JP2003531524A - ウェブ・ページのダウンローディング - Google Patents
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Abstract
Description
を用いるセッション又はアプリケーション・プロトコルを用いて、時分割多元接
続(TDMA)無線パケット・データ・システム又は有線モデム・アクセス・プ
ロトコル上でのウェブ・サイトのダウンローディングに関する。詳細には、本発
明は、そのようなダウンロードに関係する時間オーバヘッドを低減し、そしてそ
のようなシステムにおけるランダム・アクセス競合数を低減する方法に関する。
制御プロトコル/インターネット・プロトコル(TCP/IP)コネクションは
、図1に示されるように、クライアントとウェブ・サーバとの間に確立される。
そのコネクションは、スリーウェイ・ハンドシェーク(three−way h
andshake)として知られているものを利用して確立される。最初に、ク
ライアントは、SYN(同期信号文字)信号をサーバに送り、次いでサーバは、
SYN信号をクライアントに送り返す。次いで、クライアントは、肯定応答信号
をサーバに送り、それによりサーバのSYN信号の受け取りを確認し、そしてコ
ネクションが完了する。
イアントは、ハイパー・テキスト・マークアップ言語(HTML)要求をサーバ
に送る。そのような要求は、単一のTCPメッセージとして送られ得て、又は2
つのそのようなメッセージに分割され得る。コネクションは、スロー・スタート
機構と呼ばれるものにより特徴付けられる。クライアントは、単一のHTML要
求を送り、応答(典型的には要求されたデータを含む)をサーバから待ち、肯定
応答をサーバに送る。肯定応答の送信後に、複数のデータ信号が、サーバから受
信され、そのような受け取りがクライアントにより促進される。一旦全てのデー
タが受信されると、サーバは終了信号を送る。終了肯定応答信号がクライアント
からサーバに送られ、次いで終了信号も送られる。
確立及び解体(tear down)シークエンスを含む。これは、ダウンロー
ドされるべきウェブ・ページが2以上のインライン・イメージを備える場合、別
個のTCPセッションが、各イメージのサーバからクライアントへの転送のため
に要求されるからである。図1はこの問題を示し、その問題により一旦終了信号
102がクライアントにより送信されてしまうと、クライアントは、ダウンロー
ドされたページをパース(検査)して、もっとデータが要求されているか否かを
確認する。図1の事例では、イメージはダウンローディングを要求し、そこで、
前述のコネクション確立及び解体シークエンスが再び実行される。この場合、送
られるべき1無線リンク制御(RLC)パケットより小さい単一のデータ・エレ
メントのみが存在し、従ってサーバは、終了信号が続く単一のデータ信号を送る
。この場合、スロー・スタート機構は関係しない。
一定数のTCPコネクションが、クライアントとサーバとの間に行われなければ
ならないことは明らかである。これは、ウェブ・ページの全体的なダウンロード
に対する時間オーバヘッドの面で望ましくない。
コル上のセッション内で連続的TCPコネクションを用いるセッション又はアプ
リケーション・プロトコルを用いて、ワールドワイド・ウェブ(WWW)にアク
セスするのに問題が存在する。これは、グローバル・パケット無線システム(G
PRS)上でのハイパー・テキスト転送プロトコル(HTTP)の使用を参照し
て以降に説明される。ブラウザがHTTP要求を送るとき、その要求はSYN信
号として送信される。しかしながら、SYN信号がGPRS上に送られるたびに
、ネットワークに、そしてそれにより遠隔のWWWサーバに接続して、要求した
ウェブ・ページのダウンロードを促進にするため利用される移動局(MS)によ
りなされるランダム・アクセスの試みがある。
ータを有するというメッセージをネットワークに送受信機基地局(BS)を介し
て送る。MSは、ネットワークがデータを送り得るという信号をネットワークか
ら受信するとき、MSは、そのデータを送るべき将来の時間のある一定数のパケ
ットを割り当てられる。しかしながら、ネットワークに対して同時に2つの要求
が行われた場合、アクセスの試みの衝突が起こり得る。この場合、SYN信号は
、ネットワークにより送信されないであろうし、そしてMSは、後の時間に更な
るランダム・アクセスの試みをしなければならない。これは、ランダム・アクセ
ス競合解決として知られている。
対して無線リンク制御(RLC)リンクを確立する必要性があることである。無
線リンク制御は、MSとネットワークとの間での情報のブロックの転送を制御す
るプロトコルである。それは、順序付けられた配信及び誤り訂正を実行する。別
個の無線リンクを確立する必要性が、ウェブ・ページ及びその中に含まれるイメ
ージをダウンロードする際にユーザが経験する遅延を実質的に増大する。現在の
形式のRLCプロトコルがカウントダウン手順を用いてリンクを閉めることを要
求するならば、遅延は更に強められる。そのような手順は、送るべきブロックの
残りの数をプリセット数からゼロにカウントダウンすることから成る。リンクの
シャットダウンはゼロと同時に生じる。
最も良く分かり、その図2は、SYNメッセージのクライアントからサーバへの
及びサーバからクライアントへの送信に関係するメッセージ交換を図示するはし
ご型の図を示す。次の一般的仮定は、そのはしご型の図の構成においてなされた
。これらの仮定は純粋に例示的であることが強調されるべきである。
延のような、一時的ブロック・フロー(temporary block fl
ow)(TBF)の確立及び広域ネットワーク(WAN)及びデータ転送時間の
せいである。 2. アップリンクTBFの生成のための時間オーバヘッドは、ダウンリンク
TBFがアクティブである間におけるアップリンクTBFの生成のための時間オ
ーバヘッドより大きい。 3. ダウンリンクTBFの確立は、アップリンクTBFの確立のための時間
オーバヘッドより小さい時間オーバヘッドを持つ。 4. データ転送は、10%の関連したブロック誤り率(BLR)を持つ。 5. データ転送に対するRLCラウンドトリップ遅延は10個のRLCブロ
ックである。 6. データは、最低のコード・レート(code rate)(最高スルー
プット)で転送される。
てみればより明瞭になるであろう。 図2において見られ得るように、GPRS上のウェブ・ブラウザと遠隔のサー
バとの間のコネクションは、通信リンクを生成するのを可能にするため、互いに
相互作用している様々な制御の層(レイヤ)に関係する。ブラウザは、伝送制御
プロトコル(TCP)層を介して通信し、その伝送制御プロトコル(TCP)層
は論理リンク制御(LLC)層と通信し、その論理リンク制御(LLC)層は移
動局無線リンク制御(RLC−MS)層と通信する。これから、メッセージは、
MSからBSへそれらの間に形成された無線リンクをこえて同報通信される。基
地局無線リンク制御(RLC−BS)レベルで受信されたメッセージは、論理リ
ンク制御/伝送制御プロトコル(LLC/TCP)層へ通信され、そしてその層
の上で遠隔サーバのTCP層へ通信される。勿論、これは反対方向にも動作する
。
2はTCP層によりSYN信号4として送られる。この信号は、セット同期均衡
モード(SABM)信号6としてLLC層によりRLC−MS層へ送られる。こ
の段階で、アップリンクTBF10、即ちRLCブロックに関して情報の転送の
ためのMSとBSとの間のコネクションが確立される。
層へコネクション指示(Conn−ind)信号12として渡される。肯定応答
信号14が、この層からLLC層へ送り返され、LLC層は次いで、TCP情報
及びSYN信号を備える情報フレーム16をLLC/TCP層に送り返す。次の
段階は、SYN信号18をLLC/TCP層からTCP遠隔サーバへの送信を伴
う。従って、これは、SYN信号20を送り返し、そのSYN信号20は、SA
BM信号22としてRLC−BSへ送信される。
コネクションが確立される。このステップは全体的に参照番号24として示され
ている。ダウンリンクの確立後に、コネクション指示(Conn−ind)信号
26は、LLC層へ送られる。これは、MSとBSとの間のエア・インターフェ
ースを介してLLC/TCP層へ渡る肯定応答信号28により確認する。それら
から、情報フレームは、無線リンクを介してそしてブラウザTCP層へ送られる
。
を用いてポーリングした後に閉じられると仮定する。BSは、RRBPセットを
有するメッセージを送り得て、それによりMSは、ある一定数のRLCブロック
内においてRLCレベルで肯定応答信号を用いて応答しなければならない。RR
BPは、ダウンリンクがそのような肯定応答に対して開いたままであることを要
求しない場合、ダウンリンクが閉じられるであろう。
特定の時間(τ)を要したことが明らかに分かる。そのようなコネクションが、
いずれの1つのウェブ・ページのダウンロード操作においてある一定回数行われ
なければならない。従って、GPRS上でHTTPを用いてウェブ・ページをダ
ウンローディングするための要件が非常に高い場合がある点で問題が存在する。
上記で述べた問題は、時間期間に関して例証されるときもっと重大となる。イメ
ージを含まない単一のウェブ・ページのダウンロードに対して、3つのコネクシ
ョン及び解体シークエンスを実行しなければならない。そのデータを確立するた
めのシークエンスが要求され、サーバに何のデータかを知らせるためそしてその
データを受信するためのシークエンスが要求され、そして肯定応答するため最後
のシークエンスが要求される。これは、明らかに、ダウンロードされるべき全て
のイメージに対する更なるコネクション及び解体シークエンスの持続時間により
増大するであろう。従って、解決を必要とする問題は、TDMA無線パケット・
データ・システム又は有線モデム・アクセス・プロトコル上のセッション内で連
続的TCPコネクションを用いるセッション又はアプリケーション・プロトコル
を用いて、ウェブ・ページをダウンローディングするための時間要件を低減し、
こうして効率及びユーザの満足を増大する仕方である。
A)無線パケット・データ・システム又は有線モデム・アクセス・プロトコル上
のセッション内で連続的伝送制御プロトコル(TCP)コネクションを用いるセ
ッション又はアプリケーション・プロトコルを増強する方法において、一時的ブ
ロック・フロー(TBF)が連鎖化される方法を提供する。本発明はまた、時分
割多元接続(TDMA)無線パケット・データ・システム又は有線モデム・アク
セス・プロトコルにおいて、ウェブ・ページのダウンロード時間の低減のための
方法及びランダム・アクセス競合の低減のための方法、及び全てTBF連鎖化を
利用する時分割多元接続(TDMA)無線パケット・データ・システム又は有線
モデム・アクセス・プロトコルを提供する。
・ポイントをネットワークから要求するため利用される方法が提供される。 本発明の別の局面において、存在するアップリンクが、その閉鎖の前にランデ
ブー・ポイントをネットワークから要求するため利用される方法が提供される。
ィブに維持する方法が提供される。 本発明の異なる局面は、別々に、又は任意の組み合わせで利用され得る。それ
らはまた、ウェブ・ページ全体をダウンロードするため要求されるTCPセッシ
ョン数を決定するステップと、それにより残っている数の要求されたTBFに関
連する情報をネットワークに送信するステップとを利用し得る。
アクティブのままである場合、MSとネットワークとの間で各通信のためのスタ
ンドアローンのTBF確立が要求されないであろうということに基づいて動作す
る。これは、TBF連鎖化と呼ばれる。
とのRLC−MSとRLC−BSとの間で確立されてしまう(302、304、
306)と、HTML要求が送られ得て(308)、それは、データ及び終了信
号310、312がサーバからクライアントへ戻すよう渡されることをもたらす
。この段階で、アップリンクTBFはアクティブのままである。従って、その後
送信318が、RLC/MACチャネル資源割当て手続き後に起こることが可能
である。アップリンクTBFコネクションに関連の時間オーバヘッドを有するそ
のアップリンクTBFコネクションを生成する必要がない。この結果は、図4か
ら図9を参照して以下に説明される多くの異なる方法で達成される。
ous point)をアップリンクTBFから要求するとき、MSとBSとの
間に渡されるメッセージを示す。図4は、MSとBSとの間で渡されるメッセー
ジを示すはしご型の図の抜粋を表す。BSからMSへ渡される第1の信号402
、即ちLLCレベル信号は、BSからMSへの確立されたダウンリンクを通して
送られる最後の通信を表す。この信号の受け取り後で且つダウンリンクの閉鎖の
前に、MSは、ランデブーの要求、即ちRLCレベル信号を送る。換言すると、
MSは、そのMSが何かをTCP/HTTP条件に基づいて送信するのを希望す
ることを示すメッセージを、ダウンリンクの閉鎖の前にそのダウンリンクを介し
て送り返す。実際上、RRBPがポーリングされるとき(図2を参照)、MSは
メッセージを、資源を要求しているBSへ送る。MSは、最小数のRLCブロッ
クの満了前にそのMSがデータを送信する準備ができていないであろうその最小
数のRLCブロックの詳細を与える。これに応答して、BSは、この目的のため
競合から自由である資源を割り当てる。この資源は、MSの使用のためにのみ割
り当てられた時間のブロックから成る。そのブロックは、要求後にある一定数の
RLCブロックを割り当てられ、それはランデブー・ポイントと名付けられる。
べきいずれかのもっと多くのデータを有するかどうかを知らせるのを可能にする
。従って、MSは、このブロックを用いて、サーバからクライアントへ転送され
るべきデータのための必要な資源を要求するか、又はMSが送信すべきものを更
に何も持っていないことを指示するか、又は更なるランデブー・ポイントを要求
するかのいずれかを行い得る。
時間(スタンドアローン)から、ダウンリンクTBFを介してアップリンクTB
Fを生成するに要する時間まで低減する。しかしながら、ランデブー・ポイント
に到達したときMSは送信すべき更なるものを何も持たず、従って割り当てられ
たRLCブロックを用いない場合、割り当てられたRLCブロックの帯域幅が空
費されることに注目すべきである。その上、生じているランダム・アクセス競合
数は、アップリンク要求のための資源が既に割り当てられてしまっているので、
低減される。
タを用いて計算される。MSは、各ウェブ又はインターネット・プロトコル(I
P)アドレス当たり(又は、循環記憶領域における限定数のアドレスに対して、
)1つのタイミング記録を保持する。MSはまた、現在サービス状態にあるネッ
トワークに対して無線リンク制御/メディア・アクセス制御(RLC/MAC)
レベル(前には唯RLCと呼ばれた。)でタイミング記録を保持する。各IPア
ドレスに対して、測定中に用いられるRLC/MACネットワーク・インターフ
ェースが格納される。そのような記録を保持するため、MSは、次の複数のタイ
ミングが要求された時に、関係した様々なプロトコルにより何が割り当てられる
かに従って、次の複数のタイミングを測定する。MSは、測定値を保持するため
の任意の方法を用い得る。そのような方法は、ある一定数の前の測定値を平均化
すること、又は単純に最後の測定値を用いることを含み得る。
アップリンクTBF確立時間であり、そして最初のランダム・アクセスの試みと
「パケット割当て」メッセージ(データをアップリンク上で送信するための資源
の割当てを指示するメッセージ)の受け取りとの間の時間である。 2. スタンドアローンのダウンリンク確立時間: これは、「パケット・ダ
ウンリンク割当て」メッセージの受け取りと最初の有効なRLCブロックの受け
取りとの間の時間である。 3. ダウンリンクTBFが依然アクティブである間のアップリンクTBF確
立時間 4. アップリンクTBFがアクティブのままである間のダウンリンクTBF
確立時間 5. TCPラウンドトリップ時間: これは、TCPメッセージがクライア
ント又はMSのTCP層から、サーバ(遠隔やその他)のTCP層へ及びMSへ
戻すように送信される時間である。
所望の時間を決定するとき、アップリンク及びダウンリンク・データ速度及びそ
れらのそれぞれのブロック誤り率を考慮する。
する。機能ボックス502において、MSは、もっと多くのデータを送るのを、
また残りのデータの大きさを必要とするか否かを決定する。これは、HTTP及
び/又はTCPの条件から決定される。これは、ダウンリンクTBFがアクティ
ブであるいずれの時間に生じる可能性がある。
メッセージの大きさを知るまで待つ。次いで、MSは、ダウンリンクデータ速度
及びブロック誤り率を考慮して、それが完全なダウンリンク・メッセージを受信
してしまう筈である時刻を計算する。その計算はまた、クライアント/サーバ・
インターフェース内で様々なレベルの制御で処理されることが必要であるメッセ
ージを考慮する。
、機能ボックス504で決定された時刻に等しいランデブー・ポイントでアップ
リンクの1個のRLCブロックの要求を送信する。TCPラウンドトリップ時間
は、ランデブー・ポイントを早すぎる時刻に対して要求されることから防止する
ためのベンチマークとして用いられる。要求されたポイントがTCPラウンドト
リップ時間より早い時間に当たる場合、ネットワークは、送るべきものが何もな
い前に資源を確立する準備ができることになろう。同様に、ランデブー・ポイン
トがRLCアップリンクTBF確立時間よりはるかに長い場合か、又はアップリ
ンクTBFがアクティブである場合、要求は送られない。ネットワークは、資源
の要求を許可、遅延又は拒否する権利を確保しておく。
り当てられたブロックとの間のその一定数のブロックの後で、MSが送信すべき
もっと多くのデータを有する場合、そのデータは、機能ボックス510に詳述さ
れるように、BSに送信される。しかしながら、MSが送信すべき更なるデータ
を有しない場合、MSは、ランデブー要求が割り当てられたか否かを決定する(
機能ボックス512)。これは、MSが連続的に同報通信される、ネットワーク
のシステム情報メッセージを聴くことにより行われる。ネットワークは、1ビッ
トをこれらのメッセージ内にセットして、ランデブー要求が受け入れられるか否
かを指示する。MSは、呼出しを行う前にこの情報を聴くであろう。
かを確立する(機能ボックス514)。この情報は、ランデブー要求が受け入れ
られた否かに関して詳述したのと同じ方法で入手可能である。
かしながら、これらの要求のいずれか、又は両方がネットワークにより受け入れ
られない場合、MSとネットワークとの間の通信は終わる(機能ボックス516
)。
次のアップリンクTBFのためランデブー・ポイントを要求する際にRLCレベ
ルのカウントダウン手順を利用する。
、MSが送るべきデータのより少数のブロックを持つことを開始するので、MS
はネットワークに知らせなければならないことを要求する。そのように、送信さ
れるため残っているプリセット数のブロックからゼロへのカウントダウンが実行
される。これにより、ネットワークに、どのくらいのデータが残っているか、及
び送信を完了するであろう時を知らせることが可能になる。カウントがゼロに達
するとき、データの終わりにまた達する。この実施形態において、MSはカウン
トダウンを平行処理し(paralell)、そしてカウントダウンがゼロに等
しくなる(機能ボックス604)とき、MSは、割り当てられるべき単一の資源
の要求を送る。ブロックは、データ転送を要求する目的のため、ある将来の時刻
に割り当てられることを要求される。そのようにして、MSは、ブロックの割当
てのためランデブー・ポイントを指示する。これは、存在しているアップリンク
TBFが閉じられると同じ時刻に実行される。カウントダウンがゼロに等しくな
い間は、MSは、このことに関して何も動作を行わない(機能ボックス608)
。
既に割り当てられてしまうので、前に説明したような、ランダム・アクセスの試
みに固有の競合解決手順を回避する点で有利である。これは、更なるアップリン
クTBF(即ち、最初の又は主たるアップリンク後に確立されたアップリンク)
を確立するための時間オーバヘッドを、スタンドアローンのアップリンク確立持
続時間から開いているダウンリンクを通してのアップリンク確立の持続時間まで
低減する。
パラメータを用いている。しかしながら、ランデブー・ポイントを要求するプロ
セスは、異なり、図7を参照して説明される。
初のステップを示す。このステップは、現在のTCPラウンドトリップ時間の知
識が使用のため使用可能であることを要求する。MSは、記号TEで示される、
ランデブー・ポイントを要求する判断が行われる時刻における現在のTCPメッ
セージの開始から経過した時間を計算する。機能ボックス704に詳述されてい
る次のステップは、RLCカウントダウンがゼロに達したときに起こる。ここで
、MSは、TCPラウンドトリップ時間(TTCPR)とステップ702で計算され
た値との差として与えられる将来の時間にランデブー・ポイントを要求する。再
び、ネットワークは、受信された要求を許可するか、遅延するか、拒否するかの
いずれかを行う権利を確保しておく。機能ボックス706は、例えば、ランデブ
ー・ポイントに達したとき肯定応答信号か又は資源の要求かの形式で、送信すべ
き更なるデータを有するか否かに関してMSにより取られた判断を詳述する。M
Sが更なるデータを有する場合、そのデータは、機能ボックス708に示される
ように送信される。さもなければ、ランデブー要求が許可されるか否かが決定さ
れる(機能ボックス710)。これは、MSが連続的に同報通信される、ネット
ワークのシステム情報メッセージを聴くことにより行われる。ネットワークは、
1ビットをこれらのメッセージ内にセットして、ランデブー要求が受け入れられ
るか否かを指示する。MSは、呼出しを行う前にこの情報を聴くであろう。
どうかが確立される(機能ボックス712)。この情報は、ランデブー要求が受
け入れられるかどうかに関して詳述したのと同じ方法で入手可能である。
かしながら、これらの要求のいずれか又は両方がネットワークにより受け入れら
れない場合、MSとネットワークとの間の通信は終わる(機能ボックス714)
。1つ又はそれより多い訂正係数がこの手順内で利用され得ることに注目すべき
である。
Fを連鎖する第3の方法が、図8を参照して説明される。図8から分かり得るよ
うに、この方法は、ダウンリンクTBF(図2の参照番号24参照)が、HTT
P又はTCP/IPセッション処理が実行されてしまった後にBSにより開いた
ままに保たれることに依拠している。
定を受信するステップを詳述する。なお、そのステップの前には、BSが更なる
データを送信することができないであろう。この情報は、MSがその情報を、現
在のラウンドトリップTCP遅延が遭遇されていることを詳述する情報と共に送
ることができる程頻繁に送られる。
かのアップリンク資源要求をしたか否かを知ることから成る。要求が行われた場
合、アップリンクTBFは、ダウンリンクTBFが開いたままであるので、前に
詳述した2つの確立オーバヘッドのうちの小さい方で確立される(806、80
8)。要求が行われなかった場合、BSはMSを周期的にポーリングするのを継
続する。
ク・トラフィックの高い割合に対処中である場合、BSは資源要求のためMSを
ポーリングしないことを選定し得る。BSは、そのBSが次ぎにMSをポーリン
グするであろう時間を遅延させ得る。従って、この方法は、衝突を処理するネッ
トワークにより制御される機構を与える。ランダム・アクセス競合が起こりそう
なときBSがMSのポーリングを単に遅延させるので、ランダム・アクセス競合
は回避され得る。従って、競合から自由である資源が与えられる。この方法は、
前の方法のように同じ時間節約を提供する。
の方法は、上記の3つの連鎖化の方法のいずれとも一緒に用い得る。この方法は
MSにおいて始まる。MSは、ステップ902で、ウェブ・ページをダウロード
するため要求されるであろうTCPコネクション/解体シークエンスの数を決定
する。既に説明したように、個々のシークエンスは、ダウンロードされるべき各
インライン・イメージに対して要求される。このステップはHTTPページ・パ
ーシングを利用する。
ているTBFの数の指示がネットワークに渡される。この指示はカウンタにより
作られる。その上、MSは、そのMSが将来のTBFにおいてアップリンク上に
転送しなければならないかも知れないデータのオクテット(バイト)数を指示す
ることができる。これは、特に、イベントの性質が似ているアップロードで生じ
る。
ージのダウロードにおいてTBF連鎖化を提供する。しかしながら、最も有りそ
うでそして好適な組み合わせは、図4、図8及び図9の態様、及び図6、図8及
び図9の態様である。
の時間オーバヘッドを低減するよう働く。例示的ダウンロードのシナリオにおい
て、TBF連鎖化の使用により達成される利益がここで説明される。4つのイメ
ージを含むページのダウンロードにおいて、5つのTCPコネクションが要求さ
れるであろう。ページに対して1つのコネクションであり、そして各イメージに
対して1つのコネクションである。これらのコネクションのそれぞれに対して、
最大4つのアップリンクTBF確立及び最大3つのダウンリンクTBF確立があ
ろう。従って、そのようなリンクのそれぞれを確立するに要する時間を低減する
ことはダウンロードに対する時間オーバヘッドの全体を著しく低減するであろう
ことは明らかである。また、HTTPが良くなるので、ボトルネックは、コネク
ション確立及びスロー・スタートに対するTCPラウンドトリップ時間の形式に
留まるのみであろう。更に、TBSを連鎖化することは、最も希望している範囲
での顕著な改良を提供する。
おける制御レベル間で交換されたメッセージの数(即ちコネクションを確立する
ため)が低減されるので、接続するため、より少数のRLCブロックしか必要で
ない。従って、より多くのRLCブロックが、データ転送等のためユーザにとっ
て使用可能である。更に、ランダム・アクセス競合数の低減は衝突の著しい低減
をもたらし、それは、前述したように、関連した時間節約となる。
のHTTPの使用を改善し、それによりランデブー・ポイントを予測し、そして
HTTPを利用してGPRSにおける衝突及び競合解決を回避する方法を提供す
る。これらの方法は、GPRSに関連しながら説明されたが、しかしいずれの時
分割多元接続(TDMA)無線パケット・データ・システム及びいずれの有線モ
デム・アクセス・プロトコルに対して等しく適用される。更に、本発明の方法及
びシステムがハイパー・テキスト転送プロトコルを参照して説明されたが、それ
らは、セッション内の連続的伝送制御プロトコル(TCP)コネクションを利用
していずれのセッション又はアプリケーション・プロトコルに対して等しく適用
される。
ことなく行い得ることが勿論理解されるであろう。
換されるメッセージを示す。
て最初の2つの信号中に交換されるメッセージを示す。
リオを図示するはしご型の図を示す。
を示す。
図を示す。
るフロー図を示す。
Claims (29)
- 【請求項1】 時分割多元接続(TDMA)無線パケット・データ・システ
ム及び有線モデム・アクセス・プロトコル上のセッション内で連続的伝送制御プ
ロトコル(TCP)コネクションを用いるセッション又はアプリケーション・プ
ロトコルを増強する方法において、一時的ブロック・フロー(TBF)が連鎖化
される方法。 - 【請求項2】 TDMA無線パケット・データ・システム及び有線モデム・
アクセス・プロトコル上のセッション内で連続的TCPコネクションを用いるセ
ッション又はアプリケーション・プロトコルを用いて、ウェブ・ページのダウン
ロード時間を低減する方法において、一時的ブロック・フロー(TBF)が連鎖
化される方法。 - 【請求項3】 連続的TCPコネクションをセッション内で用いるセッショ
ン又はアプリケーション・プロトコルを用いて、TDMA無線パケット・データ
・システム及び有線モデム・アクセス・プロトコルにおけるランダム・アクセス
競合数を低減する方法において、一時的ブロック・フロー(TBF)が連鎖化さ
れる方法。 - 【請求項4】 前記セッション又はアプリケーション・プロトコルが、ハイ
パーテキスト転送プロトコル(HTTP)を含み、 前記TDMA無線パケット・データ・システム及び有線モデム・アクセス・プ
ロトコルが、グローバル・パケット無線システム(GPRS)及び増強型GPR
S(EGPRS)を含む 請求項1から3のいずれか一項に記載の方法。 - 【請求項5】 存在するダウンリンクTBFを利用して、ランデブー・ポイ
ントをネットワークから要求するステップを備える請求項1から4のいずれか一
項に記載の方法。 - 【請求項6】 前記ランデブー・ポイントは、アップリンクTBFが要求さ
れ得るある時点に配置されるよう要求される請求項5記載の方法。 - 【請求項7】 前記のランデブー・ポイントの位置が計算され、前記計算は
、 更なるデータを前記ネットワークに送る必要があるか否かを決定し、且つ当該
データの大きさを決定するステップと、 現在のダウンリンク信号が完全であるべき時刻を確立するステップと を備える、請求項6記載の方法。 - 【請求項8】 前記ランデブー・ポイントがアップリンクの単一の無線リン
ク制御(RLC)ブロックを備える請求項5から7のいずれか一項に記載の方法
。 - 【請求項9】 前記ランデブー・ポイントが前記ネットワークにより許可さ
れる場合で、前記ランデブー・ポイントが到達されるときで、且つ送信されるべ
きデータが存在する場合、アップリンクのブロックを利用して、アップリンクT
BFを要求するステップを更に備える請求項8記載の方法。 - 【請求項10】 存在するアップリンクTBFを利用して、ランデブー・ポ
イントをネットワークから要求するステップを備える請求項1から4のいずれか
一項に記載の方法。 - 【請求項11】 前記要求は、データ送信が終わるとき行われる請求項10
記載の方法。 - 【請求項12】 前記要求は、RLCカウンタがゼロに達するとき行われる
請求項10又は11記載の方法。 - 【請求項13】 前記ランデブー・ポイントは、アップリンクTBFが要求
され得る時刻に配置されるよう要求される請求項10から12のいずれか一項に
記載の方法。 - 【請求項14】 前記ランデブー・ポイントは、次のステップ、即ち 現在のTCPメッセージの送信の時から経過した時間を計算するステップ、及
び 前記ランデブー・ポイントを、前記の経過した時間といずれの要求された訂正
係数を考慮したTCPラウンドトリップ時間との差として推定するステップ に従って計算される、請求項10から13のいずれか一項に記載の方法。 - 【請求項15】 前記ランデブー・ポイントがアップリンクの単一のRLC
ブロックを備える請求項10から14のいずれか一項に記載の方法。 - 【請求項16】 前記ランデブー・ポイントが前記ネットワークにより許可
される場合で、前記ランデブー・ポイントが到達されるときで、且つ送信される
べきデータが存在する場合、アップリンクのブロックを利用して、アップリンク
TBFを要求するステップを更に備える請求項15記載の方法。 - 【請求項17】 前記ランデブー・ポイントが前記ネットワークにより拒否
される場合、ランデブー要求が前記ネットワークにより受け入れられるか否かを
決定するステップと、 ランデブー要求が前記ネットワークにより受け入れられる場合、再要求が前記
ネットワークにより受け入れられるか否かを決定するステップと、 再要求が許可された場合、前記のランデブー要求手順を繰り返すステップと を更に備える請求項9から16のいずれか一項に記載の方法。 - 【請求項18】 ネットワークがダウンリンクTBFをアクティブ状態に維
持するステップを備える請求項1から4のいずれか一項に記載の方法。 - 【請求項19】 最小数のRLCブロックの前に移動局(MS)が送信すべ
きものを持たない前記最小数のRLCブロックの、MSからの推定を受信するス
テップと、 アップリンク資源要求のため前記MSをポーリングするステップと を更に備える請求項18記載の方法。 - 【請求項20】 資源要求が識別される場合、アップリンクTBFを前記M
Sと基地局(BS)との間で開くステップを備える請求項19記載の方法。 - 【請求項21】 それに対してランデブー・ポイントの要求が行われるネッ
トワークが、前記要求を受け入れ、拒否、又は遅延させ得る請求項4から17の
いずれか一項に記載の方法。 - 【請求項22】 ウェブ・ページをダウンロードするため要求されるTCP
セッション数を決定するステップと、 残っている要求されたTBFの指示をネットワークに送信するステップと を更に備える請求項4から21のいずれか一項に記載の方法。 - 【請求項23】 将来のTBFにおいてアップロードされるべきデータの大
きさの推定を前記ネットワークに送信するステップを更に備える請求項22記載
の方法。 - 【請求項24】 請求項1から23のいずれか一項に記載の方法を用いるT
DMA無線パケット・データ・システム又は有線モデム・アクセス・プロトコル
。 - 【請求項25】 TBFを連鎖化する手段を備えるTDMA無線パケット・
データ・システム又は有線モデム・アクセス・プロトコル。 - 【請求項26】 実質的に添付図面の図3から図9を参照して本明細書に記
載されたような、TDMA無線パケット・データ・システム又は有線モデム・ア
クセス・プロトコル上のセッション内で連続的TCPコネクションを用いるセッ
ション又はアプリケーション・プロトコルを増強する方法。 - 【請求項27】 実質的に添付図面の図3から図9を参照して本明細書に記
載されたような、ウェブ・ページのダウンロード時間を低減する方法。 - 【請求項28】 実質的に添付図面の図3から図9を参照して本明細書に記
載されたような、ランダム・アクセス競合数を低減する方法。 - 【請求項29】 実質的に添付図面の図3から図9を参照して本明細書に記
載されたような、TDMA無線パケット・データ・システム又は有線モデム・ア
クセス・プロトコル。
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