CN1826775A

CN1826775A - 基于保证的传输速率的无线网的许可控制

Info

Publication number: CN1826775A
Application number: CNA2004800211933A
Authority: CN
Inventors: S·S·南达戈帕兰
Original assignee: Koninklijke Philips Electronics NV
Current assignee: Koninklijke Philips NV
Priority date: 2003-07-24
Filing date: 2004-07-20
Publication date: 2006-08-30

Abstract

在无线站与接入点之间的参数化业务的许可控制在保证规定的服务质量(QoS)时考虑无线信道的时变信道容量以及损耗特性。另外，作为在由站规定的最小传输速率与当前的传输速率之间的差的传输突发被用来增加在许可时保证的带宽。在把保证的传输速率变换成空中时间单位的许可过程中考虑如来自分组标题的尺寸开销和如来自轮询的时间开销。有效的许可控制是通过使用由无线站规定的标准参数的最小子集完成的。

Description

基于保证的传输速率的无线网的许可控制

本发明涉及具有无线站和控制器的网络。更具体地，本发明关系到基于保证的传输速率的无线网中的许可控制。

给用户提供按照用户指定的优先级的服务水平的服务质量(QoS)和多媒体支持对于无线家庭网是关键的，其中话音、视频和音频将被传递到多个联网的家庭电子设备。宽带业务供应商把能够支持QoS和多媒体的家庭网络看作用于对住宅用户提供视频点播、音频点播、IP(因特网协议)话音和高速因特网接入的基本组成部分。QoS对于期望提供家庭无线联网设备的消费电子产品公司也是关键的因素。当前，IEEE 802.11e协议正在被消费电子以及数据通信公司看作提供QoS的解决方案。2002年9月批准的IEEE 802.11e草案版本3.3(802.11e/D3.3)形成在将来最终成为批准的标准的技术规范的核心。该草案提供用于QoS支持的协议，但不提供连同保证QoS的协议一起需要的算法。为了满足不同市场的不同需要，对于IEEE 802.11e的实施方案的支持除了需要好的调度算法以外，还需要有效的许可控制算法，它根据调度算法来决定是否许可业务流进入。

图1描述依据IEEE 802.11e工作的常规无线局域网(LAN)100。LAN 100包括接入点(AP)或QoS AP(QAP)104和无线站(WSTA)108-1到108-N，它们借助于无线介质或信道112进行无线通信连接。在LAN100内产生QoS要求的WSTA(QSTA)可以连同为它提供尽力支持的WSTA一起工作。也就是，资源是供得起的，因为它们成为可获得而不保证或保留这些资源。如图1所示，对于业务流116-1到116-N，QAP 104可以与WSTA 108-1到108-N中的每个进行下游通信，以及与QAP进行上游通信。另外，WSTA可以互相进行侧流(sidestream)通信，正如通过业务流120进行的。

IEEE 802.11e提供两种用于接入WM 112的方法。一种方法是基于竞争的，这样，试图在WM 112上发送的WSTA 108-1到108-N竞争接入。另一种方法是基于轮询的，并且其特征为由每个WSTA 108-1到108-N的AP 104进行周期轮询，以便向它提供预置的时间间隔的接入。这两种方法分别被称为优先级化的和参数化的QoS接入。本发明涉及用于参数化业务的许可控制。

依据IEEE 802.11e的许可控制按照业务规范(TSPEC)单元中的参数工作，所述参数代表WSTA对于它在WM 112上与QAP 104或与另一个WSTA的通信而指定的QoS。如果在QAP 104处的许可控制单元(未示出)根据参数确定网络具有要容纳的带宽资源，而同时保持按照QoS指示的现有连接、用于请求的WSTA的新的业务流(TS)，则ACU将许可TS进入。否则，许可被拒绝。

一旦TS被许可进入，则IEEE 802.11e提供TS的监督，以根据它被给予的许可来保证TS继续满足TSPEC单元内的QoS参数。如果参数被超过，则ACU可以丢弃TS的帧或用较低的QoS优先级来标记它们，这取决于对信道112的当前状况的要求。

图2所示的双存储桶管制器(policer)200按照它的三个TSPEC参数：峰值数据速率P 208、平均数据速率ρ212和最大突发量σ216来调节每个许可的TS 204的传输。管制器200位于介质接入层(MAC)的入口处以接收来自上层的TS 204。

第一存储桶220把TS 204的最大传输速率限制为峰值传输速率208。这是通过以速率r到达第一存储桶220的令牌(token)而完成的。如果P和r是以相同的数据长度单位计(其可以被任意地称为“字节”)和以相同的时间单位计，则每个令牌允许通过P/r个字节的TS204。如果TS 204的一个字节在不同于令牌到达第一存储桶220的时间到达该第一存储桶，则该字节在第一存储桶处等待。当令牌到达第一存储桶220时，如果TS 204的字节正在第一存储桶处等待，则令牌允许该字节通过以到达第二存储桶224，并且该令牌被消耗。否则，如果字节在令牌到达第一存储桶220时是不存在的，则该令牌被丢弃。由于第一存储桶220没有缓存来保持未使用的令牌，所以第一存储桶被认为具有零的“存储桶深度”。作为上述的结果，TS 204以不大于峰值传输速率P把第一存储桶220交付给第二存储桶224。

第二存储桶224具有最大突发量σ的深度。这意味着多达σ个令牌可被保持在第二存储桶224中。如果存储桶是满的，则到达令牌被丢弃。“突发”是在“零”时间内的瞬时业务流，这里限于σ的最大量。令牌以速率s到达第二存储桶。如果ρ和s是以相同的数据长度单位计(其可以被任意地称为“字节”)和以相同的时间单位计，则每个令牌允许通过ρ/s个字节的TS 204。如果TS 204的一个字节在没有令牌在第二存储桶224处等待时到达该第二存储桶，则该字节在第二存储桶处等待。当令牌到达第二存储桶224时，如果TS 204的字节正在第二存储桶处等待，则令牌允许该字节通过以到达MAC缓冲器228，该令牌由此被消耗。否则，如果在令牌到达第二存储桶228时没有字节在等待，则该令牌被保持在第二存储桶中，如果第二存储桶还没有满的话。因此，在具有与ρ相同的时间单位的任何时间段t内，第二存储桶224的最大TS 204输出速率是σ+ρt。所以，在任何时间段(t，t+τ)通过管制器200到达MAC缓冲器228的最大累计数是：

A(t，t+τ)＝Min(Pτ，σ+ρτ)

如果ACU仅仅在它的峰值数据速率P和已许可的所有业务流的峰值数据速率可以可靠地被容纳时才许可TS 204进入，则相对较小数目的流被允许，以及许多带宽被浪费。另一方面，TS 204的许可进入纯粹是基于平均数据速率ρ和已许可的业务流的平均数据速率，而同时它允许许多流被许可进入，在流以它们的峰值数据速率发送时冒着丢失数据的危险。因此，通过统计复用的原理，即所有的流不同时以它们的峰值速率发送，许可准则必须基于在平均和峰值速率之间的某一统计量。

在无线LAN中提供QoS保证是固有地挑战性的任务。信道的时变特性和用户的移动性与它们的有线的对应部分相比对于保证应用的QoS要求强加了附加的约束条件。重要地，用户的移动性引入位置相关的误差。

现今的许多许可控制方案没有考虑信道的时变特性或位置相关的误差，并且没有考虑在IEEE 802.11e中非常普通的多速率传输。需要有效的许可控制来满足这些挑战。

本发明被做成解决上述的现有技术的缺点。本发明的目的是提供考虑到信道时变特性、与位置相关的误差和多速率传输的用于无线LAN的有效的许可控制。

简单地说，用于包括无线站和控制器的无线网的许可控制牵涉到计算用于一个站的保证的传输速率。这是根据最大缓冲器尺寸进行计算的。后者等于延时与该站的峰值传输速率超过保证的速率的量的乘积。延时与该站的峰值传输速率与平均传输速率之间的差值成反比。许可控制还牵涉到根据计算的保证的传输速率来确定该站是否被给予在网络的信道上进行通信的权利。

借助于下面列出的附图描述这里公开的本发明的细节，其中：

图1是描述常规无线LAN的流程图；

图2是显示用于保持QoS的双存储桶管制器的概念图；

图3是说明按照本发明的推导许可控制算法的过程的例子的流程图；以及

图4是说明按照本发明的许可控制的例子的流程图。

作为说明性和非限制性的例子，图3显示按照本发明的有效的许可控制算法的推导。经过相应的双令牌存储桶220以及在WSTA 108-1到108-N的各个MAC缓冲器228或QAP 104的MAC缓冲器228中接收的业务将必须至少以一个特定的相应速率来对其提供服务，以便保持缓存器不溢出。这在后面被称为“保证的速率”。由于在IEEE 802.11e中传送数据的分组典型地通过动态改变路径来导航，所以“保证”在这个意义上是软保证，相当于缺省的最佳成绩(best effort)以及在各种QoS用户优先级别上的目标的性能水平。

另外，速率必须足够低，以免超过无线介质112的带宽。

对于TS 204的MAC缓冲器228所需要的最大尺寸由下式给出：

b_i＝σ_i(P_i-g_i)/(P_i-ρ_i) (公式1)

其中下标i代表在特定的WSTA处或在QAP处应用到TS 204的参数。

在确定最大缓冲器尺寸b_i时，考虑在延时方面的最坏情形。也就是，第二存储桶224是满的，以及TS 204以峰值速率P_i通过第一存储桶220。在这种情形下，通过的业务将继续进行，同样地以峰值速率P_i通过第二存储桶224，只要在第二存储桶中保持有未耗尽的令牌。通过第二存储桶224的这个业务将到达MAC缓冲器228。与以峰值速率P_i填充缓冲器228同时发生地，缓冲器以大于或等于保证的或最小的足够的缓冲器腾空速率g_i的速率被腾空。再次地，对于最坏情形，保证的速率被假设为等于g_i。因此，在缓冲器228内的排队在第二存储桶224被腾空令牌的时间段期间以P_i-g_i的速率增加。一旦令牌被耗尽，业务就以ρ_i的最大速率经过以到达MAC缓冲器228。然而，因为保证的速率g_i超过ρ_i，所以一旦令牌耗尽，则在缓冲器228中业务的构建就停止。

在确定缓冲器228中的这个构建的速率P_i-g_i后，仍旧要确定在什么时间段发生构建，以便计算最大缓冲器尺寸b_i。显然，在这方面，虽然令牌正在被消耗，但第二存储桶224继续以ρ_i速率被再填满，即使是令牌正在以速率P_i被消耗。令牌消耗的净速率因此是P_i-ρ_i。而且，要被耗尽的令牌的总数等于第二存储桶224的深度，即σ。所以，在第二存储桶224中的令牌被耗尽或消耗的时间段是σ_i/(P_i-ρ_i)。然而，这是与业务以如上所讨论的速率P_i-g_i在MAC缓冲器228中构建的相同的时间段。这个时间段代表在MAC缓冲器228中业务的延时。所以，最大缓冲器尺寸b_i等于构建速率乘以构建时间段，或(P_i-g_i)(σ_i/(P_i-ρ_i))，这是在以上的公式1中反映的(图3的步骤S304)。

在TSPEC中的一个参数是延时界限d_i，它规定用于输送属于TS的MAC服务数据单元(MSDU)的最大时间量，它是在标记MSDU到达本地MAC子层的时间与启动MSDU到目的地WSTA或QAP的成功的发送或重发的时间之间测量的。MSDU是TS 204的帧。换句话说，延时d_i是数据帧到达MAC层与在物理(PHY)层上帧开始发送之间的最大延时。

最大尺寸b_i的MAC缓冲器提供服务的速率g_i必须大于或等于b_i/d_i。如在步骤S308所示，把这个等式代入公式1产生：

g_i＝P_i/[1+d_i(P_i-ρ_i)/σ_i] (公式2)

因为不成功的发送尝试会引起重发的尝试，所以必须考虑由干扰引起的并且通常是位置相关的误差。

另外，WSTA 108-1到108-N与目的地通信的速率常常根据它离目的地的距离而变化。传输速率可以改变的另一个原因是由于WSTA的移动性。因此，对于WSTA 108-1到108-N或者对于QAP可用的信道112的带宽或容量可能变化。如果带宽上升，则这不是个问题。如果带宽降低并且无线信道112几乎是满的，问题就发生了。为了解决这一点，保证的速率g_i需要被提供以额外的弹性。传输突发δ的概念被引入来实现需要的弹性。传输突发δ代表信道容量的下降量。如果C是对于TS可用的原先的信道容量的部分，则在任何时间段t期间可以是在WM 112上的比特的最大数目是C×t。由于干扰和移动性，信道容量可能下降一个因子δ，这样，在时间段t＜d_i中，对于TS可用的信道容量的下限是(C×t)-δ_i。为了补偿p可能的带宽下降，要增加保证的速率g_i，以使得它能适应第二令牌存储桶224的相应的加深量δ_i。也就是，将第二令牌存储桶224以δ_i加深，使得以峰值数据速率P来延长MAC缓冲器228的填充，由此使MAC缓冲器中的队列增加δ_i。因此，需要一个增加的g_i来补偿由于带宽下降可能造成的g_i的恶化。传输突发δ_i可以作为在观察的物理层(PHY)传输速率(即TS 204进行发送的在WSTA与QAP之间传输的速率)与WSTA已经规定为TSPEC参数的最小传输速率之间的差而被得到。如在步骤S312中所示，为计及信道错误率和时变的链路容量而增扩的g_i的公式是：

g_i＝P_i/([1+d_i(P_i-ρ_i)/(σ_i+δ_i)][1-p_e]) (公式3)其中p_e是在一帧中错误的概率，它可以从到这个WSTA或QAP的链路条件的过去的历史进行估计或可以根据从WSTA发出的许可控制请求被确定。

以上的分析忽略尺寸开销，因为平均和峰值传输速率ρ、P没有考虑数据标题的传输。在MAC以上的每个层把它们的各个标题附加到有效负荷数据上，以及MAC层在它的下面的PHY层上发送业务之前附加它自己的标题。另一个TSPEC参数是不考虑标题的标称的MSDU尺寸L_i。QAP 104接连地轮询WSTA 108-1到108-N并给予每个WSTA以它的相应服务时间间隔SI，在该时间间隔期间WSTA接受规定的时间长度的传输机会TXOP。在该TXOP期间，WSTA可以发送一个或多个MSDU，每个具有尺寸L_i。MSDU的数目由下式给出：

(公式4)

其中表示“不大于的最大整数”。

在步骤S316，保证的速率因而被修正为：

g_i＝N_i(L_i+O_i)/SI (公式5)其中0_i代表尺寸开销。

对于每个MSDU帧，有基于确认(ACK)策略的时间的开销、帧间间隔(IFS)时间、PLC前同步信号、MAC和PHY层标题以及用于上游和侧流传输的轮询开销。调度策略也确定轮询开销，因为不同的调度策略确定对于每个SI轮询一个WSTA需要多少时间。为了计及时间开销(步骤S320)，每个服务时间间隔的MSDU的数目被重新计算：

(公式6)

然后，ACU计算需要在服务时间间隔内服务于所有的这些MSDU的TXOP。这通过下述给出：

TXOP_i＝N_i ^SI*L_i/R_i+T_i ^overhead (公式7)其中T_i ^overhead是时间开销，以及R_i≥g_i’是规定最小的PHY传输速率的TSPEC参数。

根据公式6和7，用于业务流的保证的传输速率被变换成空中时间，即传输时间。

最后，在步骤S324，许可控制算法是：

TXOP_i/SI+∑TXOP_k/SI≤(T-T_CP)/T (公式8)在所有的业务流上k从1到i-1，

其中T是信标时间间隔，以及T_CP是保留用于EDCF即非轮询的业务的时间。

图4说明按照本发明的示例性许可控制过程。这个过程可通过在通用计算机上计算机可读介质中的软件或借助于专用处理器在QAP104处执行，以及替换地可以用硬件或固件被实施。

有利地和如以上已显示的，在QAP 104处的ACU只需要从WSTA108-1到108-N接收的TSPEC中提取TSPEC参数的最小子集，即平均和峰值传输速率、最大突发量、延时界限、标称MSDU尺寸和最小传输速率(步骤S404)。通过使用上述的公式，ACU然后确定寻求许可的业务流是否被给予许可。具体而言，如果以上的公式8的不等性被满足，则该流被给予许可；否则，许可被拒绝(步骤S408)。如果许可被拒绝(步骤S412)，而该流未被拒绝(步骤S416)，则参数的子集被QAP 104或WSTA 108-1到108-N修正(步骤S420)，并且修正的参数被ACU提交以用于重新考虑。如果许可被给予(步骤S424)，则在QAP 104与WSTA108-1到108-N之间协商的最小传输速率参数被传送给WSTA(步骤S428)，由此向WSTA表示它将采用不低于所确定的最小传输速率的PHY传输速率。

虽然已经显示和描述了被认为是本发明的优选实施例的内容，但是当然将会理解，可以在不背离本发明的精神的条件下容易地在形式或细节上作出各种修正和改变。所以，本发明不打算限于所描述和显示的精确的形式，而是应当被理解为覆盖可以处于所附权利要求书的范围内的所有修正方案。

Claims

1.一种用于无线网(100)的许可控制方法，该无线网包括多个无线站(108-1-108-n)和一个控制器(104)，该方法包括以下步骤：

对于多个站中的一个站，根据等于一个延时与所述站的峰值传输速率超过计算的速率的量的乘积的最大缓冲器尺寸(S304)来计算最小的足够的缓冲器腾空速率(S308)，所述延时与所述站的所述峰值传输速率与平均传输速率之间的差成反比；以及

根据计算的速率确定多个站中的所述站是否被给予在网络的信道上(112，S412)进行通信的权利。

2.权利要求1的方法，其中缓冲器尺寸受限于对于所述站计算的速率与在数据帧到达介质接入控制(MAC)层和该帧在物理(PHY)层上开始传输之间的最大延时的乘积(S308)。

3.权利要求1的方法，其中所述站的计算的速率反比于1减去在信道上发送一个帧的所确定的错误的概率(S312)。

4.权利要求1的方法，其中所述延时是基于代表在控制器处的双令牌存储桶管制器(200)的第二令牌存储桶(224)的存储桶深度的最大突发量(216)，该第一存储桶具有零深度，以各自速率到达该第一和第二存储桶的令牌允许到达的业务分别以所述峰值和平均传输速率相应地通过。

5.权利要求1的方法，其中所述延时是基于信道带宽下降到用作撤销所述权利的基础的预定的量的幅度(S312)。

6.权利要求5的方法，其中所述延时是基于代表在控制器(104)处的双令牌存储桶管制器(200)的第二令牌存储桶(224)的存储桶深度的最大突发量(216)，该第一存储桶具有零深度，以各自速率到达该第一和第二存储桶的令牌允许到达的业务分别以所述峰值和平均传输速率相应地通过。

7.权利要求1的方法，其中所述通信的权利允许所述站在传输机会时间间隔期间发送至少一个帧，所述计算为了把尺寸开销添加到所述至少一个帧上而确定在所述间隔内有多少个帧适合(S316)。

8.权利要求1的方法，该确定步骤还包括以下步骤：计算多个站的各个最小足够的缓冲器腾空速率，把所述各个最小足够的缓冲器腾空速率变换成各个空中时间(S320)，以及对空中时间求和，以用于与信道的空中时间阈值进行比较(S324)。

9.权利要求8的方法，其中该计算步骤还包括为了执行计算和确定步骤而仅仅接收平均传输速率、峰值传输速率、最大突发量、最大延时、数据帧尺寸和最小传输速率以作为从所述站发送的参数的步骤(S404)。

10.一种具有许可控制的网络，该网络包括：

多个无线站(108-1-108-N)；

所述站的控制器(104)；

通信信道(112)，用于无线地连接该多个站和控制器；以及

缓冲器(228)，用于接收到控制器的上游业务、来自控制器的下游业务(116-1-116-3)、和站到站的侧流业务(120)中的至少一个业务，所述控制器被配置成用于根据等于一个延时与峰值传输速率(208)超过计算的速率的量的乘积的缓冲器的最大尺寸(S304)来计算腾空缓冲器的最小的足够的速率(S308)，所述延时与在到缓冲器(228)的所述峰值传输速率与平均传输速率(212)之间的差成反比，所述控制器还被配置成根据计算的速率确定多个站中的一个站是否被给予在所述信道上(112，S412)进行通信的权利。

11.权利要求10的网络，其中所述最大尺寸受限于计算的速率与在数据帧到达介质接入控制(MAC)层和该帧在物理(PHY)层上开始传输之间的最大延时的乘积(S308)。

12.权利要求10的网络，其中计算的速率反比于1减去在信道上发送一个帧的所确定的错误的概率(S312)。

13.权利要求10的网络，其中所述延时是基于代表在控制器处的双令牌存储桶管制器(200)的第二令牌存储桶(224)的存储桶深度的最大突发量(216)，该第一存储桶具有零深度，以各自速率到达该第一和第二存储桶的令牌允许到达的业务分别以所述峰值和平均传输速率相应地通过。

14.权利要求10的网络，其中所述延时是基于信道带宽下降到用作撤销所述权利的基础的预定的量的幅度(S312)。

15.权利要求14的网络，其中所述延时是基于代表在控制器处双令牌存储桶管制器(200)的第二存储桶(224)的存储桶深度的最大突发量(216)，第一存储桶具有零深度，以各自速率到达第一和第二存储桶的令牌允许到达的业务分别以所述峰值和平均传输速率相应地通过。

16.权利要求10的网络，其中所述通信的权利允许所述站在传输机会时间间隔期间发送至少一个帧，所述计算为了把尺寸开销添加到所述至少一个帧上而确定在所述间隔内有多少个帧适合(S316)。

17.权利要求10的网络，其中该确定牵涉到：计算多个站的各个最小足够的缓冲器腾空速率，把所述各个最小足够的缓冲器腾空速率变换成各个空中时间(S320)，以及对空中时间求和，以用于与信道的空中时间阈值进行比较(S324)。

18.权利要求17的网络，其中为了执行所述计算和确定，所述计算需要仅仅接收平均传输速率、峰值传输速率、最大突发量、最大延时、数据帧尺寸和最小传输速率以作为从所述站发送的参数(S404)。

19.一种在计算机可读介质上实现的许可控制程序，用于包括多个无线站(108-1-108-n)和一个控制器(104)的无线网(100)，所述程序包括指令，该指令用于：

对于多个站的一个站，根据等于一个延时与所述站的峰值传输速率(208)超过计算的速率的量的乘积的最大缓冲器尺寸(S304)来计算最小的足够的缓冲器腾空速率(S308)，所述延时与在所述站的所述峰值传输速率与平均传输速率(212)之间的差成反比；以及

根据计算的速率来确定多个站的所述站是否被给予在网络的信道上(S412)进行通信的权利。

20.权利要求1的程序，其中所述延时是基于信道带宽下降到用作撤销所述权利的基础的预定的量的幅度(S312)。

21.一种用于具有许可控制的网络的控制器，该网络包括多个无线站；该控制器；用于无线地连接多个站和该控制器的通信信道；以及用于接收到控制器的上游业务、来自控制器的下游业务、和站到站的侧流业务中的至少一个业务的缓冲器，所述控制器被配置成根据等于一个延时与峰值传输速率超过计算的速率的量的乘积的缓冲器的最大尺寸来计算腾空缓冲器的最小的足够的速率，所述延时与到缓冲器的所述峰值传输速率与平均传输速率之间的差成反比，所述控制器还被配置成根据计算的速率来确定该多个站中的一个站是否被给予在所述信道上进行通信的权利。