CN1839594B - 准确控制特设网络中的传输信息 - Google Patents

Abstract

在包含具有至少第一终端节点(CN)的第一网络(IN)，及具有至少第二终端节点(RN1-RN4；MN)的特设网络(AHN)和网关(GW)的通信系统(SYS)中，传输信息(TI)在第一网络(IN)的第一终端节点(CN)和特设网络(AHN)的第二终端节点(RN1-RN4；MN)之间传递。为了在移动特设网络(AHN)内部执行更加准确的传输信息(TI)的流控制，网关(GW)和第二终端节点(MN)交换传输信息(TI)以及确认信息(ACTAN，ACTAN’，ACTAN″)。优选地，通过网关(GW)和第二终端节点(MN)之间建立的隧道链路(TUN1)执行传输信息(TI)和确认信息(ACTAN，ACTAN’，ACTAN″)的交换。

Description

准确控制特设网络中的传输信息

技术领域

本发明涉及准确控制特设网络中的传输信息，例如涉及监视特设网络中用于准确记帐的分组传输。更具体地，本发明涉及在第一网络的第一终端节点和特设网络的第二终端节点之间传递传输信息的网关，这种特设网络的终端节点，及包括具有至少第一终端节点的所述第一网络、具有至少第二终端节点的所述特设网络和所述网关的通信系统。本发明也涉及在所述第一终端节点及特设网络的第二终端节点之间传递传输信息的方法。

背景技术

如下面将更加详细说明的，特设网络的一个应用领域是现有蜂窝网络的扩展，尤其是，私人用户的移动设备可用于在发送/接收设备和例如蜂窝网络的基站之间转发数据。这种特设网络的固有属性是仅在″特设″时，即在特定私人用户需要或请求时，才建立网络本身。在这种情况下，其它用户的移动设备可能″特设″地用于在实际终端设备和蜂窝网络的基站之间转发数据。

在这种″特设″配置的网络中，通常通过其它转发节点从例如基站的网关向特设网络的终端节点传递传输信息。在网关能够指定通过转发节点到接收终端节点的特定路由时，由于沿着这个路由出现阻塞或其它问题，来自网关的传输信息也可以通过其它转发节点路由。在我们的并列专利申请PCT/EP03/02241中解决了怎样在特设网络中寻找实际传输信息使用的路由的问题。

然而，即使可以确定传输信息采取的路由，但特设网络中仍然存在网关仅传递传输信息到特设网络的转发节点而不知道传输信息是否实际已经到达想要的最终终端节点的问题。例如，最终终端节点可能被关闭，或信息传输可能由于无线链路的故障而在路由中丢失。因而， 网关可能坚持发送传输信息到这个特定最终终端节点，同时没有实际到达所述节点的传输信息。

因此，网关没有执行特设网络中传输信息的准确流控制的机构。通过本发明要解决这个问题。

当考虑传输信息的传递的准确记帐时，网关中缺乏流控制的上述问题(当传递传输信息到特设网络的最终终端节点时)变得特别明显。由于对于特设网络的建立，因为转发本身消耗存储器，处理功率和电池供电，所以应提供使用户将其设备提供为转发设备的激励，因此准确记帐在这种特设网络中具有特别的重要性。然而，由于特设网络基本上建立在移动通信网络的框架内，所以通过仅仅考虑所发出传输信息而没有任何关于数据是否实际到达最终终端节点的问题的信息，记帐仍然在网关中进行。今后，网关可能针对已经发出但是从未到达最终终端节点的传输信息对最终终端节点进行收费。因而，准确记帐是通过网关提供准确流控制的目标所要解决的问题之一。

发明背景

如上所述，本发明以提供对特设网络中传输信息的传送的更准确的流控制为目标。此后，参照图1和图2说明特设网络的某些基本功能。关于特设网络的进一步信息能够从由Magnus Frodigh等人在EricssonReview，No.4，2000，″Wireless ad hoc networking-the art ofnetworking without a network″的248-263页找到。

图1示出其中人们能够通过例如WCDMA室内基站BS和HiperLan/2接入点AP访问局域和广域网络的机场的典型情景。图1还示出特设网络的典型节点，例如由通过蓝牙连接连接到个人数字助理PDA1的笔记本计算机NC1的个人局域网形成的第一节点MN1。另一个节点RN2可能包括仅由移动电话MT2和个人数字助理PDA2形成的个人局域网PAN。节点MN3仍由个人数字助理PDA3，移动电话MT3和笔记本计算机NC3的另一个网络形成。然而，类似MN4的节点可能仅由单个移动电话MT4形成。因而，在图1中，用户设备能够既彼此互连又连接本地信息点，以例如检索航班出发的更新，通道变化等等。 因而，在图1中，例如节点MT4和节点MN1可能直接访问来自基站BS的信息。例如，用户可能通过HiperLan/2接口检索公文包中的笔记本计算机的电子邮件，但是通过他或她的个人数字助理PDA1，PDA3读出消息并且应答它们。

另一方面，节点MT4可以不仅通过基站BS被直接连接到移动电话MT2，而且通过使用节点MN1作为转发节点连接到移动电话MT2，即节点MN1可用于通过仅″特设″(即非永久)地建立的蓝牙连接转发传输流到节点RN2。这个传输信息的转发被称作″单个或多个无线转发段(hop)体系结构″，即来自特设网络外部的节点的传输信息可通过一个(单个转发段)或更多(多个转发段)其它特设节点被发送到最终终端节点(例如，RN2)。

在图2用四个互连节点RN1，RN2，RN3，MN1进一步图解了这种情形，其中两个节点RN1，RN3具有分别通过GPRS网络GN和两个路由器RT而经由蓝牙LAN接入点和GPRS/UMTS电话的互联网连接。显然，如果例如连接到互联网或公司IP网络IN的终端节点发送指向最终终端节点MN1的传输信息，节点RN1和RN2将充当通过仅在请求时，即″特设″地建立的通信路由传递该传输信息的转发节点。如图2所示，移动特设网络的或许最广泛的概念之一是无需任何中央管理而形成网络，并且包括使用无线接口发送传输信息的移动节点。

还应当注意，当然不需要转发节点和最终终端节点彼此接近，即特设设备也可以在范围之外的设备间转发传输流。另外，由于特设网络基于例如移动设备所围绕移动的(移动性)无线移动通信系统，并且因而″特设″(即自发形成的)网络可能散布在较大距离的范围上。

此外，假定一节点注册为特设节点，该特设节点将使用自发分配的特设地址而不是全球固定地址。因而，特设网络的一个中心特征是在注册为特设节点的设备中间自发(″特设″)地形成这些网络。不是通过中央设备管理，特设节点会根据需要及通过自身建立诸如无线蓝牙连接的通信连接。

由于特设节点自身以特设即自发方式在彼此间建立特设连接，从 而增加现有基站的覆盖而无需附加硬件，因此用户需要把其设备提供给转发服务的激励。一个可能激励是，用户得到转发服务的报酬，并且就象传统移动网络中的那样只为接收传输信息而对最终终端节点收费。然而，即使提供了向第一网络IN提供连接的网关GW，网关GW没有关于特定转发节点是否已经转发传输信息和/或端节点是否实际已经接收任何传输信息的信息。因而，不存在对在特设网络的节点之间传递的传输信息的实际准确流控制或业务信息监视。例如，对在特设网络内的信息传送记帐的费用只能基于使用网关GW中对所传递的传输信息进行记帐的机构。

参照示出本发明所考虑的典型通信系统SYS的图3a，3b进一步图解这个问题。通信系统SYS包含具有至少第一终端节点CN(此后也被称作相应节点)的第一网络IN，具有至少第二终端节点RN1-RN4，MN的特设网络AHN，和在所述第一网络IN的第一终端节点CN和所述特设网络AHN的所述第二终端节点RN1-RN4，MN之间传递传输信息TI的网关GW。每个节点CN，RN1-RN4，MN具有相应发送/接收单元TRC，TR4，TRN，并且网关GW本身也具有这种发送/接收单元TRG。发送/接收单元TRN适于通过网关GW(通过主要路径MR或通过建立为各个特设节点RN1，RN2，RN3之间的无线连接的可选路径AR)接收来自其它终端CN的传输信息TI。每个节点RN1-RN4，MN也具有实现如上述转发功能的路由装置，例如RM4和RMN。第一终端节点CN具有全局源标识符(全局源地址)SAC，并且每个特设节点RN1-RN4，MN具有相应目标地址，例如TA4，TAN。在第一终端节点CN的传输信息存储器TIS中，存储诸如传输信息的目的地址的信息。从第一终端节点CN发出的传输信息TI由网关GW的发送/接收单元TRG接收，并且接着被发送到第二终端节点RN1-RN4，MN。第一网络IN是任何种类的运营商控制的网络，例如因特网或移动通信网络。网关GW可以是接入点或基站。网关GW不必属于特设网络。即，网关GW仅仅用于形成相应节点CN和特设网络的节点之间的接口。因而，特设网络AHN由例如正发送和接收数据的移动节点MN和若干可选转发节点 RN1-RN4组成。相应节点CN可以位于特设网络外的任何地方，不必位于运营商控制的网络中。在这种情况下，节点MN可以通过RN2，RN1和GW向相应节点CN发送数据。此外，假定所有移动设备的用户与蜂窝网络运营商定有契约。

图3a还示出适于确定针对传输信息TI到第二终端节点的传输的费用信息CH的记帐单元ACC。为了确定费用信息CH，记帐单元ACC可以根据由传输信息特征确定单元TIM确定的某些传输特征TCH确定费用信息CH。这些传输特征TCH也可以被存储在传输信息存储器TIS中，如图4a所示。如果例如所确定的传输特征TCH包括数据量DAM和传输速度TRT，则记帐装置ACC可以针对以64kbit/s的传输速率向具有目标地址TA的目标节点RN4传递2MB的传输信息确定7美分的费用信息CH。因而，通过如图4a所示传输信息存储器TIS中的数据集，记帐单元ACC容易为下行链路(从相应节点CN到目标特设节点)提供某种记帐。

对于上行链路传输信息(例如通过网关GW从特设移动节点MN到相应节点CN)，显然网关GW只接收未丢失的传输信息并对其进行计费和付酬。因而，在上行链路方向，网关GW可以始终执行某种准确记帐。

然而，出现涉及准确流控制或涉及下行链路传输信息的准确记帐的问题。实际上，用户应当只对他们实际发送的传输信息付费和取酬，并且应当只对他们实际发送或接收的传输信息付费。然而，由于网关GW没有关于传输信息TI在它被网关GW的发送/接收单元TRG发出后发生什么的任何信息，所以记帐单元ACC只能猜测传输信息是否已经实际到达所期望的特设和例如MN的终端节点。这一般是真实的，不仅对于必须提供准确记帐的指定例子来说。即，网关GW一般可以发送传输信息，但是因为没有可用的关于传输信息的可能到达或未到达的进一步信息，所以网关GW对此没有实际控制。因此，网关GW一般不能执行所发送的传输信息的任何其他准确控制(流控制)。

例如，如图3b所示，如果在两个转发节点RN1，RN2之间的主路径MR上的无线链路发生中断，则网关GW没有可能知道传输信息TI是否已经实际到达第二终端节点MN。因而，网关GW(即其传输信息存储器TIS)只能存储关于它已经发送到第二终端节点MN的所有传输信息的信息，以便执行适当收费和付酬。然而，整个记帐固有地基于传输信息存储器TIS中的记录可靠地涉及已经实际到达第二终端节点的传输信息的假设。如果如图3b所示该假设不成立，则移动端节点MN会为未被成功传送的传输信息付费。

另一方面，第二最终终端节点MN的用户可能争辩其已经接收任何传输信息(即使已经到达)，以便不被网关GW收费。在这种情形中，网关GW没有手段验证和证明传输信息TI已经实际到达第二终端节点MN，并且计费信息CH是准确的。由于网关GW没有传输信息TI已经实际到达第二终端节点MN的证据，所以尽管事实上传输信息TI已经到达，但品行不端的第二终端节点MN可能做到不必为实际已经接收的传输信息支付费用。

应当注意，上述准确记帐的问题只是网关GW不能提供分组的准确流控制的一般问题的一个子问题。例如，网关GW中的其它流控制机构也可能需要准确了解关于传输信息TI是否已经实际到达所期望的目标终端节点MN的事实。例如，传输信息TI的另一个流控制可涉及传输速率的增加或降低，或在已知主路径MR或可选路径AR上的无线链路已经出现故障的情况下发送传输信息TI的完全中断。

不充分的流控制的另一个例子是主路径MR或可选路径AR上阻塞的出现，这需要降低传输速率。然而，在传统特设网络中，网关GW没有检测丢失传输信息的任何原因，例如噪声，阻塞或用户/设备失当的可能性。

在Bakre A.V.等人：”Implementation and PerformanceEvaluation of Indirect TCP”，IEEE Transactions on Computers，IEEEInc.，New York，U.S.，Vol.46，No.3，1997年3月1日，第260-278页，XP000685987，ISSN：0018-9340中描述了间接TCP的实现和性能评估。更具体地，提供了作为移动无线环境的间接传送层协议的I-TCP的实现和性能评估。与常规TCP的吞吐率比较表明I-TCP性能在与无线损 耗和主机移动性相关的广泛条件下明显更好。还描述了I-TCP切换的实现和性能。

此外，在US 2002/036991 A1(Inoue Atsushi)中描述了针对移动终端访问本地网络使用接入控制的通信系统。在通信系统中，即使在属于某移动公司的移动终端设备不具有通过事先提供的本地网络/网关访问固定通信网络的权利或资格时，这个移动终端设备也被允许通过本地网络/网关访问该固定通信网络。通过执行从移动终端设备的用户向固定通信系统提供商支付费用的过程或监视移动终端设备的过程来实现这点。

此外，在日本专利摘要Vol.2002，No.11，2002年11月6日和JP2002 209028 A(Mitsubishi Electric Corp.)，2002年7月26日中，描述了一种特设网络，其中开始点终端，转发终端和结束点终端被用于动态配置通信网络。转发终端记录通信路径设置执行的事实以及开始点终端，转发终端和结束点终端的标识符，并且记录被用作计费信息的基础。

此外，在EP-A-0 903 905(Tokyo Shibaura Electric Co.)中，描述了使用传送层连接通过无线和有线网络进行可靠通信的模式。这里，网关设备根据分组的信息内容确定是否执行分割形式的连接的建立，该分组包含请求在无线网络的无线终端和有线网络的有线终端之间建立传送层连接的传送层协议数据单元。

此外，在US 2002/045424 A1(Lee Hee Dong)中描述了一种蓝牙专用网络及其通信方法。该蓝牙专用网络包括蓝牙接入点，每个用作每个蓝牙微微网中的基站，用作公共网和蓝牙专用网之间的接口的网关，其发送信标信号到本地蓝牙网络中的每个蓝牙设备以定位蓝牙设备，和用作每个蓝牙接入点之间的接口的路由器。

发明内容

如上所述，因为不允许特设网络中传输信息的准确控制，所以传统网关GW和传统终端节点RN1-RN4，MN存在不足。例如，在传统特设网络中不可能调整例如传输速率，传输量以及准确记帐的流控制参数。本发明以避免这些缺点为目标。

具体地，本发明的目的是提供一种网关、特设网络的终端节点、通信系统以及特设网络中的一种方法，其分别允许在特设网络内进行传输信息的准确流控制。

这个目的通过一种用于在第一网络的第一终端节点和特设网络的第二终端节点之间传递传输信息的网关来实现，其包括：发送/接收单元，其适于接收来自所述第一终端节点的传输信息，并且发送所述传输信息到所述第二终端节点；及确认信息检测单元，其适于检测对来自所述第二终端节点、确认所述第二终端站点已经接收所述传输信息的确认信息的接收；其中所述发送/接收单元包括第一隧道建立单元，用于在所述网关和所述第二终端节点之间建立第一隧道链路，其中所述发送/接收单元通过所述第一隧道链路分别针对所述第二终端节点发送所述传输信息和接收所述确认信息。

此外，这个目的通过一种用于通过网关与连接到特设网络的另一个网络的另一个终端节点交换传输信息的特设网络的终端节点来实现，包括：a)发送/接收单元，适于通过所述网关从所述另一个终端节点接收传输信息；及b)确认信息发送单元，适于向所述网关发送确认所述发送/接收单元已经接收所述传输信息的确认信息；其中c)所述发送/接收单元包括第一隧道建立单元，用于在所述特设网络的终端节点和所述网关之间建立第一隧道链路，其中所述发送/接收单元通过所述第一隧道链路从所述网关接收所述传输信息。

这个目的也通过一种在通信系统的第一网络的第一终端节点和上述通信系统的特设网络的第二终端节点之间传递传输信息的方法来实现，包括所述通信系统的网关中的下列步骤：a)在所述网关和所述第二终端节点之间建立特设网络中的第一隧道链路，并且通过所述第一隧道链路分别针对所述第二终端节点发送所述传输信息和接收确认信息；b)在所述通信系统的网关中，接收来自所述第一终端节点的传输信息，并且通过所述第一隧道链路从所述网关发送所述传输信息到所述第二终端节点；及c)在所述网关中，检测通过所述第一隧道链路从所述第二终端节点接收到确认所述第二终端站点已经接收所述传输信息的确认信息。

该目的也通过在通信系统的第一网络的第一终端节点和上述通信系统的特设网络的第二终端节点之间传递传输信息的方法来实现，包括所述第二终端节点中的下列步骤：a)在所述网关和所述第二终端节点之间建立特设网络中的第一隧道链路，并且通过所述第一隧道链路，从所述网关发送所述传输信息到所述第二终端节点并且所述网关从所述第二终端节点接收确认信息；b)在所述第二终端节点中，通过所述第一隧道链路接收来自所述通信系统的网关的传输信息；及c)通过所述第一隧道链路从所述第二终端节点向所述网关发送确认所述第二终端节点已经接收所述传输信息的确认信息。

根据如上定义的本发明，因为提供了指示传输信息是否已经到达最终终端节点的可靠信息(确认信息)，所以特设网络中的传输信息的准确流控制成为可能。此外，另一个优点是，因为第二终端节点接收传输信息而不付费不再可能，所以禁止接收传输信息的第二终端节点的品行不端。

在特设网络内提供传输信息的准确流控制提供了与例如涉及准确记帐的实施例相关的若干优点。例如，在所述确认信息检测单元检测到接收了对所述传输信息到所述第二终端站点的传输的确认信息的情况下，记帐单元可适于确定针对所述传输信息到所述第二终端节点的传输的计费信息。因而，最终终端节点只为所确认的传输信息付费。

如果第二特设网络是分组交换网络，则传输信息包括一或多个传输分组，并且所述确认信息包括一或多个确认分组，传输特征确定单元适于确定传输信息的每个所确认传输分组的传输特征。因而，能够逐个分组地进行准确记帐和计费。

如果所述网关包括适于把指示传输分组序列中每个传输分组的传输顺序的序列号插入到相应传输分组的序列号插入单元，则特别有 利。优选地，所述终端节点也包括序列号确定单元，其适于在每个所接收分组中确定指示传输分组序列中相应传输分组的传输顺序的序列号；其中所述确认信息发送单元适于向所述网关发送确认分组，其分别包含要用所述相应确认分组确认其接收的所接收分组的已检测序列号。因而，网关不仅接收指示通常已接收传输信息的确认信息，而且接收确认特定传输分组的确认信息。因而，由于网关具有关于已经被最终终端节点接收的单个分组的详细信息，所以记帐或流控制方面的准确度可以被进一步提高。

在网关中提供适于为所述发送/接收单元设置预定传输窗口以接连向所述第二终端节点发送传输分组的传输窗口单元也是有利的；其中所述发送/接收单元适于在所述传输窗口内接连向所述第二终端节点发送传输分组；并且其中所述发送/接收单元适于每当所述确认信息检测单元检测到确认接收前一传输窗口的传输分组的确认分组的接收时，就把所述传输窗口滑动一或多个分组以形成新传输窗口，并且在所述新传输窗口内接连向所述第二终端节点发送尚未在前一传输窗口中发送的一或多个相继传输分组。优点是这里确认分组是累积的，即具有某个序列号的确认另外确认所有前面的分组(如果往返时间恒定)。如果往返时间保持恒定，则在网关只接收在传输窗口内要从网关发送的最后一个传输分组的确认分组的情况下，足以进行准确流控制。

本发明通过提供确认信息允许进行更准确的流控制。然而，可能仍然存在传输分组和/或确认分组出于某种原因在传输到网关和第二终端节点期间丢失的情况。因此，本发明的另一个实施例包括丢失分组检测器，其适于，如果在所述传输窗口单元设置的传输窗口中预定数量的传输分组的传输之后相继确认分组中的序列号与相继传输分组中设置的那些序列号不匹配，则检测到确认分组或传输分组在其传输期间已经丢失。

有利的是，丢失分组检测器可包括适于计数预定时段的定时器，所述定时器由传输分组的每个新传输启动，当在所述预定时段内接收到针对最后所发送传输分组的确认分组的情况下停止，或如果未被确 认分组的接收所停止，则所述定时器超时，其中所述TRN终止传输。

最好提供确认请求单元，其适于向所述第二终端节点发送确认请求分组，该分组包含已被发送但是所述确认信息检测单元没有检测到其确认信息的传输分组的预定序列号，所述确认请求消息向所述第二终端节点请求传输确认具有所述预定序列号的传输分组的接收的确认分组。

优选地，如果在所述传输窗口中的最后传输分组的传输之后所述定时器超时并且在所述时段内所述确认信息检测单元未检测到确认信息，则所述确认请求单元适于把包含在传输窗口中发送的最后传输分组的序列号的确认请求分组发送到所述第二终端节点。

优选地，所述定时器也在所述确认请求单元开始发送所述确认请求分组时启动，其中如果所述定时器此后超时，并且在传输所述确认请求分组之后在所述时段内所述确认信息检测单元未检测到确认信息，则所述发送/接收单元停止其它传输分组的传输。

优选地，提供了适于检测到所述第二终端节点的传输路径是否存在的路径检查单元。

优选地，如果在所述定时器超时之后所述路径检查单元检测到没有传输路径存在，则所述发送/接收单元停止其它传输分组的传输。

优选地，所述发送/接收单元适于响应从所述第二终端节点接收包含所述指定序列号的重发请求分组，重发具有指定序列号的已发送传输分组。

在本发明的特别有利的实施例中，所述发送/接收单元包括第一隧道建立单元，用于建立所述网关和所述第二终端节点之间的第一隧道链路，其中所述发送/接收单元通过所述第一隧道链路分别针对所述第二终端节点发送所述传输信息和从其接收所述确认信息。隧道最好在网关和第二终端节点之间建立一种固定＂逻辑＂链路，使得例如传输分组和确认分组的整个传输始终采用通过网关和第二端终端之间的转发节点的相同路径。在相应节点和特设终端不具有相同格式的地址的情况下，第一隧道的使用也是有利的。隧道建立的另一个优点是，来 自相应节点的分组保持完好，即在网关中，其格式在它穿过隧道到达第二终端节点时没有改变。

有利地，所述第一隧道建立单元通过把传输分组封装到由所述发送/接收单元产生和发送的已修改传输分组中来建立所述第一隧道链路。

第一隧道建立单元主要用于执行准确流控制，例如用于记帐目的。在第一隧道的顶端，可以运行另一个传送协议。因此，有利地，所述发送/接收单元包括第二隧道建立单元，用于建立在所述网关和所述第二终端节点之间的所述第一隧道链路内封装的第二隧道链路，其中所述发送/接收单元通过使用所述第一隧道链路内封装的所述第二隧道链路分别针对所述第二终端节点发送所述传输信息和接收所述确认信息。使用第二隧道和第一隧道的优点是，第二隧道可以基于例如TCP的协议，即非IP协议，其允许例如交换确认的流控制，同时第一隧道则会提供IP路由。

优选地，所述第二隧道建立单元通过把从所述第一终端节点接收的传输分组封装到由所述发送/接收单元产生的已修改传输分组来设置所述第二隧道链路；并且由所述第一隧道建立单元封装到由所述发送/接收单元发送的所述已修改传输分组中的所述传输分组是由所述第二隧道建立单元封装的所述已修改传输分组。

优选地，所述终端节点可以包括分组重发请求单元，其适于向所述网关发送包含请求从所述网关重发的传输分组的序列号的重发请求分组。

本发明的其它有利实施例和改进可以从从属权利要求得到。此后，参照附图说明关于本发明的有利实施例。

附图说明

在附图中：

图1根据现有技术图解了在机场情形中的特设网络的原理；

图2根据现有技术示出了具有四个互连特设节点，其中两个具有通过蓝牙LAN接入点和GPRS/UMTS电话互联网连接的个人局域网情 形；

图3a示出了通信系统SYS，其中传输信息TI从特设网络AHN外部的第一终端节点CN发送到特设网络内部的第二终端节点MN；

图3b示出图3b的通信系统SYS中的分组丢失情形；

图4a示出图3a中示出的网关GW的传输信息存储器TIS的内容；

图4b根据本发明示出了网关GW的传输信息存储器TIS′的内容；

图4c根据本发明针对对各个传输分组IP1-IP5进行记帐的情况示出了传输信息存储器TIS的另一个实施例；

图5a根据本发明示出了具有网关GW和第二终端节点MN的通信系统SYS的原理概述；

图5b根据本发明的一个实施例示出了记帐方法的原理流程图；

图5c示出了用于图5b中示出的方法中的确认传输的方法的原理消息流；

图6根据本发明示出了网关GW和第二终端节点RN，MN的原理模块图；

图7根据本发明的一个实施例参照传输窗口示出了序列号的插入，传输分组IP1-IP5和确认分组ACK1-ACK5的传输；

图8根据本发明的一个实施例针对丢失确认分组的情况示出了类似于图7的流程图；

图9根据本发明的另一个实施例针对丢失传输分组IP2的情况示出了类似于图7的流程图；

图10结合在传输窗口WIN内传输分组的传输示出了使用定时器T的实施例；

图11根据本发明的另一个实施例示出了使用定时器T及发送确认请求分组SOL_ACK3的流程图；

图12根据本发明的另一个实施例示出了在使用定时器T及确认请求分组SOL_ACK3时传输停止的情况；

图13针对在发送确认请求分组SOL_ACK3之前执行路径检查的情况示出了消息流；

图14根据本发明的另一个实施例结合定时器T及中断路径示出了传输的中断；

图15根据本发明的另一个实施例示出了在第二终端节点MN主动请求从网关GW重发传输分组时的消息流；

图16图解了在网关GW和第二终端节点MN之间建立第一隧道TUN1的原理，其中

图16a示出了全局地址和特设地址的使用；并且

图16b示出了把来自第一终端节点CN的传输分组IPx封装到第一隧道TUN1上的已修改传输分组IPxx中的情形；

图17示出了第一隧道TUN1内部的第二隧道TUN2的封装；及

图18示出在第一隧道协议IP上面使用不同的第二隧道协议UDP，L2TP，PPP的协议堆栈。

在附图中，相同或类似的附图标记用于指定相同或类似步骤和特征。同时图6示出网关GW和组合包含本发明的不同实施例的第二终端节点RN，MN的模块图，在图5c和7-15上面示出相应单元，其分别负责执行相应特征中示出的功能和步骤。因此，应当理解，根据本发明的不同实施例，可分别使用图6中组合示出的单元。

发明原理

图5a示出本发明相关的通信系统SYS的原理概述。通信系统SYS包含具有至少第一终端节点CN的第一网络IN，和具有至少第二终端节点RN1-RN5，MN的特设网络AHN，和用于在所述第一网络的所述第一终端节点CN和所述特设网络AHN的所述第二终端节点之间传递传输信息TI的网关GW。此后，第一终端节点也会被称作相应节点CN，如图5a所示。此外，应当注意，第一网络IN可以是任何种类的运营商控制的网络，例如因特网或任何移动通信网络。特设网络AHN可以是依照如上所述的特设网络的原理形成的任何种类的网络。即，特设网络包括能够充当转发节点的特设节点RN1-RN4，及示出为传输信息TI的接收节点的一个节点MN。可以使用任何种类的特设路由链路，例如蓝牙连接或典型地其它无线链路。然而，特设网络的建立不限于任 何指定种类的通信连接，并且包括用于如上所述自发建立特设网络的所有通信连接。

第二终端节点MN和转发节点RN1-RN4可以是允许转发传输信息的任何种类的设备。转发节点的例子是移动电话，笔记本计算机，个人数字助理，膝上型计算机。网关GW的例子包括基站BS或接入点AP，例如，如图1所示的WCDMA室内基站BS和HiperLan/2接入点。

此外，尽管此后本发明的实施例的许多原理会在下面参考移动特设网络AHN内的分组传输说明，但应当注意，本发明的许多实施例不限于移动特设网络AHN内的分组传输。可以想到通过利用例如OFDM或TDM的其它传输方法建立无线链路，来建立特设网络。

把图5a的通信系统SYS与图3a的传统通信系统SYS相比较，可看出除了相应发送/接收单元TRG和TRN之外，网关GW和第二终端节点MN也分别包括网关GW中的确认信息检测单元ACKM和第二终端节点MN中的确认信息发送单元ACKSN。确认信息检测单元ACKM适于检测从所述第二终端节点MN接收确认信息ACTAN，ACTAN′，ACTAN″。确认信息ACTAN，ACTAN′，ACTAN″确认第二终端站点MN已经接收所述传输信息。

在接收节点MN侧，确认信息发送单元ACKSN适于向网关GW发送确认第二终端节点MN的发送/接收单元TRN已经接收所发送的传输信息TI，TI′，TI″的所述确认信息ACTAN，ACTAN′，ACTAN″。即，根据本发明的一个原理，下行链路传输信息TI，TI′，TI″向第二终端MN的每次传输如图5c所示用来自第二终端节点的确认信息来确认。因而，准确流控制可以在移动特设网络AHN中执行。例如，现在网关GW总是具有关于下行链路传输信息已经实际到达第二终端节点MN，或在未发送确认时，关于在特设网络内出现例如阻塞，丢包或用户/设备品行不端的问题的证明信息。因而，可以改进特设网络AHN中的流控制。

优选地，网关GW和第二终端节点MN之间(或更准确地说，其发送/接收单元TRG和TRN之间别)的传输信息和确认信息的传递通过网 关GW和第二终端节点MN之间的安全关联(信任关系)来执行。在这个环境中，信任关系或安全关联表示标准认证过程，使得例如第二终端节点RN1-RN4和MN会彼此相信在它们被注册为特设网络的特设终端节点的情况下，它们会始终转发分组或传输及确认信息。此外，转发节点RN1-RN4也应当优选地与网关GW或丰它们中间具有这种信任关系，因为它们同样需要在接收或转发信息时付费或取酬。在移动通信技术领域中，众所周知这种信任关系或鉴别过程的建立，并且不需要在这里进一步解释。

图5c针对网关侧GW和第二终端节点侧MN示出了根据本发明的原理方法执行的相应步骤。在步骤S5c1，上述通信系统的网关GW从第一终端节点CN接收传输信息TI。在步骤S5c2，在例如建立信任关系(安全关联)之后，发送/接收单元TRG向第二终端节点MN发送传输信息TI。

在步骤S5c3，所述第二终端节点MN的发送/接收单元TRN从网关GW接收传输信息TI。在步骤S5c4，确认信息发送单元ACKSN向网关GW发送确认第二终端节点MN已经接收传输信息TI的确认信息ACTAN。在步骤S5c5，网关GW的确认信息检测单元ACKN检测到接收了确认信息ACTAN，并且现在可以安全地假定第二终端节点MN已经接收传输信息TI。

使用确认信息ACTAN，ACTAN′，ACTAN″，网关GW可以执行特设网络AHN内的信息的准确流控制。例如，如果存在导致确认信息的延迟传输的主要路径MR或可选路径AR上的延迟或阻塞，则网关GW可以例如根据传输特征调整传输速率等等。更准确流控制特别有利于对网关GW和第二节点MN之间下行链路连接上的传输信息进行准确记帐。

改进记帐实施例

图6示出作为网关GW的一部分的记帐单元ACC′。这个记帐单元ACC′在根据如图5b所示本发明一个实施例的记帐方法的原理流程图中使用。图4b根据本发明示出了网关GW的传输信息存储器TIS′的内 容，图4c针对网关GW和第二节点MN之间分组传输的情况示出了传输信息存储器TIS′的内容。

更具体地，如果所述确认信息检测单元ACKM检测到了接收了所述传输信息向所述第二终端站点MN的传输的确认信息ACTAN，ACTAN′，ACTAN″，则记帐单元ACC′适于确定传输信息TI，TI′，TI″的到第二终端节点MN的传输的计费信息CH。如图4b所示，除了源地址SA，发送数据量DAM，传输速率TRT(或传输定时)，目的地址TA及计费信息CH之外，根据本发明一个实施例的传输信息存储器TIS′还包括确认信息的记录(在图4b中用ACTA4，ACTAN指定)。即，如果已经从第二终端节点MN接收实际确认信息ACTA4，ACTAN，则根据本发明一个实施例的记帐单元ACC′仅执行传输信息费用CH的计算，并且执行第二终端节点MN的计费。因而，避免了一方面第二终端节点MN因实际未到达第二终端节点MN的传输信息TI，TI′，TI″而被计费，并且另一方面，网关GW在针对第一发送传输信息TI接收到相应确认的情况下，能够决定只发送进一步的传输信息TI′，TI″。例如，品行不端节点可能实际上已经接收传输信息TI，但是可能决定不发送确认信息ACTAN，以便避免为传输信息TI的接收而被计费。然而，如果网关GW，即其发送/接收单元PRG决定放弃传输进一步传输信息，除非接收了确认，则能够避免把进一步传输信息发送到品行不端节点。

图5b示出根据本发明一个实施例的记帐方法的流程图的例子。在左手侧示出网关GW侧的记帐的相应功能，并且在右手侧示出第二节点MN的相应功能。

在步骤S51，网关GW，即其发送/接收单元TRG从相应节点CN接收传输信息TI。传输信息TI会包含源地址SAC和例如TAN的目的地址。因此，在步骤S51，网关GW的发送/接收单元TRG必须首先确定适当目的信息以确定传输信息TI将被发送到的节点。在步骤S52(对应于图5c中的步骤S5c2)，网关GW的发送/接收单元TRG发送传输信息TI到第二终端节点MN。在步骤S53，第二终端节点MN接收传输信息， 并且在步骤S55，第二终端节点MN发送确认信息ACTAN到网关GW。在步骤S56，接收确认信息。当在步骤S52向第二终端节点MN发送传输信息的同时，传输信息特征确定单元TCM确定传输信息到第二终端节点MN的传输的传输特征TCH。参考图4a的说明，这种传输特征最好可以包括从组中选择的一或多个，该组包括数据量DAM，传输速度或传输速率TRT，传输信息已经沿其被发送到第二终端节点的传输路径MR，AR，及分组传输的延迟时间。延迟时间可以是从网关GW向第二终端MN发送传输信息所需的实际延迟时间。根据另一个例子，延迟时间可以是传输信息的传输的预定延迟；例如，预定服务质量(QoS)可以由网关GW确定，并且传输信息只会被发送到具有指定服务质量(QoS)，即具有预定延迟时间的第二终端节点MN。

如果在步骤S54已经确定传输特征，例如如图4b所示，则记帐单元ACC′当在步骤S56接收确认之后根据传输特征在步骤S57确定计费信息CH。即，仅当在步骤S56实际接收例如ACTAN或ACTR4的确认信息的情况下，记帐单元ACC′会根据传输特征TCH执行计费信息CH的确定。虽然在图5b中示出当在步骤S56接收确认信息之后在步骤S57执行计费信息CH的确定，然而也可以规定分别发送例如TI，TI′，TI″的第一批若干传输信息，随后收集所有确认信息并且最后确定计费信息。在图5b中重要的是，仅在接收针对相应传输信息的确认信息的情况下，才确定计费信息CH(并且只对第二端终端节点MN的用户计费)。如果在图5b的步骤S58中存在要从网关GW发送到第二终端节点MN的更多传输信息，则流程图会重新进入步骤S51。如果在步骤S58没有更多传输信息，则过程结束。

虽然图4b示出传输信息存储器TIS′适于存储从组中选择的一或多个，该组包括源地址SAC，所述传输信息TI，TI′，TI″的目的地址TA，所述确定的传输特征TCH，所述确定的计费信息CH及所述确认信息ACTAN，然而应当理解，图4b中的传输信息存储器TIS′只是用于确定计费信息CH的这种存储器的一个例子。传输信息存储器TIS′的其它例子可以由技术人员导出。例如，可以这样设计，图4b中的确认 信息ACK实际未被存储，而是只被用作启动计费信息CH的计算的触发器。因此，应当理解，如图4b所示计费信息CH的计算及指定传输特征TCH的使用只是一个例子。重要的是，在适当确认信息被提供给发送的传输信息的情况下，第二终端MN的用户只用根据反映传输信息的传输的任何种类的参数确定的计费信息CH被计费。然而，可以使用其它类型的计算计费信息或评估传输特征。

例如，如果特设网络AHN是分组交换网络AHN，则传输信息TI，TI′，TI″包括一或多个传输分组IP1-IP5，并且所述确认信息ACTAN，ACTAN′，ACTAN″包括一或多个确认分组ACK1-ACK5(例如参见图7)，可以如图4c所示构成传输信息存储器TIS′。如图4c所示，传输特征确定单元TIM确定每个(通过ACK1-ACK5)确认的传输分组IP1-IP5的传输特征DAM，TRT。由于全部5个分组IP1-IP5被确认，所以针对这5个分组IP1-IP5的传输，记帐单元ACC′确定完整计费信息CH＝2美分。然而，也可以根据本发明的另一个实施例设计为针对每个分组单独计算计费信息CH。

尽管在图4c中，根据另一个实施例，优选地使用所谓序列号SN(如下所述)，但应当理解，也可以在没有使用这种序列号的情况下执行各个传输分组的记帐。例如，如果在图5c中的步骤S5c2发出第一分组(作为传输信息)，则网关GW可能简单地等待接收确认传输分组的接收的确认信息ACTAN。因而，网关GW知道所发出的分组IP1已经安全到达第二终端节点MN。只是在接收确认分组ACTAN之后，网关才会接着发出下一个分组IP2，并且会再一次等待接收确认分组ACTAN′。如果网关GW始终等待接收最后发送的传输分组的确认，则不必把表征传输分组并且在确认分组中指示已进行确认的特定传输分组的相应信息插入到相应传输分组和确认分组中。

然而，指示在传输分组序列IP1-IP5中相应传输分组IP1-IP5的传输顺序的序列号SM的使用可以优选地被用作标记或特定于分组的标识符，使得确认以个别的方式，即以特定于分组的方式返回到网关GW。这在此后参考图7-15中的有利实施例进一步说明。

序列号插入

如已在前面部分指出的，图6中示出的网关GW包括序列号插入单元SNI，其适于把例如1，2，3，4，5，指示传输分组序列中的每个传输分组IP1-IP5的传输顺序的序列号SN插入到相应传输分组IP1-IP5中。类似地，在终端节点中，提供了适于在每个接收分组中确定指示传输分组序列的相应传输分组的传输顺序的序列号的序列号确定单元SND，其中第二终端节点MN的确认信息发送单元ACKSN适于向所述网关GW发送确认分组ACK1-ACK5，其分别包含已用所述相应确认分组ACK1-ACK5确认其接收的接收分组的检测序列号。因而，序列号SN用作一般分组标识符，使得所发送的传输分组可以在第二终端侧被识别，并且使得确认分组通常确认传输分组的接收和特定确认分组的接收。这个序列号，或更通常地，分组标识符在图4c中的例子中用SNx表示。因而，如图7所示，具有分组标识符1，2，3，4，5...x的每个传输分组IP1，IP2，IP3，IP4，IP5...IPx通过具有分组标识符1，2，3，4，5...x的相应确认分组ACK1，ACK2，ACK3，ACK4，ACK5...ACKx确认。序列号或分组标识符能够被存储在IPv4选项字段或IPv6目的选项头中。

因而，分组和确认分组之间的关系可以通过例如序列号的分组标识符来提供。尽管图7-15示出了作为分组标识符的″号码″的使用，但应当注意，其它标识符也可以被用于提供特定于分组的确认。因而，网关具有关于移动节点已经接收的所有分组的详细信息，并且因此可以执行更准确的流控制，例如如图4c所示的更准确记帐。

图7根据本发明的一个实施例示出使用在确认过程中插入序列号(分组标识符)的步骤的流程图。在步骤S71，分组标识符或序列号1被插入第一传输分组IP1中。在步骤S72，传输分组IP1被发送到第二终端节点MN。在步骤S73，第二终端节点MN的序列号确定单元SND确定所接收传输分组IP1中的分组标识符或序列号1。例如，序列号1指示传输分组IP1在传输分组序列IP1-IP5中的位置1。在步骤S74，包含检测序列号或分组标识符的确认分组被发送到网关GW。在步骤S75，确认 信息检测单元ACKM根据具有分组标识符1的特定确认分组ACK1确定具有分组标识符(序列号)1的传输分组IP1确实被第二终端节点接收。

由于具有特定分组标识符的每个传输分组使用传送标识所发送传输分组的分组标识符的相应确认分组来确认，所以能够提供分组和确认之间的清晰关系。即，即使每个传输分组IP，IP2，IP3的往返时间RTT(参见图5c；往返时间RTT是网关GW在发送传输分组和接收其确认分组之间必须等待的最少时间)不恒定，(因此可能导致确认分组ACK3的接收早于确认分组ACK1的接收)，发送的分组和返回的确认信息之间仍然存在清晰关系。

例如，与哪个确认信息ACK1-ACK5首先到达无关地，记帐单元ACC′能够单独针对每个特定传输分组IP1-IP5确定个别计费信息CH。例如，如图4c中的实施例所示，已经通过网关GW发送的每个分组IP1-IP5现在通过特定确认分组ACK1-ACK5确认。在这种情况下，可以通过记帐单元ACC′单独针对每个分组确定计费信息CH。

如果发送的传输分组和返回的确认分组之间不存在个别化的关系，则可能出现第二终端节点MN仅确认″分组的接收″及非″特定分组″的接收的情况，并且可能通过这种方式要求只对具有低于另一个分组的计费信息CH的传输分组计费。这通过分组标识符(序列号)的使用来避免。

如上所述，在根据本发明的方法的第一实施例中，如图7所示，网关只在它已经接收前面的分组的确认的情况下发送新分组到移动节点(第二终端节点)MN。然而，例如根据往返时间RTT，这要求下一个分组(例如IP1之后的IP2)只能在某个最少往返时间RTT之后被发送。例如，往返时间RTT可以是1秒的级别，并且因此新分组只会在1秒的时段结束之后被发送。

因而，网关在把每个IP分组发送到移动节点MN之前为它分配序列号。如果序列号被用作分组标识符，则序列号可以是升序的。如图7所示，移动节点MN用具有相同序列号(分组标识符)的确认来确认每个 分组。如上所述，根据第一实施例，网关GW只在它已经确实接收到前面分组的确认的情况下才发送新分组。然而，由于相当大的往返时间RTT，所以网关GW使用这里称作″窗口原理″的技术。

窗口原理

在网关GW使用滑动窗口原理的情况下，用于发送分组并且接收确认的本发明的特别有利的实施例如图7所示。代替发送一个分组并且在发送下一个分组之前等待确认，网关GW发出若干分组，其中所发出分组的数量由预定传输窗口WT指定。如图6所示，这个传输窗口WT由网关GW内的传输窗口单元传输窗口单元WIN设置。预定传输窗口WT向发送/接收单元TRG指示接连向所述第二终端节点发送若干传输分组。

传输窗口WT是组中的一个，该组包括指示预定传输时段(例如，如果存在固定传输速率，则时段会间接指示要在传输窗口内发出的分组的数量)的传输时间窗口，相继传输分组的传输窗口号(直接指示传输分组数量)，及指示要在一或多个所述相继传输分组中发送的数据的预定量的发送数据量(如果例如每个传输分组可以有固定有效负载，则传输窗口数据量会间接地指示要在传输窗口内发送的分组的数量)。然而，与使用何种传输窗口无关地，传输窗口间接或直接指示要发送到第二终端节点MN而无需等待确认的传输分组的数量。即，代替发送一个分组并且在发送下一个分组之前等待确认，网关GW发出若干分组。如果传输分组包含序列号(其可以优选地是一系列升序号码)，则传输窗口也可以直接指示在等待确认之前接连发出的传输分组的序列号。在图7的例子中，传输窗口指定应该发出的传输分组的相继三个序列号。

如图7所示，存在包括3个分组IP1，IP2，IP3的传输的第一窗口WT。同样，图7也示出具有分组IP2，IP3，IP4的更新或新窗口WT′，具有分组IP3，IP4，IP5的窗口WT″及具有分组IP4，IP5，IP6的窗口WT＇＇＇。因而，每个窗口包括若干传输分组，其被接连发出而无需等待前一分组的确认分组。如图7所示，下一个窗口WT′是前一窗口WT的 滑动一个分组的版本，窗口WT″是前一窗口WT′的滑动一个分组的版本，窗口WT″＇是前一窗口WT″的滑动一个分组的版本。每当接收确认分组时，这些新窗口到达。即，当在第一窗口WT内发出第一，第二及第三分组IP1，IP2，IP3之后，在网关GW接收第一确认分组ACK1。第一分组IP1的这个确认分组ACK1的接收触发假设的传输窗口WT滑动到现在包括分组IP2，IP3及IP4的窗口WT′。

例如ACK2或ACK3的确认分组的每次新接收会分别把窗口滑动一个分组，即在接收ACK2之后从WT′到WT″，并且在接收ACK3之后从WT′到WT″。因而，在已经接收三个确认分组ACK1，ACK2，ACK3之后得到窗口WT″’。在这种情况下，分组ACK3确认不仅接收第一传输分组IP1，而且接收第二及第三传输分组IP2，IP3(假定往返时间RTT保持恒定)。此外，分组ACK2确认不仅接收第一传输分组IP1，而且接收第二传输分组IP2，并且分组ACK确认只接收第一传输分组IP1。

在确认分组超过传输分组的情况下，或甚至在发生分组丢失的情况下，同样如此。实际上，当在窗口WT中发送三个分组IP1，IP2，IP3之后，在往返时间保持恒定的情况下应接收确认分组ACK1，并且窗口会滑动一个分组到窗口WT′。然而，如果只是接收确认分组ACK3，这也确认了IP2，IP3的接收，则窗口WT立即滑动到窗口WT″′。因而，也可以说，分别确认当前窗口WT的第一，第二及第三传输分组IP1，IP2，IP3的接收的第一，第二及第三确认分组ACK1，ACK2，ACK3会分别把窗口WT滑动一个，两个或三个分组到窗口WT，WT″及WT″′。通过这种方式，窗口WT被滑动SN个分组，其中SN是包含在确认在第二终端节点MN上接收第SN个分组(及具有较低SN的其它分组)的相应确认分组中的序列号SN。

因而，在图7的例子中，第一步骤S7111设置预定传输窗口WT以接连发送三个传输分组IP1-IP3到所述第二终端节点MN。在步骤S72，S721，S722中，这些分组被接连发送到终端节点MN。在步骤S73，S731，S732，在节点MN检测到相应传输分组IP1，IP2，IP3的接收，并且响 应于此，在步骤S74，S741，S742分别向网关GW发送确认分组ACK1，ACK2，ACK3。在步骤S61，S62，S63，确认信息检测单元ACKM分别检测确认分组ACK1，ACK2，ACK3的接收。如图7所示，在确认信息检测单元ACKM检测到确认分组ACK1的接收之后，发送/接收单元TRG在步骤S75发出下一个分组(即，具有下一个更高序列号4的分组)。此外，在步骤S75，参考新传输窗口WT′执行新传输分组IP4的新传输。此后，如果在步骤S62确认信息检测单元ACKM检测到另一个确认信息分组ACK2的接收，则窗口WT′被滑动到窗口WT″，并且在步骤S751发送(具有下一个更高序列号5的)下一个传输分组IP5。当接收下一个确认分组ACK3时，把窗口WT″滑动一个分组到窗口WT″′，并且在步骤S752发送下一个传输分组IP6。因而，发送/接收单元TRG总是接连在当前传输窗口WT，WT′，WT″′，WT″′内发送分组；如果例如已在第一窗口WT中发送分组IP1，IP2和IP3并且把这个窗口WT滑动到窗口WT′，则这个新窗口WT′的分组IP2，IP3当然已被发送，使得在窗口WT′中下一个要发送的分组是剩余的仍未发送的分组IP4。如果另一方面只接收ACK3，则窗口WT被滑动到WT″′，并且分组IP4，IP5，IP6均尚未被发送。因而，在这种情况下，更新的新窗口WT″′的所有新分组IP4，IP5，IP6会被发送。因而，每当窗口WT，WT′，WT″被更新到新窗口WT′，WT″，WT″′时，发送/接收单元TRG会接连发送尚未在旧窗口中发送的新窗口的那些分组。

由于在图7中假定往返时间RTT对于传输/确认分组的每个发送/接收均相同，显然到达的第一确认会是确认分组ACK1。然而，如果往返时间RTT在步骤S71的第一传输分组IP1的传输之后改变，则第一个到达可能是第二确认分组ACK2。如上所述，如果ACK2是到达的第一确认分组，则网关GW的发送/接收单元TRG把原始窗口WT滑动SN＝2个分组，到达包括分组IP3，IP4，IP5，其中IP4和IP5仍未被发送的新传输窗口WT，即网关GW的发送/接收单元TRG开始发送窗口WT″的传输分组IP4，IP5。因此，每当它在第一传输窗口WT内的传输分组IP1，IP2，IP3的传输之后接收三个确认分组ACK1，ACK2， ACK3中的一个时，它发送根据分别接收的确认分组ACK1(SN＝1，即把窗口滑动1个分组)，ACK2(SN＝2，即把窗口滑动2个分组)和ACK3(SN＝3，即把窗口滑动3个分组)中的SN分别设置的新窗口WT′，WT″，WT″′的剩余的、仍未被发送的分组。

还如上简要描述的，虽然通常地(如果往返时间RTT在传输窗口中保持恒定)确认分组ACK1会第一个到达网关GW，于是把窗口WT滑动到窗口WT′，然而可能发生这样的情况，即具有大于第一发送传输分组IP1的序列号的确认分组触发新传输窗口WT″或WT″′中仍未被发送的新分组的发出。在这种情况下，例如确认分组ACK3的接收早已触发窗口WT″′中新分组IP4，IP5，IP6的发出，虽然不保证IP2和IP1已经实际到达第二终端节点MN(由于仍没有接收确认信息ACK2，ACK3)。没有接收到ACK2，ACK1的原因接收可能起因于较长的往返时间RTT，或可能起因于已经丢失传输分组和/或确认分组。此后在图8，9中会处理后两种情况。

应当注意，在图7中，对于在已经发出IP1，IP2，IP3之后如何发出例如IP4的新分组，存在三种可能性。第一种可能性是，当在步骤S61接收第一确认分组ACK1之后，窗口WT滑动到WT′，并且这导致IP4(新窗口WT′中剩余的未被发送的分组)的传输。于是，独立于其它确认消息ACK2，ACK3的接收地，第一确认分组ACK1的接收已触发新传输窗口WT内进一步的预定分组IP4的发出。

另一个可能性是，在只接收ACK2之后，窗口WT滑动到窗口WT″，并且因而属于下一个传输窗口WT″的下一个分组IP4被立即发送，此后发送也在新窗口WT″中并且仍未被发送的后继分组IP5。

第三种可能性是把IP4作为在仅接收ACK3时设置的窗口WT″′中的第一分组发送。在IP4之后，也会发送窗口WT″′中的分组IP5，IP6，因为这些分组尚未在前一个窗口发送。

因而，在一个实施例中，三个确认分组ACK1，ACK2，ACK3的相继接收接连触发窗口WT到窗口位置WT′，WT″，WT″′的滑动(窗口滑动一个分组)，并且在相应新传输窗口WT′，WT″，WT″′中接连 发送仍未被发送的传输分组。在另一个实施例中，响应在ACK1之前的仅接收相应确认分组ACK2，或在ACK1，ACK2之前仅接收ACK3，窗口WT滑动SN个位置(SN分组滑动)并且分别包括尚未在前一窗口WT中发送的2或3个新分组。

滑动窗口原理避免由于确认的等待过程而降低通信系统SYS的性能。当然，最优窗口大小取决于GW和MN之间的连接的最大吞吐率及如前说明的往返时间RTT。往返时间RTT是网关GW在发送分组和接收相应确认分组之间必须等待的时间。例如，如果传输窗口WT是传输窗口数据量，则传输窗口数据量是网关GW和第二终端MN之间的传输路径MR，AR上的传输速度TRT与往返时间RTT之间的乘积。例如，如果吞吐率是1兆位/秒(即，传输速度是1兆位/秒)并且往返时间RTT是1秒，则传输窗口数据量是1兆位。

如图7所示，确认分组ACK1，ACK2，ACK3是累积的，即具有某个序列号的确认附加确认所有前面的分组。如果例如确认分组ACK3″超过″确认分组ACK1，则具有序列号3的确认分组ACK3另外确认第二终端节点MN也已经接收传输分组IP1，IP2。因而，每当接收确认分组时，网关GW根据哪个确认分组到达网关GW发出一或多个新分组(滑动窗口技术)。

丢失分组

图8示出丢失确认分组的情形，即发送/接收单元TRN确实发送确认分组ACK2，但是由于传输路径上的分组损失，所以分组未到达网关GW。在图8的情形中，因为未接收确认信息ACK2，所以移动节点MN不会因丢失分组而被计费(除非具有高于2的序列号的确认分组到达；例如，确认分组ACK3在滑动窗口技术中会确认所有前面的分组，并且因此它也会确认分组IP2，因而导致也对这个分组计费)。

同样，在图9中，传输分组IP2实际上确实被网关GW的发送/接收单元TRG发送，然而它在到第二终端节点MN的传输路径上丢失。

在图8和图9的情况下，如果在由传输窗口单元WIN设置的传输窗口WT中预定数量的传输分组IP1-IP3的传输之后相继确认分组 ACK1，ACK3中的序列号与相继传输分组IP1-IP3中设置的那些序列号不匹配，则网关GW中的丢失分组检测器LPD适于检测到确认分组ACK2或传输分组IP2在其传输期间已经丢失。例如，在图8中，确认分组ACK1，ACK3被确认信息检测单元ACKM检测到，使得在步骤S83，S84传输其它传输分组IP4，IP5。然而，相继确认分组中的序列号与在相继传输分组中设置的那些序列号不匹配。即，传输分组IP1，IP2，IP3的序列号1，2，3的序列与从接连接收的确认分组ACK1，ACK3中检测的序列号1，3的序列不匹配。因而，网关GW可以用这种比较(失序检测)确定未发送确认分组ACK2或传输分组IP2确实仍没有到达第二终端节点MN。

同样地，在图9的步骤S91，S92中，丢失分组检测器LPD将确定传输分组IP1，IP2，IP3的序列号1，2，3与来自所接收的确认分组ACK1，ACK3的序列号1，3的失序。尽管在步骤S93，S94发送新分组IP4，IP5，然而丢失分组检测器LPD确定传输分组IP2没有到达第二终端节点MN或确认分组ACK2未被发送。

在图8(丢失确认分组)和图9(丢失传输分组)的两种情形下，因为在发送网关GW处未接收到确认，所以移动节点MN因丢失的传输分组/确认分组而被计费(除非如上所述接收到例如ACK2或ACK3的具有更高序列号的确认分组，因为更高序列号的确认分组也确认尚未被接收的、具有更低序列号的分组的接收)。这是在本发明的一般环境中，第二终端节点MN的用户只应因已经用确认信息(确认分组)确认的分组而被计费。

然而，移动节点MN可能进行欺骗，即它可能实际已接收传输分组IP2，并且可能有意不发送确认分组ACK2，因为它尝试避免因传输分组IP2而被计费。如果在图8和图9中网关GW在传输分组IP2已经发出的情况下始终对第二终端节点MN进行计费，而与是否接收确认信息无关，则能够避这种情况。当然，网关GW仍然需要指示分组已经实际到达的某种信息，因为根据本发明，应仅对已经到达第二终端节点的分组计费。然而，也可以在终端节点侧MN提供丢失分组检测器 LPD，并且这个丢失分组检测器LPD检测传输分组序列号的不正确顺序，即在图9中，在移动节点侧MN的丢失分组检测器LPD检测到1，3，...，这显然是失序检测，因为没有序列号2。在这种情况下，如更详细地参考图15说明的，可以由第二终端节点MN发出针对失序号码2的重发请求，并且在这种情况下，在接收重发请求之后，网关GW能够使用重发请求作为丢失第二传输分组IP2的一种确认。在这种情况下，记帐单元ACC′将仅对重发的分组而不是原始分组进行计费。因此，仍然在这种情况下，仅对从第二终端节点MN接收其某种证实/确认的分组进行计费。

另一方面，在图8中，因为重发请求和确认ACK2都未被接收，所以网关GW，尤其是其记帐单元ACC′除了对传输分组IP2计费之外不能做任何事。在这种情况下，如参考图11说明的，能够从网关GW向第二终端节点MN发出确认请求，以重新收错过的确认。如果确认最后被接收，则将对传输分组IP2进行计费。

然而，根据这个实施例首先应当理解，网关GW以及第二终端节点MN能够包括丢失分组检测器LPD，其在接连出现在网关GW和移动节点MN上的传输窗口中的序列号与所期望的序列不一致的情况下，基本上检测到丢失的确认和丢失的分组。

定时器实施例

如前面参考图7解释的，当使用滑动窗口原理时，一或多个确认分组的接收导致原始窗口WT通过确认分组ACK1，ACK2，ACK3的每次相继接收所导致的相继单个分组滑动，或通过当只接收到确认分组ACK2或ACK3时SN个分组的滑动，滑动到新窗口WT′，WT″，WT″′。另外，在传输窗口WT内所发送的分组中的一个分组的单个确认，确认接收到其顺序在包含在确认分组中的SN之前的所有传输分组的传输。

图10根据本发明的另一个实施例示出了通过包括定时器T的丢失分组检测器LPD执行的步骤的流程图。

基本上，丢失分组检测器LPD的定时器T适于对预定时段ΔT进行 计数。定时器T从传输分组的每个新传输开始，如步骤S101，S102，S103，S107，S108所示。如步骤S104，S105，S106所示，当在相应重新开始之后计数预定时段ΔT时，每当接收预定时间段ΔT内最后发送的传输分组的确认分组时，停止定时器。因而，定时器被用于控制确认分组的接收。

优选地，定时器T的时段ΔT应适于往返时间RTT，即应略长一些。

如图10所示及如上参考图7(窗口原理)所述，例如在图10的步骤S104中接收的单个确认确认传输窗口WT内所有分组的传输。

如上面参照″滑动窗口原理″所述，在步骤S104对确认分组ACK1的接收将窗口WT滑动或偏移到窗口WT′，并且就是这个窗口的偏移导致定时器T重新启动，因为新窗口WT′仍然包括一个仍未被发送的分组，即IP4(还参见图7)。对于新窗口WT′中的这个新分组IP4的传输，在步骤107重新启动定时器T。同样，ACK2偏移窗口WT到窗口WT″，因而在步骤S108导致IP5的传输及定时器T的重新启动。只有确认分组ACK6实际停止定时器T，因为ACK3的接收导致IP6，即新传输窗口WT″′中的最后未发送分组的传输。因而，在当前窗口WT″′中的所有分组将已被发送并确认，并且没有理由再对确认分组的任何接收进行进一步的定时器监视。

然而，如图11所示，可能存在这样的情况，其中在已经发送三个传输分组IP1，IP2，IP3之后，定时器T对预定时段ΔT计数并且超时。即，当在步骤S113启动定时器T之后，定时器在步骤S113′内对预定时段ΔT计数，并且由于丢失所有确认分组ACK1，ACK2，ACK3，所以存在定时器的超时。这种情况中的一个可能是，网关GW刚好接受未曾接收三个传输分组IP1，IP2，IP3的任何一个的确认，并且刚好停止传输(传输停止)。如图11所示，第二种可能是，在步骤S113′之后(在定时器T已经对预定时段ΔT计数之后)，在步骤S114，可以是丢失分组检测器LPD的一部分的确认请求单元SOL向第二终端节点MN发送确认请求分组SOL_ACK3，其包含被发送但所述确认检测单元ACKM仍未检测到其确认信息的传输分组IP3的预定序列号3。确认请求消息 SOL_ACK3向第二终端节点MN请求发送确认接收了具有预定序列号3的传输分组的确认分组ACK3。

虽然确认请求SOL可请求发送具有特定序列号的确认分组，然而根据这个实施例的一个例子，确认请求单元SOL适于向所述第二终端节点MN发送包含在传输窗口WT中发送的最后传输分组IP3的序列号3的确认请求分组SOL_ACK3。

如图11所示，在步骤S114中确认请求分组SOL_ACK3的发送导致移动节点MN在步骤S115发送确认分组ACK3，随后每当发送新传输分组时，随着在步骤S116，S117中定时器T的相应启动，开始分组IP4和IP5的进一步传输。

然而，如图11所示，在步骤S114中的确认请求分组SOL_ACK3传输当然是象传输分组IP1，IP2，IP3的传输那样的新分组传输。因此，如果在步骤S113中传输分组IP3的传输和定时器ST的启动之后，定时器T在步骤S113′超时，则最好定时器T在确认请求单元SOL开始发送确认请求分组SOL_ACK3时启动。

虽然在图11中确认分组ACK3停止定时器，并且在步骤S116针对分组IP4的新传输再次启动定时器，然而图12示出了当在步骤S121发送确认请求分组SOL_ACK3时在步骤S121′中设置定时器的情况。如果在步骤S122中定时器T超时并且所述确认信息检测单元ACKM在发送所述确认请求分组SOL_ACK3之后的所述时段内未检测到确认信息，则发送/接收单元TRG停止步骤S122之后其它传输分组的传输。在图12中未接收所请求的确认分组ACK3因而导致在步骤S21定时器T的超时的原因可以是多种原因。一个原因是，如图12所示，因为确认请求分组SOL_ACK3在路上丢失，所以它也未到达第二终端节点MN。另一个可能性是，第二终端节点MN实际未发送确认分组ACK3，或确认分组ACK3丢失在到网关GW的路上。定时器T通过在预定时段ΔT内未接收到确认分组ACK3的情况下执行传输停止来处理所有这些情况。

如可以从图11和图12看出的，如果所有确认分组丢失(或未被第二终端节点MN发送)，则网关GW不发送新分组，并且因此不重新启 动定时器T。这导致超时，如图11和图12所示。在图11中，网关GW向移动节点请求最后发送分组的确认。在图11中移动节点重发确认，并且可以发送其余分组IP4，IP5。在传输分组丢失而不是确认丢失的情况下，可以使用相同过程。在这种情况下，移动节点必须仍然发送例如分组3的所请求确认分组ACK，即使它可能实际未接收到任何分组(因为它们在从网关GW传输到移动节点MN期间丢失)。因而，移动节点MN为它没有接收的分组而被计费。再次地，这阻止移动节点MN的品行不端。如果移动节点MN决定不发送确认分组ACK3，或如果确认请求分组SOL_ACK3未到达第二终端节点MN，这导致如图12所示的传输停止。如果在图12中定时器超时，则GW会停止传输，就象它假定到MN的路径被中断或MN不希望再接收任何分组那样。

因此，根据本发明的另一个实施例，如图13所示，当在步骤S131中发送传输分组IP3之后，在对时段ΔT计数之后，在步骤S131′定时器超时。在这个方面，图13中的步骤S131和S131′与图11中的步骤S113和步骤S113′相同。在步骤S132，路径检查单元RC检测到所述第二终端节点MN的传输路径是否存在。如果当在步骤S131′中定时器T超时之后路径检查单元RC在步骤S132检测到存在到第二终端节点MN的类似MR或AR的传输路径，则确认请求单元SOL会向第二终端节点MN发送确认请求分组SOL ACK3。在图13中，如果路径检查单元在步骤S132确定路径存在，则步骤S133′，S133，S134，S135，S136分别对应于图11的步骤S114′，S114，S115，S116和S117。

如果在图14的步骤S132或S142中路径检查是否定，即路径检查单元RC检测没有对第二终端节点MN可用的传输路径，则网关GW的发送/接收单元TRG在步骤S143停止传输。在图14中，步骤S141，S141′和步骤S142对应于步骤S131，S131′，S132。

在图13和图14中应当注意，图6示出的路径检查单元RC通过访问标准路由协议来检测到第二终端节点MN的传输路径是否存在。

在图13和图14中还应当注意，可能存在第二终端节点MN没有确认会话的最后分组的动机的问题。或甚至更差地，它可能系统地使用 重复的，短的会话而不是长的会话。然而，因为会话建立产生某种延迟和开销，所以假定这个误用对第二终端节点MN的用户不具吸引力。此外，可对每个会话建立收取固定费用。

参考图9，已在上面描述到，第二终端节点MN也可以检测到应当已经发送并且未接收到传输分组。例如，这可以通过检查从接收分组提取的序列号序列来进行。在这种情况下(如图15所示)，第二终端节点MN可以请求重发它相信应当已经接收的分组。在图15的实施例中，第一传输窗口WT包括在步骤S151，S152，S153中传输分组IP1，IP2，IP3的发送。在步骤S154，通过从第二终端节点MN向网关GW发送确认分组ACK1来确认第一传输分组IP1。确认分组ACK1的接收触发窗口WT滑动到WT′，并且因而触发这个下一传输窗口WT′中下一传输分组IP4的发送(如上所述，包含在传输窗口WT中的传输分组的任何确认消息的接收导致窗口WT滑动到WT′，WT″或WT″′，并且因而导致相应新传输窗口WT′，WT″，WT″′中其它未被发送的分组的发送)。

当在步骤S153接收第三传输分组IP3之后，第二终端侧MN上的丢失分组检测器LPD处于这样的情况，即检测到传输分组IP2应当已经被发送，但是在其路上丢失(在步骤S152中用消息流中的′x″指示)。即，由于第二终端节点MN知道传输窗口WT中的三个分组IP1，IP2，IP3应当已经被发送但是它只接收到具有序列号1，3的分组，所以它推断第二传输分组IP2丢失。因此，在步骤S156，第二终端节点中的分组重发请求单元ARQ向网关GW发送重发请求分组SEL_ACK3(2)。重发请求SEL_ACK3(2)包含其接收应被确认的分组的序列号3以及向所述网关GW请求重发的传输分组的序列号2。在步骤S157，响应步骤S156中的重发请求分组SEL_ACK3(2)，网关GW的发送/接收单元TRG在步骤S157再次发送的所请求的分组IP2。然而，当在步骤S155发送分组IP4时，第二终端侧MN仍然未接收到所请求的第二传输分组IP2，并且因此，在步骤S158，分组重发请求单元ARQ发送另一个重发请求分组SEL_ACK4(2)。这个重发请求分组确认第四个传输分组IP4的接收，并且同时请求重发具有序列号2的传输分组。因为这时响应第一重发 请求消息SEL_ACK3(2)而在步骤S157发送的第二传输分组IP2仍未到达第二终端节点MN，所以请求分组SEL ACK4(2)请求第二个传输分组IP2的另一次重发。然而，由于在步骤S157之后第二分组IP2的重发成功，所以下一个分组IP5的传输(当在步骤S158接收更新的重发请求之前)用确认分组ACK5确认。然而，由于图15中的时间关系，响应附加的重发请求SEL_ACK4(2)，在步骤S159会再次向第二终端节点MN发送第二分组IP2。

如图15所示，如果第二终端侧MN的丢失分组检测器LPD检测到例如IP2的传输分组的丢失(因为如果使用传输窗口WT，它知道应当已接收完整序列1-2-3)，则分组重发请求单元ARQ随着每次接收新传输分组IP3，IP4发送重复的重发请求SEL_ACK3(2)，SEL_ACK4(2)，直到在步骤S157之后所请求的传输分组IP2实际到达第二终端节点MN。

由于第二传输窗口WT′的最后分组IP4不能被确认(因为第二传输分组IP2仍未到达，所以必须发送重发请求SEL_ACK4(2))，所以第二传输窗口WT′的最后传输分组IP4的确认分组ACK4只在步骤S157之后的步骤S160发送。因此，只在网关GW的发送/接收单元TRG实际发送类似IP2的较早丢失传输分组之后，才发送其它所发送的分组的类似ACK4的确认分组。因为图15中的实施例优选地以一种″握手″原理进行操作，即第二终端节点MN将只在它从网关GW接收到进一步传输分组之后应答以任何种类的消息，所以这是可能的。

另一方面，因为重发请求SEL ACK4(2)包含重发分组IP2的请求和分组IP4的确认ACK4，所以在图15的步骤160中ACK4的单独传输是可选的。

如果分组丢失，则接收节点可以通过检查所接收分组的序列号注意到此。接收节点MN为包含丢失分组的所有分组而被计费。然而，第二终端节点MN可以请求丢失分组的重发。在这种情况下，第二终端节点MN发送选择性确认SEL_ACK3(2)，SEL_ACK4(2)，在其中它指示它未接收的分组的序列号。网关GW或其记帐单元ACC’不会对已经重发的分组计费。在图15的例子中，第二终端节点MN针对不具有 序列号2的每个所接收分组发送选择性确认分组SEL_ACK。如上所述，这导致在步骤S157，S159的分组IP2的两次重发。如果第二终端节点MN只以例如对应于往返时间RTT的某些间隔发送选择性确认分组SEL_ACK，则可以避免这种情况。即，如果第二终端节点MN中的重发单元ARQ会至少等待如图15中的RTT指示的往返时间RTT，则可以实现所期望的第二传输分组IP2到达并且因而第二终端节点MN不必再次请求重发分组IP2。

在图15中，假定在传输窗口WT内的传输期间分组彼此不超越。即，如果没有分组丢失，则传输分组IP1，IP2，IP3也会按顺序1-2-3到达第二终端节点MN。然而，由于各个分组的不同延迟或可能不同的传输路径，所以可能出现接收顺序不是1-2-3，而是1-3-2的情况。如果在这种情况下第二终端侧MN的丢失分组检测器LPD立即发送针对具有序列号2的分组的选择性确认重发，则可能发送过早，因为实际上第二传输分组IP2可能只是稍后一点到达。在这种情况下，第二终端节点MN应当等待，其中发送重发请求SEL_ACK以确定假定的″分组遗失″是否实际上是分组失序。由于在″传输窗口″范围上进行分组重发，如果这样处理由是明智的，其中重发单元ARQ等待至少往返时间RTT加发出时间(即分组大小/传输速率；例如1兆位/1兆位/秒＝1秒)乘以要在每个传输窗口WT内发送的分组的数量。其原因是，在最坏的情况下，分组可以按如3-1-2的失序方式到达。在这种情况下，分组IP3是最后发送分组，但是实际上是第一接收分组。由于实际上第一发送分组是具有序列号1的传输分组IP1，所以在最坏的情况下，传输分组IP1可能仍然作为最后接收分组到达第二终端节点MN，例如按3-2-1的序列顺序。因而，可以避免不必要地请求从第二终端节点MN进行重发。确认隧道链路

图5a示出了根据本发明的通信系统SYS，其包含具有至少第一终端节点CN的第一网络IN，具有至少第二终端节点RN1-RN4，MN的特设网络AHN，和用于在所述第一网络的所述第一终端节点CN和所述特设网络AHN的所述第二终端节点之间传递传输信息TI的网关GW。 如图5a所示(也如前面参考图3a所述)，在移动特设网络AHN内，使用例如无线LAN和WAN连接或蓝牙连接的通信连接，以便从网关GW路由传输信息到第二终端MN，并且沿着传输路径MR，AR从第二终端节点MN路由确认信息到网关GW。应当理解，在图5a，5b，5c及图6-15中示出的本发明的实施例及例子可以通过使用沿着主路径MR和可选路径AR的这种无线连接来执行。然而，如在下文参考图16a，16b说明的，特别有利的是网关GW建立到接收移动节点MN的IP隧道，即例如图7中的IP1-IP5的IP分组被封装在IP分组中。在这种情况下，移动节点MN必须向网关GW发送它接收的每个封装分组的确认。一旦相应确认到达网关GW，则针对分组对节点进行收费和补偿。

图16a示出根据本发明的通信系统SYS，尤其是针对全局地址SAC，GAG，GAN和本地特设地址ADAG，ADA1，ADA2，ADAN的使用。应当注意，要在下文参考图16b描述的隧道TUN1只执行流控制，例如出于记帐的目的，而不是阻塞控制。此外，隧道机构可以仅根据需要重发分组。然而，如图17中示出的，在IP隧道TUN1顶端，可以运行例如TCP(传送控制协议)或UDP(用户数据报协议)的任何传送协议。应当注意，由于其它原因，例如在使用不同寻址方案的情况下，可能需要这种隧道。在这种情况下，隧道也可以被重用于记帐目的。如果使用得到移动锚点(mobility anchor point)的存在的微移动协议，则可以可选地在移动锚点和移动节点之间建立IP隧道。即，应当注意，不仅能够在网关GW和第二终端节点MN之间建立隧道，而且能够在运营商控制的网络IN的任何其它节点和第二终端节点MN之间建立隧道。这种其它节点可以是上述移动锚点或任何其它终端，交换点，基站，接入点等等。因此，应当注意，传输和确认分组的交换，及如上所述在网关GW和第二终端节点MN之间存在的记帐可以同样在网络IN的任何其它节点和第二终端节点MN之间进行。

图16a示出在因特网中寻址和路由的例子。通过完全IP地址标识主机，而通过前缀标识子网。主机总是与其子网具有相同前缀。在图16a的环境中，相应节点CN位于具有前缀1的子网“子网1”中。因此， 源地址或全局源地址SAC是1.1。同样，网关GW属于具有前缀2的子网“子网2”，并且具有全局地址GAG 2.1。此后，子网“子网1”，“子网2”内的单元或主机的全局地址应该理解为属于固定位置的固定地址。

不管特设网络AHN的固有属性的特征在于相应节点RN1-N4MN是移动节点的事实，移动节点也可以具有分配给它的全局地址，例如对于移动节点MN，分配全局地址GAN＝2.2。相应节点CN已知这个全局地址GAN是目的地址TAN，但是MN也包含特设地址ADAN。只有GW知道两个地址。同样，节点RN4的目的地址TA4会具有全局地址以及特设地址。

在特设网络中，寻址和路由是平坦的(flat)，并且移动设备可以使用任意地址，例如网关GW的特设地址ADAG＝A，并且移动节点RN1，RN2和MN分别为ADA1＝B，ADA2＝C和ADAN＝D。因而，第二终端节点MN的实际目的地址TAN包括相应节点CN已知的全局地址GAN＝2.2和只有网关GW已知的本地或特设地址ADAN＝D。如果移动节点MN连接到因特网并且希望外部相应节点CN可到达，则由于在发送传输信息TI时相应节点CN不知道移动节点MN在任一时刻具有哪个临时特设地址，所以它必须也具有这个全局地址GAN。为此，移动节点MN设置全局地址GAN＝2.2。移动节点MN使用与它连到的子网“子网2”相同的前缀″2″。因此，如图16a所示，移动节点MN除其特设地址ADAN＝D外使用全局地址GAN＝2.2。也如以前所说明的，网关GW基本上属于两个网络“子网1”，“子网2”，并且它因此必须也具有相应节点CN可到达的全局地址GAG＝2.1以及特设地址ADAG＝A，以便路由信息到第二终端节点MN并且从其接收信息。因而，网关GW也维护两种地址。

如果移动节点MN希望与因特网通信，则如图16b所示，必须在特设网络内隧道传送分组。

如图6所示，发送/接收单元TRG包括用于建立网关GW和所述第二终端节点MN之间的第一隧道链路TUN1的第一隧道建立单元 IPTUN。发送/接收单元TRG通过所述第一隧道链路针对第二终端节点MN分别发送传输信息TI并且接收所述确认信息，例如图5c中的ACTAN，ACTAN′，ACTAN″。

第一隧道链路TUN1充当一种直接在网关GW和第二终端节点MN之间建立的″严格链路″，其发送/接收单元TRG分别包括上述第一隧道建立单元IPTUN，如图6所示。使用移动节点MN和网关之间的隧道连接的主要优点是，可以没有传输信息和确认信息传输的干扰，并且单独提供专用连接以执行流控制，例如特设网络内分组的记帐。应当注意，在原理上，隧道TUN1被用于流控制和记帐而不是用于阻塞控制。也可以注意到，也由于其它原因，例如在使用不同寻址方案的情况下，可能需要移动节点MN和网关GW之间的隧道TUN1。在这种情况下，隧道也可以被重用于记帐目的。

优选地，并且如图16b所示，第一隧道建立单元IPTUN通过把传输分组IPx封装到通过所述发送/接收单元TRG产生和发送的已修改传输分组IPxx中来建立所述第一隧道链路TUN1。即，根据本发明，IP分组(传输分组和确认分组)被封装在隧道TUN1上的IP分组中。

如图16b所示，传输信息TI可以是具有有效负载数据部分DPx和寻址部分APx的IP分组IPx。IP传输分组IPx在寻址部分APx中包括全局指示传输分组IPx的源和目的地的全局源和目的地址S:1.1和D:2.2。因而，相应节点CN发出具有全局目的地址2.2的IP传输分组。这个分组被路径到网关GW，在其中地址必须封装在包括新分组IPxx中，该新分组IPxx包括IP分组IPx(具有数据部分DPx和寻址部分APx)，然而具有用于特设网络AHN中IP分组IPx的路由和隧道传送的新寻址部分APxx。

在IP分组IPxx的寻址部分APxx中，进行地址封装。因而，第一隧道建立单元IPTUN适于分别把接收自所述第一终端节点CN并且具有所述第一终端节点CN的全局源地址S:1.1和第二终端节点MN的全局目的地址D:2.2的传输分组IPx封装到在其寻址部分具有所述网关GW的特设源地址S:A和所述第二终端节点MN的特设目的地址D:D的 已修改传输分组IPxx中。即，IP分组IPx被完全封装在具有用于在特设网络中路由的新头APxx的已修改IP分组IPxx中。因而，已修改传输分组IPxx被从本地特设地址A路由到本地目的地址D。

因而，当具有网关的目的地址D:2.2的第一分组IPx到达网关GW时，网关GW被认为是在特设网络AHN内传递传输信息的新的源。因此，较早的全局目的地址D:2.2被改变成特设网络中的新源地址S:A。第二终端节点MN的全局目的地址D:2.2被改变成本地特设网络地址D:D。因而，在特设网络AHN内，仅使用本地特设地址，把已修改传输分组IPxx从源GW(S:A)路由到目的地MN(D:D)。因而，网关GW将传输分组IPx封装到具有目的地址A的另一IP分组IPxx中，并且隧道传送它到移动节点MN。当然，在移动节点MN侧，分组IPxx被解除封装以便取出关于分组最初来自哪里的信息(源地址：1.1)，并且从数据部分I)Px取出有效负载数据。

由于″虚拟″或″逻辑″隧道TUN1建立在网关GW和第二终端节点MN之间，所以完全不受特设网络内分组的任何其它传输干扰地执行两个节点GW，MN间的传输分组和确认分组的交换。因而，隧道TUN1充当一种严格连接，仅特别专用于传输和确认分组的交换，其例如可用于如上所述的准确记帐。第一隧道的使用在相应节点和特设终端不具有相同格式的地址的情况下也是有利的。隧道建立的另一个优点是，来自相应节点的分组保持完整，即在网关中，其格式在它通过隧道发送到第二终端节点时没有改变。

图17示出本发明的另一个实施例，其中特定可靠隧道传送协议可以在第一隧道传送协议TUN1的顶端使用。一个可能性是在网关GW和移动节点MN之间建立除IP隧道TUN1之外的TCP隧道。TCP协议可以是不执行重发并且不使用阻塞控制算法的轻量版本。在图17中图解了这个方案，其中第二隧道TUN2封装在第一隧道TUN1中。

如图6所示，为了建立第二隧道TUN2，网关GW和移动节点MN分别包括用于建立在所述网关GW和第二终端节点MN之间的所述第一隧道链路TUN1内封装的第二隧道链路TUN2的第二隧道建立单元 TCPTUN。如图17中示意性示出的，发送/接收单元TRG通过使用在所述第一隧道链路TUN1内封装的所述第二隧道链路TUN2针对第二终端节点MN分别发送传输信息TI和接收确认信息，例如图5c中的ACTAN，ACTAN′，ACTAN″，其中第二隧道被第一隧道链路TUN1包围或封装。在这个环境中，″使用″第二隧道链路TUN2是指使用所述第二隧道链路TUN2的协议。

如图17所示，第二隧道建立单元TCPTUN通过把具有类似于图16b的数据部分DPx和寻址部分APx并且接收自第一终端节点CN的传输分组IPx封装到已修改传输分组IPx′来建立第二隧道链路TUN2，已修改传输分组IPx′包含具有数据部分DPx和寻址部分APx的分组IPx，和例如在图17中假定是具有TCP源和目的地址的TCP头的新头或寻址部分APx′。因而，所接收IP分组APx被嵌入例如TCP的第二隧道传送协议中。

包含具有数据部分DPx和寻址部分APx的IP分组IPx和新头APx′的已封装或已修改的TCP传输分组IPx′接着被第一隧道建立单元IPTUN封装到包含TCP分组IPx′和类似于图16b中已修改传输分组IPxx中的APxx的寻址部分APxx的已修改传输分组IPxx中。因而，类似于图16b，第一隧道建立单元将TCP分组IPx′(包含已封装的IP分组IPx)再次封装到已修改传输分组IPxx’中，只有通过第一隧道建立单元IPTUN封装的那些分组是已使用第二隧道传送协议封装的TCP分组IPx′。

如上所述，出于其它原因，例如如果使用不同寻址方案，第一隧道TUN1可能已被建立。在这种情况下，已建立的隧道也可以被用于传输信息和确认信息的交换，并且用于如上所述的记帐。

优选地，第一隧道建立单元IPTUN建立IP(网际协议)协议作为所述第一隧道链路TUN1。优选地，第二隧道建立单元TCPTUN建立TCP(传送控制协议)协议，或L2TP(层2隧道传送协议)协议的堆栈，PPP(点到点协议)协议和UDP(用户数据报协议)协议作为第二隧道TUN2。第二隧道通常可以通过使用通常不允许确认信息和传输信息 的交换的任何协议来建立，而第一隧道可以使用任何IP协议版本建立。

通过使用隧道(一个隧道或两个隧道)，可进行增强的分组流控制以保证节点适当地确认分组。

最后，图18示出本发明的另一个实施例，其中通过网关GW和移动节点MN之间的IP隧道形成第一隧道TUN1，并且通过UDP(用户数据报协议)协议的堆栈，L2TP(层2隧道传送协议)协议和PPP(点到点)协议形成第二隧道TUN2。PPP协议通过L2TP和UDP协议建立。

工业实用性

如上所述，根据本发明，由于使用确认分组确认每个传输分组，所以可以执行特设网络AHN中分组的更准确流控制。这最好可以不仅用于一般的更准确流控制，而且用于更准确的记帐。即，根据本发明，最好通过建立网关(或移动锚点或事实上运营商控制的网络IN中的任何其它节点)和被用于记帐的接收节点之间的IP隧道，并且执行对通过这个IP隧道发送的分组的增强流控制以保证节点适当地确认分组，实现用于特设网络中的准确记帐的分组传输监视。

尽管上面描述了使用网关GW的特定例子，但应当注意，运营商控制的网络IN中的任何其它节点可被用于执行本发明的流控制和记帐功能。然而，这个其它节点可以通过某种连接连接到网关以便发起接收的传输信息TI从网关GW到第二终端节点MN的传送。

上面也描述了3个分组的窗口大小的特定例子，然而，本发明不限于这个窗口大小。可以根据具体应用使用任何其它窗口大小。

此外，针对第一和第二隧道将特定协议被描述为例子。然而，可以根据具体应用使用任何其它适当协议。尤其是，第一隧道可以是如上所述可被建立并且出于其它原因已存在的隧道。

本发明可被用于包括第一网络和第二网络的任何种类的通信系统SYS，其中所述第二网络是如上所述自发或″特设″形成的特设网络。

应当注意，本发明包括未在上面具体列出的其它实施例和组合。例如，另一个实施例可以源于在说明书和权利要求书中分别描述的各个特征和步骤的组合。

例如，本发明的另一个实施例可以包括计算机程序产品，其包括用于分别执行根据一或多个上述实施例和例子的网关GW的相应单元的功能的代码部分。

本发明的另一个实施例可以包括计算机程序产品，其包括用于分别执行根据一或多个上述实施例和例子的第二终端节点MN的相应单元的功能的代码部分。

最后，本发明的另一个实施例可以包括计算机程序产品，其包括用于分别执行根据一或多个上述实施例和例子的网关GW和/或第二终端节点的相应单元的方法步骤的代码部分。

此外，应当注意，上面描述的内容只指定发明人现在已知的本发明的最佳模式，并且本发明也可以包括其它实施例。此外，附加的权利要求书覆盖了本发明的其它修改和变化。

权利要求书中的附图标记出于澄清目的并且不限制这些权利要求的范围。 

Claims (17)

1.一种用于在第一网络(IN)的第一终端节点(CN)和特设网络(AHN)的第二终端节点(RN1-RN4；MN)之间传递传输信息(TI，TI′，TI″)的网关(GW)，包括：

a)发送/接收单元(TRG)，其适于接收来自所述第一终端节点(CN)的传输信息(TI，TI′，TI″)，并且发送所述传输信息(TI，TI′，TI″)到所述第二终端节点(RN1-RN4；MN)；及

b)确认信息检测单元(ACKM)，其适于检测对来自所述第二终端节点(RN1-RN4；MN)、确认所述第二终端站点(RN1-RN4；MN)已经接收所述传输信息(TI，TI′，TI″)的确认信息的接收；其中

c)所述发送/接收单元(TRG)包括第一隧道建立单元(IPTUN)，用于在所述网关(GW)和所述第二终端节点(MN)之间建立第一隧道链路(TUN1)，其中所述发送/接收单元(TRG)通过所述第一隧道链路(TUN1)分别针对所述第二终端节点(MN)发送所述传输信息(TI，TI′，TI″)和接收所述确认信息(ACTAN，ACTAN′，ACTAN″)。

2.如权利要求1所述的网关，其特征在于

记帐单元(ACC′)，其适于在所述确认信息检测单元(ACKM)检测到针对所述传输信息(TI，TI′，TI″)到所述第二终端站点(RN1-RN4；MN)的传输的确认信息(ACTAN，ACTAN′，ACTAN″)的接收的情况下，确定针对所述传输信息(TI，TI′，TI″)到所述第二终端节点(RN1-RN4；MN)的传输的计费信息。

3.如权利要求1所述的网关，其特征在于

传输信息特征确定单元(TIM)，其适于确定所述传输信息(TI，TI′，TI″)到所述第二终端节点(RN1-RN4；MN)的传输的传输特征(TCH)。

4.如权利要求3所述的网关，其特征在于

所述传输信息特征确定单元(TIM)适于确定从组中选择的一或多个作为所述传输特征(TCH)，该组包括数据量(DAM)，传输速度(TRT)，传输路径(MR，AR)，其中沿着该传输路径所述传输信息(TI，TI′，TI″)已经发送到所述第二终端节点(RN1-RN4；MN)，及分组传输的延迟时间。

5.如权利要求1所述的网关，其特征在于

所述特设网络(AHN)是分组交换网络(AHN)，所述传输信息(TI，TI′，TI″)包括一或多个传输分组(IP1-IP5)，并且所述确认信息(ACTAN，ACTAN′，ACTAN″)包括一或多个确认分组(ACK1-ACK5)。

6.如权利要求5所述的网关，其特征在于

确认请求单元(SOL)，其适于向所述第二终端节点(MN)发送确认请求分组(SOL_ACK3)，其包含已发送但是所述确认信息检测单元(ACKM)仍未检测到其确认信息的传输分组(IP3)的预定序列号(SN)，所述确认请求分组(SOL_ACK3)向所述第二终端节点(MN)请求传输确认具有所述预定序列号(SN)的传输分组(IP3)的接收的确认分组(ACK3)。

7.如权利要求1所述的网关，其特征在于

路径检查单元(RC)，其适于检测是否存在到所述第二终端节点(MN)的传输路径(MR，AR)。

8.一种用于通过网关(GW)与连接到特设网络(AHN)的另一个网络(IN)的另一个终端节点(CN)交换传输信息(TI，TI′，TI″)的特设网络(AHN)的终端节点，包括：

a)发送/接收单元(TRN)，适于通过所述网关(GW)从所述另一个终端节点(CN)接收传输信息(TI，TI′，TI″)；及

b)确认信息发送单元(ACKSN)，适于向所述网关(GW)发送确认所述发送/接收单元(TRN)已经接收所述传输信息(TI，TI′，TI″)的确认信息(ACTAN，ACTAN′，ACTAN″)；其中

c)所述发送/接收单元(TRN)包括第一隧道建立单元(TUN1)，用于在所述特设网络的终端节点(MN)和所述网关(GW)之间建立第一隧道链路(TUN1)，其中所述发送/接收单元(TRN)通过所述第一隧道链路(TUN1)从所述网关(GW)接收所述传输信息(TI，TI′，TI″)。

9.如权利要求8所述的终端节点，其特征在于

所述特设网络(AHN)是分组交换网络(AHN)，所述传输信息(TI，TI′，TI″)包括一或多个传输分组(IP1-IP5)，并且所述确认信息(ACTAN，ACTAN′，ACTAN″)包括一或多个确认分组(ACK1-ACK5)。

10.如权利要求8所述的终端节点，其特征还在于

分组重发请求单元(ARQ)，适于向所述网关(GW)发送包含请求从所述网关(GW)重发的传输分组(IP2；IP2)的序列号(2；2)的重发请求分组(SEL_ACK3(2)；SEL_ACK4(2))。

11.一种用于在通信系统(SYS)的第一网络(IN)的第一终端节点(CN)和所述通信系统(SYS)的特设网络(AHN)的第二终端节点(RN1-RN4；MN)之间传递传输信息(TI，TI′，TI″)的方法，包括所述通信系统(SYS)的网关(GW)中的下列步骤：

a)在所述网关(GW)和所述第二终端节点(MN)之间建立特设网络中的第一隧道链路(TUN1)，并且通过所述第一隧道链路(TUN1)分别针对所述第二终端节点(MN)发送所述传输信息(TI，TI′，TI″)和接收确认信息(ACTAN，ACTAN′，ACTAN″)；

b)在所述通信系统(SYS)的网关(GW)中，接收(S5c1)来自所述第一终端节点(CN)的传输信息(TI，TI′，TI″)，并且通过所述第一隧道链路从所述网关(GW)发送(S5c2)所述传输信息(TI，TI′，TI″)到所述第二终端节点(RN1-RN4；MN)；及

c)在所述网关(GW)中，检测(S5c5)通过所述第一隧道链路从所述第二终端节点(RN1-RN4；MN)接收到确认所述第二终端站点(RN1-RN4；MN)已经接收所述传输信息(TI，TI′，TI″)的确认信息(ACTAN，ACTAN′，ACTAN″)。

12.一种用于在通信系统(SYS)的第一网络(IN)的第一终端节点(CN)和所述通信系统(SYS)的特设网络(AHN)的第二终端节点(RN1-RN4；MN)之间传递传输信息(TI，TI′，TI″)的方法，包括所述第二终端节点(MN)中的下列步骤：

a)在所述通信系统的网关(GW)和所述第二终端节点(MN)之间建立特设网络中的第一隧道链路(TUN1)，并且通过所述第一隧道链路(TUN1)，从所述网关(GW)发送所述传输信息(TI，TI′，TI″)到所述第二终端节点(MN)并且所述网关(GW)从所述第二终端节点(MN)接收确认信息(ACTAN，ACTAN′，ACTAN″)；

b)在所述第二终端节点(MN)中，通过所述第一隧道链路接收(S5c3)来自所述通信系统(SYS)的网关(GW)的传输信息(TI，TI′，TI″)；及

c)通过所述第一隧道链路从所述第二终端节点(MN)向所述网关(GW)发送(S5c4)确认所述第二终端节点(MN)已经接收所述传输信息(TI，TI′，TI″)的确认信息(ACTAN，ACTAN′，ACTAN″)。

13.如权利要求11或12所述的方法，其特征在于

在所述网关(GW)中，在检测到接收了针对所述传输信息(TI，TI′，TI″)到所述第二终端站点(RN1-RN4；MN)的传输的确认信息(ACTAN，ACTAN′，ACTAN″)的情况下，确定(S57)所述传输信息(TI，TI′，TI″)到所述第二终端节点(RN1-RN4；MN)的传输的计费信息(CH)。

14.如权利要求11或12所述的方法，其特征在于

确定(S54)所述传输信息(TI，TI′，TI″)到所述第二终端节点(RN1-RN4；MN)的传输的传输特征(TCH)。

15.如权利要求14所述的方法，其特征在于

确定(S54)从组中选择的一或多个作为所述传输特征(TCH)，该组包括数据量(DAM)，传输速度(TRT)，传输路径(RT；MR，AR)，其中沿着该传输路径所述传输信息(TI，TI′，TI″)已经发送到所述第二终端节点(RN1-RN4；MN)，及沿着到第二终端节点(MN)的传输路径的分组传输的延迟时间。

16.如权利要求11或12所述的方法，其特征在于

从所述网关(GW)向所述第二终端节点(MN)发送(S114)确认请求分组(SOL_ACK3)，其包含已发送但是所述网关(GW)仍未检测到其确认信息的传输分组(IP3)的预定序列号(SN)，所述确认请求分组(SOL_ACK)向所述第二终端节点(MN)请求传输确认具有所述预定序列号(SN)的传输分组(IP3)的接收的确认分组(ACK3)。

17.如权利要求11或12所述的方法，其特征在于

所述特设网络(AHN)是分组交换网络，所述传输信息(TI，TI′，TI″)包括一或多个传输分组(IP1-IP5)，并且所述确认信息(ACTAN，ACTAN′，ACTAN″)包括一或多个确认分组(ACK1-ACK5)。

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