JP2011515032A - Ｔｃｐフロー制御のための方法及び装置 - Google Patents

Abstract

通信エンティティは、第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間の伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）通信をサポートするための高レーテンシ通信リンクの一端に配置される。通信エンティティは、受信セグメントを検査するよう構成されたプロキシ・ロジックを備え、受信セグメントがデータを含んでいないということの識別に応じて、プロキシ・ロジックは、複数の同期化セグメント及び検査された受信セグメントに基づいて少なくとも１つの肯定応答メッセージを局所に生成するようにプロキシ・ロジックを介して第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間を複数の同期化セグメントが通過することをトランスペアレントに可能にする。

Description

本発明は、ＴＣＰ（伝送制御プロトコル）フロー制御に関し、特に、無線通信システムにおけるフロー制御（これに限定される訳でない）に関する。

伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）は、周知のＴＣＰ／ＩＰ（インターネット・プロトコル）通信プロトコル群におけるプロトコルである（ＴＣＰプロトコル全体の説明については、ＲＦＣ７９３を参照されたい）。ＴＣＰは、コネクション指向の、高信頼度のバイト・ストリーム・サービスを提供するものであり、元々、非常に低い誤り率を有する有線ネットワーク用に企図されている。

ＴＣＰは、送出側が送信する、肯定応答されていないデータの量を制限するウインドウ・ベースのフロー制御機構を動作させる。この制限は、輻輳ウィンドウ（ｃｗｎｄ）及び共用宣言されたウインドウ（ａｗｎｄ）の最小値に基づく。輻輳ウィンドウは、ＴＣＰデータの送出側によって制御され、周知の遅い開始及び輻輳回避機構に基づく。遅い開始は、ＴＣＰフローの開始におけるシステム内の肯定応答されていないデータの量をゆっくり増加させる役目を担い、輻輳回避は、欠落パケットが検出されると、システム内の肯定応答されていないデータの量を半分にし、次いで、その通常のフロー・レベルまでもう一度、肯定応答されていないデータをゆっくりと増加させる。ａｗｎｄは、より多くのデータを処理する受信器の機能に基づいて制御される。「ａｗｎｄ」の初期値は、ＴＣＰプロトコル・スタックにおいて構成されたパラメータによって制御される。

上述のように、ＴＣＰは、低い誤り率のネットワーク用に企図されている。したがって、ＴＣＰベースの通信ネットワークにおいて生じるパケット喪失は何れも、ネットワーク輻輳によるものとされ、したがって、「ｃｗｎｄ」、及び上述の送出側のデータ・レートにおける削減が続く。

しかし、このことは、固有に高い誤り率のシステムである無線ネットワークには適切でない。したがって、第３世代パートナーシップ・プロジェクト（３ＧＰＰ）標準は、エア・インタフェースを介した伝送の結果として誤りを受ける、データ・パケットを再送信することを可能にする、（３ＧＰＰ技術仕様３ＧＰＰ ＴＳ２５．３２２記載の）無線リンク制御（ＲＬＣ）として知られる自動再送要求（ＡＲＱ）機能を提供する。データ・パケット配信の信頼度は、所定のトリガに応答して、ＲＬＣ送信側エンティティにもう一度、ＲＬＣ受信側エンティティによって送出されるＲＬＣ肯定応答メッセージ（ＡＣＫ）の使用によって維持される。トリガは例えば、パケットを喪失した旨の検出時の、又は、特定数の受信パケットの受信時のタイマに基づき得る。このようにして、喪失したか、又は損なわれたデータ・セグメント若しくはデータ・パケットは送信器に示すことができ、前述の喪失したか、又は損なわれたデータ・セグメント若しくはデータ・パケットは再送出することができる。更に、（ＨＳＤＰＡ及びＥ−ＤＣＨをサポートする）３ＧＰＰの後のバージョンでは、更なる再送信手法が、周知のＯＳＩプロトコルのレイヤ１（Ｌ１）層及び媒体アクセス制御（ＭＡＣ）層にあるハイブリッド自動要求（ＨＡＲＱ）機能によって提供される。

しかし、ＡＲＱ（及びＨＡＲＱ）手法の使用により、データ・バケットが、誤った順序で到着する。よって、データ・パケットは、ＴＣＰ処理に渡される前にバッファリングされなければならない。バッファリングの使用は、遅延の増加をもたらし、これは、ＲＴＴ（往復時間）の増加をもたらし得る。

３ＧＰＰ標準グループによって規定されているロングターム・エボリューション（ＬＴＥ）や競合するＷｉＭａｘ通信標準などの多くの無線データ・システムは、非常に大きなエア・インタフェース・スループットを有する一方、高いレーテンシを有する。よって、通常の無線システムを介したＴＣＰの動作により、重大な問題が生じる。例えば、高レーテンシにより、ＴＣＰレートが高エア・インタフェース・スループットを駆使するには相対的に長い時間がかかり、遅い開始が実行されていても、通信リンクはよって、十分活用されていない。このことは特に、比較的小さなオブジェクト毎に複数のＴＣＰコネクションが開けられる際に（例えば、モバイル・ユーザがウェブ・ブラウジングを行っている際に）問題である。

大半のパソコン（ＰＣ）ＴＣＰスタックに使用される通常の「ａｗｎｄ」値は、低い（８１９２バイト程度）である。これは、「ａｗｎｄ」が修正されない限り、高レーテンシ無線システムにおける通信リンクを完全に利用することが決して可能でないということを意味している。通常、「ａｗｎｄ」値は、リンクの帯域幅遅延積に設定される。しかし、これは、下り（ＤＬ）方向における（すなわち、ネットワークからエンドユーザへの）ＴＣＰデータ・フローについてエア・インタフェースが完全に駆使されることを可能にする手段を提供するに過ぎない。上り（ＵＬ）（すなわち、移動ユーザ（又は固定ユーザ）からネットワークまで）では、「ａｗｎｄ」は、ネットワーク内のサーバによって規定され、明らかに、同様なやり方でこれを変えるとは可能でない。したがって、一層高いＵＬレートが達成可能になるにつれ、ＵＬ ＴＣＰレートは多くの場合、一般的なエア・インタフェース条件でなく、サーバ「ａｗｎｄ」によって制限される。

高レーテンシ無線システムにおいて単にａｗｎｄを増加させることに関連した更なる問題点は、コア・ネットワークにおける輻輳による喪失データ・パケットにより、ＤＬ ＴＣＰレートが悪影響を受け、高い関連レーテンシにより、回復に長い時間がかかることになるという点である。上述の通り、高データ・レートの高遅延エア・インタフェース通信リンクを完全に利用するために非常に大きなａｗｎｄ値（例えば、「１０００００」程度の「ａｗｎｄ」値）を使用することが有益である。喪失データ・パケットが生じると、「ｃｗｎｄ」はこの値の半分に削減される。この半分にされた値は通常、通信リンクを完全に利用するには十分でなく、よって、観察されるスループットは削減される。

よって、単に「ａｗｎｄ」を増加させるのは、高レーテンシ無線システムにおけるＴＣＰ性能には、受け入れ可能な解決策でない。

次に図１を参照すれば、ＴＣＰデータ・フロー１００の既知の機構を示す。ＴＣＰデータ・フロー１００が、パーソナル・コンピュータ（ＰＣ）１０５と、携帯電話機などのユーザ機器（ＵＥ）１１０と、無線アクセス・ネットワーク（ＲＡＮ）１１５と、通信サーバ１２０との間で構成される。既知の機構では、ＴＣＰ ＡＣＫがエア・インタフェースを介して送出される。上述の通り、通常のＴＣＰネットワークは更に、ＵＥ１１０とＲＡＮ１１５との間の無線ネットワークを介した、無線リンク制御（ＰＬＣ）層通信１３０及びハイブリッド自動再送要求（ＨＡＲＱ）１３５を使用し得る。

エア・インタフェースを介して送出されるＴＣＰ肯定応答メッセージ（ＴＣＰ ＡＣＫ）が概ね不必要であり、単に、貴重なエアインタフェース・リソースの浪費であるということを本願の発明者は認識し、理解している。これは、下にあるＲＬＣ及びＨＡＲＱ再送手法（ＡＣＫメッセージ自体も使用する）により、エア・インタフェースにおける損失が補正され、それにより、ＴＣＰの再送信機能が冗長になり、よって、ＴＣＰ ＡＣＫをエア・インタフェースを介して送出しなくてもよくなるということが確実にされるからである。図１に示すように、ＴＣＰデータ・パケットについて、３つのレベルのデータ・フロー制御／再送信機能が存在しており、これは最適以下とみなされる。

次に図２を参照すれば、無線システムを介したＴＣＰの使用に関連付けられた問題点の一部を軽減するＴＣＰアーキテクチャ２００を示す。ＴＣＰデータ・フローが、パソコン（ＰＣ）２０５と、携帯電話機などのユーザ機器（ＵＥ）２１０と、無線アクセス・ネットワーク（ＲＡＮ）２１５と、通信サーバ２２０との間で構成される。ＴＣＰネットワーク・アーキテクチャは、ＵＥ２１０とＲＡＮ２１５との間の無線ネットワークを介して、無線リンク制御（ＲＬＣ）層通信２３０及びハイブリッド自動再送要求（ＨＡＲＱ）２３５を使用する。

特に、このアーキテクチャは、ＴＣＰプロキシ機能を行うＵＥ２１０及びＲＡＮ２１５にロジックを組み入れることにより、エンドツーエンドＴＣＰコネクションを除去する。この結果、ＲＬＣバッファがオーバフローすることがないということを確実にするために、特定の形態のフロー制御がＴＣＰプロキシにおいて存在していることが必要である。

エンドツーエンドＴＣＰ機能が除去されるので、この場合、ＩＰ及びＴＣＰヘッダがプロキシで完全に除去されることが可能であり、パケットの下にあるパケット部分のみ、並びにＲＬＣ及びＭＡＣに関連付けられたヘッダがＵｕインタフェースを介して送信される。受信側プロキシは次いで、システムのこの端部において存在するＴＣＰコネクションの状態に適切なＴＣＰヘッダを追加する。

図２におけるＴＣＰネットワーク・アーキテクチャ２００において使用される機能を明らかにするために、例示的なデータ・フローを以下に検討する。非常に大きなファイルのファイル転送プロトコル（ＦＴＰ）ダウンロードが開始された場合に、ＲＡＮ２１５におけるＴＣＰプロキシ・ロジックにフロー制御機能がない場合、潜在的には、ＦＴＰファイル全体を、ＲＡＮ２１５内のＲＮＣ ＲＬＣバッファに記憶する必要がある。よって、送信側ＲＬＣエンティティにおける利用可能なバッファ占有量に基づいて「ａｗｎｄ」が制御されることを可能にするフロー制御の特定の手法が、ＴＣＰプロキシにおいて必要である。これは、通知される「ａｗｎｄ」値を求めるためにバッファ占有量の単一の尺度が使用される既知の構成で限定的に扱われる。

既知のアーキテクチャにおける、このシナリオの潜在的な問題点は、接続を維持している間に、ＲＬＣ受信ウィンドウ移動（ＭＲＷ）コマンド又はリセットが生じ得るという点である。ＲＬＣ ＭＲＷコマンドは、送信側エンティティが、ＲＬＣプロトコル・データ・ユニット（ＰＤＵ）の送出をあきらめ、受信器が、ＲＬＣ−ＳＤＵを構成するＲＬＣ ＰＤＵ 全てをスキップするようにそのウィンドウを順方向に移動させなければならない。この場合、ＴＣＰフロー制御は、喪失デ―タ・セグメントの再送信が行われ得る最終手段を先行して提供している。上にあるＴＣＰプロトコルなしでは、前述の再送信は行われない。更に、ＵＥ端部及びネットワーク端部においてＴＣＰコネクションが完全に別個であるので、前述の問題を解消するために更なる再送信手法を提供することは困難である。

更に、エンドツーエンドＴＣＰ機能なしのフローでは、ＵＥがセルを変わる際に、潜在的な問題が、ＰＣ側及びネットワーク側において別々の（すなわち、非同期の）ＴＣＰセッションが行われているということによって生じ得る。
次に図３を参照すれば、既知の３ウェイ・ハンドシェイク処理を使用したデータ・フロー制御プロトコル・アーキテクチャ３００を示す。３ウェイ・ハンドシェイク３１０は、通常のものとして（すなわち、ＲＬＣ／ＭＡＣ／Ｌ１を使用して）ＲＡＮプロトコル・スタックを介して送出される。これは、図２に表すように、完全な非エンドツーエンドの通常の機能の場合と異なる。図２では、別個の２つの３ウェイ・ハンドシェイクが、３ウェイ・ハンドシェイクがエア・インタフェースを介して行われないネットワーク側プロキシ、サーバ、プロキシ、ユーザＰＣ及びＵＥ側間で行われる。

３ウェイ・ハンドシェイクがエンドツーエンドで使用されるので、その場合、事実上、「同期化されている」エア・インタフェースの何れの側でもＴＣＰプロキシを使用することが可能である。よって、ＴＣＰプロトコルは、通信リンクのエア・インタフェース部分を介して実行されないが、サーバ及びクライアントの視点から、接続が実際にエンドツーエンドであると思われる。

よって、（特に、セルラ無線通信ネットワークを介した）ＴＣＰデータ・フローという課題に対処するための改良された機構が効果的である。

本発明の第１の局面によれば、第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間の高レーテンシ通信リンクの一方端にある通信エンティティが提供される。通信エンティティは、第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間の伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）通信をサポートするよう構成される。通信エンティティは、受信セグメントを検査するよう構成されたプロキシ・ロジックを備え、受信セグメントがデータを含んでいないということの識別に応じて、プロキシ・ロジックは、複数の同期化セグメント及び検査された受信セグメントに基づいて少なくとも１つの肯定応答メッセージを局所に生成するようにプロキシ・ロジックを介して第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間を複数の同期化セグメントが通過することを可能にする。

本発明の局面は、例えば、エア・インタフェースを介して肯定応答（ＡＣＫ）又は否定応答（ＮＡＣＫ）同期化メッセージを送受信する必要なく、エア・インタフェースの両方の端をプロキシ・ロジックが同期化させることを可能にすることにより、通信システムにおける通信リソースの改良された使用を可能にし得る。
本発明の局面は、例えば、データ再送信の数を削減することにより、エンドユーザによって認識されたものとして、改良された性能を可能にし得る。本発明の局面は例えば、削減された数の再送信により、増加したスループット・レートを提供し得る。

本発明の任意的な構成では、プロキシ・ロジックは、後に受信されたセグメントがデータを含む場合に再同期化を行うよう更に構成され得る。再同期化は、後に受信されたセグメントに含まれるシーケンス番号に基づく。

本発明の任意の構成によれば、プロキシ・ロジックは、データを含まない何れかの後に受信されたセグメントを却下するよう更に構成される。

本発明の任意的な構成によれば、プロキシ・ロジックは、受信ウィンドウ移動（ＭＲＷ）及びリセットのうちの少なくとも一方が生じた時点を求めることにより、データ・セグメントの喪失を識別するよう構成された無線リンク制御（ＲＬＣ）ロジックを更に備える。本発明の任意的な構成によれば、ＲＬＣロジックは、この喪失をプロキシ・ロジック／機能に通知し得る。このようにして、標準的なＲＬＣ機能を、既存のＭＲＷ及びリセット・コマンドの形態で使用することができる。標準機能は、プロキシ・ロジックへの前述のコマンドの通知を可能にすることによって拡張される。

本発明の任意的な構成によれば、無線リンク制御ロジックは、データ・セグメント全てがＲＬＣ肯定応答（ＡＣＫ）されている旨をＲＬＣロジックがバッファ・ロジックに示すまでバッファ・ロジックが受信データ・セグメントを記憶するようにバッファ・ロジックに、動作可能に結合し得る。このようにして、無線リンク制御ロジックは、ＲＬＣが例えば、ＭＲＷ又はリセット・コマンドを出した旨をプロキシ・ロジックが識別することを可能にする。よって、プロキシ・ロジックは、これに関連付けられたＴＣＰセグメントを再送信することができる。

このようにして、無線リンク制御層メッセージを検査することにより、喪失パケットの高速再送信を、再送信についてＴＣＰに依存するのでなく、達成することができる。

本発明の任意的な構成によれば、バッファ・ロジックは、ＲＬＣロジックからの表示に応じてそのバッファからの肯定応答データを廃棄し得る。

通信エンティティが、高レーテンシ通信リンクの受信側にある場合、ＲＬＣロジックは、データ・セグメントのシーケンス番号全てが首尾良く受信されている訳でない場合に、再送信する対象の欠落データを要求し得る。

本発明の任意的な構成によれば、通信エンティティが高レーテンシ通信リンクの送信側にある場合、ＲＬＣロジックは、高レーテンシ通信リンクを介して送出される少なくとも１つのデータ・セグメントが肯定応答されていないことを識別することができる。それに応じて、ＲＬＣロジックは、バッファ・ロジックからの肯定応答されていないＲＬＣデータ・セグメントの再送信を開始し得る。

本発明の任意的な構成によれば、同期化情報は、３ウェイ・ハンドシェイクを含み得る。例えば、３ウェイ・ハンドシェイクは、少なくとも、同期化表示、同期化肯定応答表示、及び肯定応答表示のうちの１つを含み得る。

本発明の任意的な構成によれば、プロキシ・ロジックは、送信バッファ・ロジック及び受信バッファ・ロジックを含み得る。送信バッファ・ロジック及び受信バッファ・ロジックは、送信エンティティと受信エンティティとの間の通信エンティティを介してトランスペアレントに通過する同期化セグメント内の、シーケンス番号（ＳＥＱ）、肯定応答（ＡＣＫ）番号、ウィンドウ・スケーリング、選択的な肯定応答、及びタイムスタンプのうちの少なくとも１つのメンテナンスを観察するよう構成され得る。

本発明の任意的な構成によれば、プロキシ・ロジックは、受信エンティティによって生成されるＴＣＰ ＡＣＫ を検査し、ＡＣＫがデータを含まないか否かを判定するよう構成され得る。ＴＣＰ ＡＣＫがデータを含まないことをプロキシ・ロジックが判定した場合、プロキシ・ロジックが、ＴＣＰ ＡＣＫを、終結し得、エア・インタフェースを介してＴＣＰ ＡＣＫを送出しないということがあり得る。

本発明の任意的な構成によれば、プロキシ・ロジックは、受信エンティティが、送信されるセグメントを受信する前に、ＴＣＰ ＡＣＫ を送信エンティティにもう一度送信するよう構成し得る。

本発明の任意的な構成によれば、通信エンティティは、第３世代パートナーシップ・プロジェクト（３ＧＰＰ）データ通信システムを介してＴＣＰ通信をサポートするよう構成されたユーザ機器（ＵＥ）及びネットワーク・エンティティの一方であり得る。

本発明の第２の局面によれば、第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間の高レーテンシ通信リンクの一方端にある通信エンティティにおける伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）通信をサポートするためのプロキシ・ロジックが提供される。プロキシ・ロジックは、受信セグメントを検査するよう構成されたロジックを備え、受信セグメントがデータを含まないということの識別に応じて、プロキシ・ロジックは、プロキシ・ロジックを介して第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間を複数の同期化セグメントが通過することをトランスペアレントに可能にし、複数の同期化セグメント、及び検査された受信セグメントの少なくとも一方に基づいて少なくとも１つの肯定応答メッセージを生成する、
本発明の第３の局面によれば、データ通信システムにおける第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間の高レーテンシ通信リンクの一方端にある通信エンティティによる伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）通信を提供する方法が提供される。上記方法は、ＴＣＰプロキシ・ロジックにより、受信セグメントを検査する工程と、受信セグメントがデータを含まない旨の判定に応じて、プロキシ・ロジックを介して第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間を複数の同期化セグメントが通過することをトランスペアレントに可能にする工程とを含む。方法は、プロキシ・ロジックにより、複数の同期化セグメント及び検査された受信セグメントの少なくとも一方に基づいて少なくとも１つの肯定応答メッセージをプロキシ・ロジックによって局所で生成する工程を更に含む。

本発明の第４の局面によれば、データ通信システムにおける第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間の高レーテンシ通信リンクの一方端にある通信エンティティによる伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）通信をサポートするためのコンピュータ・コードを含むコンピュータ・プログラム・プロダクトが提供される。上記コンピュータ・プログラム・プロダクトは、ＴＣＰプロキシ・ロジックにより、受信セグメントを検査し、受信セグメントがデータを含まない旨の判定に応じて、プロキシ・ロジックを介して第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間を複数の同期化セグメントが通過することをトランスペアレントに可能にするためのプログラム・コードを含む。コンピュータ・プログラム・プロダクトは、プロキシ・ロジックにより、複数の同期化セグメント及び検査された受信セグメントの少なくとも一方に基づいて少なくとも１つの肯定応答メッセージをプロキシ・ロジックによって局所で生成するためのプログラム・コードを更に含む。

本発明の第５の局面によれば、第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間の伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）通信をサポートし、高レーテンシ通信リンクの一方端にある通信エンティティを備えるデータ通信システムが提供される。データ通信システムは、通信エンティティに配置され、受信セグメントを検査するよう構成されたプロキシ・ロジックを備え、受信セグメントがデータを含んでいないということの識別に応じて、プロキシ・ロジックは、複数の同期化セグメント及び検査された受信セグメントの少なくとも一方に基づいて少なくとも１つの肯定応答メッセージを局所に生成するようにプロキシ・ロジックを介して第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間を複数の同期化セグメントが通過することをトランスペアレントに可能にする。

既知のＴＣＰフロー制御プロトコル・アーキテクチャを示す図である。 既知のデータ・フロー制御プロトコル・アーキテクチャを示す図である。 ３ウェイ・ハンドシェイク処理を使用した既知のデータ・フロー制御プロトコル・アーキテクチャを示す図である。 本発明の実施例をサポートするよう適合された無線セルラ通信ネットワークを示す図である。 本発明の実施例によるＴＣＰプロトコル・アクセラレータのデータ・フロー制御プロトコル・アーキテクチャを示す図である。 本発明の実施例による、ＴＣＰプロトコル・アクセラレータ・フロー制御を示す図である。 本発明の実施例による、両方の同期化ＴＣＰプロキシにおいて使用されるバッファ・ロジック機能を示す図である。 本発明の実施例による、同期化ＴＣＰプロキシの送受信側において使用されるバッファ・ロジック機能を示す図である。 セグメントがコア・ネットワークにおいて失われた場合の、プロトコル・アクセラレータの動作の例を示す図である。 本発明の実施例による、セグメントがＲＡＮにおいて失われた場合のプロトコル・アクセラレータの動作の例を示す図である。 本発明の実施例による、セグメントがＵＥプロキシとクライアントとの間において失われた場合のプロトコル・アクセラレータの動作の例を示す図である。 本発明の実施例における処理機能を実現するよう使用することができる通常のコンピューティング・システムを示す図である。

本発明の前述及び他の局面は、後述する実施例を参照すると、明らかであり、明らかにされるであろう。

本発明の実施例によれば、前述の課題は、ＲＡＮ及びＵＥにおいて「同期化する」ＴＣＰプロキシを提供することによって軽減される。特に、本発明の意味合いでは、ハンドシェイク処理（、例えば、既知の３ウェイ・ハンドシェイク）及びデータを含む何れかのセグメントは、「同期化」ＴＣＰプロキシ・ロジックを「トランスペアレントに通過する」ことが可能になる。すなわち、それらは、何れにせよ修正されず、（少なくとも、後述する実施例では、）無線アクセス・ネットワークの低位層に続くことが可能にされ、最終的に、受信側プロキシ・ロジックで受信され、ここではやはり、修正なしでプロキシ・ロジックを通過する。

まず図４を参照すれば、ＵＭＴＳ無線アクセス・ネットワーク（ＵＴＲＡＮ）システム４００は、端末／ユーザ機器ドメイン４１０と、ＵＭＴＳ地上無線アクセス・ネットワーク・ドメイン４２０と、インフラストラクチャ・ドメイン４３０とを含むと、好都合にみなされる。

端末／ユーザ機器ドメイン４１０では、端末機器（ＴＥ）４１２は、有線又は無線Ｒインタフェースを介して移動機器（ＭＥ）４１４に接続される。ＭＥ４１４は、ユーザ・サービス識別情報モジュール（ＵＳＩＭ）４１６にも接続される。ＭＥ４１４及びＵＳＩＭ４１６は併せて、ユーザ機器（ＵＥ）４１８とみなされる。ＵＥ４１８は例えば、遠隔装置、移動局、通信端末、又は携帯情報端末であり得る。ＵＥ４１８は、ラップトップ・コンピュータ、又は組み込み型の通信プロセッサに結合し得る。

ＵＥ４１８は、無線Ｕｕインタフェースを介して無線アクセス・ネットワーク・ドメイン４２０においてノードＢ４２２（基地局として動作するための機能要素及びロジックを実質的に含む）とパケット・データを通信する。無線アクセス・ネットワーク・ドメイン４２０内では、ノードＢ４２２は、無線ネットワーク制御装置（ＲＮＣ）４２４とＩｕｂインタフェースを介して通信する。ＲＮＣ４２４は、他のＲＮＣ（図示せず）と、Ｉｕｒインタフェースを介して通信する。

ノードＢ４２２及びＲＮＣ４２４は併せて、ＵＴＲＡＮ４２６を形成する。ＲＮＣ４２４は、処理するＧＰＲＳサービス・ノード（ＳＧＳＮ）４３２とコア・ネットワーク・ドメイン４３０においてＩｕインタフェースを介して通信する。コア・ネットワーク・ドメイン４３０内では、ＳＧＳＮ４３２は、Ｇｎインタフェースを介してゲートウェイＧＰＲＳサポート・ノードＧＧＳＮ４３４と通信する。ＧＧＳＮ４３４は、公衆データ・ネットワーク４３８とＧｉインタフェースを介して通信する。

よって、構成要素であるＲＮＣ４２４、ＳＧＳＮ４３２及びＧＧＳＮ４３４は、図４に示すように、無線アクセス・ネットワーク・ドメイン４２０とコア・ネットワーク・ドメイン４３０との間で分けられる、分離した別個の装置として（それぞれ自身のソフトウェア／ハードウェアのプラットフォーム上で）通常、提供されている。

ＲＮＣ４２４は、数多くのノードＢ４２２のリソースの制御及び割り当ての役割を果たすＵＴＲＡＮエレメントである。通常、５０乃至１００のノードＢを１つのＲＮＣによって制御することができる。ＲＮＣは更に、エア・インタフェースを介してユーザ・トラフィックを高精度で配信する。ＲＮＣは互いにＩｕｒインタフェースを介して通信する。ＳＧＳＮ４３２は、セッション制御の役割を果たすＵＭＴＳコア・ネットワーク・エレメントである。ＳＧＳＮ４３２は、個々のＵＥ４１８の位置を把握し、セキュリティ機能及びアクセス制御を行う。ＳＧＳＮ４３２は、多くのＲＮＣに対する大容量の集中制御装置である。ＧＧＳＮ４３４は、コア・パケット・ネットワーク内のユーザ・データを最終的な宛先（例えば、インターネット・サービス・プロバイダ（ＩＳＰ））に集中させ、トネリングする役割を果たすＵＭＴＳコア・ネットワークの構成要素である。端末機器（ＴＥ）４１２（パソコン（ＰＣ）など）は、有線インタフェース又は無線Ｒインタフェースを介して移動機器（ＭＥ）４１４に接続され得る。ＭＥ４１４は、ユーザ・サービス識別情報モジュール（ＵＳＩＭ）４１６にも接続される。ＭＥ４１４及びＵＳＩＭ４１６は併せて、ユーザ機器（ＵＥ）４１８とみなされる。

前述のＵＴＲＡＮシステム及びその動作は、ｗｗｗ．３ｇｐｐ．ｏｒｇの３ＧＰＰウェブサイトから入手可能な、３ｒｄ Ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ Ｐａｒｔｎｅｒｓｈｉｐ Ｐｒｏｊｅｃｔの技術仕様文書（３ＧＰＰ ＴＳ４５．４０１、３ＧＰＰ ＴＳ４３．０６０）及び関連文書に、より詳細に記載されており、本明細書では更に詳細に説明しない。

本発明の一実施例によれば、図４のアーキテクチャが、Ｕｕエア・インタフェースの両側にＴＣＰプロキシ・ロジック及び機能が存在することをサポートするよう適合され、それにより、Ｕｕエア・インタフェースにわたってＴＣＰプロトコルが施されなくなる。よって、本発明の一実施例では、ＲＮＣ２２４及びＵＥ２１８は、図５乃至図１１に関して後述するようなプロキシＴＣＰロジックを備えるよう適合されている。別の実施例では、例えば、３ＧＰＰロング・ターム・エボリューション（ＬＴＥ）システムにおける実現に対し、プロキシＴＣＰロジックが、拡張ｅノードＢに存在し得る。他のシステムでは、プロキシＴＣＰロジックが他の構成要素において存在し得、したがって、本発明の概念は、本明細書及び特許請求の範囲記載の特定の構成要素に制限されない。

次に図５を参照すれば、ＴＣＰプロトコル・アクセラレータの更なるデータ・フロー制御プロトコル・アーキテクチャを本発明の実施例によって示す。ＵＥ５１０及びＲＮＣ３１５における同期化ＴＣＰプロキシは、既知の３ウェイ・ハンドシェイク（「ＳＹＮ」５４２、「ＳＹＮ ＡＣＫ」５４４及び「ＡＣＫ」５４６）が、ＰＣ５０５と、例えば、ウェブ・サーバ５２０との間のエンドツーエンド通信のためにトランスペアレントに通過することを可能にするよう構成される。

よって、前述の「同期化」ＴＣＰメッセージ内に含まれる情報は次いで、ＴＣＰ通信における「ＡＣＫ」及び「ＳＥＱ」フィールドを同期化させるために使用されるので、ＵＥ５１０及びＲＮＣ５１５におけるＴＣＰプロキシは、全体のＴＣＰコネクションのエンドポイントからのものであるようにみえる（例えば、エンドツーエンドであるようにみえる）ＴＣＰ ＡＣＫ（及びＮＡＣＫ）を生成することができる。既知の３ウェイ・ハンドシェイク５４０、５４２、５４４には図５において、例えば、ウェブ・サーバ５２０からＰＣ５０５への下り（ＤＬ）シナリオにおける、データ・セグメント５４６の転送が続く。

更に、プロキシの同期化機能は、選択的肯定応答（ＲＦＣ１０７２におけるＳＡＣＫ）及びウィンドウ・スケーリング（ＲＦＣ７９３）などのネゴシエートＴＣＰ機能の３ウェイ・ハンドシェイクの検査に拡張される。後述するように、プロキシが局所ＡＣＫを生成すると、その場合、これらに応じられる。

図５に示すように、ネットワーク側５５６及びＵＥ側５５５におけるプロキシ機能は、３ウェイ・ハンドシェイク５４０、５４２及び５４６がプロキシを介して直接通過することを可能にする（データを含まない場合も）。なお、データを含む他のセグメントについてはこのことはあてはまらない）。この例では、ダウンロードが行われ、第１のＴＣＰセグメントがウェブ・サーバ５４６から送出されると、ネットワーク側及びＵＥ側でプロキシを介して直接通過する。図３に表す通常のＴＣＰプロキシ機能と違って、ＴＣＰ／ＩＰヘッダは除去されない（図３のＴＣＰは、エア・インタフェースの両側で完全に終結される）。一例では、当業者が分かるように、ＴＣＰ／ＩＰヘッダを圧縮することができる。

３ウェイ・ハンドシェイクがプロキシを通過すると、プロキシは次いで、生成される何れかのその後のＴＣＰ ＡＣＫが、３ウェイ・ハンドシェイクでネゴシエートされた適切なＳＥＱ番号を使用することを確実にすることができる。更に、ウィンドウ・スケーリング、選択的な肯定応答等などの何れかのネゴシエートされたオプションも、プロキシからＡＣＫを生成する場合に、考慮に入れなければならないことがあり得る。このようにして、当業者は、プロキシ・ロジックをこの場合、「同期化プロキシ」とみなし得る。

ネットワーク側のプロキシは、「同期化プロキシ」を介してデータ・セグメント５４６を可能にし次第、ＴＣＰ ＡＣＫ５５２をサーバに戻す。ＡＣＫは、完全に機能するＴＣＰスタックがＡＣＫを取り扱うやり方と同様に戻される。よって、図５では、ネットワーク５５０におけるＴＣＰプロキシによって生成されるＡＣＫの内容は、ＰＣ５５０によって生成されるものとほぼ、ちょうど同じである。

ＡＣＫの内容における考えられる差は、（後述する）ａｗｎｄ、タイムスタンプ・フィールド（このＴＣＰオプションがイネーブルされた場合）、及び最後に、チェックサム（ＴＣＰのコンテンツ全体の積）である。よって、「ａｗｎｄ」が異なる場合、チェックサムは異なる。このようにして、プロキシは、「早期ＡＣＫ」として通常知られるものを生成する。しかし、これらは、適切に同期化されているので、システムはなお、エンドツーエンド特性を有しているようにみえる。

ＰＣ５５０によって生成されるＴＣＰ ＡＣＫがＵＥ端におけるプロキシにおいて検査され、データが含まれていない（すなわち、ＴＣＰ ＡＣＫ のみである）と判定されるので、終結させ、エア・インタフェースを介して送出されない（ネットワーク端におけるプロキシは既に工程５５２でデータ・セグメント５４６をＡＣＫしている）。

ＡＣＫ５５２は、ＡＣＫがエア・インタフェースを横切らなければならなかった場合にユーザＰＣ５５０によって生成されたＡＣＫが受信されたであろう時点よりもずっと早く、サーバにおいて受信される。これにより、プロキシ・ロジックが存在していなかった場合よりもずっと早くセグメント５６０が送出されることになる。このようにして、スループット性能は、ＴＣＰコネクションが、より短い時間の間、「遅い開始」状態にあるので、向上し、よって、ＲＬＣバッファは、満たされた状態に保たれる。

更に、図５はダウンロードの場合を示しているが、本発明の一実施例では、効果的には、機能は、対称に実現することができるので、プロキシ機能は、アップロードについても同様に行われる。

更に、プロキシ・ロジックは、修正されているが機能的なＴＣＰスタックを利用するので、例えば、セグメントがコア・ネットワーク内で失われる時点を適切に検出することが可能である。当業者によって理解されるように、修正は事実上、前述の同期化しており、半トランスペアレントである（例えば、３ウェイ・ハンドシェイク及びデータ・セグメントを通す）機能である。それに応じて、プロキシ・ロジックは、適切な欠落パケットの、サーバによる再送信を要求する自己生成ＴＣＰ ＡＣＫ（例えば、否定応答（ＮＡＣＫ））で応答することができる。セグメントが失われた場合の同期化ＴＣＰプロキシの動作の例は後述する。

次に図６を参照すれば、本発明の実施例による、ＴＣＰプロトコル・アクセラレータ・フロー制御６００の動作を示す。ここでは、フロー制御を、ＵＥ又はＲＮＣにおける無線リンク制御（ＲＬＣ）バッファ６１０に関して示す。ＲＬＣバッファ６１０の概念図は、記憶されたデータで部分的に満たされた複数のバッファ６１２、６１４、６１６を示す。ＴＣＰフローに関連付けられた無線ベアラー（ＲＢ）毎のスペア・バッファ容量６３０は、各バッファの網掛けしていない領域６２０において示す。

特定の同期化ＴＣＰプロキシからの「ａｗｎｄ」６４０は、個々のスペアＲＬＣバッファ容量（同様に、このＴＣＰフローがマッピングされているＲＢに関連付けられる）、及びＲＬＣバッファ６１２、６１４、６１６全てに関連付けられたスペアＲＬＣバッファ容量全体に関連付けられたスペア・バッファ占有量の関数に基づく。

よって、もう一度、図５を参照すれば、ネットワーク端におけるＴＣＰプロキシがＴＣＰ ＡＣＫ ５５２をサーバに送出すると、ＡＣＫ内に含まれる「ａｗｎｄ」フィールドは上述した機能に基づいて算出される。

一例では、「ａｗｎｄ」（何れの適切な関数でもよい）を算出する関数は、
ａｗｎｄ＝Ｍｉｎ（当初ａｗｎｄ，個々の空きバッファ^α，全体空きバッファ^β）
という形式のものであってよい。

当初「ａｗｎｄ」は、３ウェイ・ハンドシェイクにおいてネゴシエートされた値である。「α」及び「β」の値は、経験的な定数値であり得る。

ＴＣＰプロトコル・アクセラレータ・ロジックの意図は、上り（ＵＬ）及び下り（ＤＬ）ＴＣＰトラフィックに対する改善をもたらすというものである。したがって、受信側及び送信側の同期化ＴＣＰプロキシ機能がＵＥ及びＲＡＮ内で提供される。本発明の一実施例によれば、ＴＣＰプロトコル・アクセラレータ・ロジックは、ＰＤＣＰに常駐するよう構成される。

前述の同期化プロキシの特に効果的な特徴は、ネットワークの
（ｉ）コア・ネットワーク（すなわち、サーバと、ネットワーク端における同期化プロキシとの間）、
（ｉｉ）無線アクセス・ネットワーク（すなわち、ＲＬＣ（及び／又はＨＡＲＱ機能）によって補正することが可能でないエア・インタフェースにおける喪失を識別すること）、及び
（ｉｉｉ）ＵＥとＰＣとの間の接続
の部分の何れかにおいて失われたセグメントを扱うことができることである。

前述の３つの場合のうちの１つ又は複数を扱うために、以下のバッファリング・ロジックを本発明の実施例において提供することができる。

（ｉ）受信側のプロキシにおける、図７及び図８に関して後述するようなバッファリング・ロジック（適切な欠落セグメントが受信されるまで、順番でないセグメントを記憶することが可能であり、よって、上位層へのセグメントを順番に供給することが可能になる。更に、喪失された、コア・ネットワーク（又はＵＥとＰＣとの間のリンク）に送信されたセグメントを扱うために必要であるが、これは、プロキシに関連付けられたＴＣＰスタック機能において固有であり、ここでは、それ以外は検討しない。

（ｉｉ）バッファリング・ロジックは更に、送信側プロキシにおいても提供され得るので、補正されていない喪失が無線アクセス・ネットワークにおいて（例えば、エア・インタフェースにおける永続的なエラーにより、ＲＬＣにおいて生じたＭＲＷ又はリセットにより、）生じた場合、プロキシ・ロジックは、喪失されたセグメントを再送信することができる。

次に図７を参照すれば、本発明の実施例による、同期化ＴＣＰプロキシ５５５、５５６において使用されるバッファ・ロジック機能７００を示す。図７では、エア・インタフェース７２５を介して送出される対象の、ＲＮＣ５１５によって受信されたデータ・セグメントが、ＲＬＣロジック７１５に入力される。同じデータ・セグメントは、このセグメントを構成するＰＤＵの送出／再送出の、固定数の試行後に、ピアＲＬＣエンティティからＲＮＣ５１５によって「ＡＣＫ」が受信されない場合、記憶し、潜在的には、受信エンティティに再送信するために、送信バッファ７０５にも入力される。

ＳＤＵにおけるＰＤＵの何れか１つが、最大のＲＬＣ ＰＤＵ再送信可能回数に達した場合、ＲＬＣロジック７１５は断念し、ＭＲＷを送出し、ＳＤＵを構成するＰＤＵ全てを廃棄する。

ＭＲＷ又はリセットがＲＮＣ５１５に示されると、送信バッファ７０５内の適切なデータ・セグメントが送出される（７１０）。ＲＬＣロジック７１５が、ＭＲＷ／リセットの表示を受信し、セグメント内のＰＤＵ全てが首尾良く送出されると（７２０）、ＲＬＣロジック７１５は、（潜在的な再送信を待っている）記憶セグメントが削除されることを可能にする旨を送信バッファ７０５に通知する。

エア・インタフェース７２５の反対側では、ＵＥ５１０は、ＲＮＣ５１５からデータ・セグメントを受信するためのＲＬＣロジック７５０を含み、前述の受信データ・セグメントを受信バッファ・ロジック７５５に転送する。ＵＥ５１０は、図示するようなＴＣＰプロキシ・ロジック５５５も備える。本発明の一実施例では、受信バッファ・ロジック７５５は、再配列ロジック（図示せず）に、動作可能に結合され得、主に、ＵＥ受信バッファ・ロジック７５５が、ＴＣＰエンドポイントへの順番通りの配信を確実にするよう構成されることを可能にするために導入される。

図７のアーキテクチャの一動作は、受信器バッファ・ロジック７５５によって実現されるような、次に期待されるＴＣＰシーケンス番号の維持に基づく。本発明の一実施例では、これは以下のように維持される。すなわち、
ｉ． ＴＣＰシーケンス番号の当初値は、３ウェイ・ハンドシェイクにおいてネゴシエートされた値に基づいて設定することができる。

ｉｉ． セグメントが、受信器バッファ・ロジック７５５からサーバ（又はＰＣ）に送出されると、次に期待されるシーケンス番号が、このセグメントにおけるＴＣＰデータの容量だけ、増加させられる。

本発明の例示的な実施例は、図８に示す形態の受信バッファ・ロジック７５５を利用する。この受信バッファ・ロジック７５５の構成は、以下の規則を追跡し得る：
（ｉ）セグメントは、受信されると、以下のようにセグメントのＳＥＱに基づいて受信バッファ・ロジック７５５に入れられる。

ａ． 次に期待されるシーケンス番号に一致する場合、バッファ８１０の先頭に配置される。

ｂ． 次に期待されるシーケンス番号に一致しない場合、ＳＥＱ順序８２０において別個にバッファリングされる。

（ｉｉ）セグメントは、バッファの先頭を占める場合、サーバ（又はＰＣ）に送出される（８１５）。
（ｉｉｉ）バッファの先頭が空いている場合、バッファの先頭にセグメントを配置することが可能であるかを確かめるためにバッファの残りがサーチされる（次に期待されるセグメント番号は更新されている）。

このバッファ・ロジック機能の動作には、エア・インタフェースを介したＴＣＰシーケンス番号（又はその圧縮バージョン）の送信が関係する。やはり、図３におけるアーキテクチャと違って、前述の実施例では、ＴＣＰプロトコルが実際に動作せず、それぞれのプロキシで終結されるが、エア・インタフェースを介してＴＣＰヘッダ（又は少なくとも圧縮されたＴＣＰヘッダ）が搬送される。

送信同期化プロキシは更に、（ユーザＰＣ又はサーバにおける）送信側ＴＣＰエンドポイントに早期ＡＣＫを供給するためのロジックを備える。よって、ＲＬＣエンティティが、（例えば、エア・インタフェースにおいて繰り返される障害により、）セグメントを送出することができない場合、同期化プロキシは、セグメントを再送信するよう構成される（ＴＣＰエンドポイントは、明らかに、ＡＣＫされているので、セグメントを再送信することが可能でない）。

図８は更に、本発明の実施例による、同期化ＴＣＰプロキシの送信側８５０において使用されるバッファ機能を示す。ＴＣＰプロキシ５５６の送信側に入る各ＴＣＰセグメント８５５は送信バッファ・ロジック７５５に記憶される。図８に示すように、ＴＣＰ ＡＣＫ７５が、図５に関して前述したように生成される。

セグメントを構成するＰＤＵ全て（セグメントは複数のＲＬＣ ＰＤＵを含み得る）が、受信側ピアＲＬＣエンティティによってＡＣＫされているという旨の表示８６５が送信側ＲＬＣエンティティからあった場合に、セグメント８７０がこの送信バッファ・ロジック７５５から除去／削除される。

しかし、ＲＬＣ ＭＲＷ又はＰＬＣリセットが生じた旨の表示８７５が送信側ＲＬＣエンティティから受信された場合、ＲＬＣによって廃棄されたセグメントは全て、ＲＬＣロジックに再送出される（８８０）。例えば、送信側エンティティは、正しく受信されているという肯定応答を受信側ＲＬＣエンティティから得ることなく、１つ又は複数のセグメントに対応するいくつかのＲＬＣ ＰＤＵの送出の試行を停止する。

次に図９を参照すれば、セグメントがコア・ネットワーク内で失われた場合のプロトコル・アクセラレータの動作の例を示す。ネットワークは、ＵＥ及びネットワークにおいて同期化ＴＣＰプロキシ５５５及び５５６を備え、上記ＴＣＰプロキシは、既知の３ウェイ・ハンドシェイク（「ＳＹＮ」、「ＳＹＮ ＡＣＫ」及び「ＡＣＫ」）が、ＰＣ５０５と、例えば、ウェブ・サーバ５２０との間のエンドツーエンド通信のためにトランスペラレントに通過することを可能にするよう構成される。

よって、前述のＴＣＰメッセージに含まれる情報はその場合、当初、ＴＣＰコネクションがＰＣ５０５とサーバ５２０との間の完全なエンドツーエンド接続であるということを確実にするために使用される。ＴＣＰプロキシは、３ウェイ・ハンドシェイクにおいて使用されるＳＥＱ番号及びＡＣＫ番号、並びに、ウィンドウ・スケーリング又は選択的な肯定応答などの、ネゴシエートされる何れかのオプションを観察する。このようにして、ＴＣＰプロキシは、プロキシ生成されたＡＣＫ又は早期ＡＣＫが生成された場合、ＴＣＰコネクションの実際のエンドポイントが生成したであろうＡＣＫに（できる限り近く）一致する。

よって、効果的には、サーバ及びＰＣに関する限り、ＴＣＰが事実上、接続のエア・インタフェース部分を介して動作していなくても、ＴＣＰコネクションはなお、エンドツーエンド・リンクであるようにみえる。

この例では、３ウェイ・ハンドシェイクが既に行われており、プロキシが完全に同期化されているものとする。

図示したように、「ＳＥＱ１０００」及び「ＳＥＱ２０００」はウェブ・サーバ５２０からＰＣ５０５に送出される。周知の遅延ＡＣＫ機能が動作しているものとし、通常、ＴＣＰ ＡＣＫは、一ＴＣＰセグメントおきに送出される。よって、ＳＥＱ２０００を備えたセグメントがネットワーク側プロキシ５５６においてみられた後、ＳＥＱ１０００を備えたセグメント及びＳＥＱ２０００を備えたセグメントの正しい受信を肯定応答するＴＣＰ ＡＣＫが生成される（５７２）。ネットワーク側プロキシ５５６は、無線アクセス・ネットワーク内の低位層に前述のセグメントが送出されることを可能にし、これは、その後、ＵＥ５５５におけるプロキシを介してＰＣ５０５に送出される。ＡＣＫがＰＣ５７０によって生成される。しかし、このＡＣＫは、ＵＥ５５５におけるプロキシにおいて廃棄される。上記セグメントが、プロキシによって生成されたＡＣＫ５７２によって既に肯定応答されているからである。

プロキシによって生成されたＡＣＫ５７２を受信すると、サーバは、更に２つのセグメント（ＳＥＱ３０００を備えたセグメント９０５及びＳＥＱ４０００を備えたセグメント９１０）を送出する。この例において示すように、ＳＥＱ３０００を備えたセグメントはコア・ネットワークにおいて失われている。ネットワークにおけるプロキシは、ＴＣＰスタックの動作によって規定されるように通常のやり方で反応し、ＳＥＱ４０００を備えたセグメントの受信を肯定応答するＴＣＰ ＡＣＫ９２０で応答するが、更に、ＳＥＱ３０００が受信されていない（これは、３ウェイ・ハンドシェイクにおいて、選択された肯定応答がネゴシエートされているものとする）旨を更に示す。

一方、ＳＥＱ４０００を備えたセグメントが、ネットワークにおいて通常として送出され、ポイント９３５のＵＥにおけるプロキシにおいて受信される。しかし、図９に表す機能は、このセグメントがＰＣ５０５に転送されないが、バッファリングされるということを意味している。

ＴＣＰ ＡＣＫ９２０が受信されると、サーバは、ＳＥＱ３０００を備えたセグメントを再送信する（工程９２５）。これは次いで、ネットワーク側プロキシを介して送出され、最終的に、ＵＥにおけるプロキシ・ロジックに達する。図９に表すバッファ／再配列ロジックにより、ＳＥＱ３０００を備えたセグメント、及びそれに続く、（先行して記憶された）ＳＥＱ４０００を備えたセグメントがユーザＰＣに向けて送出されることを確実にされる。

ユーザＰＣは次いで、セグメントＳＥＱ３０００及びＳＥＱ４０００の受信を肯定応答する応答５９０を送出する。効果的には、セグメントの順番通りの配信が維持される。これは次いで、ＵＥにおけるプロキシにおいて廃棄される。

図９と同様に、図１０は、本発明の実施例による、（例えば、ＲＬＣが、ＲＬＣプロトコル・データ・ユニット（ＰＤＵ）の最大再送信試行数に達し、よって、セグメント全体を廃棄することにより、）データ・セグメント「ＳＥＱ３０００」１００５がＲＡＮにおいて失われた場合の同期化ＴＣＰプロキシの動作の例を示す。

ネットワークにおけるプロキシは、応答メッセージ１１２０で、セグメントＳＥＱ３０００及びＳＥＱ４０００に肯定応答する。その後、ネットワークにおける送信側ＲＬＣエンティティは、ＳＥＱ４０００を備えたセグメントの送出を首尾良く行っていても、ＳＥＱ４０００を備えたＳＥＱ３０００を備えたセグメントの送出の試行を断念する（１０４０参照）。

プロキシ・ロジックには、図１０に記載した機能を使用して、メッセージ１０３０において再送信されるように、このセグメントについてＭＲＷが生じた旨が通知される。ＵＥにおける受信側プロキシでは、これは明らかに、ＳＥＱ４０００を備えたセグメントが、ＳＥＱ３０００を備えたセグメント前に受信されるということを明らかに表す。しかし、図９に表すケースにおけるように、図９に記載したバッファリング及び再配列ロジックは、ＳＥＱ４０００を備えたセグメントがポイント１０３５で記憶されることを確実にする。

ＳＥＱ３０００を備えたセグメントは、ＵＥにおけるプロキシにおいて受信されると、ユーザＰＣに送られ、続いて、ＳＥＱ４０００を備えた記憶されたセグメントが続く。
図９及び図１０と同様に、図１１は、本発明の実施例による、データ・セグメント「ＳＥＱ３０００」１１０５がＵＥプロキシ・ロジック５５５とクライアントＰＣ５０５との間で失われた場合に、プロトコル・アクセラレータの動作の例を示す。

ここで、ＵＥにおけるプロキシに関連付けられた標準的なＴＣＰスタック機能は、セグメントが、ＵＥにおけるプロキシと、ユーザＰＣとの間で失われた場合、ＳＥＱ３０００を備えたセグメントが受信されていないが、ＳＥＱ４０００を備えたセグメントがメッセージ１１３５において首尾良く受信されていることを示すＴＣＰ ＡＣＫをユーザＰＣ ５０５が送出した場合に、プロキシが、ＳＥＱ３０００を備えたセグメントを再送信することによって応答するということを確実にする。

特に、上述の例が示すように、エア・インタフェースの両方の端部におけるプロキシ・ロジックに導入される更なるロジックは、喪失が識別されると、実際の受信エンドポイントが実際にこのセグメントを受信する前に、ＴＣＰ ＡＣＫがプロキシから送出側に戻されるということを確実にする。

本発明の一実施例は３ＧＰＰネットワークのエア・インタフェースの両方の端部においてプロキシ・ロジックを使用する概念を説明しているが、他の例では、本発明の概念は、将来の３ＧＰＰのロング・ターム・エボリューション（ＬＴＥ）システムなどの、ＴＣＰを使用する何れかの他の通信システムに適用し得る。

本発明の実施例は、以下の効果のうちの１つ又は複数をもたらすことを目的とする。

（ｉ）再送信機能についてＴＣＰに依存するのでなく、喪失パケットの高速再送信のためのＲＬＣの使用
（ｉｉ）エア・インタフェースの両方の端部におけるプロキシ・ロジックの使用により、ＡＣＫ、ＮＡＣＫ同期化メッセージを送受信する必要性がなくなる。

図１２は、本発明の実施例における処理機能を実現するよう使用することができる通常のコンピューティング・システム１２００を示す。このタイプのコンピューティング・システムは、例えば、ＧＧＳＮ、ＲＮＣなどのコア・ネットワーク・エレメント、ノードＢ（特に、ノードＢのスケジューラ）において使用することができる。当業者は更に、他のコンピュータ・システム又はアーキテクチャを使用して本発明を実現する方法を認識するであろう。コンピューティング・システム１２００は、例えば、特定のアプリケーション又は環境について望ましいか、又は適切であり得るデスクトップ、ラップトップ、ノートブック・コンピュータ、ハンドヘルド・コンピューティング装置（ＰＤＡ、携帯電話機、パームトップ等）、メーンフレーム、サーバ、クライアント、又は何れかの他のタイプの専用又は汎用のコンピューティング装置を表し得る。コンピューティング・システム１２００はプロセッサ１２０４などの１つ又は複数のプロセッサを含み得る。プロセッサ１２０４は、例えば、マイクロプロセッサ、マイクロコントローラや他の制御ロジックなどの汎用又は専用の処理エンジンを使用して実現することが可能である。この例では、プロセッサ１２０４は、バス１２０２又は他の通信媒体に接続される。

コンピューティング・システム１２００は、プロセッサ１２０４によって実行される対象の命令及び情報を記憶するために、ランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）や他のダイナミック・メモリなどの主メモリ１２０８も含み得る。主メモリ１２０８は、プロセッサ１２０４によって実行される対象の命令の実行中に一時変数や他の中間情報を記憶するために使用することもできる。コンピューティング・システム１２００は同様に、プロセッサ１２０４の静的情報及び命令を記憶するために、バス１２０２に結合されたリード・オンリ・メモリ（ＲＯＭ）や他の静的記憶装置を含み得る。

コンピューティング・システム１２００は、情報記憶システム１２１０（例えば、メディア・ドライブ１２１２及び着脱可能な記憶インタフェース１２２０を含み得る）も含み得る。メディア・ドライブ１２１２は、ハード・ディスク・ドライブ、フロッピー（登録商標）・ディスク・ドライブ、磁気テープ・ドライブ、光ディスク・ドライブ、コンパクト・ディスク（ＣＤ）やディジタル・ビデオ・ドライブ（ＤＶＤ）読み取り又は書き込みドライブ（Ｒ又はＲＷ）や、他の着脱可能な、若しくは固定のメディア・ドライブなどの固定の、又は着脱可能な記憶媒体をサポートするためのドライブや他の機構を含み得る。記憶媒体１２１８は、メディア・ドライブ１２１２によって読み取られ、書き込まれる、例えば、ハード・ディスク、フロッピー（登録商標）・ディスク、磁気テープ、光ディスク、ＣＤ若しくはＤＶＤや他の固定の、若しくは着脱可能な媒体を含み得る。前述の例が例証するように、記憶媒体１２１８は、特定のコンピュータ・ソフトウェア又はデータを記憶させたコンピュータ読み取り可能な記憶媒体を含み得る。

別の実施例では、情報記憶システム１２１０は、コンピューティング・システム１２００にコンピュータ・プログラムや他の命令又はデータのロードを可能にするための他の同様な構成部分を含み得る。前述の構成部分は例えば、着脱可能な記憶装置１２１８からコンピューティング・システム１２００にソフトウェア及びデータを転送することを可能にする、着脱可能な記憶ユニット１２２２及びインタフェース１２２０（プログラム・カートリッジやカートリッジ・インタフェースなど）、着脱可能なメモリ（例えば、フラッシュ・メモリや他の着脱可能なメモリ・モジュール）及びメモリ・スロット、並びに他の着脱可能な記憶ユニット１２２２及びインタフェース１２２０を含み得る。

コンピューティング・システム１２００は、通信インタフェース１２２４も含み得る。通信インタフェース１２２４は、コンピューティング・システム１２００と外部装置との間でソフトウェア及びデータを転送することを可能にするために使用することが可能である。通信インタフェース１２２４の例には、モデム、ネットワーク・インタフェース（イーサネット（登録商標）や他のＮＩＣカードなど）、通信ポート（例えば、ユニバーサル・シリアル・バス（ＵＳＢ）ポートなど）、ＰＣＭＣＩＡスロット及びカード等がある。通信インタフェース１２２４を介して転送されるソフトウェア及びデータの形式は、通信インタフェース１２２４によって受信することができる電子信号、電磁気信号、光信号や他の信号であり得る信号の形式である。前述の信号は、チャネル１２２８を介して通信インタフェース１２２４に供給される。このチャネル１２２８は、信号を搬送することができ、無線媒体、有線又はケーブル、光ファイバや他の通信媒体を使用して実現することができる。チャネルの特定の例には、電話回線、セルラ電話リンク、ＲＦリンク、ネットワーク・インタフェース、ローカル・エリア・ネットワーク又はワイド・エリア・ネットワーク、及び他の通信チャネルを含む。

この文書では、「コンピュータ・プログラム・プロダクト」、「コンピュータ読み取り可能な媒体」等の語は、一般に、例えば、メモリ１２０８、記憶デバイス１２１８や記憶ユニット１２２２などの媒体を表すために使用され得る。コンピュータ読み取り可能な媒体の前述及び他の形態は、特定の動作をプロセッサに行わせるためにプロセッサ１２０４によって使用されるための１つ又は複数の命令を記憶し得る。前述の命令は、一般に、（コンピュータ・プログラムや他のグルーピングの形式にグループ化することができる）「コンピュータ・プログラム・コード」として表され、実行されると、本発明の実施例の機能をコンピューティング・システム１２００が行うことを可能にする。符号は、直接、プロセッサに、特定の動作を行わせ、そうするようコンパイルさせ、かつ／又は、そうするための他のソフトウェア、ハードウェア、及び／若しくは、ファームウェア構成要素（例えば、標準機能を行うためのライブラリ）と組合せさせ得る。

構成要素がソフトウェアを使用して実現される実施例では、ソフトウェアは、コンピュータ読み取り可能な媒体に記憶され、例えば、着脱可能な記憶ドライブ１２１２、ドライブ１２１２又は通信インタフェース１２２４を使用してコンピューティング・システム１２００にロードされ得る。制御ロジック（この例では、ソフトウェア命令又はコンピュータ・プログラム・コード）は、プロセッサ１２０４によって実行されると、本明細書及び特許請求の範囲記載の本発明の機能をプロセッサ１２０４に行わせる。

明瞭にする目的で、上記説明では、別々の機能的装置及びプロセッサを参照して本発明の実施例を説明している。しかし、別々の機能的装置、プロセッサ又は領域間の機能の何れかの適切な配分を、本発明から逸脱しない限り、使用することができるということが明らかになるであろう。例えば、別個のプロセッサ又はコントローラによって行うよう例証された機能は、同じプロセッサ又はコントローラによって行うことができる。よって、特定の機能装置への参照は単に、厳密な論理的又は物理的構造若しくは編成を示すよりも、前述の機能を提供するために適切な手段への参照としてみるものとする。

本発明の局面は、ハードウェア、ソフトウェア、ファームウェア、又は前述の何れかの組み合わせを含む何れかの適切な形態で実現することができる。本発明は、任意的には、１つ又は複数のデータ・プロセッサ上及び／若しくはディジタル信号プロセッサ上で実行するコンピュータ・ソフトウェアとして少なくとも部分的に実現することができる。よって、本発明の実施例の構成要素及び構成部分は、何れかの適切なやり方で物理的、機能的、及び論理的に実現することができる。実際に、機能は、単一のユニットで実現しても、複数のユニットで実現しても、他の機能ユニットの一部として実現してもよい。

本発明は、実施例に関して説明してきたが、本明細書及び特許請求の範囲記載の特定の形態に限定することを意図するものでない。むしろ、本発明の範囲は、特許請求の範囲によってのみ限定される。更に、特定の実施例に関して構成を説明しているようにみえることがあり得るが、本明細書及び特許請求の範囲記載の実施例の種々の構成を本発明によって組み合わせることができることを当業者は認識するであろう。

更に、個々に列挙しているが、複数の手段、構成要素又は方法工程を例えば、単一の装置又はプロセッサによって実現することができる。更に、個々の構成を別々の請求項に含めていることがあり得るが、これらは、場合によっては、組み合わせることが効果的であり得るものであり、別々の請求項に含めていることは、構成の組み合わせが実施可能でないこと及び／又は効果的でないことを示唆しているものでない。更に、請求項の一カテゴリに構成を含めていることは、このカテゴリへの限定を示唆するものでなく、むしろ、上記構成が、適宜、他のクレーム・カテゴリにも同様に適用可能であることを示している。
更に、請求項における構成の順序は、構成を行わなければならない何れかの特定の順序を示唆するものでなく、特に、方法クレームにおける個々の工程の順序は、工程をこの順序で行わなければならないことを示唆するものでない。むしろ、工程は、何れかの適切な順序で行うことができる。更に、単数形の参照は複数形を排除するものでない。よって、「ａ」、「ａｎ」、「第１の」、「第２の」等に対する参照は複数形を排除するものでない。

Claims (22)

1. 第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間の高レーテンシ通信リンクの一端にある通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記通信エンティティは、
   前記第１のトランシーバ・エンティティと前記第２のトランシーバ・エンティティとの間の伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）通信をサポートするための通信ロジックと、
   受信セグメントを検査するためのプロキシ・ロジックとを備え、
   前記プロキシ・ロジックは、前記受信セグメントがデータを含んでいないことの識別に応じて、前記プロキシ・ロジックを介して前記第１のトランシーバ・エンティティと前記第２のトランシーバ・エンティティとの間を複数の同期化セグメントが通過することをトランスペアレントに可能にするよう動作可能であり、
   前記プロキシ・ロジックは、前記複数の同期化セグメント及び前記受信セグメントに基づいて少なくとも１つの肯定応答メッセージを局所に生成するよう更に動作可能である通信エンティティ。
2. 請求項１記載の通信エンティティ（５１０，５２０）であって、前記プロキシ・ロジックは、後に受信されたセグメントがデータを含む場合に再同期化を行うよう更に動作可能であり、前記再同期化は、前記後に受信されたセグメントに含まれるシーケンス番号に基づく通信エンティティ。
3. 請求項２記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記プロキシ・ロジックは、データを含まない何れかの後の受信セグメントを却下するよう更に動作可能な通信エンティティ。
4. 請求項１乃至３の何れか一項に記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記複数の同期化セグメントが３ウェイ・ハンドシェイクを備える通信エンティティ。
5. 請求項４記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記３ウェイ・ハンドシェイクは、
   同期化表示（ＳＹＮ ５４２）、
   同期化肯定応答表示（ＳＹＮ ＡＣＫ５４４）、及び
   肯定応答表示（ＡＣＫ ５４６）
   のうちの少なくとも１つを備える通信エンティティ。
6. 請求項１乃至５のうちの何れか一項に記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記高レーテンシ通信リンクは無線データ通信システムのエア・インタフェースである通信エンティティ。
7. 請求項１乃至６の何れか一項に記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記プロキシ・ロジックは、
   受信ウィンドウ移動（ＭＲＷ）、及び
   リセット
   のうちの一方が生じた時点を求めることにより、データ・セグメントの喪失を識別するための無線リンク制御ロジックを更に備える通信エンティティ。
8. 請求項７記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記無線リンク制御ロジックは、バッファ・ロジックに、動作可能に結合され、前記バッファ・ロジックは、データ・セグメント全てが、無線リンクによって制御されており、ＲＬＣによって肯定応答されている旨を前記無線リンク制御ロジックが前記バッファ・ロジックに示すまで受信データ・セグメントを記憶するよう動作可能である通信エンティティ。
9. 請求項８記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記バッファ・ロジックは、前記無線リンク制御ロジックからの表示に応じて、前記バッファ・ロジックのバッファから、前記肯定応答されたデータを廃棄するよう動作可能な通信エンティティ。
10. 請求項７乃至９の何れか一項に記載の通信エンティティ（５１０，５２０）であって、前記通信エンティティは、前記高レーテンシ通信リンクの受信側にあり、前記無線リンク制御ロジックは、前記無線リンク制御ロジックによって宣言されたＭＲＷ又はリセットにより、前記データ・セグメントのシーケンス番号全てが、首尾良く受信された訳でない場合に、欠落データを再送信する旨を要求するよう動作可能である通信エンティティ。
11. 請求項７乃至９の何れか一項に記載の通信エンティティ（５１０，５２０）であって、前記通信エンティティは前記高レーテンシ通信リンクの送信側にあり、前記無線リンク制御ロジックは、前記高レーテンシ通信リンクを介して送出された少なくとも１つのデータ・セグメントがＭＲＷ又はリセットを受けており、よって、前記受信側のＲＬＣピア・エンティティで受信されておらず、前記バッファ・ロジックからの肯定応答されていないＲＬＣデータ・セグメントの再送信をそれに応じて開始するよう動作可能である通信エンティティ。
12. 請求項１乃至１１の何れか一項に記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記プロキシ・ロジックは、前記同期化セグメントを使用して正しく同期化された否定ＴＣＰ応答（ＮＡＣＫ）を局所的に生成するよう動作可能な通信エンティティ。
13. 請求項８乃至１２の何れか一項に記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記バッファ・ロジックは、前記複数の同期化セグメント内の
    シーケンス番号（ＳＥＱ）、
    肯定応答（ＡＣＫ）番号、
    ウィンドウ・スケーリング、
    選択的肯定応答、及び、
    タイムスタンプ
    のうちの少なくとも１つのメンテナンスを観察するよう動作可能な送信バッファ・ロジック及び受信バッファ・ロジックを備える通信エンティティ。
14. 請求項１３記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記プロキシ・ロジックは、プロキシがない場合、受信側のエンティティによって実質的に生成されたであろう
    シーケンス番号（ＳＥＱ）、
    肯定応答（ＡＣＫ）番号、
    ウィンドウ・スケーリング、
    選択的な肯定応答、及び
    タイムスタンプ
    の以下のうちの少なくとも１つの観察されたメンテナンスに基づいて早期ＡＣＫメッセージを生成するよう動作可能である通信エンティティ。
15. 請求項１３又は１４に記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記プロキシ・ロジックは、前記ウィンドウ・スケーリングに基づいてＡＣＫメッセージ又はＮＡＣＫメッセージにおいてシグナリングされるａｗｎｄ値を受信するよう動作可能である通信エンティティ。
16. 請求項１５記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記プロキシ・ロジックは、バッファ占有量に基づいてａｗｎｄ値を算出するよう動作可能な通信エンティティ。
17. 請求項１乃至１６の何れか一項に記載の通信エンティティ（５１０、５２０）であって、前記ＴＣＰ ＡＣＫ がデータを含まない旨を前記プロキシ・ロジックが判定することに応じて、前記高レーテンシ通信リンクを介して前記プロキシ・ロジックが、ＴＣＰ ＡＣＫ を終結させ、前記ＴＣＰ ＡＣＫ を送出しないよう動作可能な通信エンティティ。
18. 請求項１乃至１７記載の通信エンティティ（５１０，５２０）であって、前記プロキシ・ロジックは、受信側のＴＣＰエンティティがその個別のＡＣＫを送信する前にＴＣＰ ＡＣＫを送信エンティティに戻すよう動作可能な通信エンティティ。
19. 請求項１乃至１８の何れか一項に記載の通信エンティティ（５１０，５２０）であって、 前記通信エンティティは、
    ユーザ機器（ＵＥ）、又は
    ネットワーク・エンティティであり、
    前記通信ロジックは、第３世代パートナーシップ・プロジェクト（３ＧＰＰ）データ通信システムを介してＴＣＰ通信を可能にする通信エンティティ。
20. 第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間の高レーテンシ通信リンクの一端にある通信エンティティ（５１０、５２０）における伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）通信をサポートするためのプロキシ・ロジックであって、
    受信セグメントを検査するための検査ロジックであって、前記受信セグメントがデータを含まないということの識別に応じて、前記検査ロジックが、前記プロキシ・ロジックを介して前記第１のトランシーバ・エンティティと前記第２のトランシーバ・エンティティとの間を複数の同期化セグメントが通過することをトランスペアレントに可能にするよう動作可能である検査ロジックと、
    前記複数の同期化セグメント、及び前記受信セグメントの少なくとも一方に基づいて少なくとも１つの肯定応答メッセージを生成するための肯定応答ロジックとを備えるプロキシ・ロジック。
21. データ通信システムにおける第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間の高レーテンシ通信リンクの一端にある通信エンティティにより、伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）通信を提供する、コンピュータによって可能にされる方法であって、受信セグメントをＴＣＰプロキシ・ロジックによって検査する工程と、前記受信セグメントがデータを含まないとの判定に応じて、前記プロキシ・ロジックを介して前記第１のトランシーバ・エンティティと前記第２のトランシ―バ・エンティティとの間を複数の同期化セグメントが通過することをトランスペアレントに可能にする工程と、前記複数の同期化セグメント及び前記受信セグメントの少なくとも一方に基づいて少なくとも１つの肯定応答メッセージを前記プロキシ・ロジックによって局所に生成する工程とを備える方法。
22. 高レーテンシ通信リンクの一端にあり、第１のトランシーバ・エンティティと第２のトランシーバ・エンティティとの間の伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）通信をサポートする通信エンティティを備えるデータ通信システムであって、前記データ通信システムは、
    前記通信エンティティにあるプロキシ・ロジックを備え、前記プロキシ・ロジックは、受信セグメントを検査するよう動作可能であり、前記受信セグメントがデータを含まないということの識別に応じて、前記プロキシ・ロジックを介して前記第１のトランシーバ・エンティティと前記第２のトランシーバ・エンティティとの間を複数の同期化セグメントが通過することをトランスペアレントに可能にするよう動作可能であり、前記プロキシ・ロジックは、前記複数の同期化セグメント、及び前記受信セグメントの少なくとも一方に基づいて少なくとも１つの肯定応答メッセージを局所に生成するよう更に動作可能であるデータ通信システム。
    

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