JP2002534941A - 通信システムでリソースを分配するためのシステム - Google Patents
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Abstract
Description
施形態は、複数の加入者間の通信リソースを1つの通信システムに分散すること
を目的とする。
れた通信リソースを分配する問題点に対処するために、複数の解決策が提示され
てきた。費用を最小限に抑えつつ、すべての加入者の要件を満たすためにノード
で十分なリソースを提供することが、このようなシステムの目的である。したが
って、このようなシステムは、典型的には、多様な加入者の間での効率的なリソ
ースの分配を目的として設計されている。
多重アクセス(FDMA)方式を実現してきた。このようなシステムの通信ノー
ドは、典型的には、任意の時点で、ネットワーク内のそれぞれの加入者に情報を
送信するため、あるいはネットワーク内のそれぞれの加入者から情報を受信する
ために、限られた数の帯域幅を有している。この方式は、典型的には、合計帯域
幅を個々の加入者の異なる部分に分配することを有する。このような方式は、加
入者が通信ノードとの中断されない通信を必要とするシステムで効果的であるこ
とがあるが、合計帯域幅のさらにすぐれた活用は、このような一定の遮られてい
ない通信が必要とされないときに達成され得る。
式は、時分割多重アクセス(TDMA)方式を含む。これらのTDMA方式は、
単一通信ノードとの一定の遮られない通信を必要としない複数の加入者の間で単
一通信ノードの限られた帯域幅リソースを分散する上で特に効果的である。TD
MA方式は、典型的には単一通信ノードの帯域幅全体を指定された時間間隔で加
入者のそれぞれに確保する。符号分割多重アクセス(CDMA)方式を利用する
無線通信システムにおいては、このことは加入者装置のそれぞれにすべてのコー
ドチャネルを時間多重化ベースで指定された時間間隔で割り当てることによって
達成され得る。この通信ノードは、加入者との独占的な通信を可能とするために
、加入者と関連付けられた固有の搬送波周波数またはチャネルコードを実装する
。TDMA方式は、物理接触リレー交換またはパケット交換を使用して地上回線
システムで実装されてもよい。
を分配する。この結果、一定の加入者による一定の時間間隔の活用不足が生じる
ことがある。同様に、他の加入者は、分配された時間間隔を越え、これらの加入
者をサービス不足状態のままにする通信リソース要求を有することがある。した
がって、システム事業者は、加入者の誰もサービス不足状態にないことを確認す
るためにノードの帯域幅を増加する費用を招くか、あるいはサービスが不足して
いる加入者をサービスが不足した状態で続行できるようにするかのどちらかの選
択肢を有する。
加入者間での通信リソースを効率的におよび公平に通信網に分配するシステムお
よび方法を提供するニーズがある。
るためのシステムおよび方法を提供することである。
る複数の加入者の間でデータ伝送リソースを分配するためのシステムおよび方法
を提供することである。
ソースを最適に分配するためのシステムおよび方法を提供することは、本発明の
実施形態の別の目的である。
のシステムおよび方法を提供することは、本発明の実施形態の別の目的である。
に伝送リソースを分配することによって、可変速度データ伝送ネットワーク内の
複数の加入者に、データを送信する効率を高めるためのシステムおよび方法を提
供することは、本発明の実施形態のまた別の目的である。
関連付けられた複数のカスタマノードを含む通信システムでのリソーススケジュ
ーラを目的としている。共通ノードは、任意の特定のサービス間隔で、任意の残
りのカスタマノードを除いて、1つまたは複数の係合するカスタマノードによっ
て獲得される有限リソースを提供することができる。リソーススケジューラは、
カスタマノードのそれぞれに関連付けられる重みまたは点数を維持するための論
理と、残りのカスタマノードの1つまたは複数を選択し、選択されたカスタマノ
ードのそれぞれに関連付けられた重みと他のカスタマノードに関連付けられたそ
れぞれの重みの比較に基づき、それ以降のサービス間隔で有限リソースを獲得す
るための論理と、カスタマノードに関連付けられた重みを変更して有限リソース
を公平基準に従って最適に分配させるための論理とを含む。
る瞬間速度に基づきそれぞれのカスタマノードに関連受けられた重みを維持して
よい。そして、リソーススケジューラは、データを受信することのより高い速度
を有するカスタマノードへの伝送に賛成してよい。カスタマノードのそれぞれと
関連付けられた重みを維持し、個々のカスタマノードを選択して共通ノードを獲
得することによって、スケジューラは、公平基準に従ってカスタマノードにリソ
ースを最適に分配することができる。
施形態では、スケジューラは、高い方の速度でデータを受信することができるそ
れらのカスタマノードに賛成するように、個々のカスタマノードに重みを適用し
てよい。このような加重が、共通ノードの全体的なデータスループットを高める
傾向がある。別の実施形態では、重みは、スケジューラが公平基準にも準拠する
ように適用される。
ドチャネルを通して加入者にデータ伝送リソースを分配するための方法およびシ
ステムを目的としているが、根底にある原則は、一般的に通信システム内の要素
間のリソースの分配に対するなおさらに広い用途を有する。したがって、開示さ
れている実施形態は、例示的であり、クレームの範囲を制限しないことが意図さ
れる。例えば、ここに説明されている原則は、カスタマノードが、限られたリバ
ース伝送チャネルを通して共通ノードにデータを伝送する能力において競合する
通信網に適用可能である。
対して複数の加入者間のリソースを分配するためのシステムおよび方法を目的と
している。個々の別個の伝送間隔、つまり「サービス間隔」で、個々の加入者は
、すべてのその他の加入者を除外して、通信ノードの有限なリソースを獲得する
。個々の加入者は、個々の加入者に関連付けられた重みまたは点数に基づき有限
リソースを獲得するために選択される。個々の加入者に関連付けられた重みの変
化は、好ましくは、個々の加入者が有限リソースを消費できる瞬間速度に基づい
ている。
ようなシステムは、クァルコム社(Qualcomm,Inc.)に譲渡され、
参考のためにここに組み込まれている、1997年11月3日に出願された高速
パケットデータ伝送用の方法および装置(Method and Appara
tus for High Rate Packet Data Transm
ission)と題される米国特許出願番号08/963,386号に説明され
ている。可変速度通信システムは、複数のセル2aから2gを備える。それぞれ
のセル2は、対応する基地局4によってサービスが提供される。様々な遠隔局6
は、通信システムを通して分散される。例示的な実施形態においては、遠隔局6
のそれぞれは任意のデータ伝送間隔でフォワードリンク上で多くて1つの基地局
4と通信する。例えば、タイムスロットnでフォワードリンクで、基地局4aは
遠隔局6aに独占的にデータを送信し、基地局4bは遠隔局6bに独占的にデー
タを送信し、基地局4cは遠隔局6cに独占的にデータを送信する。図1に示さ
れているように、各基地局4は、好ましくは、任意の指定された瞬間に1つの遠
隔局6にデータを送信する。その他の実施形態では、基地局4は、基地局4と関
連付けられたすべての他の遠隔局6を除外して、ある特定のデータ伝送間隔で複
数の遠隔局6と通信してよい。さらに、データ転送速度は可変であり、受信側遠
隔局6によって測定される搬送波対干渉比(C/I)およびビット対雑音率あた
りの必須エネルギー(Eb/N0)に依存している。遠隔局6から基地局4への
リバースリンクは、簡単のために図1には図示されていない。ある実施形態では
、遠隔局6は、無線データサービス加入者によって動作される無線トランシーバ
付きの移動装置である。
2に示されている。基地局制御装置10は、パケットネットワークインタフェー
ス24、公衆加入電話網(PSTN)30、および通信システム内のすべての基
地局4(簡単のために、図2では1つの基地局だけが示されている)と接続する
。基地局制御装置10は、通信システム内の遠隔局6と、パケットネットワーク
インタフェース24およびPSTN30に接続されているその他のユーザ間の通
信を調整する。PSTN30は、(図2に図示されていない)標準電話網を通し
てユーザと接続する。
れているが、多くのセレクタ要素14を有する。各セレクタ要素14は、1つま
たは複数の基地局4と1つの遠隔局6間の通信を制御するために割り当てられて
いる。セレクタ要素14が遠隔局6に割り当てられていない場合、呼制御プロセ
ッサ16は、遠隔局6をページングするニーズを知らされる。そして、呼制御プ
ロセッサ16は、基地局4に遠隔局6をページングするように命令する。
タソース20は、パケットネットワークインタフェース24にデータを提供する
。パケットネットワークインタフェース24は、データを受信し、データをセレ
クタ要素14にルーティングする。セレクタ要素14はデータを遠隔局との通信
でそれぞれの基地局4に送信する。例示的な実施形態では、各基地局4は、遠隔
局6に送信されるデータを記憶するデータ待ち行列40を維持する。
される。例示的な実施形態では、フォワードリンク上で、「データパケット」は
、最大1024ビットである大量のデータ、および1つの「タイムスロット」(
例えば=1.667msec)内で宛先遠隔局6に送信されるべき大量のデータ
のことを指す。データパケットごとに、チャネル要素42が必要な制御フィール
ドを挿入する。例示的な実施形態では、チャネル要素42CRCは、データパケ
ットおよび制御フィールドをエンコードし、コードテールビットのセットを挿入
する。データパケット、制御フィールド、CRCパリティビットおよびコードテ
ールビットは、フォーマットされたパケットを備える。例示的な実施形態では、
チャネル要素42は、フォーマットされたパケットをエンコードし、エンコード
されたパケット内でシンボルをインタリーブする(または並べ替える)。例示的
な実施形態では、インタリーブされたパケットは、ウォルシュコードでカバーさ
れ、短いPNIコードおよびPNQコードで拡散される。拡散されたデータは、
信号を直交変調し、濾波し、増幅するRF装置44に提供される。フォワードリ
ンク信号は、フォワードリンク50でアンテナ46を通して無線で送信される。
ロントエンド62内の受信機にルーティングされる。受信機は、信号を濾波し、
増幅し、直交復調し、量子化する。デジタル化された信号は、復調器(DEMO
D)64に提供される。復調器(DEMOD)64では、信号は短いPNIコー
ドおよびPNQコードで逆拡散され、ウォルシュカバーで逆カバーされる。復調
されたデータは、基地局4で実行される信号処理機能の逆、特にデインタリーブ
、デコード、およびCRCチェック機能を実行するデコーダ66に提供される。
デコードされたデータは、データシンク68に提供される。
変速度伝送、メッセージ通信、音声、ビデオおよびその他の通信をサポートする
。データ待ち行列40から送信されるデータの速度は、遠隔局6での信号強度お
よび雑音環境の変化に対処するために変化する。遠隔局6のそれぞれは、各タイ
ムスロットで好ましくはデータ転送速度制御(DRC)信号を関連付けられた基
地局4へ送信する。DRC信号は、遠隔局6および遠隔局6がその関連付けられ
たデータ待ち行列からデータを受信する速度の同一性を含む情報を基地局4に提
供する。その結果、遠隔局6での回路は、信号強度を測定し、遠隔局6における
雑音環境を推定し、情報がDRC信号で送信されるべき速度を決定する。
テクチャに適用可能である。リバースリンクは、簡単のために、示されないし、
説明もされていない。しかしながら、本発明は、リバースリンクでの可変速度伝
送をカバーするために容易に拡張できる。例えば、遠隔局6からのDRC信号に
基づき基地局4でデータを受信する速度を決定する代わりに、基地局4は、遠隔
局6から受信される信号の強度を測定し、遠隔局6からデータを受信する速度を
決定するために雑音環境を推定する。そして、基地局4は、データが遠隔局6か
らリバースリンクで送信されなければならない速度を、それぞれの関連付けられ
た遠隔局6に送信する。そして、基地局4は、フォワードリンクに関してここに
説明されている方法と類似した方法でリバースリンクでの異なるデータ転送速度
に基づいてリバースリンクでの伝送をスケジューリングしてよい。
式を用いて、基地局4と関連付けられる残りの遠隔局を除き、遠隔局6のうちの
単一のまたは複数の選択された遠隔局6に送信する。任意の特定の時間に、基地
局4は受信側基地局4に割り当てられているコードを用いて遠隔局6の単一のま
たは複数の選択された遠隔局6に送信する。しかしながら本発明は、その他の基
地局4を除き、伝送リソースを最適に分配するために、基地局4を選択するため
のデータを提供するための異なる時分割多重アクセス(TDMA)方法を利用す
るその他のシステムにも適用可能である。
14に接続する。チャネルスケジューラ12は、フォワードリンクで可変速度伝
送をスケジューリングする。チャネルスケジューラ12は、遠隔局6に送信する
データの量および遠隔局6からのメッセージを示す待ち行列サイズを受信する。
チャネルスケジューラ12は好ましくは、公平な制約に準拠しながら、最大デー
タスループットというシステム目標を達成するためにデータ伝送をスケジューリ
ングする。
ワードリンクでゼロまたは1つの基地局4と通信できる。例示的な実施形態では
、チャネルスケジューラ12は、通信システム全体でフォワードリンクデータ伝
送を調整する。高速データ伝送用のスケジューリング方法および装置は、本発明
の譲受人に譲渡され、参考のためにここに組み込まれている、1997年2月1
1日に出願された「フォワードリンク速度スケジューリング用の方法および装置
(Method and Apparatus for Forward Li
nk Rate Scheduling)」と題される米国特許出願番号第08
/798,951号に詳細に説明されている。
ていない)によって実行される命令を記憶するためにプロセッサ、ランダムアク
セスメモリ(RAM)、およびプログラムメモリを含むコンピュータシステムに
実装される。プロセッサ、RAM、およびプログラムメモリは、チャネルスケジ
ューラ12の機能専用であってよい。その他の実施形態では、プロセッサ、RA
M、およびプログラムメモリは、基地局制御装置10で追加機能を実行するため
の共用コンピューティングリソースの一部であってよい。本実施形態では、個々
のチャネルスケジューラ12は、基地局4のそれぞれに分配される。その他の実
施形態では、単一チャネルスケジューラは、すべての基地局4の伝送をスケジュ
ーリングするために集中化されてよい。
ルスケジューラ12を制御するスケジューリングアルゴリズムの実施形態を示す
。上述したとおり、データ待ち行列40は各遠隔局6と関連付けられる。チャネ
ルスケジューラ12は、データ待ち行列40のそれぞれを、それ以降のサービス
間隔でデータを受信するために基地局4と関連付けられた特定の遠隔局6を選択
する工程110で評価される“重み”とデータ待ち行列40のそれぞれを関連付
ける。チャネルスケジューラ12は、別個のサービス間隔でデータ伝送を受信す
るために、個々の遠隔局6を選択する。工程102では、チャネルスケジューラ
が、基地局4と関連付けられた待ち行列ごとに重みを初期化する。
112を介して循環する。工程104でスケジュールチャネラ12は、過去のサ
ービス間隔で検出された基地局4と追加の遠隔局6との関連付けのため、追加さ
れるべき付加的な待ち行列があるかどうかを判断する。またチャネルスケジュー
ラ12は、工程104で新規待ち行列と関連付けられる重みを初期化する。上述
した通り、基地局4は、タイムスロットなどの定期的な間隔でそれと関連付けら
れている各遠隔局6からDRC信号を受信する。
て情報を消費する(または送信されたデータを受信する)ための瞬間速度を決定
するために、工程106でチャネルスケジューラ106が使用する情報を提供す
る。ある実施形態によれば、任意の遠隔局6から送信されるDRC信号は、遠隔
局6が、テーブル1に示されている11の有効データ転送速度の内の任意の1つ
でデータを受信することができることを示す。このような可変速度伝送システム
は、前記に参照された米国特許出願番号第08/965,705号に詳細に説明
される。
示されるように)データを受信するための遠隔局の関連付けられた瞬間速度に基
づいて、任意の特定の遠隔局にいずれかのデータが送信される間にサービス間隔
の長さを決定する。ある実施形態によれば、データRiを受信する瞬間速度は、
工程16においてある特定のデータ待ち行列と関連付けられるサービス間隔長L i を決定する。テーブル1は、遠隔局6でデータを受信するための11の可能な
速度のそれぞれのLi値を要約する。
を選択する。そして、送信されるべき関連づけられたデータ量は、データ待ち行
列40から検索され、データ待ち行列40に関連付けられた遠隔局6への伝送の
ためにチャネル要素42に提供される。後述するように、工程110でのチャネ
ルスケジューラ12は、待ち行列のそれぞれに関連付けられる重みを有する情報
を用いて続くサービス間隔で伝送されるデータを提供するための待ち行列を選択
する。
示す図を示す。図4は、時間間隔δ−1、δ0、およびδ1でのデータ伝送中の
3つの別個のサービス間隔を示す。図4のスケジューリングアルゴリズムの工程
104から112がサービス間隔202の間に実行されると、間隔δ0の間に実
行するスケジューリングアルゴリズムが、好ましくは間隔δ1でどの待ち行列が
送信されなければならないのかを決定する。また、後述するように、工程104
から112の実行は、遠隔局6から受信されるDRC信号内の情報に依存する。
この情報は、好ましくは、最も最近に受信されたDRC信号から抽出される。そ
の結果、工程104から110は、好ましくはサービス間隔の最後のタイムスロ
ット中に実行及び完了される。このことにより、それ以降のサービス間隔を分配
するための決定が最も最近のDRC信号(つまり、工程104から110の実行
の直前のタイムスロット内にあるそれらのDRC信号)に基づくことが保証され
る。
ケジューリングするため、チャネルスケジューラ12に十分な時間を提供する間
にあるタイムスロット内で完了する。このようにして、チャネルスケジューラ1
2ないで利用されているプロセッサおよびRAMは好ましくは、図4に示されて
いる時間制約内で工程104から112を実行することができる。すなわち、プ
ロセッサおよびRAMは、好ましくは、それ以降のサービス間隔で伝送をスケジ
ューリングするためにチャネルスケジューラ12のタイムスロットの終わりの前
の十分な時間内で、タイムスロットの始まりで開始して工程104から110を
完了する工程104から11を実行するのに十分である。
す。工程302は、データを有している待ち行列と関連付けられた瞬間速度のす
べての平均である速度閾値「C」を計算する。データを含んでいない待ち行列と
関連付けられた瞬間速度は、好ましくはこの計算のために排除される。工程30
4は、工程110で選択されたSelected_Queueと関連付けられた
瞬間速度を比較する。Selected_Queueに関連付けられた瞬間速度
が閾値Cを越えると、工程306は、好ましくは、ビット、バイトまたはメガバ
イトなどの単位でSelected_Queueからのその後のサービス間隔の
間に送信されるデータの量をあらわす番号である低い方の値だけこのSelec
ted_Queueと関連付けられた重みを増分する。Selected_Qu
eueと関連付けられた瞬間速度が工程302で計算された閾値を超えない場合
、工程308は、好ましくは、ビット、バイトまたはメガバイト量などのSel
ected_QUeueからのそれ以降のサービス間隔の間に送信されるべきデ
ータの量の倍数“G”である高い方の値だけSelected_Queueの重
みを増分する。
る遠隔局6へのサービス間隔の分配に賛成する公平基準に基づく。システム設計
者は、高い方の速度でデータを受信する遠隔局が、低速の方の受信側遠隔局6で
賛成されるべき程度に基づき、Gというサイズを選択する。Gの値が大きいほど
、基地局4のフォワードリンクはより効率的に活用される。しかしながら、この
効率は、加入者からフォワードリンクの伝送リソースの低い方の受信側遠隔局6
を剥奪する犠牲を払って実現する。したがって、システム設計者は、好ましくは
、1)フォワードリンクの全体的な効率を高める、および2)低い方の受信側遠
隔局6の剥奪を防止するという2つの競合する目的の均衡を取るようにGの値を
選択する。
速度を有する(つまり、閾値Cを超える)選択された待ち行列が関連付けられた
重みを少ない量だけ増分させる傾向があるが、低い方のデータ転送速度を有する
(つまり、閾値Cを越えない)選択された待ち行列は、かなり大きい量分、その
関連付けられた重みを増分させるだろうことを示す。図3の工程110で実行さ
れるアルゴリズムに関して後述するように、この実装は、低い方のデータ転送速
度でデータを受信するそれらの遠隔局で、相対的に速い速度でデータを受信する
遠隔局にサービスを提供することに賛成する傾向がある。
プット効率が向上する。しかしながら、データを受信する高い方の速度(つまり
、閾値Cを越える)を有する遠隔局に関連付けられ、しばしば選択された待ち行
列と関連付けられた重みが増分しつづけると、これらの重みは、最終的に、デー
タを受信する低い方の速度(つまり、閾値Cを越えない)を有する遠隔局と関連
付けられるあまり頻繁に選択されない待ち行列と関連付けられた待ち行列の重み
に近づく。そして、工程110での選択プロセスは、速い方の受信遠隔局の重み
が遅い方の遠隔局の重みを超え始めるにつれて、遅い方の受信遠隔局に賛成し始
める。これは、遅い方の受信側遠隔局を除き、速い方の受信側遠隔局が基地局の
フォワードリンク伝送リソースを支配するのを妨げることによって、工程110
での選択プロセスに公平な制約を課す。
らの待ち行列での伝送のための不公平な優先順位を与えられないことを保証する
ことである。工程102および104では、すべての新待ち行列は、ゼロという
重みで初期化される。選択されない場合、このような待ち行列は、待ち行列が選
択されないにもかかわらずゼロという重みを維持し続けるだろう。したがって、
図5の工程310は、すべての待ち行列の重みを、(工程309で決定される)
データを含む任意の待ち行列の最小重量分、ゼロより少なくない値まで減分する
。これは、テーブル2に示されている例に詳細に後述する。
3つの遠隔局を有する。例は、遠隔局1が最高のデータ転送速度を有し、遠隔局
2が次に高いデータ転送速度を有し、遠隔局3が最低のデータ転送速度を有する
と仮定する。簡単のために、これらのデータ転送速度がサービス間隔1から7で
変化しないと仮定される。また、遠隔局1および遠隔局2のデータ転送速度が、
それぞれ工程304で閾値Cを超え、遠隔局3に関連付けられるデータ転送速度
がこの閾値を超えないとも仮定される。さらに、工程306が、Selecte
d_Queueが遠隔局1または遠隔局2に関連付けられる場合には1だけSe
lected_Queueの重みを増分し、工程308が、Selected_
Queueが遠隔局3と関連付けられる場合には8だけSelected_Qu
eueの重みを増分することも仮定される。
に最低の重みを有する一方で遠隔局1がデータを受信する高い方の速度を有する
ため、それ以降のサービス間隔でデータを受信するために遠隔局1を選択する。
そして、データは、サービス間隔2の間で遠隔局1に送信され、遠隔局1に関連
付けられている重みはサービス間隔1の最後で1だけ増分される。そして、チャ
ネルスケジューラ12は、(遠隔局2が、最低の重みで、遠隔局3が有するより
速いデータを受信する速度を有するため)、サービス間隔3でデータを受信する
ために遠隔局2を選択する。テーブル2に示されているように、遠隔局2の重み
は、サービス間隔2の最後までに1だけ増分される。
ューラ12は、サービス感覚4でデータを受信するために遠隔局3を選択する。
間隔3の最後での状態は、遠隔局3の重みが遠隔局3の選択を反映するためにゼ
ロから3に増分されたことを反映している。そして、遠隔局1、2および3の重
みは、テーブル2に示した工程310(図5)に矛盾せずに1だけ減分される。
サービス間隔4では、遠隔局1に関連付けられている待ち行列が最低の重みおよ
びデータを受信するための最高の速度を有するので、チャネルスケジューラ12
はサービス間隔4でデータを受信するために遠隔局1を選択する。
タを受信するために遠隔局2を選択する。遠隔局2と関連付けられている重みは
まず工程306で増分され、テーブル2に示したサービス間隔5の最後での重み
に反映されるように、遠隔局のすべての重みが1だけ減分される。そして、最低
の重みを有する遠隔局1は、サービス間隔7でデータを受信するためにサービス
間隔6で再び選択される。
地局4の間での関連付けを変更することができる。例えば遠隔局6fは当初基地
局4fからデータ伝送を受信している。そして、遠隔局6fは、基地局4fのセ
ルの中から基地局4gのセルの中へ移動してよい。そして、遠隔局6は、基地局
4fの代わりに基地局4gに警報を出すためにそのDRC信号の伝送を開始でき
る。遠隔局6fからDRC信号を受信しないことにより、基地局4fでの論理は
、遠隔局6fが分離されてもはやデータ伝送を受信しないと演繹する。そして、
遠隔局6fに関連付けられたデータ待ち行列は、陸上回線またはRF通信リンク
を介して基地局4gに送信されてもよい。
局4を分離し、及び再係合した遠隔局6の待ち行列に重みを割り当てる。好まし
くは、単にゼロという重みを再係合する遠隔局6に割り当てる代わりに、基地局
4は、基地局4からデータ伝送を受信するため、不公平な優位点を再係合する遠
隔局に与えない重みを割り当てる。ある実施形態では、チャネルスケジューラ1
2は、ゼロと、チャネルスケジューラ12によって現在サービスを提供されてい
る任意の待ち行列の最高重みの間での均一な分配に従って、再係合する遠隔局6
の待ち行列に無作為に重みを割り当てる。別の実施形態では、基地局4は、地上
回線伝送を介して、遠隔局6に関連付けられている最後の基地局から係合し直す
遠隔局6の重みを受け取る。
過去の関連を有するために“部分信用”を与える。チャネルスケジューラ12は
、過去のサービス間隔が“n”にまたがるタイムスロットの数を決定し、基地局
4が遠隔局iからDRCを受信した過去のサービス期間中のタイムスロットの数
“mi”の履歴を維持する。そして、遠隔局に関連付けられた待ち行列の重みは
、以下のように工程310で減分される。
スロットの数 n=過去のサービス間隔がまたがるタイムスロットの数 である。
すフロー図を示す。工程402は、関連付けられている遠隔局6への伝送のため
のデータを有する第1データ待ち行列であるSelected_Queueの同
一性を初期化する。工程404から422では、チャネルスケジューラ12は、
この初期の待ち行列あるいはデータを有する異なるデータ待ち行列がその関連す
る遠隔局6への送信のために選択されるべきかを判定する。そして、Next_
Queueが工程406で検索され、工程408は、このNext_Queue
がデータを有するかどうかを判断する。Next_Queueがデータを有さな
い場合には、実行は工程406に戻り、それ以降のデータ待ち行列を選択する。
その他の場合、このNext_Queueがデータを有する場合には、Curr
ent_Queueの同一性にNext_Queueが割り当てられる。Cur
rent_Queueの重みがSelected_Queueの重みを超える場
合、工程412は、それ以降のNext_Queueを検索するために工程40
6に実行を戻す。その他の場合、工程414が、Current_Queueの
重みがSelecte_Queueの重み未満であるかどうかを判断する。Cu
rrent_Queueの重みがSelected_Queueの重み未満であ
る場合、工程414は、Current_Queueの同一性をSelecte
d_Queueに割り当てるために工程420の実行を移動する。
ると、Current_QueueおよびSelected_Queueの重み
が等しいことを命令する。工程424は、以下の条件が満たされる場合、Sel
ected_QueueとしてCurrent_Queueを割り当てる。 1)Current_Queueに関連付けられたデータを受信する瞬間速度
が、Selected_Queue(工程416)に関連付けられたデータを受
信する瞬間速度を超える。そして、 2)Current_Queueに割り当てられているサービス間隔が、Cu
rrent_Queue内に記憶されるデータのすべてを使い果たし、サービス
間隔内のデータのわずかな残りをCurrent_Queueに割り当てたまま
しておく場合、このようなわずかな残りは、Selected_Queueに割
り当てられるサービス間隔でのSelected_Queue内のデータのこの
ような部分的な残りを超えないだろう(工程418から422)。
戻る。
するための工程10で実行される論理の第2実施形態を示すフロー図を示す。こ
の実施形態では、各基地局4が、周期的に、(8個から16個のタイムスロット
などの)固定期間を有するすべての関連付けられた遠隔局6に制御信号を送信す
ると仮定されている。ある実施形態によれば、基地局4は個の制御信号を400
msec毎に一度送信する。この制御伝送の間、データ待ち行列40(図2)か
らのデータは、関連する遠隔局6には送信されない。図9および図10に示され
ている実施形態の目的は、次の制御信号伝送の開始前に、工程108で決定され
た長さを有するサービス間隔の間完全に送信できるそれらのデータ待ち行列だけ
を選択することである。
のための候補であるのかを判断するために、待ち行列のすべてをフィルタリング
する。工程499は、例えば、次にスケジューリングされているサービス間隔の
始まりまでに次の制御信号伝送の開始のスケジューリングされる時間を差し引く
ことによって、次の制御信号伝送までの時間“T”を決定する。工程501は、
工程108で決定された各待ち行列に関連付けられたサービス間隔の長さが、工
程106で決定される待ち行列に関連付けられた遠隔装置6のための瞬間伝送速
度に基づいて時間T内で送信することができるかどうかを判断する。ある実施形
態によれば、工程501は、サービス間隔の長さをTと比較する。そして、工程
502はNext_Queueがデータを含むかどうかを判断する。Next_
Queueは工程501と502で条件を満たす場合、Next_Quueの同
一性はSelected_Queueに割り当てられる。
工程108で決定された)関連付けられたサービス間隔を有するデータ待ち行列
を決定するために、残りのデータ待ち行列を検査する。工程507と508で述
べられた基準を満たすと、Current_QueueはNext_Queue
として割り当てられる。そして、工程512から526は、図6から図8の工程
412から426に関係して上述した方法と類似した方法で待ち行列の重みに従
って選択プロセスを実行する。しかしながら、図9から図12の実施形態では、
次の制御信号伝送の開始前に完了されてよい割り当てられたパケット長を有する
それらのデータ待ち行列だけが、関連付けられた待ち行列重みに基づいた選択の
ための候補となってよい。
10で実行される論理の第3実施形態を示すフロー図を示す。この実施形態では
、選択遠隔装置6の加入者が、データ伝送の最小平均速度を保証される。それぞ
れのこのようなプレミア遠隔装置のために、チャネルスケジューラ12は、その
プレミア待ち行列に伝送をスケジューリングするためにチャネルスケジューラ1
2に警告するタイマを残りの待ち行列と関連付けられた重みと関係なく維持する
。ある特定のタイマの時間間隔は、カスタマに保証されている平均データ転送速
度、工程108でそのデータ待ち行列に割り当てられているサービス間隔(テー
ブルの中央の欄を参照すること)、および工程106で決定されるデータを受信
するための瞬間データ転送速度に基づいて決定される。このようにしてプレミア
待ち行列タイマに関連付けられた時間間隔は、これらの値に関して動的である。
ある実施形態によれば、タイマ間隔は、タイマが以下のようにリセットされるた
びに決定される。
間隔で送信されるデータの量 rj=プレミア待ち行列jに関連付けられたプレミア加入者に保証される平均
データ転送速度 である。
獲得する第1イベントは、タイマ間隔の期限切れである。タイマのリセットを獲
得する第2イベントは、図6から図8に関して前述された方法でその関連付けら
れた重みに基づいた関連付けられたプレミアデータ待ち行列の選択である。
均速度に対する権利が与えられるプレミア待ち行列であるかどうかを判断し、そ
うである場合、そのプレミア待ち行列と関連付けられたタイマが期限切れになっ
たかどうかを判断する。タイマが時間切れになっていた場合、工程612は、N
ext_Queueの同一性をSelected_Queueに割り当て、工程
110の実行は完了する。そして選択された待ち行列の重みは、前述されたよう
に工程112で更新される。時間切れとなったタイマがあるプレミア待ち行列が
ない場合には、工程614は、図6から図8に関して前述された方法で待ち行列
の重みに基づき、工程616のそれ以降のサービス間隔で伝送のために待ち行列
の選択を開始する。工程616で選択された待ち行列が関連付けられたタイマの
あるプレミア待ち行列である場合は、工程618は工程620での選択された待
ち行列と関連付けられたタイマのリセットを開始する。
れたタイマは、工程620で関連付けられた重みに基づきその選択の後にリセッ
トされる。関連付けられたタイマは、データ待ち行列の選択の前にそれが期限切
れになるとリセットされる。このようにして、タイマは、チャネルスケジューラ
12に、加入者が、プレミアデータ待ち行列に関連付けられ、データを受信する
保証された平均速度を受け取ることを保証するために、重みに基づいてデータ待
ち行列を選択することを目的とする論理を無効にするように警告する。
きたが、当業者によって、本発明の真の範囲から逸脱することなく、多様なその
他の修正が加えられ、同等物が置換されてよいことが理解されるだろう。さらに
、ここに開示される中心の発明の概念から逸脱することなく、本発明の教示にあ
る特定の状況を適応させるために、多くの修正が加えられてよい。従って、本発
明は開示されている特定の実施形態に限られておらず、本発明が添付クレームの
範囲内に該当するすべての実施形態を含むことが意図される。
。
アルゴリズムの実行を示すフロー図。
ングを示す図。
めのプロセスの実施形態を示すフロー図。
するためのプロセスの第1実施形態を示すフロー図。
するためのプロセスの第1実施形態を示すフロー図。
するためのプロセスの第1実施形態を示すフロー図。
するためのプロセスの第2実施形態を示すフロー図。
するためのプロセスの第2実施形態を示すフロー図。
するためのプロセスの第2実施形態を示すフロー図。
するためのプロセスの第2実施形態を示すフロー図。
するためのプロセスの第3実施形態を示すフロー図。
するためのプロセスの第3実施形態を示すフロー図。
Claims (20)
- 【請求項1】 通信システム内のリソーススケジューラであって、この通信
システムは共通ノードと、共通ノードに関連付けられたカスタマノードを含み、
前記共通ノードが残りのカスタマノードを除いて1つまたは複数の係合するノー
ドによって獲得される有限リソースを任意の特定のサービス間隔で有し、カスタ
マノードのそれぞれが、有限リソースを消費する瞬間速度を有し、このリソース
スケジューラは、 前記カスタマノードのそれぞれに関連付けられる重みを維持するための論理と
、 前記残りのカスタマノードの1つまたは複数を選択し、この選択された残りの
カスタマノードに関連付けられた重みと、他の残りのカスタマノードと関連付け
られたそれぞれの重みの比較に基づき、それ以降のサービス間隔で前記有限リソ
ースを獲得する論理であって、前記それ以降のサービス間隔が、前記有限リソー
スが1つまたは複数の係合するカスタマノードによって獲得される現在のサービ
ス間隔に続く論理と、 前記選択されたカスタマノードが前記有限リソースを消費する瞬間速度に基づ
いて、前記選択されたカスタマノードの重みを変更するための論理と を備えるリソーススケジューラ。 - 【請求項2】 前記リソーススケジューラはさらに、前記1つまたは複数の
カスタマノードに、前記共通ノードに係合させ、前記現在のサービス間隔の終了
に続いて前記有限リソースを獲得させるための回路を含む請求項1に記載のリソ
ーススケジューラ。 - 【請求項3】 前記選択されたカスタマノードの重みを変更する論理は、前
記選択されたカスタマノードが前記有限リソースを消費する前記瞬間速度に関連
付けられた値だけ前記選択されたカスタマノードと関連付けられた重みを増分し
、前記残りのカスタマノードの内の1つまたは複数を選択するための論理は、そ
こに関連付けられる最低の重みの1つを有する1つまたは複数の前記残りのカス
タマノードを選択する、請求項1に記載のリソーススケジューラ。 - 【請求項4】 前記カスタマノードが前記有限リソースを消費する前記瞬間
速度は動的であり、前記選択されたカスタマノードの重みを変更するための論理
が、ある特定の時点で決定された前記有限リソースを前記選択されたカスタマノ
ードが消費する前記瞬間速度に基づいて、前記選択されたカスタマノードの重み
を変更する、請求項1に記載のリソーススケジューラ。 - 【請求項5】 前記有限リソースは、カスタマノードのうちの選択されたノ
ードの一つに情報を送信するための瞬間容量を有し、前記有限リソースを消費す
る前記瞬間速度は、前記カスタマサービスノードがサービス間隔の間に中心ノー
ドから送信される情報を受信することができる速度であり、前記共通ノードは、
前記カスタマノードに送信される大量の情報を表すデータを有する前記カスタマ
ノードのそれぞれに関連するデータ構造を記憶するためのメモリを維持する、請
求項1に記載のリソーススケジューラ。 - 【請求項6】 前記それ以降のサービス間隔中に、前記選択されたカスタマ
ノードが情報を受信できる速度に基づき、前記共通ノードが、前記選択されたカ
スタマへ送信される大量の情報を送信する、請求項5に記載のリソーススケジュ
ーラ。 - 【請求項7】 前記それ以降のサービス間隔は、前記選択されたカスタマノ
ードが情報を受信できる瞬間速度に基づいて、前記選択されたカスタマノードに
データを送信するための関連付けられたそれ以降のサービス間隔期間を有し、前
記共ノードは、固定された間隔で始まる前記カスタマノードの少なくとも1つに
対して制御チャネル期間の間に制御情報を送信するために有限リソースを活用し
、前記1つまたは複数のカスタマノードを選択するための論理は、それらカスタ
マノードから前記1つまたは複数のカスタマノードを選択し、これにより次の制
御チャネル期間の始まりの前にそれ以降のサービス間隔を終了させる、請求項6
に記載のリソーススケジューラ。 - 【請求項8】 前記カスタマノードのそれぞれに関連付けられる重みを維持
するための論理は、カスタマノードの少なくとも1つに送信される情報の量が特
定の期間の間に情報の閾値量を下回るときに、 前記選択するための論理が、送信される情報量に関連づけられた前記残りのカ
スタマノードから選択し、前記閾値量を超えるように、前記カスタマノードの少
なくとも1つに関連付けられる重みを修正する、請求項5に記載のリソーススケ
ジューラ。 - 【請求項9】 前記通信システムは複数の共通ノードを含み、前記カスタマ
ノードのそれぞれが任意の特定の時点で前記共通ノードの1つに正確に関連付け
られ、前記カスタマノードの少なくとも1つは第1共通ノードと第2共通ノード
の間のその関連づけを変更でき、前記リソーススケジューラは少なくとも第1共
通ノードと関連付けられた前記カスタマノードのそれぞれに関連する重みを独立
して維持し、前記リソーススケジューラはさらに、前記少なくとも1つのカスタ
マノードが特定の履歴上の過去に第1共通ノードと関連付けられる時間期間に基
づいて、前記少なくとも1つのカスタマノードと関連付けられる重みを修正する
ための論理を含む、請求項1に記載のリソーススケジューラ。 - 【請求項10】 前記リソーススケジューラはさらに、 無効時間間隔の期間を決定するための論理であって、前記無効時間間隔は始点
と終点とを有し、前記少なくとも1つのカスタマノードと関連付けられる前記有
限リソースを消費する最小平均速度および前記少なくとも1つのカスタマノード
に関連付けられる前記有限リソースを消費する瞬間速度に基づき前記少なくとも
1つのカスタマノードに関連付けられる論理と、 前記少なくとも1つのカスタマノードが前記有限リソースを獲得するたびに、
および前記無効時間間隔が終了するたびに、前記無効時間間隔を初期化するため
の論理と を有し、前記選択するための論理は、各無効時間間隔が終了すると、前記カス
タマノードと関連付けられる重みに関係なく、前記それ以降のサービス間隔で前
記有限リソースを獲得するために前記少なくとも1つのカスタマノードをスケジ
ューリングする、請求項1に記載のリソーススケジューラ。 - 【請求項11】 通信システム内で有限リソースを分配する方法であって、
前記通信システムは、1つの共通ノードおよび該共通ノードと関連付けられる複
数のカスタマノードを有し、前記共通ノードは、残りのカスタマノードを除いて
1つまたは複数の係合するカスタマノードによって獲得される有限リソースを任
意の特定のサービス間隔で有し、前記カスタマノードのそれぞれが前記有限リソ
ースを消費する瞬間速度を有し、この方法は、 前記カスタマノードのそれぞれに関連付けられる重みを維持し、 前記選択された残りのカスタマノードに関連付けられる重みと、その他の前記
残りのカスタマノードに関連付けられるそれぞれの重みとの比較に基づき、それ
以降のサービス間隔で前記有限リソースを獲得するために残りのカスタマノード
の1つまたは複数を選択し、それ以降のサービス間隔は、1つまたは複数の係合
するカスタマノードによって有限リソースが獲得される現在のサービス間隔の後
に続き、 前記選択されたカスタマノードが前記有限リソースを消費する瞬間速度に基づ
いて前記選択されたカスタマノードの重みを変更する方法。 - 【請求項12】 前記方法はさらに、前記選択された1つまたは複数のカス
タマノードに前記共通ノードを係合させ、現在のサービス間隔の終了に続いて前
記有限リソースを獲得させることを含む、請求項11に記載の方法。 - 【請求項13】 前記選択されたカスタマノードの重みを変更する工程はさ
らに、前記選択されたカスタマノードが前記有限リソースを消費する瞬間速度に
関連付けられた値だけ前記選択されたカスタマノードと関連付けられた重みを増
分することを有し、前記残りのカスタマノードの1つまたは複数を選択する工程
は、それと関連付けられた最低の重みの1つを有する1つまたは複数の前記残り
のカスタマノードを選択することを含む、請求項11に記載の方法。 - 【請求項14】 カスタマノードが有限リソースを消費する瞬間速度が動的
であり、前記選択されたカスタマノードの重みを変更するための工程が、前記選
択されたカスタマノードがある特定の時点で決定された前記有限リソースを消費
する瞬間速度に基づいて、前記選択されたカスタマノードの重みを変更すること
を有する、請求項11に記載の方法。 - 【請求項15】 前記有限リソースは、前記カスタマノードのうちの前記選
択されたノードの一つに情報を送信する瞬間容量を有し、前記有限リソースを消
費する瞬間速度は前記カスタマサービスノードがサービス間隔の間に中心ノード
から送信される情報を受信することができる速度であり、前記方法はさらに、各
カスタマノードと関連付けられた前記共通ノードでメモリ内にデータ構造を維持
することを含み、前記データ構造は前記カスタマノードに送信される大量の情報
を表すデータを有する、請求項11に記載の方法。 - 【請求項16】 前記方法はさらに、それ以降のサービス間隔の間に、前記
共通ノードから前記選択されたカスタマノードに、大量のデータを伝送すること
をスケジューリングすることを含む、請求項15に記載の方法。 - 【請求項17】 前記それ以降のサービス間隔は、前記選択されたカスタマ
ノードが情報を受信することができる瞬間速度に基づいて、前記選択されたカス
タマノードにデータを送信するための関連付けられたそれ以降のサービス間隔期
間を有し、前記共通ノードは固定された間隔で開始する前記カスタマノードの少
なくとも1つに制御チャネル期間の制御情報を送信するために前記有限リソース
を活用し、前記1つまたは複数のカスタマノードを選択するための工程はさらに
、それらのカスタマノードから1つまたは複数の前記カスタマノードを選択し、
続く制御チャネル期間の始まりの前に終了するそれ以降のサービス間隔を生じさ
せることを含む、請求項16に記載の方法。 - 【請求項18】 前記カスタマノードのそれぞれに関連付けられる重みを維
持するための工程はさらに、前記カスタマノードの少なくとも1つに送信される
大量の情報が特定の期間の間情報の閾値量を下回るときに、前記選択するための
論理が送信される大量の情報に関連付けられる前記残りのカスタマノードから選
択して閾値量を超えるように、前記カスタマノードの少なくとも1つと関連付け
られる重みを修正することを含む、請求項15に記載の方法。 - 【請求項19】 前記通信システムは複数の共通ノードを含み、前記カスタ
マノードのそれぞれが任意の特定の時点で前記共通ノードの1つに正確に関連付
けられ、前記カスタマノードの少なくとも1つは第1共通ノードと第2共通ノー
ドの間のその関連づけを変更でき、前記重みを維持するための工程はさらに、少
なくとも第1共通ノードと関連付けられた前記カスタマノードのそれぞれに関連
する重みを独立して維持することを有し、前記方法はさらに、前記少なくとも1
つのカスタマノードが特定の履歴上の過去に第1共通ノードと関連付けられる時
間期間に基づいて、前記少なくとも1つのカスタマノードと関連付けられる重み
を修正することを有する、請求項11に記載の方法。 - 【請求項20】 前記方法はさらに、 無効時間間隔の期間を決定し、前記無効時間期間は始点及び終点を有し、少な
くとも1つのカスタマノードに関連付けられた前記有限リソースを消費する最小
平均速度及び前記少なくとも1つのカスタマノードと関連付けられた前記有限リ
ソースを消費する瞬間速度に基づき前記少なくとも1つのカスタマノードと関連
付けられ、 前記少なくとも1つのカスタマノードが前記有限リソースを獲得するたびに、
および前記無効時間間隔が終了するたびに、前記無効時間間隔を初期化し、 前記選択するための工程はさらに、各無効時間間隔が終了すると、前記カスタ
マノードと関連付けられた重みに関係なく、前記それ以降のサービス間隔で前記
有限リソースを獲得するために前記少なくとも1つのカスタマノードをスケジュ
ーリングする、請求項11に記載の方法。
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