。通常，信元250可以顺序地形成，直到封装部分200已被分段成一个或多个信元250为止。按照一实施例，装有封装区段200的最后一部分的信元250可以包括附加容量280。在所示示例中，封装区段200的最后一部分245包括区段数据216c和区段报尾214，所述最后一部分245被加载到信元250c的有效负载中以形成有效负载240c的已加载部分。最后一部分245未填满有效负载的容量，因此信元250c具有附加容量280。然而，信元250可以以任一其它适当方式形成。例如，参照图5和6描述了形成信元250的另一实施例。

图3说明了从参照图2所述的信元250的形成而产生的信元流300的一个实时流。通常，信元流300可以包括顺序地、连贯地、依次地、连续地或以任何类似方式排序的信元250。按照一实施例，每个信元250可以包括例如IP信元或数据报240。在所示示例中，与数据报240c相关联的信元250c的最后一部分后面会跟着与数据报240相关的信元250d的第一部份。按照一实施例，信元250c可以包括附加容量280。附加容量280可以源自于图2所示的信元形成。在所示例子中，包含附加容量280的信元流300可以作用于延迟350。延迟350或信元流300中经历的抖动会根据在上一IP数据报240c和下一IP数据报240d之间经过的时间来计算。信元流300可以以任何其它适当方式形成，例如排除参照图5和6所述的附加容量280。

图4是说明用于封装IP分组的方法一实施例的流程图。以下参数可用来执行在参照图4所示的例子中描述的计算。

在所示方法中，分组从实时流15和非实时流20在按流队列40和30处接收到。例如，实时流15a的分组被实时按流队列40a所接收。在描述图4是实施例时，术语“按流队列”是指一实时按流队列40或非实时按流队列30。

方法从步骤400开始，其中按流队列接收一分组。方法然后前进到步骤402，其中把包括接收分组在内的封装区段的尺寸与封装区段的最大字节数Q_max相比较。封装区段的尺寸描述了在按流队列处保存的一个或多个分组的组合尺寸。按照一实施例，最大字节数Q_max可以是4080字节。如果封装区段的尺寸超过与按流队列相关联的最大字节数Q_max，则方法前进到步骤416以便封装该分组。

如果封装区段的尺寸不满足与按流队列相关的最大字节数Q_max，方法就前进到步骤404以确定在按流队列处累加的一个或多个分组的当前封装效率η(x)是否满足第一阈值。通常，步骤404确定当前封装效率η(x)是满足一实时封装效率阈值η_rt还是一非实时封装效率阈值η_nrt。按照一实施例，当前封装效率可以被定义为例如：与一封装区段相关的有效负载字节数x和封装区段总字节数之比，所述封装区段包括在按流队列中累加的一个或多个分组。按照一实施例，有效负载字节是指生成一封装区段的IP话务字节。因而，当前封装效率可由公式(1)定义：

其中1≤x≤4080                        (1)

其中

是向上取整函数。参照公式(1)，有效负载字节数x的值越大，当前封装效率η(x)就越高。然而，趋势可能由于信元中未使用字节的填充而不是单调的。例如，对于一实施例，当数x＝S_opt＝4024字节时达到最优效率η_opt，如公式(2)所述：

η_opt＝maxη(x)＝η(4024)＝89.66％                    (2)

按照一实施例，实时封装效率阈值η_rt和非实时封装效率阈值η_nrt是分别与相应的实时或非实时按流队列相关联的预定封装效率阈值。封装效率阈值可以描述最小可接受的封装效率。例如，阈值η_rt可以被设置为近似80％。为了总结步骤404，从公式(1)获得在按流队列处接收到的分组的当前封装效率η(x)。当前封装效率η(x)与一封装效率阈值相比较以确定是否满足封装效率阈值。如果在步骤404处，当前封装效率不满足封装效率阈值，则方法前进到步骤420以等待下一分组。

如果在步骤404处，当前封装效率满足封装效率阈值，则方法前进到步骤406和408以预测下一封装效率和下一分组到达时间。按照一实施例，下一封装效率可能与包括在按流队列处累加的所预测下一分组在内的一个或多个分组相关联。在所示例子中，预测下一封装效率包括预测下一分组尺寸。计算下一分组到达时间来预测延迟。

按照一实施例，例如使用一递归过程来计算步骤406和408。按照另一实施例，预测下一分组尺寸和预测下一分组到达时间可以通过迭代过程或任一其它适当过程来获得，所述适当过程用于生成下一分组尺寸和下一分组到达时间的预测值。

例如，步骤406和408可以以以下方式执行。用于在步骤406计算下一封装效率的所预测下一分组尺寸S_i(j)可以与第i个流的第j个分组的字节大小相关联。类似地，所预测的下一分组到达时间T_i(j)与第i个队列流的第j个分组到达时间相关联。S_i(j)和T_i(j)的指数加权平均数(EMWA)可以分别由公式(3)和(4)定义为μ_inter(i，j)和μ_isize(i，j)：

μ_inter(i，j+1)＝ff_interμ_inter(i，j)+(1-ff_inter)T_i(j+1)        (3)

μ_isize(i，j+1)＝ff_sizeμ_size(i，j)+(1-ff_size)S_i(j+1)           (4)

其中ff_inter和ff_size是确定估计移动平均数时的自适应程度的遗忘因数。

按照一实施例，在步骤406处计算的下一封装效率以及在步骤408粗计算的下一分组到达时间的预测可以包括根据一自回归模型建模一序列。在所示例子中，到达时间序列可以通过定义(τ_i(j)≡T_i(j)-μ_inter(i，j))来建模，分组尺寸序列可以通过定义(s_i(j)≡S_i(j)-μ_isize(i，j))来建模，其中τ_i(j)和s_i(j)分别是标准化的、零均值、分组到达间时间和尺寸。这样，按照一实施例，对于每个i，可以根据一阶(AR(1))自回归模型而获得序列(τ_i(j)：j＝1，2，...)和(s_i(j)：j＝1，2，...)，其时变系数由公式(5)和(6)描述：

τ_i(k+1)＝α_i(k)τ_i(k)+σ_iε(k+1)，k＝1，2...(5)

s_i(k+1)＝β_i(k)s_i(k)+ξ_iε(k+1)，k＝1，2..(6)

其中α_i(k)和β_i(k)是时变系数，{ε(j)：j＝1，2，...}是噪声过程的独立同等分布零均值随机变量的序列，σ_i和ξ_i是噪声过程的方差相关系数。序列的建模可以用任一自回归技术来实行。

如上所述，下一分组的预计大小S_i(j)和预计的下一分组到达时间T_i(j)分别在步骤406和408确定。对于第i个按流的队列流，其中i＝1，2，...，n_v，以及j个分组，其中j＝1，2，...，m，且m是到达封装器的最近分组的索引，在递归过程的r步起见，对于j＞m的T_i(j)和S_i(j)值分别由公式(7)和(8)描述：

${\hat{T}}_i(m;r)={\left({\widehat{\mathrm{\α}}}_i\left(m\right)\right)}^r(T_i\left(m\right)-{\mathrm{\μ}}_{\mathrm{inter}}(i,m))+{\mathrm{\μ}}_{\mathrm{inter}}(i,m)---\left(7\right)$

${\hat{S}}_i(m;r)={\left({\widehat{\mathrm{\β}}}_i\left(m\right)\right)}^r(S_i\left(m\right)-{\mathrm{\μ}}_{\mathrm{size}}(i,m))+{\mathrm{\μ}}_{\mathrm{size}}(i,m)---\left(8\right)$

其中通过如公式(9)和(10)所述使均方误差最小，得到经调节的系数和

${\widehat{\mathrm{\α}}}_i\left(m\right)=\frac{{\mathrm{\Σ}}_{j=1}^{m-1}{T}_i\left(j\right)T_i(j+1)}{{\mathrm{\Σ}}_{j-1}^{m-1}{T}_i^2\left(j\right)}---\left(9\right)$

${\widehat{\mathrm{\β}}}_i\left(m\right)=\frac{{\mathrm{\Σ}}_{j=1}^{m-1}{S}_i\left(j\right)S_i(j+1)}{{\mathrm{\Σ}}_{j-1}^{m-1}{S}_i^2\left(j\right)}---\left(10\right)$

如上所述，所述方法可以使用一递归过程。按照一实施例，在每次需要预测下一分组到达时间时，递归地生成经调节的系数为了预测在步骤408调用的下一分组到达时间，可以用公式(11)和(12)所确定的递归变量Y_i(k)和Z_i(k)来确定

值：

$Y_i\left(k\right)\stackrel{\mathrm{def}}{=}\underset{j=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{T}_i\left(j\right)T_i(j+1)=Y_i(k-1)+T_i\left(k\right)T_i(k+1)----\left(11\right)$

$Z_i\left(k\right)\stackrel{\mathrm{def}}{=}\underset{j=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{T}_i^2\left(j\right)=Z_i(k-1)+T_i^2\left(k\right)---\left(12\right)$

其中一旦上一次到达时间的第m个度量可用，则可以用以下过程来获得r步预测：

对于全部i＝1，...，n_v，做

(初始化)在第一分组到达后，做

${\hat{T}}_i(1;r)={\mathrm{\μ}}_{\mathrm{inter}}(i,1)=T_i\left(1\right)$

Y_i＝0

Z_i＝0

(递归)对于每个随后的信元到达m，做

更新EMWA：μ_inter(i，1)＝ff_interμ_inter(i，m-1)+(1-ff_inter)T_i(m)

Y_i＝Y_i+T_i(m-1)T_i(m)

$\mathrm{Zi}=\mathrm{Zi}+T_i^2(m-1)$

${\widehat{\mathrm{\α}}}_i\left(m\right)=Y_i/Z_i$

${\hat{T}}_i(m;r)={\left({\widehat{\mathrm{\α}}}_i\left(m\right)\right)}^r(T_i\left(m\right)-{\mathrm{\μ}}_{\mathrm{inter}}(i,m))+{\mathrm{\μ}}_{\mathrm{inter}}(i,m)$

结束递归

结束“对于”

步骤406处下一封装效率的预测可以用类似的递归过程来确定。一旦确定了下一封装效率的预测，方法就前进到步骤410以确定所预测的下一封装效率是否超出前面在步骤404中由公式(1)所确定的当前封装效率。如果下一封装效率低于当前封装效率，方法前进到步骤416以便封装按流队列累加的分组。

如果下一封装效率高于当前封装效率，方法就前进到步骤412以确定和接收下一分组相关联的预计延迟。在所示方法中，预计延迟可以被定义为封装器处第一分组的延迟和下一分组的延迟之差的绝对值。按照一实施例，当第一分组到达封装器时，标注第一分组的到达时间，直到用一后续或下一分组的到达时间来更新该值为止。第i个流队列中第k个分组的第一位的到达时间用t_start ⁽ⁱ⁾(k)表示，其中k＝1，2，...，i＝1，2，...，n_v。第一分组第一位的到达和离开时间可以用t⁽ⁱ⁾ _start，1和t⁽ⁱ⁾ _finish，1来表示。类似地，第二分组第一位的到达和离开时间可以用t⁽ⁱ⁾ _start，2和t⁽ⁱ⁾ _finish，2来表示。预计延迟d_i可由公式(13)定义：

$d_i\stackrel{\mathrm{def}}{=}\max \{0,(t_{\mathrm{finish},2}^{\left(i\right)}-t_{\mathrm{finish},1}^{\left(i\right)})-(t_{\mathrm{start},2}^{\left(i\right)}-t_{\mathrm{start},1}^{\left(i\right)})\}---\left(13\right)$

最坏情况下，在每个分组到达按流队列处后进行d_i的计算。

为了在步骤412初始化确定延迟d_i的过程，t⁽ⁱ⁾ _start，1＝t⁽ⁱ⁾ _finish，1＝0，且t⁽ⁱ⁾ _start，2＝t⁽ⁱ⁾ _start，1。随后，当形成一封装区段时，t⁽ⁱ⁾ _start，1的值被更新，并且用来如公式(14)所述更新t⁽ⁱ⁾ _finish，1：

其中S_tot ⁽ⁱ⁾是按流队列中当前的字节数，S_current ⁽ⁱ⁾是从第i个按流队列到达的最近分组的大小，R_i是第i个流的峰值速率，单位为比特每秒，R_encap是以bps为单位的封装器的速率，Q_RT是在计算t⁽ⁱ⁾ _finish，1时实时按流队列40中被封装的信元的数目。按照一实施例，t⁽ⁱ⁾ _finish，1可以通过使用表达式t⁽ⁱ⁾ _start，1+(8S⁽ⁱ⁾ _current/R_i)来生成，如果它在第一分组的最后一位到达时或到达后被计算。在形成了包括第一分组的封装区段后，时间t⁽ⁱ⁾ _start，2的值被更新。

在步骤412确定公式(13)的延迟d_i可能需要预测时间t⁽ⁱ⁾ _start，2。所预测的时间t⁽ⁱ⁾ _start，2的值可以被称为并由公式(15)描述：

${\hat{t}}_{\mathrm{finish},2}^{\left(i\right)}\≈t_{\mathrm{current}}+W^{\left(i\right)}+\frac{Q_{\mathrm{RT}}^{\mathrm{pred}}\left(W^{\left(i\right)}\right)\left(204\right)\left(8\right)}{R_{\mathrm{encap}}}---\left(15\right)$

其中：

$W^{\left(i\right)}\stackrel{\mathrm{def}}{=}{\hat{T}}_{\begin{array}{}\end{array}\mathrm{next}}^{\left(i\right)}+\frac{8{\hat{S}}_{\mathrm{next}}^{\left(i\right)}}{R_i}---\left(16\right)$

Q^pred _RT(t)是从当前时间t_current(Q_RT ^pred(0)＝Q_RT)开始的t秒后在实时缓冲器50处所预测的信元数目。公式(16)的所预测的分组到达时间和所预测的分组大小从上述的公式(7)和(8)获得。

为了按照公式(15)生成所预测的时间实时缓冲器50处所预测的信元数目Q_RT ^pred(W⁽ⁱ⁾)可以从公式(17)获得：

(17)

其中被描述为在队列j处累加的附加字节数，如公式(18)到(22)定义：

$j=\underset{k=1}{\overset{r^{*}}{\mathrm{\Σ}}}{\hat{S}}_j(m_{\mathrm{last}}^{\left(j\right)};k)---\left(18\right)$

其中递归变量r^*是满足公式(19)的最大整数：

$\underset{k=1}{\overset{r^{*}}{\mathrm{\Σ}}}{\hat{T}}_j(m_{\mathrm{last}}^{\left(j\right)};k)\≤W^{\left(i\right)}+t_{\mathrm{currert}}-t_{\mathrm{start}}^{\left(j\right)}\left(m_{\mathrm{last}}^{\left(j\right)}\right)---\left(19\right)$

其中m_last ^(j)是到达第j个队列的最近分组的索引。

按照一实施例，递归变量r^*可以是例如满足公式(20)的最大整数：

$\underset{k=1}{\overset{r^{*}}{\mathrm{\Σ}}}{\hat{T}}_j(m_{\mathrm{last}}^{\left(j\right)};k)\≤t---\left(20\right)$

对于任何正实数t。因此，使用公式(7)来获得预测时间

并将结果用于公式(20)，可以如公式(21)所述获得递归函数r(t)：

$r\left(t\right)\≤\frac{t}{{\mathrm{\μ}}_{\mathrm{inter}}}-\frac{(T_j-{\mathrm{\μ}}_{\mathrm{inter}}\left(j\right){({\widehat{\mathrm{\α}}}_j-\left({\widehat{\mathrm{\α}}}_j\right)}^{r\left(t\right)+1})}{{\mathrm{\μ}}_{\mathrm{inter}}\left(j\right)(1-{\widehat{\mathrm{\α}}}_j)}---\left(21\right)$

最后，一旦从公式(21)生成递归函数r(t)，例如，通过使用迭代过程，则可以通过用W⁽ⁱ⁾+t_current-t_start ^(j)(m_last ^(j))替换公式(21)中的时间t，可以得到递归变量r^*，从而可以从公式(22)得到的解：

${\hat{S}}_{\mathrm{tot}}^{\left(j\right)}=S_{\mathrm{tot}}^{\left(j\right)}+(S_j-{\mathrm{\μ}}_{\mathrm{size}}\left(j\right))\frac{({\widehat{\mathrm{\β}}}_j-{\left({\widehat{\mathrm{\β}}}_j\right)}^{r^{*}+1})}{1-{\widehat{\mathrm{\β}}}_j}+r^{*}{\mathrm{\μ}}_{\mathrm{size}}\left(j\right)---\left(22\right)$

其中 ${\widehat{\mathrm{\β}}}_j={\widehat{\mathrm{\β}}}_j\left(m_{\mathrm{last}}^{\left(j\right)}\right)$ 且 $S_j=S_j\left(m_{\mathrm{last}}^{\left(j\right)}\right).$ 因此，对于每个j＝1，2，...，n_v，通过使用公式(22)来得到

可以从公式(17)得到实时缓冲器50处预测的信元数目Q_RT ^pred(W⁽ⁱ⁾)，因此可以得到根据公式(13)的延迟d_i。

方法前进到步骤414以确定和下一分组的等待相关的延迟是否在抖动范围内。抖动范围包括一预定的最大抖动要求，其作为评估一延迟的延迟阈值。按照一实施例，最大抖动要求在例如25到35毫秒的范围内，比如近似为30毫秒。步骤412内获得的延迟和抖动要求相比较。当一延迟低于抖动要求时，它在抖动范围内。如果延迟在抖动范围内，也就是，延迟低于抖动要求，方法就前进到步骤420，以等待和累加在队列处预计的下一分组。如果延迟不在抖动范围内，也就是，延迟等于或大于抖动要求，方法就在步骤416内把所累加的分组封装在按流队列中，随后在步骤418从封装区段形成信元。信元可以以任一适当方式形成。例如，信元可以根据参照图2所述的过程来形成。在形成信元后，方法终止。

总而言之，如果所累加的分组满足封装效率阈值，就评估所预测的抖动以确定所累加的分组是否被封装。如果所预测的抖动为低，则会累加更多的分组。如果所预测的抖动过高，则所累加的分组被封装。方法可以包括更多、更少或不同的步骤。方法的步骤可以以任一适当顺序执行。例如，步骤408处到达时间的预测可以在步骤410处的确定后进行。

图5说明了从封装区段500形成信元550的另一实施例。按照一实施例，封装区段500可以包括一多协议封装(MPE)区段。每个封装区段500都包括一区段报头210、区段数据215和218、以及区段报尾214。区段报头210可以包括例如：数字视频广播(DVB)多协议封装(MPE)报头数据。按照一实施例，区段报头210也可以包括例如：数字存储媒介命令和控制(DSM-CC)报头数据。封装区段500a包括区段数据218，封装区段500b包括区段数据215，其中每个区段数据218和215都包括分组。按照一实施例，每个分组218和215都可以包括一IP分组或数据报。区段报尾214可以包括例如：纠错码。数据报大小是可变的，比如区段报头210有20字节、区段报尾214有四个字节。

封装区段500可以形成为信元550。每个信元550包括信元报头220、有效负载540和信元报尾230。信元报头220可以包括例如：MPEG-2分组报头数据。信元报尾230可以包括例如：MPEG-2分组报尾数据。有效负载540可以包括MPEG-2分组，根据一实施例具有184个字节。

按照一实施例，一个或多个封装区段500可以形成为一个或多个顺序的信元550。在所示例子中，信元550a可以加载封装区段500a的第一部份，下一信元550b可以加载封装区段550a的下一部分，而另一信元550c可以加载区段550a的最后一部分。通常，信元顺序形成，直到封装区段500已经形成为一个或多个信元为止。在所示例子中，封装区段500a的最后一部分580可以被加载到信元550c的有效负载540c，下一封装区段500b的第一部分585被加载到信元550c的有效负载540c，使得基本上避免了图2所述的具有附加容量280的条件。

图6说明了从参照图5所述的信元550的形成产生的信元流600的另一实施例。通常，信元流600可以包括顺序、连续、逐次、串行或以任一类似方式排序的分组212和215。按照一实施例，分组212和215可以包括例如：IP分组或数据报。在所示例子中，信元流600可以包括会造成延迟350的信元报尾610和信元报头620。延迟会实质上源自于信元报尾610和信元报头620，或者可以包括任何其它适当的内容。按照一实施例，可以获得信元流600以改进延迟或抖动。在所示例子中，和图3所述的延迟350相比，图6所述的信元流600处的延迟350可能较小，其中附加容量280作用于图3所示实施例中的延迟内容。图6所述的信元流600因此会改进和接收分组212和215相关联的延迟350，例如已经基本上避免了图3所述的附加容量时。

本发明的特定实施例可以提供一个或多个技术优点。一实施例的技术优点可以是：为了在维持效率的同时控制抖动，响应于当前封装效率和预测的抖动来调节封装区段的大小。如果所累加的分组不满足一预测的封装效率阈值，则封装分组以维持效率。一例子的另一技术优点是：可以确定和接收预测分组相关的延迟，如果该延迟满足一抖动要求，则可以封装所累加的分组以控制抖动。一例子的另一技术优点是：封装区段分组可以形成为信元以改进抖动。封装区段可以形成为信元，从而避免了信元内的附加容量。

尽管详细描述了本发明一实施例及其优点，然而本领域的技术人员能作出各种改变、添加和省略，而不背离由所附权利要求定义的本发明的精神和范围。

Claims (13)

1.一种用于封装分组的方法，包括：

在包括一队列的封装器处接收多个分组；以及

将所述多个分组的子集封装入封装区段，

其中将所述多个分组的子集封装入封装区段是通过在所述多个分组的子集被封装入所述封装区段之前，为所述多个分组的子集的每个分组重复以下步骤来执行的：

在所述队列处累加一分组；

确定与在所述队列处累加的一个或多个分组相关的当前封装效率；

通过预测下一分组大小以及按照所述下一分组大小来计算下一封装效率来预测与在所述队列处累加的一个或多个分组以及所预测的下一分组相关的下一封装效率；以及

如果当前封装效率满足一封装效率阈值、且如果当前封装效率大于所述下一封装效率，则将在所述队列处累加的一个或多个分组封装入所述封装区段。

2.如权利要求1所述的方法，其特征在于，在所述多个分组的子集被封装之前，为所述多个分组的子集的每个分组重复以下步骤还包括：

确定与在所述队列处累加的一个或多个分组相关的所述封装区段的区段大小；以及

如果所述区段大小满足一最大区段大小，则封装在所述队列处累加的一个或多个分组。

3.如权利要求1所述的方法，其特征在于，在所述多个分组的子集被封装之前，为所述多个分组的子集的每个分组重复以下步骤还包括：

预测与所述分组以及下一分组相关的延迟；以及

如果所述延迟不满足一抖动要求，则封装在所述队列处累加的一个或多个分组。

4.如权利要求1所述的方法，其特征在于，所述封装效率阈值包括一最小封装效率。

5.如权利要求1所述的方法，其特征在于，所述当前封装效率包括：与包括在队列处累加的一个或多个分组在内的一预测封装区段相关联的有效负载字节数与包括一个或多个分组的预测封装区段总字节数之间的比率。

6.如权利要求3所述的方法，其特征在于，所述抖动要求包括一个最大抖动要求。

7.如权利要求1所述的方法，其特征在于，预测与在所述队列处累加的一个或多个分组以及所预测的下一分组相关的下一封装效率包括：

按照一自回归模型来预测下一分组大小；以及

按照所述下一分组大小来计算下一封装效率。

8.如权利要求1所述的方法，其特征在于，还包括：形成包括所述封装区段的至少一部分在内的信元。

9.如权利要求1所述的方法，其特征在于，还包括：

形成包括所述封装区段的至少一部分在内的第一信元，所述第一信元包括附加的有效负载容量；以及

形成包括下一封装区段在内的第二信元。

10.如权利要求1所述的方法，其特征在于，还包括：形成包括所述封装区段的第一部分和下一封装区段的第二部分在内的信元。

11.如权利要求3所述的方法，其特征在于，预测与所述分组以及下一分组相关的延迟包括：

记录所述分组的第一到达时间和第一离开时间；

记录下一分组的第二到达时间；

预测所述下一分组的第二离开时间；

生成所述第一离开时间和所述第二离开时间之间的第一差异；

生成所述第一到达时间和所述第二到达时间之间的第二差异；以及

按照所述第一差异和第二差异来预测所述延迟。

12.如权利要求11所述的方法，其特征在于，预测与所述分组以及下一分组相关的延迟包括：

按照一自回归模型来预测下一分组达到时间；以及

按照所述下一分组达到时间来计算所述延迟。

13.一种封装分组的方法，包括：

在包括一队列的封装器处接收多个分组；

在所述多个分组的子集被封装之前，为多个分组一子集的每个分组重复以下步骤：

在所述队列处累加一分组；

确定与在所述队列处累加的一个或多个分组相关的当前封装效率，所述当前封装效率包括：与包括在队列处累加的一个或多个分组在内的一预测区段相关联的有效负载字节数与包括一个或多个分组的预测区段总字节数之间的比率；

确定与在所述队列处累加的一个或多个分组相关的区段大小；

如果所述区段大小满足最大区段大小，则封装在所述队列处累加的一个或多个分组；

预测与在所述队列处累加的一个或多个分组以及所预测的下一分组相关的下一封装效率；

如果当前封装效率满足一最小封装效率、且如果当前封装效率大于下一封装效率，则封装在所述队列处累加的一个或多个分组；

预测与所述分组以及下一分组相关的延迟；

如果所述延迟不满足最大抖动要求，则封装在所述队列处累加的一个或多个分组；

从所封装的分组生成一区段；以及

形成包括所述区段的至少一部分在内的信元。

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