JP5576553B2 - 通信ネットワークにおいてキューを扱う方法及びシステム、並びに対応するコンピュータプログラム製品 - Google Patents

Description

本開示は、通信ネットワークにおいてキューを扱う技術に関する。
本開示は、アップリンクパケットアクセスのセルラーネットワークにおいて、リアルタイムフローのスケジューリングに適用できることに留意して考案され、アップリンクパケットアクセスのセルラーネットワークとは、例えばＵＭＴＳ高速アップリンクパケットアクセス（Ｈｉｇｈ−Ｓｐｅｅｄ Ｕｐｌｉｎｋ Ｐａｃｋｅｔ Ａｃｃｅｓｓ：ＨＳＵＰＡ）やロングタームエボリューション（Ｌｏｎｇ Ｔｅｒｍ Ｅｖｏｌｕｔｉｏｎ：ＬＴＥ）等である。

セルラー通信ネットワーク、例えば、ＨＳＵＰＡやＬＴＥ（ＵＭＴＳのロングタームエボリューション）等の３Ｇ＋セルラーネットワークは、多様なサービスをユーザへ提供するために現在利用され、今後も利用されるものであり、このサービスは、例えば音声及びビデオ電話、ライブビデオストリーミング等のリアルタイムサービスを含む。リアルタイムサービスは、制限を受けたエンドツーエンド遅延要求を有し、これが適切に実行されると、各スケジューリングホップでの遅延も制限を受けることになる。各パケットのエンドツーエンド経路は、２つのエンド（アクセス）セグメントと、１つのコアネットワークを含む。コアネットワークは、概してオーバープロビジョニングされるか、標準のＱｏＳを可能にするアーキテクチャを利用するか、又は、概してオーバープロビジョニングされ且つ標準のＱｏＳを可能にするアーキテクチャを利用し、これらのアーキテクチャは、例えばディファレンシエーテッドサービス（ＤｉｆｆＳｅｒｖ）及びマルチプロトコル・ラベル・スイッチング（Ｍｕｌｔｉｐｒｏｔｏｃｏｌ Ｌａｂｅｌ Ｓｗｉｔｃｈｉｎｇ）ベースのトラフィックエンジニアリング（ＭＰＬＳ−ＴＥ）のうち一方又は双方であり、これらのアーキテクチャは高度にチューニングされ、ＱｏＳ保証を提供するのに効果を発揮するのが通常である。そのような状況では、アクセスセグメントが、信頼できるリアルタイムサービスを可能にするために重要な役割を果たす。

文書ＥＰ−Ａ−１ ８８５ ０９０は、ＩＥＥＥ ８０２．１６ｄ／ｅ（ＷｉＭＡＸ）又は類似のＰＭＰ（ポイント・ツー・マルチポイント）通信ネットワークのＭＡＣで実施されるスケジューリング手順を開示している。この手順は、どの無線フレームにおいても、そのフレームで接続をサービスすることがすでに計画された接続のみを処理し、かつ、全てのサービスされた接続について、次のスケジューリングに最も適するフレームを決定するステップを含む。数多くのテーブルを用いて、現在の無線フレーム及び計画されたタイムホライズンまでのこれからの無線フレームでサービスされる接続の接続識別子を格納する。すべての無線フレームで、現在のフレームのテーブルに挿入された接続が処理され、帯域幅が可変長ブロックに割り当てられ、実行された割り当て及びトラフィックレートパラメータに従い次にサービスするフレームが評価される。帯域幅割り当てと次のスケジューリングフレームの計算とが、あらゆるサービス接続のスケジューリングタイプに基づいて実行される。アップリンクスケジューラを参照して、端局（ＴＳ）の入力キュー長の推定が実行される。推定は帯域幅要求を受け取るたびに、インクリメンタル要求の値を追加すること、又はアグリゲート要求の場合には新しい値を設定することにより更新される。アップリンクＰＤＵを受け取るときは、ＴＳキュー推定は、実際に用いられたバイト数がデクリメントされ、キュー推定は、パディングにより完全に埋められたバーストを受けたときにリセットされるが、これは、トラフィックにも管理データにも用いられなかったバーストは、アグリゲート要求が０に設定されていると解釈されるからである。

加えて、Ｂ．Ｗａｎｇらによる“Ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ ｏｆ ＶＯＩＰ ｏｎ ＨＳＤＰＡ”， Ｐｒｏｃ． ｏｆ ＩＥＥＥ ＶＴＣ Ｓｐｒｉｎｇ ’０５， Ｊｕｎｅ ２００５，又はＭ．Ａｎｄｒｅｏｚｚｉらによる“Ｆｌｅｘｉｂｌｅ Ｓｃｈｅｄｕｌｉｎｇ ｆｏｒ Ｒｅａｌ−Ｔｉｍｅ Ｓｅｒｖｉｃｅｓ ｉｎ Ｈｉｇｈ−Ｓｐｅｅｄ Ｐａｃｋｅｔ Ａｃｃｅｓｓ Ｃｅｌｌｕｌａｒ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ”， Ｅｕｒｏｐｅａｎ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ ２００９， Ａａｌｂｏｒｇ （ＤＫ） １７−２０ Ｍａｙ ２００９等の文書は、キューが、物理的にノードＢに配置される構成を開示している。

上で述べた通信ネットワークのためのスケジューリング手順は、キュー推定フレームワークを利用して、全ての無線フレームについて、そのフレームですでにサービスされることが計画された接続のみを処理するスケジューリング手順を用いることにより、アップリンクスケジューリングを実行する。

本願の発明者は、これだと必然的に洗練されないキュー推定になることに気付いた。また、本願の発明者は、考慮される状況では、伝送されるデータを、アップリンクのシグナル伝達要求を待つことなく、予測的に（ｐｒｏａｃｔｉｖｅｌｙ）スケジューリングすることができれば望ましい特徴になるであろうことに注目した。

したがって本発明の目的は、予測的なスケジューリングを可能にすることで、とりわけ、より洗練されたキュー推定を可能にする、改善された解決策を提供することである。

本発明によれば、その目的は、以下に記す請求項に記載の特徴を有する方法によって達成される。本発明はさらに、対応するシステム（例えばネットワーク内のノード）及び、対応するコンピュータプログラム製品に関し、この対応するコンピュータプログラム製品は、少なくとも１つのコンピュータのメモリにロード可能であって、該製品がコンピュータ上で実行される場合に本発明の方法のステップを行うためのソフトウェアコード部分を含む。本明細書では、そのようなコンピュータプログラム製品への言及は、コンピュータシステムを制御して本発明の方法の実行を調整させるための命令を備えるコンピュータ可読媒体への言及に等しいものとする。「少なくとも１つのコンピュータ」への言及は、本発明が分散／モジュール方式で実装される可能性を強調することを明白に意図している。

請求項は、本明細書で提供される本開示の不可欠な部分である。
さまざまな実施形態は、ユーザが受けるチャネル状況を、十分利用できるようにするために、アップリンクスケジューラによりフレームワークとして利用することができるキュー推定手順を提供する。

さまざまな実施形態は、キューのサイズ及びＰＤＵ生成時刻の双方の推定を提供するものであり、キューの長さの推定だけを提供するものではない。さまざまな実施形態では、結果として生じる出力は完全なデータ構造であり、単なる数ではない。

さまざまな実施形態は、各ＵＥのキューをノードＢで再現することに基づいており、キューのパケットのサイズ及び生成時刻を知り、スケジューラがそのような情報を使用できるようにする。さまざまな実施形態はあらゆるタイプのトラフィックに適するが、さまざまな実施形態は周期的なトラフィック（例えばＶｏＩＰ）を扱うようことに適合している。

さらに、いくつかの実施形態はＨＳＵＰＡに適用可能であるが、さまざまな実施形態は、軽微な修正を行うことで他の類似のアクセス技術（例えば、ＬＴＥ）に容易に適用することができる。

さまざまな実施形態は、セルラーネットワークのアップリンクアクセスセグメント、例えばＨＳＵＰＡ等、を考慮している。このようなネットワークでは、スケジューリングは、ノードＢと呼ばれる中央エンティティにより調整される。

セル内のユーザ装置（ＵＥ、例えば携帯電話又は携帯端末）は、自身のトラフィックをノードＢへ送る。伝送時間間隔（ＴＴＩ）と呼ばれる、スケジューリング周期毎に、ノードＢは各ＵＥについてサービンググラント（ＳＧ）を計算し、サービンググラント（ＳＧ）は、ＵＥが拡張専用チャネル（Ｅ−ＤＣＨ）を介して伝送できるビットの量の基準値を、―直接的又は間接的に―定めるものである。

ＳＧは、（例えばノードＢで受けるパワーを制限するために）いくつかの性能基準に従って計算することができ、ノードＢがいくつかのＵＥからの同時に行われた伝送を復号できるようにする。プロトコルデータ単位（ＰＤＵ）と呼ばれることもあるデータパケットは、ＵＥキュー長にバッファされて無線インターフェースを越えて伝送される。

上位層データパケットは長いので、いくつかのＰＤＵにセグメント化することができ、そして最後のＰＤＵを埋めるためにパディングを加えることができる。ノードＢは、ＵＥキューのバックログ状態をスケジューリング情報（ＳＩ）から得て、ＳＩは、（もしあれば）ＵＥにより送られるＰＤＵ、又は（そうでなければ）単独の伝送のいずれかでピギーバックされる。それゆえＳＩはテーブルに従って量子化され、したがって上記ですでに述べたように、ＳＩから正確なバックログ状態を再現することは常にできるわけではない。

さまざまな実施形態では、「賢い（ｃｌｅｖｅｒ）」スケジューリング解決策が、ＵＥにより報告されたＳＩに基づいてＳＧを計算し、このようにして、長すぎるＳＧの発行、リソースの望ましくない浪費、ＴＴＩにおいてサービスできるＵＥの数の低減というリスクをなくしている。さまざまな実施形態では、リアルタイムトラフィックが考慮されるとき、各キューにＰＤＵがいくつ含まれているか及びそれに関連するサイズを知ることに加え、ＰＤＵのそれぞれを伝送する期限を知ることに関心があることもあり、この期限はＳＩだけからは推測できないこと、を考慮している。さまざまな実施形態では、単純な計算を用いて、ノードＢは、ＳＩを入力として、ＵＥキューのバックログ状態の十分正確な推定を再現することができ、したがって再現された推定（仮想キュー又はＶＱとも呼ばれる）を提供することができ、再現された推定は対｛［ｌｏ，ｈｉ］，ｄ｝のリストで表され、ｌｏ、ｈｉは、時刻ｄに生成されたＵＥキュー内のＰＤＵの数の、上限と下限である。さまざまな実施形態は、上記の情報を考慮した任意のスケジューリング手順（例えば、ダウンリンク方向のリアルタイムスケジューリングで使用されるものであって、キューがノードＢに物理的に配置され、軽微な修正によりＨＳＵＰＡとともに機能することに適合したもの）と協働することができる。

さまざまな実施形態では、仮想キュー又はＶＱの手順は、実際のトラフィック生成プロファイルに関する仮定を行わず、したがって非リアルタイムトラフィック（例えば、ＨＴＴＰ）を含む任意の種類のトラフィックに適すが、非リアルタイムトラフィックでは、キューされた全てのパケットのサイズ及び生成時刻を知ることによりスケジューラが受ける恩恵が小さいことがある。

リアルタイムトラフィックに関するかぎりでは、周期的なトラフィックは関連のある役割を果たすことができる。例えば、音声フローは周期的なパケット生成の振る舞いを有する。音声フローは「オン」期間（トークスパート）と、―通常そうであるように音声フローが音声区画検出（ＶＡＤ）を有する場合の―「オフ」すなわち無音期間とを交互に行い、「オン」期間（トークスパート）は、音声フローが固定長パケットを一定の間隔時間（例えば、ＡＭＲコーデックであれば２０秒）で生成するときであり、「オフ」すなわち無音期間は、音声フローがパケットを全く生成しないか、より少ないパケットを生成するかのいずれかを行うときである。

通常は、音声コーデックは、ＶｏＩＰフローの設定時にＲＮＣで知られ、たとえば、ＰＤＰコンテキストがアクティブであるときにＲＮＣ（無線ネットワークコントローラ）へ送られたＲＡＢ割り当てメッセージのソース・スタティスティック・ディスクリプタ（Ｓｏｕｒｃｅ Ｓｔａｔｉｓｔｉｃ Ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ）フィールドで知られる。

さまざまな実施形態では、したがってＲＮＣは、ノードＢに上記情報を提供することができ、この情報を用いてフロー特性（すなわち、フロー周期及びパケットサイズ、ＶＡＤを有するか否か、オフ期間の間にパケットを生成するか等）を特定することができる。このように、ＶＱ手順を洗練して、フロー特性とより上手く合うようにし、結果として、再現されたＶＱのエラーを低減できる。

さらに、周期的なトラフィックが存在する場合、近い将来（すなわち、次の１〜２ＴＴＩ）に、ＰＤＵの到着を予測の可能性がある。これが関心対象になり得るのは、反応的に、すなわちＵＥにより報告されたＳＩに基づいてＳＧを発行すると、無視できないシグナル伝達遅延が生じるからであり、この遅延は（少なくとも）２ＴＴＩ、すなわち、１０ミリ秒ＴＴＩの実施では２０ミリ秒、に等しい。

さまざまな実施形態では、このようなシグナル伝達遅延は、可能なＳＧが実際に用いられる時刻、すなわち後続のＴＴＩの、ＵＥキューのバックログ状態を予測することにより回避することができる。このように、ＳＧは、ＳＩが実際にノードＢへ運ばれる前に、予測的に、すなわち予測されたＵＥキューの状態に基づいて発行することができる。これは、関係するＵＥでＳＧが実際に利用される時刻のＶＱの状態を予測してＳＧを計算することにより達成される。

さまざまな実施形態では、予測的スケジューリングは、非周期的な又は十分な予測ができないアップリンクフローの標準的（反応的）なスケジューリングと共存することができ、パケット生成時点の信頼できる推定が利用可能か否かに従い、同じフロー上でオンオフを任意に切り替えることができる。

さまざまな実施形態では、仮想キュー技術を他の技術にも適用することができる。実際には、ＵＭＴＳのロングタームエボリューション（ＬＴＥ）が、潜在的な適用領域のもう１つである。

ＬＴＥでは、アップリンクリソースのスケジューリングはｅノードＢで行われる。ｅノードＢは、所定の時間／周波数リソースをＵＥに割り当て、ＵＥに使用する伝送フォーマットを知らせる。ＨＳＵＰＡと同様に、スケジューリングの決定はＱｏＳパラメータ、ＵＥバッファ状態、アップリンクチャネル品質測定に基づくことができる。ＨＳＰＡと同様に、ｅノードＢに報告されたＵＥバッファ状態は、現実のＵＥバッファの占有率の粗いバージョンであり、ＨＳＰＡで使用されるものに類似した量子化テーブルが、ＵＥバッファの占有率を符号化するために用いられる。

さらにＬＴＥでは、ＨＳＰＡと同様に、アップリンクトラフィック期限の直接的な知識を得る方法がない。したがって、さまざまな実施形態では、ＨＳＰＡのノードＢレベルで可能なＵＥバッファ状態の再現を、軽微な調整でＬＴＥのｅノードＢのＭＡＣ層へ簡単に移植することができ、期限ベースのスケジューラをＬＴＥアーキテクチャのアップリンク側でも実行できるようにする。

さまざまな実施形態では、仮想キューイングを以下の要求を満たす任意の技術に適用することができる。
−パケットがいくつかの固定長ＰＤＵにセグメント化され、このＰＤＵの長さはセンダ及びレシーバの双方に既知であり、この長さは全てのセンダで同じである必要はない
−アップリンクバッファの状態が、いくつかのＰＤＵで測定された正確な又は大凡のバッファ長のいずれかをノードＢへ運ぶことにより報告される。報告は、周期的又は非周期的のいずれかで行うことができる。
−（バッファ状態の報告の）レシーバが、センダのスケジューリンググラントを決定する。

さまざまな実施形態では、第２のポイントでの情報単位の到着処理が周期的であることが既知である場合、周期的にキュー長を固定量増やすことと、第２のポイント（例えばユーザ装置又はＵＥ）から第１のポイント（例えば基地局）へ伝送されて検出された情報単位の数を減算することとにより、キュー長の改善された推定が得られる。推定キュー長は、第２のポイント（例えばＵＥ）により報告された量子化キュー長情報と比較され、この比較における任意のミスマッチが、第２のポイントでの周期的なパケット生成の始まりと終わりを推測するのに用いられる。

添付図面を参照して、本発明の説明を行うが、これは例示に過ぎない。

一実施形態のＳＩ及びＳＧのタイミングを示す。 一実施形態のスケジューリングフレームワークのブロック図である。 一実施形態の初めのオフセットに従う、パケットの可能なシーケンスを示す。 一実施形態の予測的スケジューリングの高レベル例を示す。 一実施形態の予測的スケジューリングの、所定の可能な関連する量を示す。

以下の記載には、実施形態の完全な理解を提供するために多数の特定の詳細が含まれている。実施形態は、１又は複数のこれらの特定の詳細を用いずに実施してもよいし、あるいは他の方法、コンポーネント、材料等を用いて実施してもよい。また、周知の構造、材料、又は動作を詳細に表示又は記載していないのは、実施形態の態様が曖昧にならないようにするためである。

本明細書全体において、「一実施形態」又は「実施形態」への言及は、その実施形態に関して記載された特定の特徴、構造、又は特性が少なくとも１つの実施形態に含まれていることを意味する。したがって、「一実施形態では」又は「実施形態では」という語句が本明細書全体を通じ随所に現れるが、それらが全て同一の実施形態を指しているわけではない。さらに、特定の特徴、構造、又は特性は、１又は複数の実施形態において任意の適宜の方法で組み合わせてもよい。

本明細書において、見出しは便宜上記載しただけであり、実施形態の範囲又は意味を説明するものではない。
導入として、ＨＳＵＰＡ技術のいくつかの基本概念を、ＳＩ報告機構及びＳＧシグナル伝達機構に重点を置いて要約し、それから音声トラフィックと併用できる、ＨＳＵＰＡの非スケジューリング機構を、音声コーデック及びそれらの特性とともに概括する。

ＨＳＵＰＡについては、ＵＭＴＳ無線アクセスネットワーク（ＵＴＲＡＮ）は３つの主要なネットワーク要素を含み、これらは、無線ネットワークコントローラ（ＲＮＣ）、基地局（ノードＢ）、及びユーザ装置（ＵＥ）である。ＲＮＣが１又は複数のノードＢを制御し、ノードＢはＵＥがローミングする１つのセルを担当する。

ＨＳＵＰＡでは、ノードＢは、２又は１０ミリ秒のＴＴＩを用いてスケジューリング決定を調整する。プロトコルデータ単位すなわちＰＤＵは、ＵＥに物理的に格納されている。しかし、ノードＢは、スケジューリング情報（ＳＩ）からＵＥキューのバックログ状態を得て、ＳＩは、ＵＥ上の全バックログと、最高の優先度のフローと見なされるバックログ（すなわち、内部ＵＥスケジューラにより選択されるであろうもの）の割合とを含む。両方とも、５ビット及び４ビットのインデクスをそれぞれ用いて、２つの非線形テーブルに従い量子化されて（すでに上で記載した第３世代パートナーシッププロジェクトのウェブサイトを参照のこと）、正確なバックログ状態を再現することができないようになる。ＵＥは常に、高く見積もられたバックログをノードＢへ報告する。

ノードＢは、さまざまなＵＥに、スケジューリンググラント（ＳＧ）を割り当てることにより、データ送信パワーを割り振る。受けたＳＧに応じてＵＥは適切なコーディングを選択し、コーディングにより使用されるＴＢＳも決まる。ＳＧとＴＢＳ（トランスポートブロックサイズ又はセット）の間のマッピングは、Ｅ−ＤＣＨトランスポートフォーマットコンビネーション（ＥＴＦＣ）テーブルであらかじめ構成され、Ｅ−ＤＣＨトランスポートフォーマットコンビネーション（ＥＴＦＣ）テーブルはノードＢ及びＵＥの両方に知られている。無効のＳＧはゼログラントと呼ばれ、ＵＥにデータ伝送をさせないようにする。

ＳＩ報告及びＳＧシグナル伝達を考慮する際には、まず一般的なユーザ装置すなわちＵＥに注目することができ、仮にこれをｉとする。ｉは１つのリアルタイムフローを有すると仮定することができ、これは最高の優先度で内部スケジューリングされるものである。フローのＱｏＳクラスは、セットアップネゴシエーションによりノードＢに知られている。以後フロー情報と呼ぶいくつかの他の情報が、通常は少なくともＲＮＣで利用可能である（そしてＲＮＣはフロー情報をノードＢへ通信することができる）。例えば、この情報は使用される音声コーデックを含むと考えることができ、情報が音声コーデックを含むことは（通常起こる）既知の可能性の有限な選択の１つである。

標準ＳＩ量子化テーブル（テーブル１）を下のように、バイト（左）及び４０バイトＰＤＵ（右）の両方で報告する。このテーブル１では、この例で報告されなかったＳＩ値はグレーで示されている。

このテーブルでは、左側にバイトでの大きさが報告されているが、キューは実際にはいくつかの固定長ＰＤＵを含み、固定長ＰＤＵの長さはノードＢにより選択される。ＰＤＵ長は任意に設定することができる。一般的な値は４０バイトであり、４０バイトというのは、ひとつの音声パケット全体をひとつのＰＤＵに含むことができる程度の値である。

テーブル１の右側には、各ＳＩ値に関連付けられた４０バイトＰＤＵの数が示されている。例えば、キューが２４から３１のＰＤＵをバッファしているのであれば、ＵＥは１８という値を報告する。所与のＰＤＵサイズについて、量子化テーブルは２つのゾーンに分割される。すなわち、非曖昧ゾーンと曖昧ゾーンであり、非曖昧ゾーンは、ＵＥの正確なバックログを推測することができるＳＩのセット（すなわち、４０バイトＰＤＵでは０≦ＳＩ≦１２）に存在し、曖昧ゾーンでは量子化間隔はＰＤＵサイズよりも大きくなる。さらに、―非曖昧領域では―全てのＳＩ値が実際に可能であるとは限らない。曖昧領域の幅はＰＤＵサイズに依存する。ＰＤＵサイズが大きくなるほど、曖昧領域は狭くなり、各量子化間隔の幅も狭くなる。

以下において、ＳＩ量子化に言及するときは常に、ＰＤＵは４０バイトの長さと仮定する。これは量子化の観点では、「あまり感心しない」仮定と見なされるものである。しかし、ＰＤＵサイズはさまざまな実施形態のパフォーマンス−及び有効性−には関係するかもしれないが、さまざまな実施形態はＰＤＵサイズに依存しない。

ＵＥアプリケーションは、いくつかの時点において、複数のＰＤＵが（ＦＩＦＯ）ＵＥキューに挿入されるように、パケットを生成する。ＵＥは、ノードＢからＳＧを受けたとき、１つのＴＴＩに１つのＭＡＣ−Ｅ ＰＤＵを伝送し、１つのＭＡＣ−Ｅ ＰＤＵは、ゼロ以上のＰＤＵ及びＳＩの一方又は双方を含む。元のパケットはノードＢで再構築されるため、これらのＰＤＵは異なるパケットに属すことがある。これは、ノードＢのスケジューリングモジュールが、ＰＤＵのセットを受けるときに、パケットの境界を知ることができることを意味する。しかし、ここではそのような仮定は行わない。

ＵＥでキューされたパケットは、ノードＢでなされたスケジューリングの決定により除去されるか、又は既知のドロップのタイムアウト後、ＵＥによりドロップされる。一般性を失うことなく、１つのパケットが１つのＴＴＩに生成されると仮定することができる。実際のところ、ＵＥはパケットをアトミックに伝送する必要がなく、同じ伝送でいくつかのパケットのＰＤＵを混ぜることができる（ただし、ＦＩＦＯの順序は維持する）。さらに、ＴＴＩよりも小さな分解能をもつイベントを突き止めるのは不可能なことがあるが、リアルタイムスケジューリングの観点からは同じＴＴＩで生成されたフローのパケットは同じ期限をもつことになる。

以下において、純粋に説明を簡単にするために、時間をＴＴＩの長さに正規化して、ＴＴＩのシーケンスが自然数のシーケンスになるようにする。ＵＥで所与のＴＴＩであるＴに発行されたＳＩは、ＴまでのＵＥのキューの状態を報告する。しかし、このＳＩは時刻Ｔ＋１にノードＢに到達する。ノードＢがゼロ時刻におけるスケジューリングの決定を計算できると仮定すると、ノードＢは、後続のＳＧを発行するときに、そのＳＩを引き続き考慮することができることになる。後続のＳＧは、時刻Ｔ＋２にＵＥに到達する。したがって、最良の例では、シグナル伝達遅延は２ＴＴＩと等しくなる。

本明細書の図１は、ノードＢとユーザ装置すなわちＵＥとの間の通信のＳＩ及びＳＧのタイミングの例である。１０ミリ秒ＴＴＩの実施では、ＳＧが実際には２ミリ秒の長さであるため、このようなシグナル伝達遅延が確かに達成可能であり、ＳＧは１０ミリ秒の期間に５回繰り返される。したがって、ノードＢが、例えばセル内のＵＥについてＳＧを計算するのに２ミリ秒かかり、初めの２ミリ秒時点をブランクのままにし、実際には正しいＳＧを４回繰り返す可能性がある、ということが予測可能である。したがってＵＥは、初めの時点をスキップするだけで、正しいＳＧを復号することができることになる。一方２ミリ秒ＴＴＩの実施では、ノードＢがスケジューリングの決定を行えるようにするためには、少なくとも別の１つのＴＴＩを無駄にするしか方法がないようであり、シグナル伝達遅延は３ＴＴＩになる。

ＴにノードＢで受けた情報の全ての項目は、必然的にＴ−１より前に生成された量を示す。以下において決定はノードＢで行われるため、ノードＢが基準とみなされる。そのため、―いわば―時刻ＴのＳＩへの参照を、その時刻に受けた（したがってＵＥで時刻Ｔ−１に生成された）ＳＩと定義する。最後に、同じ理由で、パケットは１つのＴＴＩと２つのＴＴＩとの間にある最小遅延を有することになり、この最小遅延はＴＴＩ境界に対する到着時刻に依存する。

ＨＳＵＰＡでは、規格により非スケジューリング伝送が可能である。詳細には、３ＧＰＰ ＴＳ ２５．３０９ Ｖ６．６．０（２００６−０３），Ｃｈａｐｔｅｒ１０の記載によれば、非スケジューリング伝送がＳＲＮＣにより設定されたとき、ＵＥは、ＮｏｄｅＢからスケジューリングコマンドを何も受けなくても、設定された数のビットまで任意時刻にＥ−ＤＣＨデータを送出することができる。したがって、シグナル伝達オーバーヘッド及びスケジューリング遅延が最小化される。

これは、リソースのシェアがこの種の伝送の全てのＴＴＩで予約されることを意味する。これらのリソースは、スケジューラでは扱われない。ＬＴＥシステムでは、柔軟性が向上した類似のメカニズムが可能である。ＲＲＣ（無線リソース制御）は、ダウンリンク及びアップリンクの両方向において、いくつかのＨ−ＡＲＱ処理を周期的なリソース割り当てのために予約するように設定することができる。これは半永続スケジューリング（ｓｅｍｉ−ｐｅｒｓｉｓｔｅｔ ｓｃｈｅｄｕｌｉｎｇ）と呼ばれる。半永続スケジューリングを用いることにより、いくつかのＯＦＤＭＡリソース（従ってデータリソース）が事前に予約される。ＬＴＥでは、非スケジューリングモードを用いてＵＥのＭＡＣ−ｄフローをサービスすることができる。この場合、ＵＥのＭＡＣ−ｄフローは周期的に（最高で設定可能な最大数の周期）サービスされ、周期内の所与のＴＴＩのセット上に固定グラントが与えられる。

ＨＳＵＰＡ及びＬＴＥではともに、ＳＩは、非スケジューリングサービスのフローについては考慮されない。さらに、ＳＧを伝送する必要がないため、シグナル伝達遅延及びオーバーヘッドが低減される。またさらに、ＨＳＵＰＡ（ＨＳＵＰＡでは非スケジューリングＵＥが全てのＴＴＩにおいて潜在的ＳＧを有する）では、ニアゼロアップリンクレイテンシも達成可能である。しかし、これは効率の大幅な低減を伴い、というのもこれらのサービスが完全にノードＢスケジューラ（したがって、それらの名前）をバイパスするからである。大まかに言えば、非スケジューリングの伝送が、スケジューラの制御からいくつかのリソースを減算する。このレジームの下では、非スケジューリングフローは、そのキューが空か否か、関連するＰＤＵが急を要するものか否か、ＵＥのチャネル状況が最適か又は概ね準最適であるかに関わらず、あらかじめ定められたビット数まで伝送することができる。さらに、ＳＩが考慮されないため、キュー長及び遅延は考慮されない。したがって、大きなスケールで（すなわち、多くのユーザが同時に）、又は変動するチャネルを持つモバイルユーザに使用されるときは、このような機構は非効率的になる。ＨＳＵＰＡでは、非スケジューリングユーザにより生成されたセル内干渉を制御しておくために、追加的な機構も必要になる。

他方では、ＶＱ（その全てのバージョンであって、ＣＢＲ（固定ビットレート）サービス専用のものも含む）はスケジューリングレベルで機能するように意図されており、スケジューラが考慮中のＵＥキューの状態を知ること（なお、ＣＢＲソースの場合は、将来のキューの状態を予測すること）ができ、詳細には、ＵＥキューの状態とは、どのくらいの数のパケットが存在し、（とりわけ）それらパケットがいつキューされたかである。これにより、スケジューラ（これはこのフレームワークの外部要素である）は上述の情報を、任意の適宜の目的に用いることができる。例えば、純粋に期限ベースのサービス（例えば、半永続スケジューリングを用いて行うことができないもの）、又は、ハイブリッドのセミオポチュニスティック（ｓｅｍｉ−ｏｐｐｏｒｔｕｎｉｓｔｉｃ）スケジューリングを設定することができ、ハイブリッドのセミオポチュニスティックスケジューリングにおいては、パケット期限及びチャネル状況が組み合わせられてスケジューリング及びリソース割り当ての基準を形成する。例えば、異なる接続の間の統計的多重化、適応チャネル使用、等を利用する効率的な解決策は、ＶＱフレームワークを用いて設計することができるが、これは非スケジューリングモードを用いて達成することはできない。

音声コーデックでは、ＶｏＩＰアプリケーションが、今日のＨＳＰＡシステムではリアルタイムトラフィックの重要なクラスを示す。すでに予想されるように、特化されたＶＱ手順を周期的なトラフィックのために示すことにする。

ＶｏＩＰアプリケーションのトラフィックプロファイルは４つのカテゴリに分類することができる。
−ＣＢＲ（固定ビットレート）：一定の間隔で一定サイズのパケットを生成するアプリケーション
−ＣＢＲオン／オフ：これらのアプリケーションは音声区間検出（ＶＡＤ）を有する。アプリケーションは、トークスパートの間は一定の間隔で一定サイズのパケットを生成し、無音期間の間は情報を生成しない。
−疑似ＣＢＲ：（トークスパート及び無音期間の間はともに）パケット生成間隔が一定で、トークスパートと無音期間ではパケットサイズが異なる
−ＶＢＲ（可変ビットレート）：可変長のパケットが一定の間隔で生成される
この例示的な開示は、初めの２つのカテゴリに対する特化されたＶＱ手順について述べるが、３番目のカテゴリに広げるのは、特に、ある通信にシナリオを限定する場合には簡単であり、ある通信とは、疑似ＣＢＲが一定サイズのパケットを一定の間隔で有しており、基本的にＣＢＲオン／オフのように振る舞うものである。

全ての音声コーデックに共通する特性を次のように要約することができる。パケット生成周期はＴＴＩ（２ミリ秒又は１０ミリ秒のいずれのバージョンであっても）よりも大きいことが通常である。例えば、ＡＭＲコーデックを用いた音声ストリームは、２０ミリ秒のフレーム生成周期（すなわち、ＨＳＵＰＡのバージョンに従い２又は１０ＴＴＩ）をもつＣＢＲ（音声区画検出によりオン／オフが交代するもの）である。考慮される周期は、必ずしもＴＴＩの整数倍である必要はない。さらに、ＶＡＤ対応のコーデックについては、１つの「オン」及び「オフ」周期は、パケット生成時刻の間（すなわちＴＴＩの期間）よりもはるかに大きいことが通常である。この周期の平均の長さは、どんな音声モデルが採用され、どんなＴＴＩ長であっても、１００〜１０００ＴＴＩ程度である。

さらに、疑似ＣＢＲソースは、トークスパート及び無音期間中のパケットの長さが同数のＰＤＵになる場合はスケジューラにはＣＢＲソースに見える。例えば、ＧＳＭ ＡＭＲコーデックは、３２バイトのペイロードをトークスパートの間に生成し、０又は５バイトのいずれかのペイロードを無音期間の間に生成する。ＰＤＵ長が７２バイトを超えると、ＳＩは全ての場合において１つのＰＤＵのみを報告する。

例示的なスケジューリングフレームワークを図２に示す。仮想キューイングブロックは、ＳＩ及びＵＥから伝送されたＰＤＵのシーケンスを収集し、この情報を用いて、使用可能な計算により、可能な最も正確な方法でＵＥキューの状態を再構成する。基本的な手順、すなわちトラフィックプロファイルの仮定を行わないものを以下に述べる。いくつかの場合では、フローについてよりよく知っており、ＶＱ推定を改善するためにこの知識を利用できる可能性がある。「フロープロファイル」は、情報項目のセットとして定めることができ、情報項目のセットは、トラフィックが周期的かどうか、及び生成されたパケットが固定長を有するか等である。上記の情報は、当業者に既知の手段によりフロー設定時に収集することができるので、本明細書ではその手段の説明はしない。ノードＢは、コーデックを以下の情報と関連付けたテーブルを持つように構成されると仮定することができる。その情報とは、ｉ）フロータイプ（例えば、ＣＢＲ、又はＣＢＲオン／オフ、等）、ｉｉ）フロー周期、及びｉｉｉ）パケット長である。フローがＣＢＲ又はＣＢＲオン／オフであることが既知である場合、この情報は、ＶＱ手順を特化すること、及び予測的ＳＧ割り当てを可能にすることの両方に用いることができる。前者の問題については、パケット長及び周期を知ることで、ＳＩ量子化により生じるＶＱ推定の不確実性を克服することが可能になる。さらに、パケット長及び周期を知ることによりパケットのサイズ及び生成時点を予測することができ、ノードＢは適切な大きさのＳＧを周期的なフローに予測的に割り当てることができる。

図２は、仮想キューイング構成ＶＱを含む例示的なスケジューリングフレームワークを示し、ＶＱはＳＩと伝送されたＰＤＵとを入力として有し、加えて、フロータイプ、周期、サイズ等に関する情報を有し、この情報は、例えばコーデックにより提供されるフロー情報を元にフロープロファイルモジュールＦＰにより作られる。

以下の記述は基本的な仮想キューイング（ＶＱ）の手順と、ＵＥにより報告されたＳＩのシーケンス及びＵＥにより伝送されたＰＤＵのシーケンスを観測するＶＱをどのように追加及び管理するか、とに関する。

さまざまな実施形態が目指す目標は、ノードＢが、ＵＥの正確なバックログ状態を再現できるようにすることであり、ＵＥの正確なバックログ状態を再現することは、ＳＩがもつ量子化されるという性質により常に可能とは限らない。推定処理はＰＤＵ長に依存し、一般的には、ＰＤＵのサイズが短いほど、その数を正確に推定することが難しい（テーブル１参照）。

生成されたパケット全てについて、ＳＩから正確なパケット長を推測することは不可能であるのが一般的であるが、報告されたＳＩ及び伝送されたＰＤＵのシーケンスを考慮することにより、ＶＱ推定の精度が増し、したがってＳＩ量子化の影響をかなり低減することができる。

まず一般的な手順を考慮し、続いて、フロープロファイル情報が利用可能なときの場合について可能な洗練ステップを示す。
ＶＱは項目｛［ｌｏ，ｈｉ］，ｄ｝のＦＩＦＯキューであり、ｄは推定パケット生成時刻、ｌｏ，ｈｉは時刻ｄまでに生成された全パケットを含むＶＱバックログ全体の下限及び上限である。時点ｄをどのように計算するかを以下で述べる。

図２は、ＶＱの可能な「スナップショット」を示す。ＵＥキューに依然として位置する１から３ＰＤＵは時刻１に生成されたが、５から７ＰＤＵは時刻３までに生成された（つまり時刻３には５−３＝２から７−１＝６ＰＤＵが生成された）等を示す。ＶＱの各パケットの下限及び上限は、上記の情報から簡単に推測することができるが、時刻ｔのキュー長をＶＱに記憶することを、上記の情報の方が１つのパケットの長さよりも正確であるために望む場合がある。実際、後者の場合は、２つの連続するパケットのキュー長の推定の不確実性がまとめられている。これは、必要であれば累積長から１つのパケットの長さを推定できることを意味するが、その逆を成り立たせようとすると、追加的なエラーを伴う可能性がある。

さらに、ＶＱのヘッドに関連づけられた長さは、先頭（ｈｅａｄ−ｏｆ−ｌｉｎｅ）パケットを依然として記述しており、これが期限ベースのスケジューリングを可能にする。
Ｓ_ｉ，Ｄ_ｉ，ｑ_ｉをＳＩとし、ＳＩは時刻ｉに伝送されたＰＤＵの数及びキュー長であり、Ｌ（・），Ｈ（・）を、パラメータとして与えられたＳＩからＵＥキュー長の下限及び上限を報告する関数であるとしよう。パラメータとして与えられたＳＩは量子化テーブルにおいて特定されたものである。

例えば、テーブル１を参照すると、Ｌ（１５）＝１１，Ｈ（１５）＝１３が得られる。規格に従えば、ＵＥがＰＤＵ及びＳＩをともに送るとき、ＳＩにより報告されるバックログは、ちょうど伝送されたＰＤＵは考慮しない。

高レベルでは、ＶＱ推定は、次のように機能する。ｋ個のＰＤＵのセットがＵＥからノードＢへ伝送される度に、数ｋがＶＱ内の全てのエントリの上限及び下限から引かれ、先頭エントリの上限がゼロに到達するとき、先頭エントリは最前部から除去される。

新しいＳＩがノードＢへ到着する度に、新しい情報は、ＶＱのテールの長さの推定を改善するか、又はＵＥにおいて新しいパケットが生成されたことを検出するか、のいずれかのために用いられる。

新しいパケットの生成が時刻ｔに検出されるとき、新しいエントリ｛［Ｌ（Ｓ_ｉ），Ｈ（Ｓ_ｉ）］，ｔ｝がＶＱのテールに追加される。
手順を詳細に説明するために、１つのパケットが時刻０に生成されると仮定して、はじめは空のキューに何が起こるのかを説明するところから始める。それから一般的な場合について述べる。

後続する全ての時点ｉにおいて、
∀ｉ≧０，Ｌ（Ｓ_ｉ）≦ｑ_ｉ≦Ｈ（Ｓ_ｉ）
の関係を保つ。

時刻０の後しばらくは、ＵＥで生成されるパケットは他になく、ｉは一般的な時点であると仮定される。
０とｉとの間の任意時刻ｊについては次式のようになる。

これは、キューが伸びていないことを意味する。実際は、いくつかのＰＤＵがＵＥから伝送された可能性がある。これが生じた場合は、時刻ｊのＳＩはキューの新しい状態を反映することになり、キューの新しい状態は、（時刻０の後はパケットが生成されないと仮定すると）時刻０のものよりも小さいのが通常である。

（１）から次式が得られる。

上記情報によると、Ｑ_ｉ ^Ｌ，Ｑ_ｉ ^Ｈは、時刻ｉに利用可能なキューの長さの最も正確な限度である。そして、新しいパケットが到着しないと、Ｑ_ｉ ^Ｌは増加しＱ_ｉ ^Ｈは低下し、したがってｑ_ｉの不確実性が減少する。

したがって、スケジューラに全てのＴＴＩで一貫したビューを提供するために、Ｑ_ｉ ^Ｌ，Ｑ_ｉ ^Ｈはともに再計算されて対応するＶＱエントリが更新されなければならない。しかし、別のパケットが、ある時刻ｋにＵＥで生成された場合、Ｌ（・）が増す可能性があるため、ｈ≧ｋでＱ_ｉ ^Ｌ＞Ｑ_ｉ ^Ｈが生じる可能性がある。

単純な例を以下に記す。
時刻０に、２０−ＰＤＵパケットが到着すると仮定する。そして、Ｓ_０＝１７、Ｌ（Ｓ_０）＝１８、Ｈ（Ｓ_０）＝２３である。したがって、あるエントリ、｛［１８，２３］，０｝、がＶＱに挿入される。時刻１にはＰＤＵが伝送されず、Ｓ_１＝１７である。時刻２には、ＵＥは４つのＰＤＵを伝送し、再びＳ_２＝１７を送る。式（２）：
Ｑ_２ ^Ｌ＝ｍａｘ｛Ｌ（Ｓ_０）−４，Ｌ（Ｓ_１）−４，Ｌ（Ｓ_２）｝≦ｑ_２≦ｍｉｎ｛Ｈ（Ｓ_０）−４，Ｈ（Ｓ_１）−４，Ｈ（Ｓ_２）｝＝Ｑ_２ ^Ｈ
に従えば、いくつか操作を経て、Ｑ_２ ^Ｌ＝１８、Ｑ_２ ^Ｈ＝１９になる。

これは、時刻０におけるキューの中のＰＤＵの数が、少なくともｑ_０≧１８＋４＝２２であり、ｑ_０≦２３であること意味する。含まれていたＰＤＵの数に関する初めの不確実性は、時刻０で２３−１８＝５ＰＤＵであったが、今は１９−１８＝１ＰＤＵであり、すなわち時間とともに減少した。

時刻３でさらに２つのＰＤＵをノードＢで受け、ＵＥは依然としてＳ_３＝１７と報告すると仮定する。明らかに、これは、別のパケットが到着していなければいけないことを意味する。到着していなければ、ＵＥキューは１６及び１７ＰＤＵの間になり、報告されるＳＩはＳ_３＝１６になるはずである。

時刻３で式（２）の裏付けを再びとるならば、
Ｑ_３ ^Ｌ＝ｍａｘ｛Ｌ（Ｓ_０）−６，Ｌ（Ｓ_１）−６，Ｌ（Ｓ_２）−２，Ｌ（Ｓ_３）｝＝ｍａｘ｛ｌ４，１４，１６，１８｝＝１８
Ｑ_３ ^Ｈ＝ｍｉｎ｛Ｈ（Ｓ_０）−６，Ｈ（Ｓ_１）−６，Ｈ（Ｓ_２）−２，Ｈ（Ｓ_３）｝＝ｍｉｎ｛ｌ７，１７，１９，２３｝＝１７
が得られる。

この場合、Ｑ_３ ^Ｌ＞Ｑ_３ ^Ｈという事実から矛盾が明らかになる。矛盾が生じたとき、ＶＱの中の第１のエントリの長さの最も正確な推定は［Ｑ_ｈ−１ ^Ｌ＞Ｑ_ｈ−１ ^Ｈ］であり、新しいエントリ｛［Ｌ（Ｓ_ｈ），Ｈ（Ｓ_ｈ）］，ｈ｝がＶＱのテールに追加される。それ以降、以前のエントリ（すなわち、最後から２番のもの）の推定は凍結されて、後続する全ての情報のみを、ＶＱの中の最後のエントリを改善するために用いることができる。

ＴＴＩ ｈで、Ｑ_ｉ ^Ｌ，Ｑ_ｉ ^Ｈの計算が再開される、すなわち、０を最新のパケット到着のインデックスで置き換えて、（２）を書き直すと次式になる。

式（３）を
Ｑ_ｉ ^Ｌ＝ｍａｘ｛Ｌ（Ｓ_ｉ），Ｑ_ｉ ^Ｌ−Ｄ_ｉ｝，Ｑ_ｉ ^Ｈ＝ｍｉｎ｛Ｈ（Ｓ_ｉ），Ｑ_ｉ−１ ^Ｈ−Ｄ_ｉ｝ （４）
と要約すると、Ｑ_ｉ ^Ｌ，Ｑ_ｉ ^Ｈを定数時間で計算することができる。

新しいパケットが生成された正確なＴＴＩの特定は（パケット生成処理についての追加的な情報が利用可能でなければ）常に可能であるとは限らないが、式（４）により与えられた情報に矛盾があるときはパケットが生成されたと認めるように定めることができる。

次に、ＶＱは、Ｎ個のエントリ｛［ｍ^ｉ，ｎ^ｉ］，ｔ^ｉ｝（上付き文字はＶＱ内のエントリに用い、下付き文字は時点に用いる）を含むと仮定する。ｋ個のＰＤＵのセットがＵＥからノードＢへ伝送される度に、次のアクションが生じる。

∀ｉ，１≦ｉ≦Ｎ−１，ｍ^ｉ＝ｍａｘ｛０，ｍ^ｉ−ｋ｝，ｎ^ｉ＝ｎ^ｉ−ｋ （５）
さらに、ｎ^１≦０であれば、先頭エントリは除去されなければならない。これは、所与の時点で生成される必要なＰＤＵよりも多くのＰＤＵを考慮している可能性を意味し、これは追加的な情報を用いることで回避することができる。例えば、ノードＢがパケット境界を見て、あるＴＴＩでひとつのパケットのみが生成されたことを確信するのが当然といえる場合、既知の方法に従って手順のこの最後の部分を洗練することができる。

ＶＱの中の最後のエントリ（すなわち、Ｎ番目）は、代わりに（３）により更新される。伝送の度にＶＱの各エントリを更新するとコストがかかりすぎる場合、次のようにして、正確さと速度との間のトレードオフを達成することができる。
−ＰＤＵがＵＥにより伝送されると、最後のエントリについて（４）が計算されて、伝送されたＰＤＵが先頭エントリのみから引かれる。
−各ＶＱエントリがカウンタｑ^ｘで増大される。カウンタはｎ^ｘ−１、すなわち、ｘ番目のエントリが凍結されたときの、以前のエントリについての推定の上限、に設定される。
−先頭エントリの上限が負になると、この先頭エントリは除去され、新しい先頭エントリのために、下限及び上限の両方、及び以前の伝送からの任意のリマインダから、ｑ^ｘを減算する。

これにより、ＶＱを定数時間で更新することが可能になり、スケジューラで考慮される最も重要な情報であるのが通常である、先頭パケット及びキュー全体両方についての長さの推定を劣化させることもない。例えば、ＨＹ−ＣＡＲＴスケジューラは、決定を行うために前者しか必要としない。しかし、少なくともΘ（Ｎ）の演算に耐えなければ、ｘ番目（１＜ｘ＜Ｎ）のパケットまでのキューの長さを正確に判断することができない。

すでに予測されるように、さまざまな実施形態では、ＵＥへの情報単位の到着処理が周期的であることが既知である場合、周期的にキュー長を固定量増やすことと、ＵＥから基地局へ伝送されて検出された情報単位の数を減算することとにより、キュー長の改善された推定を得ることができる。推定キュー長は、ＵＥにより報告された量子化キュー長情報と比較することができ、上記の比較における任意のミスマッチは、ＵＥでの周期的なパケット生成の始まりと終わりを推測するのに用いられる。

フロープロファイル情報があれば、上で述べたＶＱ手順をいかなる種類のトラフィックにも使用することができるが、これは上で述べたＶＱ手順はフロープロファイルの追加的な情報（例えば、トラフィックが周期的か否か）に依存しないためである。しかし、フロープロファイル情報があると、ＶＱ手順を特化することができる。

フロープロファイル情報（入力として与えられたか又はＶＱ手順から推測されたもの）をどのように用いて、ＶＱ手順を特化することができるか、及びＣＢＲオン／オフフローのための特化されたＶＱ手順バージョンを設計することができるか、を以下に記す。ＣＢＲフローは、ＣＢＲオン／オフフローのサブケースであって、任意の長い「オン」期間をもつものであると考えることができる。また、疑似ＣＢＲの場合は、ＣＢＲオン／オフに単純な修正を加えて容易に得ることができる。

ＣＢＲオン／オフは、パケットのサイズが一定で、オン及びオフの周期はパケット生成周期よりも一桁大きいものである。この前提のもと、ＶＱ手順を次のように特化することができる。

記述のために、パケット周期はｘＴＴＩと等しいと仮定し、ｘは整数であるとする（この前提は、単純化のために行っただけであり、必須ではない）。そうすると、
−トークスパート内では、ｘＴＴＩ毎に固定長パケットをＶＱ内に挿入する
−ＶＱ上で計算されたＳＩが、報告されたＳＩよりも大きい場合は常に、無音期間が始まったと仮定し、パケットの生成を止め、過剰なエントリをＶＱのテールから除去する。

パケットが生成されたときのＴＴＩは、そこから全てのパケット生成時点を推定することができ、このＴＴＩは、例えば、パケット生成を示す２つの連続するＳＩを受けた場合に、検出することができる。１−ＰＤＵパケットの２ＴＴＩ期間を例にとれば、ＳＩ（ｉ）＝４，ＳＩ（ｉ＋１）＝５であれば、パケットは時刻ｉ＝５＋２・ｋ，ｋ≧０に生成される。

いくつかの音声コーデックには起こることだが、パケットが非整数周期（例えば、３３、３ミリ秒、すなわち、１０ミリ秒ＴＴＩの１０／３）を有するのであれば、計算は−概念的には単純であるが−若干複雑になることがあるが、それ以外の点では、従来の手段で実行可能である。実際この場合、ＴＴＩトークスパートの１番目のパケットの周期及びＴＴＩを知ることだけでは、パケットが生成されたときのＴＴＩを十分に判定することができない。ＴＴＩの境界に対するオフセット、すなわち、この場合は、０≦_Ｏ≦１／３か、１／３≦ｏ≦２／３か、２／３≦ｏ≦１か、を図３に概略的に示すように求めることができ、図３は、１０／３ＴＴＩと等しい例示的な周期で、初めのオフセットに応じたパケットの例示的なシーケンスを示す。

パケットの生成を検出するのに用いられる状況は、報告されたＳＩの増加である。これは、無音期間の間はＵＥキューが十分ドレインされるため１番目のパケットの検出に曖昧さがない、と暗に仮定できることを意味する。このような仮定が妥当であるのは、無音期間の持続時間はパケット周期よりも相当に大きく、曖昧領域はいくつかの（例えば、５より多い）パケットがキューにあるときに始まるからである。同様に、無音期間の始まりは、ＳＩ及びＶＱの長さの間のミスマッチにより検出される。また、この状況は、これが生じたときにＵＥキューが曖昧領域にある場合、いくらか遅延して検出されることがある。しかし、無音期間の検出が遅れても特に害はなく、なぜならＶＱはすぐに正しい長さにリセットされ、誤って入った仮想パケットがスケジューラにより見られる機会は、あったとしても稀であるためである。

すでに示したように、ＳＩ報告及びＳＧスケジューリングに関連付けられたシグナル伝達遅延は、時刻Ｔ_ｋ＋１にノードＢが、時刻Ｔ_ｋにＵＥが送出したＳＩを考慮したＳＧを発行できると仮定すると、少なくとも２ＴＴＩに達する。これは、反応的（ｒｅａｃｔｉｖｅ）ＳＧスケジューリングを用いた場合は、各ノンゼロＳＩ報告の直後にＵＥキューが常に空にされるとしても、回避することができない。ＨＳＵＰＡにおけるＴＴＩ持続時間は、１０ミリ秒程度に高くすることができるが、アップリンク方向の２０ミリ秒の追加遅延は、特に音声アプリケーションでは無視できるものではない。

しかし、このような遅延は、ＶＱ手順と、パケットが生成された時点の予測とを利用して、予測的ＳＧ割り当てスキームを採用することにより除去することができる。実際のところ、パケット長及び生成時点が既知であれば、ＳＧが実際に用いられる時刻のＵＥの推定バックログ状態に基づいて、ＳＧをスケジューリングすることができる。例えば、ノードＢが、音声パケットが時刻０から始まり２０ミリ秒ごと（すなわち、ひとつおきのＴＴＩ）に生成されると知っていれば、ノードＢは、時刻２に２つのパケットを十分保持できる大きさのＳＧをスケジューリングすることができ、図４に示すように、ひとつのパケットに対し他のＳＧを周期的にスケジューリングすることができ、図４は、予測的スケジューリングの高レベルの例を示すものである。

図では、簡潔にするために省略した表現を用いており、ＳＧ（２ｐ）は、長さｐの２つのパケットを伝送するのに十分な大きさのＳＧを意味するものとする。さらに、関心対象ではない量（例えば、時刻２にＵＥで生成されたＳＩ）は示さず、読みやすいようにした。

このように、各パケットの遅延（理想的なチャネル状況下におけるもの）は、平均１．５ＴＴＩへ低減され、１．５ＴＴＩは実質的に下限である。次に、ＵＥが時刻Ｔ_ｋ＋１（ＵＥが、ノードＢが計算しているグラントを実際に用いるとき）に送出することになるＳＩを予測することにより、ＶＱ手順が時刻Ｔ_ｋに実行され、時刻Ｔ_ｋ＋１のＶＱの推定状態に基づいてＳＧを割り当てる。

この例では、ＣＢＲオン／オフフローであると仮定すると、予測的スケジューリングが、トークスパート内の１番目のパケットを除く各パケットに対し遅延の点で恩恵を与えることになる。実際、トークスパートの始まりは、ＳＩを見ることによりのみ（すなわち、反応的に）検出することができ、そのため１番目のパケットは、実際には残りのパケットより高い遅延（平均３．５ＴＴＩ）を有する。同様に、無音期間の始まりは反応的にのみ、すなわちＶＱとＳＩとの間のミスマッチにより、検出することができるので、ＳＧは、各トークスパートの終わりでは利用されない（ＵＥが送出するトラフィックの優先度が低い場合を除く）。トークスパート内の音声パケットの平均数がかなり大きく、かつある音声パケットをサービスするために必要なＳＧが通常小さいものとすると、セルのキャパシティの浪費は無視できるものになる。明らかに、チャネル状況をスケジューリングの決定において考慮することができる。この場合、予測的であることで、あるパケットのスケジューリングの機会の数が、２つ（すなわち、シグナル伝達遅延におけるＴＴＩの数）増え、したがって可変的なチャネル特性をより上手く使用することがおそらく可能になる。

予測的スケジューリングは、フローのパケット生成が既知になると実施することができる。そのため、各フローは、予測的なブール変数に関連付けられており、ブール変数は、初めは偽であり、ノードＢがパケット生成パターンの十分な情報を得る度に真に設定される。そして、パケット生成があまりにジッタになる（おそらく送側アプリケーションのオペレーティングシステムのオーバーヘッドにより、又はクロックのスキューにより）か、又は未知である（例えば、ＣＢＲオン／オフ音声フローの無音期間の始まりで）場合、ブール変数は、再び偽になる。したがって、さまざまなフローの所与の時刻で、予測的及び反応的グラントスケジューリングを混ぜることができる。

この点について、図５を参照してより詳細に調べる。図５は、ここでもＵＥとノードＢとの間の予測的スケジューリングの関係する量を示す。
スケジューリングの決定が時刻ｔに行われると仮定する。その時刻にはＳＩ（ｔ）があり、ＳＩ（ｔ）は時刻ｔ−１にＵＥで生成されたものである。他方で、計算されたＳＧは時刻ｔ＋１にＵＥで、用いられる。

したがって、
−ｔ−１とｔ＋１の間にＵＥで生成されたパケット
−時刻ｔ−１に送出されたＳＧに従い、時刻ｔにＵＥにより伝送されたＰＤＵ
を考慮する。

したがって、時刻ｔにノードＢは、
−ＳＩ（ｔ）を含むＶＱを更新する
−フロープロファイルに従い［ｔ−１，ｔ）における到着を予測することにより、時刻ｔ⁻におけるＶＱの予測される状態ＶＱ｜_ｔ−（ｔ＋１に知ることになる）を計算する
−ＶＱ｜_ｔ−から開始して、時刻ｔにＵＥが伝送するＰＤＵの量を、時刻ｔ−１に発行されたＳＧにより許可されたものと、ＶＱ｜_ｔ−の中にあるものとの間の最小値として、計算する。これらのＰＤＵは、伝送のためにＨ−ＡＲＱ処理に送られた後は（再送の必要があったとしても）報告される必要はなくなる。これにより、ＶＱ｜_ｔ＋を計算することができる。
−フロープロファイルに従い（ｔ，ｔ＋１）における到着を予測することにより、時刻（ｔ＋１）⁻のＶＱの予測される状態、ＶＱ｜_{（ｔ＋１）−}（ｔ＋２で知ることになる）を計算する。

ある時点でＵＥが新しいＰＤＵを伝送できなくなるということが生じるが、これは再送を行うＨ−ＡＲＱ処理の番だからである。この場合、ノードＢは単純にＵＥへのグラントの割り当てをスキップする。

予測的スケジューリングは、正しいＶＱ手順が各フローについて発行されていれば、ＣＢＲ及びＣＢＲオン／オフフローとともに使用することができる。
さまざまな実施形態は、仮想キューイング技術により、アップリンクバッファの状態を再構成することで、スケジューラがリアルタイムアップリンクフローのスケジューリングを実行することを可能にする。このような技術により得られるものは、スケジューラが、仮想化されたバージョンのアップリンクフローバッファを持ち、このバッファで仮想パケットがそれぞれの推定サイズ及び推定生成時刻と関連付けられることである。

このように、さまざまな実施形態は、スケジューラがリアルタイムの決定を行う（例えば、ＰＤＵを期限によりスケジューリングする）ことができるようにし、これは他の方法では不可能である。

本明細書で考慮した仮想キューイング技術のさまざまな実施形態は、任意のシステム（例えば、セルラーシステム）に適用することができる。例えば、
−パケットがいくつかの固定長ＰＤＵにセグメント化され、固定長の長さはセンダ及びレシーバの双方に既知であり、この長さは全てのセンダで同じである必要はない
−アップリンクバッファの状態が、粗いバージョン及び正確なバージョンのいずれかで、周期的又は非周期的のいずれかで、ＰＤＵの数という形で報告される
−（バッファ状態の報告の）レシーバは、センダのスケジューリンググラントを決定する
−高速アップリンクパケットアクセス（ＨＳＵＰＡ）及びＵＭＴＳのロングタームエボリューション（ＬＴＥ）の双方が３つの状況全てを確かめる。

さまざまな実施形態は、標準的な仮想キューイング技術に関し、標準的な仮想キューイング技術は、パケット生成処理について仮定を行うことがなく、したがって（ＣＢＲであるか否かに関わらず）任意の種類のリアルタイムトラフィックに適する。

さまざまな実施形態は、ＣＢＲ（又はＣＢＲオン／オフ、若しくは疑似ＣＢＲ）トラフィックの特化されたＶＱバージョンに関し、この特化されたＶＱバージョンは、パケットのサイズ及び接続の周期を知ることを利用する。

この場合には、予測的バージョンのスケジューリング処理がスケジューラで採用される。これにおいて、スケジューラはそのスケジューリンググラントを、それまでの報告間隔で到着した（状態）情報だけでなく、グラントが実際に用いられる時の、キューの予測される状態にも基づいて計算する。

ＶＱ技術を用いる恩恵は、主として、アップリンクの状況に用いることができなかったいくつかのスケジューラ（すなわち、決定を行うためにパケットの到着時刻を知る必要のあるもの）を、ＶＱと併せて使用することができることである。

この開示は、ＨＹ−ＣＡＲＴスケジューラと併せて用いられるＶＱの、さまざまな実施形態の有効性を示しており、ＨＹ−ＣＡＲＴスケジューラは、例えば、元々はＨＳＤＰＡ接続のために設計されたものである。

出願人により実行された性能評価が示すところでは、この３つの技術を用いることで大きな恩恵が得られる。
本発明の基本的な原理を侵害することなく、本発明の詳細及び実施形態は、一例として記載されたことに対し、かなり大きな変更であっても添付の請求項で規定される本発明の範囲から逸脱しないかぎりは変更することができる。

Claims (9)

1. 通信ネットワークの第１のポイント（ノードＢ）で、該第１のポイント（ノードＢ）へ第２のポイント（ＵＥ）から前記ネットワークにおいて伝送される情報単位のキュー長を推定する方法であって、該方法は、前記第１のポイント（ノードＢ）が前記第２のポイント（ＵＥ）から量子化キュー長情報を受けるステップを含み、該量子化キュー長情報は、前記キュー長の下限及び上限を示し、前記方法は、
   −前記第１のポイント（ノードＢ）で、前記第２のポイント（ＵＥ）から前記第１のポイント（ノードＢ）への情報単位の伝送を検出するステップと、
   −前記第２のポイント（ＵＥ）から前記第１のポイント（ノードＢ）へ伝送されて検出された前記情報単位の数を前記下限及び前記上限から減算することによって前記下限及び前記上限を修正することより、前記キュー長の改善された推定を生成するステップと
   を含み、前記方法は、更に、
   −前記キュー長の前記下限及び前記上限をそれぞれ計算することにより時刻ｉでの前記キュー長の改善された推定を計算するステップであって、前記キュー長の前記下限及び前記上限のそれぞれは、前の時刻ｊで前記第２のポイント（ＵＥ）が提供した前記量子化キュー長情報の前記下限及び前記上限のそれぞれと、前記前の時刻ｊと前記時刻ｉとの間の間隔にわたり前記第２のポイント（ＵＥ）から前記第１のポイント（ノードＢ）へ伝送されて検出された前記情報単位の総数との差の最大及び最小のそれぞれとして計算される、ステップと、
   −前記それぞれの下限がそれぞれの上限よりも高くなったために、前記キュー長の前記改善された推定に矛盾が生じたことを検出するステップと、
   −前記第２のポイント（ＵＥ）から前記第１のポイント（ノードＢ）へ伝送されて検出された前記情報単位の数を前記下限及び前記上限から減算することにより前記下限及び前記上限を修正することを再開することにより、前記キュー長の前記改善された推定の計算を再開するステップと
   を含む、方法。
2. 請求項１記載の方法であって、前記改善された推定に矛盾が生じたことを、少なくとも１つの新しい情報単位が前記キューに加わったことを表すものと見なすステップを含む方法。
3. 通信ネットワークの第１のポイント（ノードＢ）で、該第１のポイント（ノードＢ）へ第２のポイント（ＵＥ）から前記ネットワークにおいて伝送される情報単位のキュー長を推定する方法であって、該方法は、前記第１のポイント（ノードＢ）が前記第２のポイント（ＵＥ）から量子化キュー長情報を受けるステップを含み、該量子化キュー長情報は、前記キュー長の下限及び上限を示し、前記方法は、
   −前記第１のポイント（ノードＢ）で、前記第２のポイント（ＵＥ）から前記第１のポイント（ノードＢ）への情報単位の伝送を検出するステップと、
   −前記第２のポイント（ＵＥ）から前記第１のポイント（ノードＢ）へ伝送されて検出された前記情報単位の数を前記下限及び前記上限から減算することによって前記下限及び前記上限を修正することより、前記キュー長の改善された推定を生成するステップと
   を含み、前記情報単位の前記第２のポイント（ＵＥ）での到着処理が周期的であるとき、
   −前記キュー長の前記改善された推定を、前記キュー長を周期的に固定量増やし、前記第２のポイント（ＵＥ）から前記第１のポイント（ノードＢ）へ伝送されて検出された情報単位の数を減算することにより、生成するステップと、
   −前記キュー長の前記改善された推定を、前記第２のポイント（ＵＥ）からの前記量子化キュー長情報と比較するステップと、
   −前記比較の結果、ミスマッチが検出されたとき、前記情報単位の第２のポイント（ＵＥ）への周期的な到着の始まり及び終わりのうちの一方を推測するステップと
   を更に含む方法。
4. 請求項１から３のいずれかに記載の方法であって、前記第２のポイント（ＵＥ）から前記第１のポイント（ノードＢ）へ前記情報単位を伝送するために、前記第１のポイント（ノードＢ）が前記第２のポイント（ＵＥ）へスケジューリング情報を送るステップを含み、前記スケジューリング情報は、前記キュー長についての前記改善された推定の関数として生成される、方法。
5. 請求項４記載の方法であって、前記第１のポイント（ノードＢ）が、前記キュー長についての前記改善された推定の関数として、前記キューの予想状態を予測し、前記情報単位を前記第２のポイント（ＵＥ）から前記第１のポイント（ノードＢ）へ伝送するための予測的スケジューリング情報を、予測された前記予想状態の関数として送るステップを含む方法。
6. 請求項１から５のいずれかに記載の方法であって、前記情報単位を、前記通信ネットワークのアップリンクパケットトラフィックとして、前記第１のポイント（ノードＢ）で受けるステップを含む方法。
7. 請求項６記載の方法であって、前記第１のポイントとして、ＨＳＵＰＡ又はＬＴＥのノードＢを選択するステップを含む方法。
8. 通信ネットワークのノードであって、前記ノード（ノードＢ）は、前記ネットワークのユーザ（ＵＥ）から、該ユーザ（ＵＥ）から前記ノード（ノードＢ）へ伝送される情報単位のキュー長についての情報を受け、該情報は、量子化キュー長情報の形であり、該量子化キュー長情報は、前記キュー長の下限及び上限を示し、前記ノードは、請求項１から７のいずれかに記載の方法を実行するように構成された、通信ネットワークのノード。
9. コンピュータプログラムであって、少なくとも１つのコンピュータのメモリにロード可能であり、請求項１から７のいずれかに記載の方法のステップを実行するためのソフトウェアコード部分を含むコンピュータプログラム。

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