KR20060120656A - Ｕｍｔｓ에서 조정된 데이터 흐름 제어 및 버퍼 공유 - Google Patents

Ｕｍｔｓ에서 조정된 데이터 흐름 제어 및 버퍼 공유 Download PDF

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KR20060120656A
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Abstract

본 발명은 UTRAN Iub 및 Iur 인터페이스를 통해 HS-DSCH 데이터 스트림을 제어하는 흐름 제어 방법을 설명한다. 두 개의 크레디트 할당 방식이 또한 설명된다. 흐름 제어 방법이 실행되는 무선 네트워크 노드가 제안된다. 마지막으로 흐름 제어 방법 및 크레디트 할당 방식의 실행을 위한 컴퓨터 프로그램 제품이 설명된다. 별도의 사용자 데이터 흐름의 제어는 노드-B에 의해 조정되고 Iub 및 Iur 인터페이스를 통한 데이터 전송이 Uu 인터페이스를 통한 데이터 전송에 적응된다. 주요 장점은 SRNC에 우선 유지될 수 있는 버퍼링이다. 개별적인 데이터 흐름의 제어가 서로 무관하게 수행되는 방식에 비교될 때 제안된 흐름 제어 방법은 노드-B의 버퍼를 상당히 감소시킬 수 있다는 것이 보여진다. 이것은 또한 데이터 흐름의 양에 부정적인 영향이 통상 줄어든다는 것을 나타낸다.
크레디트, 퍼 플로우 기반 크레디트 할당 방식, 퍼 노드 기반 크레디트 할당 방식

Description

ＵＭＴＳ에서 조정된 데이터 흐름 제어 및 버퍼 공유{COORDINATED DATA FLOW CONTROL AND BUFFER SHARING IN UMTS}
본 발명은 범용 이동 전기통신 시스템(UMTS)에서 여러 사용자 사이에 부족한 버퍼링 자원을 공유하기 위한 시스템 및 방법에 관한 것이다.
웹 브라우징, 동적인 자원 공유 및 오디오와 비디오 스트리밍 같이 인터넷과 같은 서비스에 대한 요구가 증가하고 있어서 멀티미디어 무선 네트워크는 고속으로 발전하고 있다. 이와 같은 무선 네트워크는 이동 가능하거나 고정될 수 있다. 이런 유형의 이동 네트워크는 제 3세대 이동 전기통신 시스템으로서 공지되어 있다. PSTN(공중 교환 전화 네트워크)으로부터 주로 회선 교환 음성 트래픽(circuit switched voice traffic)을 반송하는 이전 유형의 이동 네트워크와는 달리, 3G 네트워크는 PSTN, B-ISDN, PLMN 및 인터넷을 포함하는, 다양한 네트워크로부터 다양한 패킷 데이터를 반송할 것이다.
총괄적으로 범용 이동 전기통신 시스템(UMTS)으로서 공지된 한 세트의 프로토콜을 표준화하는 프로세스가 진행중이다. 도 1은 코어 네트워크(2) 및 UMTS 지상 무선 액세스 네트워크(UTRAN)(3)라 칭하는 3G네트워크를 포함하는 UMTS 네트워크를 개략적으로 도시한 것이다. UTRAN은 다수의 무선 네트워크 제어기(RNC)를 포함한 다. 모든 RNC는 유사하지만 상이한 RNC는 상이한 역할을 가질 수 있다. 도 1에서, 서비스하는 RNC(SRNC(4)) 및 드리프트 RNC, 간략화하여 DRNC (5)가 도시된다. 각각의 RNC는 한 세트의 기지국(6)에 접속된다. 기지국을 종종 노드-B라 칭한다. 각각의 노드-B는 소정의 지리적인 셀 내에서 이동 단말기(7)(또는 사용자 장비(UE))와의 통신에 책임이 있다. 코어 네트워크 및 RNC간의 간섭을 Iu라 칭하는 반면, RNC들 간의 간섭을 Iur라 칭한다. RNC 및 노드-B 간의 간섭은 Iub로 표현되고 노드-B 및 이동 단말기 사이의 무선 인터페이스는 별도의 인터페이스이다.
WCDMA 사양[1] 중 다섯 개를 해제시에, 고속 다운링크 공유 채널(HS-DSCH)이라 칭하는 새로운 전송 채널이 도입된다. HS-DSCH에 대하여, 현재 다운링크 공유 채널에 비해 고속 자동 재전송 요구(ARQ) 프로토콜, 고속 링크 적응 및 고속 채널-의존형 스케줄링과 같은 일부 새로운 무선 인터페이스 기능이 제공된다. 모든 이러한 새로운 기능은 노드-B에 위치되는 MAC-hs 엔티티(entity)라 칭하는 매체 액세스 제어(MAC) 층 상의 새로운 기능적인 엔티티 내에 위치된다. 데이터 전송을 취급할 수 있을 뿐만 아니라 SRNC 및 노드-B[2] 내의 사용자 버퍼 사이에 흐름 제어를 수행할 수 있는 프레임 프로토콜이라 칭하는 새로운 프로토콜이 또한 도입된다. 데이터가 SRNC로부터 노드-B로 직접 전송된다면, 프레임 프로토콜은 Iub 인터페이스를 통하여 사용된다. 데이터가 DRNC를 통해 SRNC로부터 노드-B로 전송된다면, 프레임 프로토콜은 Iur 및 Iub 인터페이스를 통하여 사용된다.
도 2에서, 각각의 이동 단말기(UE1, UE2,…,UEi)를 각각 갖는 i(i=1,2,…) 명의 사용자가 있다고 가정된다. 각각의 사용자에 대한 데이터는 코어 네트워크로부터 SRNC로 도달하는데, 여기서 데이터는 각각의 사용자에 각각 관련된 버퍼(8)에 저장된다. 사용자가 많은 우선순위 등급을 갖는다면, 사용자당 몇 개의 버퍼가 존재할 수 있다. 간소화하기 위해서, 상이한 우선순위 등급들은 고려되지 않고 각각의 사용자는 하나의 버퍼를 갖는 것으로 도시되어 있다. SRNC로부터, 사용자의 저장된 데이터는 노드-B로 전송되는데, 여기서 데이터는 대응하는 개별적인 버퍼(9)에 일시적으로 저장된다. 노드-B로부터, 사용자 데이터는 무선 인터페이스(별도의)를 통해 개별적인 UE로 전송된다.
프레임 프로토콜에서, 크레디트-기반 흐름 제어 메커니즘이 사용되는데, 여기서 캐퍼시티 요구 프레임(10) 및 캐퍼시티 할당 프레임(11)이 노드-B 및 SRNC 사이에서 개별적인 사용자에 대해 별개로 교환되고 또한 대응하는 개별적인 데이터 스트림(12)에 대해 별개로 교환된다. 캐퍼시티 요구 프레임은 SRNC에 의해 각각의 사용자에 대한 SRNC 버퍼에 계류(pending)(큐잉, queuing)중인 MAC-d 프로토콜 데이터 유닛(MAC-d PDU)의 수에 대해 노드-B의 버퍼에 전송된다. 캐퍼시티 요구 프레임의 수신에 응답에서, 노드-B는 할당 프레임을 SRNC로 전송하는데, 상기 할당 프레임은 SRNC가 UE로 전송하도록 허용받은 MAC-d PDU의 양을 나타낸다. SRNC는 할당 프레임을 수신할 때, 표시된 MAC-d PDU의 수를 SNRC로 전송한다. 노드-B가 SRNC로 하여금 전송하도록 하는 MAC-d PDU의 수는 크레디트라 칭해진다. 크레디트는 통상적으로 승인된 크레디트(granted credit) 프레임 필드라 칭해지는 프레임 필드(13) 내의 할당 프레임에서 표시된다. 따라서 노드-B는 SRNC 및 노드 B사이의 데 이터 흐름을 제어할 것이다.
프레임 프로토콜은 또한 DRNC에서 종결될 수 있는데, 이는 두 개의 별도의 제어 루프가 존재한다는 것을 의미하고, 하나의 루프는 DRNC 및 노드 B 사이에 존재하는데, 루프는 노드-B가 DRNC로부터의 인입 데이터 흐름을 제어하는 방금 전에 서술된 것과 유사하다. 다른 제어 루프는 DRNC 및 SRNC 사이에 있는데, 여기서 DRNC는 SRNC로부터의 인입 데이터 흐름을 제어한다. 그러나 노드-B로 도시된 바와 같이 흐름 제어 루프는 두 개의 경우에 유사하다. 다음에서, SRNC 및 노드-B 사이의 직접적인 경로만이 고려된다.
양호하게-동작하는 흐름 제어 방식의 주요 목적은 많은 사용자 데이터를 조절하는 것인데, 상기 데이터는 데이터 흐름의 양에 부정적인 영향을 끼치지 않고 노드-B 및 이것에 연결된 UE 사이의 무선 인터페이스를 통해 SRNC의 하나의 버퍼로부터 노드-B의 대응하는 버퍼로 전송된다. 이것은 (a) 노드-B의 버퍼가 결코 언더플로우(underflow)하지 않아야만 한다는 것 또는 (b) 노드-B가 너무 많은 데이터를 포함하지 않아야만 한다는 것을 의미한다.
"언더플로우"라는 용어는 SRNC가 동일한 UE에 대해 SRNC 버퍼 내에 계류(큐잉) 중인 사용자 데이터를 포함할지라도, 노드-B의 버퍼가 UE로 사용자 데이터를 전송하지 않는다는 것을 의미한다. 따라서, 노드-B 버퍼는 너무 많은 데이터를 포함하지 않아야 한다.
노드-B가 너무 많은 데이터를 포함한다면 문제가 발생한다. 이는, UE가 종종 하나의 노드-B로부터 다른 노드-B로 핸드오프(hand off)되는 반면, 프레임 프로토 콜은 상이한 노드-B 사이에 데이터를 전송할 수 없기 때문에 그러하다. 따라서 강인성(robustness)을 위해서, 가능한 길게 SRNC에 사용자 데이터를 유지하는 것이 바람직하다. 핸드오프 절차는 또한 핸드오버라 칭해진다.
더욱이, 노드-B 내의 개별적인 버퍼는 너무 작을 수도 없고, 너무 클 수도 없다. 버퍼가 작다면, 할당 프레임이 자주 전송되어야만 한다. 이것은 사용하기에 고가인 Iub 인터페이스의 광범위한 사용을 필요로 하기 때문에 적합하지 않다. 더욱이, 표준에 따라, 할당 프레임이 전송되는 주기는 10ms로 제한된다. 따라서 할당 프레임을 너무 자주 전송하는 것이 불가능하다.
노드-B에서의 버퍼 캐퍼시티는 일반적으로 고가이다. 버퍼가 너무 크다면, 노드-B는 고가일 것이다. 노드-B가 종종 타워, 철탑, 루프(roof) 등에 설치되기 때문에, 새로운 메모리 자원을 추가함으로써 노드-B에서 총 버퍼 캐퍼시티를 확장하는 것은 쉬운 일이 아니다.
데이터 흐름의 양에 부정적인 영향을 미치지 않고 가능한 낮게 노드-B 내에 버퍼링된 데이터의 양을 유지하는 것이 결국 문제이다. 이것은 또한 본 발명에 의해 해결될 주요 문제이다.
이런 문제는 차례로 두 개의 문제: 효율적인 흐름 제어 및 효율적인 메모리 취급으로 분류될 수 있다. 흐름 제어의 목적은 사용자 데이터 흐름의 변화에 따라 예측 불가능한 시간을 균등하게 하는 것인, 반면 메모리 취급의 목적은 사용되는 메모리의 양을 최적화하는 것이다. 다음 조건: (a) 데이터가 오버플로우로 인해 손 실되지 않아야만 하고 (b) 데이터 흐름이 억제됨으로써 언더플로우가 초래되지 않아야만 하는 조건으로 노드-B에서 저장된 사용자 데이터의 총량을 최소화하고자 한다(이는 잠재적인 핸드오프 절차 때문에 중요함).
도 3에서 노드-B 내의 공지된 MAC-hs 층 구조가 도시된다. 이것은 흐름 제어(14), 재전송 프로토콜 처리기(HARQ)(혼성 자동 요청)(15), 스케줄러(16), 전송 포맷 선택(TF 선택)(17) 및 공유 무선 채널(18)을 포함한다. 새로운 전송 채널은 HS-DSCH로 도시된다.
도 4에서, 이미 공지된 크레디트-기반 흐름 제어 메커니즘이 도시된다. 메커니즘은 각각의 개별적인 UE의 사용자 데이터 흐름을 제어하기 위해서 "퍼 플로우(per flow)" 기반 크레디트 할당 방식을 사용한다.
다음에서, UE(1)에 대해 지정된 사용자 데이터가 설명된다. 화살표(19)로 도시된 캐퍼시티 요구 프레임이 SRNC에 의해 전송되므로 UE(1)에 대한 SRNC 내의 계류 중인 사용자 데이터의 양에 대해 노드-B의 버퍼(9)에 통지한다. 응답시에, 노드-B는 노드-B 내의 UE(1)의 버퍼에서 사용 가능한 자유로운 버퍼 공간에 기초하여 어떤 캐퍼시티를 할당한다. 매우 일반적인 용어 및 완성되지 않은 방법으로 표현하면, 자유로운 버퍼 공간은 버퍼의 최대 메모리 공간에서 임의의 미해결 크레디트(outstanding credit)를 감산한다. 매우 일반적인 용어 및 완성되지 않은 방법으로 표현하면, "미해결 크레디트"이란 용어는 SRNC로부터 노드-B로의 전송에 대해서 크레디트를 승인받았지만, 노드-B에 의해서 아직도 수신되지 않은 사용자 데이터와 관련된다. 전형적으로 크레디트의 양은 MAC-d PDU 유닛으로 표현된다.
다음으로, 노드-B는 SRNC가 UE에 대해 전송하도록 허용받은 크레디트의 양을 나타내는 가장 위쪽의 화살표(20)로 표현된 할당 프레임을 전송한다. 이런 양은 승인된 크레디트 프레임 필드로 표현된다.
SRNC는 할당 프레임을 수신하고, 이로부터 승인된 크레디트의 수를 추출하고, 상기 크레디트를 임의의 이전에 승인된 크레디트 위에 중첩 기록하는 도시되지 않은 카운터 내에 기록하여, 화살표(21)로 표현된 바와 같이 MAC-d PDU의 대응하는 수를 노드-B로 전송한다. SRNC는 또한 카운터로부터 전송된 MAC-d PDU수를 감산한다. 할당 순간 및 할당된 MAC PDU가 노드-B에 의해 수신되는 순간 사이의 시간 간격은 라운드트립 시간(roundtrip time)이라 칭해진다. 도 4에서, 라운드트립 시간은 R로 표현된다. 가장 아래쪽의 화살표(20)는 노드-B가 부가적인 할당 프레임을 SRNC로 전송하는 제 2의 순간을 나타낸다. 두 개의 화살표(20)는 미해결 크레디트, 즉, 제공되었지만 대응하는 데이터가 아직 수신되지 않는 크레디트를 나타낸다. 두 개의 연속적인 할당 프레임의 수신 사이의 시간 간격에서, SRNC가 계류 중인 사용자 데이터(MAC PDU)를 노드-B로 전송할 수 있다는 것을 이해해야만 한다.
노드-B 내의 스케줄러는 노드-B 내의 버퍼링된 사용자 데이터가 상이한 UE로 전송되는 시퀀스를 구성한다. 개별적인 UE로의 전송을 위해 스케줄링된 사용자 데이터는 대응하는 UE의 버퍼로부터 취해지고 전송 포맷 선택기에 의해 발생되는 전송 블록에 삽입된다. 특히 스케줄러는 노드-B에 전송될 블록, 전송에 사용할 시간 슬롯 및 전송 블록이 의도된 UE를 통지한다. 전송 블록은 상이한 UE에 전송될 데이터의 양에 따라 길이를 변화시키게 될 것이다. 각각의 전송 블록은 무선 인터페이 스(별도의) 상에서 고정된 지속 기간의 시간 슬롯 전형적으로 2ms으로 전송된다.
전송 블록은 무선 인퍼페이스를 통해서 차례로 전송된다. 전형적으로 단지 하나의 UE가 임의의 소정의 순간에 시간 슬롯을 사용할 수 있다. 대안으로, 시간 슬롯이 두 개 이상의 UE에 의해 공유된다는 것을 의미하는 코드 멀티플렉싱이 시간 슬롯에서 사용된다.
크레디트 할당 절차 및 스케줄링 절차 사이에 어떠한 관계도 존재하지 않는다는 것을 주의해야만 한다. 데이터 스케줄링은 짧은 간격에서 발생하고 개별적인 UE의 순간적인 채널 품질에 기초하여 동적으로 행해지는 반면, 소정의 UE에 대한 크레디트 할당 절차는 훨씬 더 긴 간격에 발생한다. 크레디트 할당 절차는 UE의 채널 품질과 관련되지 않는다. 채널의 품질은 연속적인 크레디트 할당 동안 여러 번 변경할 수 있다.
상기 공지된 "퍼 플로우" 기반 크레디트 할당 방식에 의한 크레디트가 제공된 개별적인 UE는 크레디트가 제공된 다른 UE와 무관하다. 이것은 각각의 사용자 데이터 흐름이 다른 흐름과 무관하기 때문에 "퍼 플로우" 기반이라 칭해진다. 이것의 주요 단점은 노드-B 내의 모든 버퍼가 언더플로우를 피하기 위해서 사용자 데이터로 채워질 필요가 있다는 것이다. 따라서 버퍼는 무선 채널을 통해 실제로 스케줄링 될 수 있는 데이터의 양에 관계없이 채워질 필요가 있다. 이것은 스케줄러가 전송을 위해 어느 UE의 버퍼를 선택할지 예측하는 것이 불가능하기 때문에 그러하다.
게다가, 노드-B 내의 버퍼링된 데이터의 총량은 무선을 통해 전송된 데이터 의 양이 아니라 사용자 데이터 흐름의 수에 정비례한다. 데이터 흐름의 수가 더 많이 존재하면 할수록, 더 많은 데이터가 노드-B에 버퍼링될 것이다. 결국, 노드-B는 자신이 UE로 전달할 수 있는 것보다 더 많은 데이터를 저장할 수도 있고, 이는 더 많은 양의 데이터가 노드-B로부터의 전송을 위해서 큐잉하고 있다는 것을 즉, 데이터가 무선 인터 페이스를 통한 전송을 위해 아직 스케줄링 되지 않는다는 것을 나타낸다. 이런 환경에서, UE가 핸드오버 절차 시에 하나의 노드-B로부터 새로운 노드-B로 스위칭 된다면, 이미 노드-B 내의 버퍼링된 데이터를 새로운 노드-B로 전송하기 위해 사용 가능한 메커니즘이 존재하지 않고 버퍼링된 데이터가 손실된다. 그 후에 새로운 노드-B로의 손실 데이터의 재전송이 발생한다. SRNC로부터의 재전송은 UTRAN 인터페이스를 통해 발생하므로, 저속이고 고가이다. 이들은 저속이고 전형적으로 여러 네트워크 노드를 트래버스(traverse)한다.
국제 공개 번호-02/49292호는 자동 재전송 요구(ARQ) 메커니즘이 노드-B에서 버퍼 레벨을 낮추기 위해서 실행되는 UTRAN 네트워크 내의 흐름 제어 메커니즘을 개시한다. 상술된 흐름 제어 방법은 서로 독립적으로 별도의 패킷 데이터 스트림을 취급하고 노드-B에 버퍼링된 데이터의 양이 소정의 UE만을 위해서 낮춰지기 때문에 분제가 발생한다. 그 결과, 버퍼링된 데이터의 총량, 즉, 여러 독립적인 패킷 데이터 흐름으로부터의 버퍼링된 데이터의 합은 노드를 통해 트래버스하는 데이터 스트림의 수에 정비례한다. 따라서, 별도의 개별적인 데이터 스트림에 대한 버퍼 레벨이 낮춰질 수 있을지라도, 버퍼링된 데이터의 총량은 많은 사용자 집단에 대해 과도할 수 있다. 따라서, 감소된 자신의 버퍼 레벨을 갖는 사용자 이외의 사용자가 하나의 노드-B에서 다른 노드-B로 이동(핸드오버)될 때, 데이터가 SRNC로부터 노드-B로 재전송되어야만 한다는 문제가 계속 존재한다.
미국 특허-A1 2003/0016698호는 WCDMA-시스템에서의 MAC 층 엔티티를 재설정하는 방법을 설명한다. RLC(무선 링크 제어) 엔티티의 재설정시에 MAC 층 엔티티를 재설정함으로써, 불필요한 데이터가 MAC 층 엔티티에 버퍼링되는 것을 방지하는 것이 가능하다. 이로써, 메모리 자원의 사용 효율성이 증가된다. 흐름 제어기는 도시되어있지만 이의 동작은 개시되지 않는다.
유럽 특허 0 912 016호는 무선 네트워크에 요구되는 대역폭을 리모트 단말기에 제공한다. 기지국에 전송할 패킷을 갖는 리모트 호스트는 업링크 최초 경합(uplink initial contention)에 관여하며, 이 업링크 최초 경합 동안, 요청을 전송할 패킷을 갖는 각각의 리모트가 기지국에 액세스한다. 액세스 요청은 충돌할 수 있고 충돌하는 리모트 호스트는 업링크 콘플리트 해결에 관여한다. 기지국은 리모트 호스트 요청 액세스 사이의 업링크 대역폭을 할당하고, 기지국의 다운링크 전송을 위한 대역폭의 할당이 이어진다.
유럽 특허 0 912 016호는 BSC 노드 내의 버퍼 자원이 부족하고 버퍼 오버플로우 및 언더플로우가 피해져야 하는 경우에, MSC노드와 같은 코어 네트워크 노드로부터 기지국 제어 노드(BSC)로 전송을 제어하는 것과 관련되지 않는다. 유럽 특허에서 크레디트가 제공되지 않으며, 이에 따라 전송 제어는 이것을 설명하지 않는다.
유럽 특허 0 912 016에서 무선을 통한 패킷 전송은 경합을 토대로 한다. 그 러나 출원자의 발명은 노드-B에 의해 수신된 모든 데이터 유닛을 엄격 제어한다. 노드-B는 무선을 통해 사용자 장비에 전송하기 위해 즉시 스케줄링될 수 있는 데이터 유닛만을 수신할 것이다.
본 발명의 하나의 목적은 노드-B에서 각각의 사용자로의 전송을 위해 스케줄링된 데이터의 양과 일반적으로 동일한 데이터의 양을 버퍼링하는 방법 및 시스템을 제공하는 것이다.
본 발명의 다른 목적은 조정된 흐름 제어 및 버퍼링 공유를 위한 방법을 적용함으로써 여러 데이터 스트림 사이의 부족한 버퍼링 자원을 공유하는 방법 및 시스템을 제공하는 것이다.
본 발명에 따르면, 흐름 제어 프로세스는 하는데, (1) 미해결 크레디트의 수를 카운팅하고, 할당이 행해질 때마다 미해결 크레디트 카운트를 증가시키고 사용자 데이터 유닛이 수신될 때마다 미해결 크레디트 카운트를 감소시킴으로써, 미해결 크레디트 수의 진행 중인 카운트를 유지하고, (2) 할당된 캐퍼시티가 요청된 캐퍼시티를 초과할 수 없도록 할당된 캐퍼시티를 제한하는 제 1 크레디트 할당 규칙/방식을 포함한다. 제 1 크레디트 할당 규칙/방식은 노드-B에서 사용자 데이터의 수신을 예측하고 상기 (a) 및 (b)의 조건을 만족시키는 것을 가능하게 한다. 이로써, 사용자 데이터 흐름의 시간에 따른 변화가 유연해질 것이다.
본 발명에 따르면 흐름 제어 프로세스는 제 2 크레디트 할당 규칙/방식을 사용하는데, 이 규칙/방식에 따라서, 채널 품질 표시자는 퍼-노드 기반(per-node basis)으로 캐퍼시티 할당을 조정하는데 사용된다. 이렇게 할 때, 사용자들이 경험한 채널 품질에 비례하여 여러 사용자들 사이에서 부족한 메모리 자원을 할당하는 것이 가능하다. 그러므로 채널 품질 표시기를 사용하면 메모리 자원 최소값을 갖는 (a) 및 (b) 조건을 충족시킬 것이므로, 메모리 최적화 문제에 대한 해결책을 제공한다.
부족한 버퍼링 자원은 표시된 채널 품질에 비례하여 사용자들 사이에 공유된다. 실제로 이것은 각각의 사용자 UE 노드-B 및 UE 사이의 전송 채널의 채널 품질을 노드-B로 다시 리포트 한다는 것을 의미한다. 노드-B는 자신의 데이터 스트림 사이에서 자신의 버퍼링 자원을 공유하기 위해서 표시된 채널 품질을 사용한다. 흐름 제어는 조정되어 별도의 데이터 스트림을 제공받은 크레디트의 양이 노드-B를 통해 트래버스되는 데이터 스트림의 수의 함수로서 계산되도록 조정된다.
노드-B 내의 크레디트가 제공된 모든 데이터 스트림의 총합은 SRNC가 노드-B에 전송하기를 요청하는 데이터의 양보다 적은 소정의 값으로 제한된다. 이것은 SRNC로부터 전송되었던 데이터를 저장하는데 사용 가능한 메모리 공간이 항상 존재한다는 것을 보장할 것이다.
본 발명의 주요 장점 중 하나는 노드-B의 버퍼 레벨이 단지 상기 데이터가 노드를 통해 트래버스되는 패킷 데이터 스트림의 수 대신에, 노드-B로부터 각각의 UE로의 전송을 위해 스케줄링되는 데이터인 스케줄링된 데이터의 양에 따른다는 것이다. 이것은 사용자 데이터의 주요 버퍼링이 SRNC에서 유지될 수 있다는 것을 의미하고, 이는 차례로 (1) 노드-B에 대해 메모리 요청이 감소되고, (2) 통신 신뢰도가 증가되며, (3) 핸드-오프에 의해 초래된 에러 이벤트(event)에 대한 강인성이 증가되고, (4) Iub 및 Iur 인터페이스를 통한 트래픽이 유연해지며, (5) SRNC로부터 전송되지만 노드-B에서 아직 수신되지 않는 MAC-d PDU의 양이 감소된다는 것을 의미한다. SRNC로부터의 전송이 매우 저속이기 때문에, 전송되지만 아직 수신되지 않는 MAC-d PDU의 수를 가능한 낮게 유지하는 것이 중요하다.
도 1은 UMTS 시스템의 개략도,
도 2는 SRNC 및 노드-B에서 버퍼의 개략도,
도 3은 노드-B의 블록도,
도 4는 SRNC 및 노드-B 사이의 캐퍼시티 요청 메시지 및 캐퍼시티 할당 메시지의 교환,
도 5는 본 발명에 따르는 흐름 제어 시스템의 블록도,
도 6은 본 발명의 퍼 플로우 기반 크레디트 할당 방식의 예를 도시하는 흐름도,
도 7은 본 발명의 퍼 노드(per node) 기반 크레디트 할당 방식의 예를 도시하는 흐름도,
도 8은 퍼 플로우 기반 흐름 제어 메커니즘의 제 1 부분의 흐름도,
도 9는 도 7의 계속적인 흐름도,
도 10은 도 9의 흐름도에 승인된 크레디트 경합의 흐름도,
도 11은 본 발명에 따르는 퍼 노드 기반 흐름 제어 메커니즘의 제 1 부분의 흐름도,
도 12는 도 11의 계속적인 흐름도,
도 13은 퍼 노드 기반 흐름 제어 메커니즘의 초기 부분의 흐름도, 및
도 14는 도 13의 계속적인 흐름도.
도 5에서, 본 발명에 따르는 흐름 제어 시스템이 Iub를 통해 캐퍼시티 할당 장치(23)와 통신하는 캐퍼시티 요청 장치(22)를 포함한다는 것을 도시한다. 캐퍼시티 요청 장치는 SRNC에 존재하고 캐퍼시티 할당 장치는 노드-B에 존재한다. SRNC는 개략적으로 도시된 데이터 스트림(12) 내의 노드-B로 사용자 데이터를 전송한다. 스케줄러는 캐퍼시티 할당 장치와 통신하고 버퍼(9)에 스케줄링된 개별적인 사용자 데이터가 공유 무선 채널을 통해 타임 슬롯 내의 전송기(24)를 통해, 전송 순서를 제어한다. 개별적인 사용자 데이터가 전송되는 순서는 버퍼 출력에서 개별적인 스위치(25)가 닫혀지는 순서에 대응한다. 두 개 이상의 스위치는 결코 동시에 닫혀질 수 없다. 데이터 흐름 제어 수단(26)은 SRNC 내의 각각의 개별적인 버퍼(9)의 출력에서 접속될 것이 도시된다. 각각의 흐름 제어 수단은 개별적인 제어 신호(27)를 캐퍼시티 요청 장치로부터 수신하는데, 이런 개별적인 신호(27)는 노드-B에 의해 발생된 상술된 크레디트의 양(할당된 MAC-DPU의 수)을 포함한다. 참조 번호(28)는 사용자 엔티티(UE1,UE2,…,UEi)에 개별적인 무선 채널에 대한 채널 품질 인덱 스(QI1,QI2,…,QIi)를 나타낸다. 캐퍼시티 할당 장치는 각각의 개별적인 사용자 데이터 흐름에 대한 미해결 크레디트의 수를 카운트하기 위한, 각각의 개별적인 UE에 대한 하나의 카운터(29)를 포함한다. 도 5에 명확하게 도시되지 않았을지라도, 캐퍼시티 할당 장치는 각각의 개별적인 UE에 대한 두 개 이상의 카운터를 또한 포함하는데, 하나는 SRNC에 계류 중인 사용자 데이터 유닛의 사용자 수를 카운트하기 위한 것이고, 다른 하나는 할당 프레임이 SRNC로 전송되어야만 하는 동안 순간 시간을 계산하기 위한 것이다.
캐퍼시티 요청 장치 및 캐퍼시티 할당 장치는 실행되는 하드웨어 및 소프트웨어 둘 다이다. 데이터 흐름 제어 수단(14)은 SRNC에 도시되지 않은 컴퓨터에서 동작하는 컴퓨터 제품의 수단에 의해서 실행된다.
캐퍼시티 할당 장치에 의해 사용되는 흐름 제어 프로세스는 노드-B 내에 도시되지 않은 컴퓨터에서 동작하는 컴퓨터 제품이다. 컴퓨터 제품은 본 발명에 따라 흐름 제어 프로세스의 이하 설명된 단계를 수행하기 위한 소프트웨어 코드 부분을 포함한다. 컴퓨터 프로그램은 플로피 디스크, CD 레코드, 인터넷 등과 같은 컴퓨터에 유용한 매체로부터 즉시 로드된다.
본 발명에 따르는 제 1 흐름 제어 프로세스는 노드-B에서 실행된다. 상기 프로세스가 다른 사용자 데이터 흐름에 무관하게 각각의 사용자 데이터 흐름을 제어하기 때문에, 이런 제 1 흐름 제어 프로세스는 이하 퍼 플로우 기반 흐름 제어 프로세스라 칭해진다. 명확하게 하기 위해서 이것은 하나의 단일 사용자에 관하여 설명된다.
퍼 플로우 기반 흐름 제어 프로세스에서, 캐퍼시티 요청 및 캐퍼시티 할당 프레임은 단일 데이터 흐름을 위해 노드-B 및 SRNC 사이에서 교환된다. 노드-B는 일반적인 기반에서 캐퍼시티 할당 프레임을 전송함으로써 캐퍼시티 요청에 응답한다. 다시 말해서, UE에 대한 계류 중인 몇몇 데이터 유닛이 SRNC에 존재하는한 캐퍼시티 할당이 일부 고정된 시간 간격에서 주기적으로 수행된다. 이런 할당 간격은 도 4의 R에서 두드러진다.
본 발명에 따르는 퍼 플로우 기반 흐름 제어 프로세스는 이하 단계를 포함한다 :
1. SRNC가 캐퍼시티 요청을 노드-B로 전송한다. 통상, 캐퍼시티 요청 순간에 SRNC 내에서 계류 중인 MAC-d PDU의 유닛 내에 표현되는 사용자 데이터 유닛의 수는 할당 요청 프레임 내에 표시된다. 계류 중인 데이터는 SRNC에 의해 완벽히 프로세스되는 이러한 MAC-d PUU에서 한정되므로 전송을 위한 SRCN가 노드-B 버퍼에 남겨질 준비가 되었다.
2. 노드-B는 요청 프레임을 수신하고 계류 중인 MAC-d PDU의 수를 읽으며 그것의 카운터 내의 이전 값을 새로운 값으로 중첩 기록한다. 그 결과, SRNC의 상태(가득찬 상태, 비어 있는 상태 또는 중간 상태)에 대한 일부를 인지한다.
3. 노드-B는 MAC-d PDU의 수를 계산하는데, 이것의 버퍼는 일부 소정의 타겟 레벨, 예컨대 총 사용 가능한 메모리 공간으로부터 현재 버퍼링된 MAC-d PDU의 수를 감산함으로써 허용/수신할 수 있다.
4. 노드-B는 승인된 크레디트의 양, 즉, MAC-d PDU의 수를 계산하는데, 이는 SRNC로부터 노드-B로 (캐퍼시티 할당 순간에) 이동될 수 있다. 크레디트는 이하 단계에 따라 계산된다.
ⅰ. 미해결 크레디트의 양을 계산한다. 미해결 크레디트는 MAC-d PDU의 대응하는 수가 노드-B의 버퍼에 아직 도달하지 않을지라도 이미 승인되어온 크레디트의 수로서 한정된다.
ⅱ. 노드-B의 버퍼가 허용/수신할 수 있는 MAC-d PDU의 수 및 SNRC에 계류 중인 MAC-d PDU의 수를 계산한다. 할당된 패커시티가 요청된 캐퍼시티의 양을 결코 초과하지 않는 것을 확실하게 하기 위해서 승인된 크레디트에 가능한 수로서 더 작은 수를 선택한다.
ⅲ. 승인된 크레디트에 선택된 가능한 수로부터 크레디트의 임의의 미해결 수를 감산하고, 승인된 크레디트 수로서 이를 사용한다.
5. 노드-B가 캐퍼시티 할당 프레임을 SRNC로 전송한다. 승인된 크레디트의 수는 할당 프레임에 나타내진다.
비교 단계 ⅱ가 결정적이다. 그것이 생략된다면, 크레디트 카운터가 결국 큰 수로 종결될 것이다. 흐름 제어 프로세스는 그 후에 많은 (실패한) 미해결 크레디트가 존재한다고 여겨질 것이고, 크레디트 또한 할당될 수 없고, 버퍼가 언더플로우될 것이기 때문에 노드-B로 데이터 흐름은 초크될 것이다. 비교 단계 ⅱ는 크레디트 할당 프로세스/방식이라 칭해진다.
이런 퍼 플로우 기반 흐름 제어 프로세스의 주된 장점은 그것이 매우 로버스트하다는 것이다. 그것은 결코 노드-B로 사용자 데이터 유닛을 필요로 되는 것보다 더 가져오지 않을 것이고, 이것은 노드-B가 두 개의 할당 순간 사이에 사용자에게 차례로 전송할 수 있는 것보다 더 많은 사용자 데이터를 결코 수신하지 않는다는 것을 의미한다. 그러므로 버퍼는 절대 오버플로우할 수 없다. 단계 ⅱ는 이것에 주의한다. 흐름 제어 프로세스는 버퍼링된 데이터의 대기열 길이를 노드-B에 일정하게 유지하도록 할 것이고, 여기에 결코 초과될 수 없도록 최상의 제한이 존재한다.
소정의 타겟 레벨은 버퍼 내의 언더 플로우를 피하기 위해서 적당히 높아야만 하고 UE를 위해 스케줄 될 수 있는 데이터의 양보다 높지 않아야 한다.
예 1
도 6에 관한 것이다. SRNC 버퍼가 노드-B에 단일 사용자 버퍼에 전송하기 위해 계류 중인 100 MAC-d PDU를 갖는다고 가정해보자. 또한, 이런 단일 사용자 버퍼가 90 MAC-d PDU의 총 버퍼 캐퍼시티를 갖고, 버퍼 요청 프레임의 수신에서, 10 MAC-d PDU가 현재 노드-B에 버퍼링된다고 가정하자. 또한, 세 개의 이전 순간에, 노드-B가 주어진 SRNC 10, 20 및 30 크레디트(MAC-d PDU 유닛으로 표현됨)를 갖는다고 가정하자. 이에 따라 이런 60 MAC-d PDU는 미해결 크레디트를 갖으며, 대응하는 MAC-d PDU는 여전히 (예컨대, 전송에 지연으로 인해) 노드-B에 의해 수신되지 않는다. SRNC 및 노드-B의 단일 사용자 버퍼의 상태가 도면의 상부에 도시된다.
화살표로 표시된 CAPREQ 100은 퍼 플로우 기반 흐름 제어 프로세스의 단계 1을 나타내고 화살표 정점은 단계 2를 나타낸다. 단계 3은 노드-B 버퍼에 도시된다. 총 버퍼 공간(90 MAC-d PDU) 중에서 10이 점유되어, 80 MAC-d PDU에 대한 룸(room)이 남겨진다. 단계(4i)에 적용하면 10+20+30=60이라는 미해결 크레디트 결과를 가 져올 것이다. 단계(4ⅱ)에 적용하면 노드-B가 80 MAC-d PDU에 대한 룸을 갖는다는 것을 의미한다. 80의 이런 형태는 SRNC가 전송하기를 원하는 100 MAC-d PDU에 비교되어야만 한다. 버퍼의 오버플로우를 피하기 위해서 더 작은 형태(80)가 선택된다. 버퍼는 이것(80)에 사용 가능한 적합한 메모리 공간을 보증한다. 단계(4iii)에서 20 MAC-d PDU를 남기는 선택된 수(80 MAC-d PDU)에서 크레디트의 미해결 수(60 MAC-d PDU)를 감산한다. 그러므로 20 크레디트가 주어진다. 화살표로 표시된 20C(크레디트)는 단계 5를 나타낸다. 다음 화살표로 표시된 10, 20 및 30은 SRNC가 이미 승인된 MAC-d PDU를 노드-B의 동일한 사용자 버퍼로 전송하는 동안에 순간 시간을 나타낸다. 이러한 전송되는 순서는 하나로 나타내질 필요가 없이 다양할 수 있다. 결과적으로, 최하부 화살표로 표시된 20C로 나타내진 바와 같이, 단계(4iii)에 할당된 MAC-d PDU는 노드-B로 전송된다.
20 크레디트가 SNRC로 전송될 때, 상부 화살표(20C)로 표시된 바와 같이, 노드-B 내의 대응하는 미해결 크레디트 카운터(29)는 20 MAC-d PDU에 의한 그것의 미해결 크레디트 카운트를 증가시킬 것이다. 미해결 크레디트 카운트는 데이터 유닛이 노드-B의 대응하는 사용자 데이터 버퍼에 도달할 때마다 감소된다. 미해결 크레디트 카운터의 주된 이득은 캐퍼시티 할당의 결과가 항상 예측 가능하므로 버퍼가 오버플로우의 위험에 결코 손해를 입지 않을 것이라는 것이다.
노드-B 내의 고정된 버퍼링 자원은 HS-DSCH를 통해 최상의 가능한 전송 속도로 연속적인 전송을 갖는 하나의 단일 데이터 스트림을 지지하기에 거의 충분하지 않다.
그러므로 퍼 플로우 기반 흐름 제어 프로세스는 오버플로우된 버퍼의 문제점을 고려할 것이다. 이것은 SRNC가 노드-B에 사용 가능한 버퍼 공간보다 더 많은 계류 중인 사용자 데이터를 갖는다는 추정에 기초한다.
실제, 단계(3)에서 총 사용 가능한 버퍼 공간을 계산할 때, 버퍼가 자신의 최대로 결코 채워지지 않고 상기 더 작은 소정의 타겟 레벨로 채워진다는 것을 주의해야만 한다.
다음으로, 제 2 흐름 제어 프로세스가 노드-B에서 실행되는 것이 설명된다. 이런 제 2 흐름 제어 프로세스는 조정된 방법으로 노드-B에 모든 활동중인 사용자의 데이터 흐름을 제어하기 때문에 이하 퍼 노드 기반 흐름 제어 프로세스로 칭해진다. 노드 기반 흐름 제어 프로세스와 함께 하나의 활동중인 사용자 데이터 플로우가 다른 활동중인 사용자 데이터 흐름에 무관하게 제어된다. 그러므로 개별적인 데이터 흐름이 조정된다.
퍼 노드 기반 흐름 제어 프로세스에서, 캐퍼시티 요청 프레임 및 캐퍼시티 할당 프레임은 퍼 플로우 기반 제어 프로세스와 같이 노드-B 및 SRNC 사이에 교환된다. 노드-B에 요청된 버퍼 용량의 총량은 계산되어 노드-B에 사용 가능한 버퍼 자원의 총량은 임의의 미해결 크레디트를 고려하여 계산된다. 최종적으로 크레디트는 데이터 흐름의 개별적인 무선 채널 품질/표시자에 비례하여 개별적인 데이터 흐름 사이에 분배된다. 이런 방법으로 데이터 흐름은 조정될 것이다. 부족한 버퍼링 자원은 일부 별도의 데이터 흐름 사이에 공유된다. 사용 가능한 버퍼 자원의 총량을 계산하기 위해서, 사용 가능한 자원의 각각의 활동중인 사용자 양이 퍼 플로우 기반 흐름 제어 프로세스 및 함께 부가된 바와 같이 동일한 단계(1-5)를 사용하여 계산된다. 총 요청된 버퍼 캐퍼시티, 총 사용 가능한 버퍼 캐퍼시티 및 미해결 크레디트의 총량에 관한 언어를 갖는 단계(1-5)의 언어를 대체함으로써, 노드 기반 흐름 제어 프로세스는 이하 단계(4iiii)를 더 포함한다:
4iiii. 각각의 UE에 의해 경험된 무선 채널 품질/표시자에 비례하여 개별적인 데이터 스트림 사이에 획득된 크레디트의 총량을 분배한다.
단계(4iiii)는 크레디트 할당 프로세스/방식이라고 칭해진다.
채널 품질 표시기를 사용하는 것의 주된 장점은 메모리 자원이 효율적으로 사용되는 것인데, 그 이유는 버퍼링된 데이터의 주된 부분이 활동중인 사용자의 양호한 채널 품질로 인해 많은 데이터의 양을 가장 잘 수신할 수 있는 이러한 활동중인 사용자에 속하기 때문이다. 무선 인터페이스(Uu)를 통해 흐르는 데이터의 양은 무선 채널 품질에 달려있다. 퍼 노드 기반 흐름 제어 프로세스와 함께 데이터 유닛은 노드-B가 활동중인 사용자로 전송할 수 있는 것보다 데이터 유닛을 노드-B로 전송하지 않는다. 그러므로 활동중인 사용자가 모든 버퍼링된 활동중인 사용자 데이터를 수신할 수 없기 때문에, 그것의 최대로 버퍼를 채우는 지점이 존재하지 않는다.
활동중인 사용자는 동일하게 부족한 메모리 자원을 공유하고 부족한 메모리 자원은 그들의 각각의 채널 품질에 따라 활동중인 사용자 사이에 분할된다. 그러므로 양호하지 않은 채널 품질을 갖는 활동중인 사용자는 어떠한 데이터도 수신하지 못할 것이다.
노드-B에 버퍼링된 데이터의 총량은 본래 일정하게 남겨질 것이고 타겟 레벨에 동일할 것이다. 또한, 버퍼링된 데이터의 양은 퍼 플로우 기반 흐름 제어 프로세스에 비해 낮을 작을 것인데, 데이터의 양이 활동중인 사용자의 수에 비례하지 않을 것이기 때문이다. 퍼 플로우 기반 흐름 제어 프로세스에서 노드-B에 저장된 데이터의 총량을 상기하면, 버퍼는 그것의 차례로 활동중인 사용자 수에 비례하는 모든 줄의 합이다.
퍼-플로우 흐름 제어 프로세스와 같이, 퍼 노드 기반 흐름 제어는 노드-B에 저장된 데이터의 양을 최소화하지만 그러나 그렇게 저장된 데이터는 여전히 언더플로우를 제거하기에 여전히 적합하다. 퍼 노드 기반 흐름 제어 프로세스에서, 줄의 길이는 데이터가 최상의 채널 품질을 갖는 활동중인 사용자로 전송되기 때문에 더 짧을 것이므로 또한 그들의 데이터를 신속히 제거할 수 있다. 최상의 무선 채널 품질을 갖는 활동중인 사용자는 즉 그것의 시간 슬롯에서 데이터를 전송시킬 것이고, 최대 데이터 속도에 동일한 양으로, 무선 채널이 전송에 사용될 수 있다. 이것은 할당 순간에 양호한 채널 품질을 갖는 활동중인 사용자가 할당된 데이터가 나중에 노드-B에 도달할 때 양호한 채널 품질을 갖는다는 가정을 추정하는 것에 기초한다. 무선 채널 특성은 시간에 관련된다.
퍼-노드 기반 흐름 제어 프로세스로, 최대 데이터 속도로 모든 데이터를 하나의 활동중인 사용자로 전송하는 것보다 일부 활동중인 사용자로 더 많은 데이터를 전송하는 것이 가능하다. 이것은 다음 내용을 의미한다. 노드-B가 높은 데이터 속도로 전송하는 하나의 활동중인 사용자가 존재하고 이런 활동중인 사용자가 또한 SRNC로부터 데이터를 수신한다는 것을 가정하자. 현재 새로운 활동중인 사용자가 시스템에 추가된다면 데이터를 그들에게 가져올 방법이 없는데, 이것은 그들이 모든 자원을 잡을 활동중인 사용자 사이에 다른 활동중인 사용자를 갖는 메모리 자원을 공유할 것이기 때문이고, 즉 최대 데이터 속도로 이들의 UE에 전송하는 것은 하나 활동중인 사용자이기 때문이다.
퍼-플로우 기반 흐름 제어와 같이, 단계(4ii) 때문인 퍼-노드 기반 흐름 제어를 갖는 오버플로우가 존재하지 않을 것이다.
퍼-노드 기반 흐름 제어가 갖는 또 다른 장점은 대부분의 데이터가 SRNC에 저장될 것이므로 시스템의 더 낮은 레벨에서 무언가를 잘못하는 경우에 데이터가 손실되지 않을 것이라는 것이다. 또한, 핸드오프 문제가 해결될 것이다.
부족한 버퍼링 자원은 그러므로 표시된 품질 표시 및 할당된 크레디트 양에 따라 공유되고 독립적인 패킷 데이터 흐름은 노드-B를 통해 통과하는 패킷 데이터 흐름의 수에 반비례한다.
버퍼링 자원이 채널 품질에 따라 공유됨에 따라, 전송된 활동중인 사용자 데이터의 실제 품질이 시간에 걸쳐 변하지 않고 유지된 곳에서 전송 스케줄을 발생할 수 있다. 이것은 다음의 극단적인 예로 동기가 부여될 수 있다. 단일 데이터 흐름 및 단계(1-5)를 포함하는 퍼 플로우 기반 흐름 제어 프로세스의 경우에서, 흐르는 데이터의 품질은 승인된 크레디트가 다른 활동중인 사용자의 존재에 의해 영향을 미치지 않기 때문에 변하지 않게 된다. 활동중인 사용자 수(활동중인 사용자 엔티 티의 수)가 크다면 양호한 또는 뛰어난 무선 채널 조건을 갖는 하나 이상의 활동중인 사용자를 발견할 가능성이 있다. 특히, 이것은 더 많은 활동중인 사용자를 위해서 노드-B의 채널에 의존한 방식이 매우 높고 더 높은 전송 속도로 데이터를 스케줄 할 수 있다는 것을 의미한다. 노드-B에서 버퍼링된 데이터의 양이 표시된 채널 품질에 비례함에 따라, 버퍼의 언더플로우가 피해진다. 스케줄러는 데이터를 최상의 신호 품질을 갖는 활동중인 사용자로 전송한다. 퍼 노드 기반 흐름 제어가 활동중인 사용자로 흐르는 데이터의 품질상에 가질 수도 있는 영향은 일반적으로 작다.
이런 경우에서 소정의 타겟 레벨은 개별적인 버퍼에 언더플로우를 피하기에 충분히 높아야만 하며, 개별적인 UE에 대해 스케줄링될 수 있는 데이터의 양보다는 더 높지 않다.
UE의 각각의 하나는 도 3에 도시된 관련된 업링크 시그널링 경로를 통해 UE의 무선 채널 품질을 리포트 한다.
따라서 노드-B는 고정된 버퍼링 자원을 갖는데 이것은 노드-B를 가로지르는 데이터 스트림 사이에 비례적으로 공유된다. 몇몇 독립적인 데이터 스트림으로부터 버퍼링된 데이터의 총합이 노드-B의 소정의 일정한 레벨에서 유지되는 방법으로 노드-B는 개별적인 캐퍼시티 할당을 조정함으로써 캐퍼시티 요청에 응답한다. 그 결과, 버퍼링된 데이터의 총량은 실제로 노드-B를 통해 가로지르는 패킷 데이터 흐름의 수에 독립적이다. 여전히 버퍼의 언더플로우는 피해진다. 이것은 버퍼링된 데이터의 총합이 몇몇 독립적인 데이터 스트림으로부터 소정의 일정한 레벨 이하로 결코 감소하지 않을 것이기 때문이다. 상술된 바와 같이, SRNC는 전송을 위해 대기중 인 데이터를 항상 포함한다고 가정된다.
노드-B에서 MAC-d PDU의 도달 레이트는 단계(1-5)를 포함하는 퍼 노드 할당 알고리즘으로 통제된다. 이것은 그것의 차례로 각각의 UE에 의해 리포트된 채널 품질 표시자에 기초한다.
상기 노드 기반 흐름 제어 프로세스로, 활동중인 사용자 데이터의 대부분은 SRNC에 저장될 것이고, 데이터의 최소량은 노드-B에 저장된다. 더욱이 노드-B에 저장된 데이터는 활동중인 사용자로 전송하기 위해 스케줄링될 데이터이고, 즉, 어떠한 "불필요"한 데이터도 노드-B에 저장되지 않는데; "불필요"하다는 것은 핸드오프가 발생한다면 상기 데이터가 손실될 것을 의미한다.
예 2
도 7에 관한 것이다. 세 개의 UE를 가정하는데, 각각의 하나는 노드-B의 버퍼를 통해 점선으로 나타내지는 바와 같이 노드-B에서 각각의 버퍼를 갖는다. 일반적으로 예 1에서 행해진 바와 같은 동일한 추정이 적용된다. 노드-B 내의 버퍼는 다양한 개별적인 레벨로 채워진다. 노드-B의 버퍼는 다양한 개별적인 레벨로 채워진다. 이들과 함께 채워지면 예 1과 같이 노드-B에 버퍼가 노드 10 MAC-d PDU로 채워진다는 것이 나타난다. 또한, SRNC가 세 개의 UE로 전송하기 위한 다른 양의 활동중인 사용자 데이터를 갖는다고 가정하자. 이런 양이 첨가된다면 SRNC는 세 개의 UE로 전송하기 위한 총 100 MAC-d PDU를 예 1에서와 같이 갖는다. 노드-B에서 버퍼의 총 메모리 공간은 예 1에서와 같이, 90 MAD-d PDU이다. 결과적으로 UE1 및 UE2 둘 다는 양호한 채널을 나타내는 QI=0,8이라는 채널 품질 표시자를 리포트하는 반 면, UE 3는 덜 양호한 채널을 나타내는 QI=0,4라는 채널 품질 표시자를 리포트한다. 또한, 예 1에 추정을 적용하여, 노드-B가 90 MAC-d PDU의 소정의 총 타겟 레벨을 갖는다는 것을 나타낸다.
예 1에서 단계(1-4iii)에 따라, 승인된 크레디트 수가 20 MAC-d PDU인데, 이는 단계(4iiii)에서 다음 공식에 관련된 세 개의 UE 중 하나에 비례하여 분배되어야만 한다:
0,8x+0,8x+0,4x=20
이것은 x=10의 결과를 가져온다.
UE1은 그러므로 0,8x5=8 메모리 유닛이 할당된다.
UE2는 그러므로 0,8x5=8 메모리 유닛이 할당된다.
UE3은 그러므로 0,4x5=4 메모리 유닛이 할당된다.
단계 5에서, 승인된 크레디트 수가 전송된다. 상부에 표시된 20(8,8,4) C(크레디트)으로부터의 제 2 화살표는 단계(5)를 나타낸다. 10,20 및 30으로 나타내지는 다음에 이어지는 화살표는 SRNC가 이미 승인된 MAC-d PDU를 노드-B의 세 개의 상이한 UE의 활동중인 사용자 버퍼로 전송할 때의 순간적인 시간을 나타낸다. 결과적으로 8,8,4가 표시된 세 개의 하부 화살표로 나타내진 바와 같이, 단계(4iiii)에 계산된 MAC-d PDU는 UE1, UE2 및 UE3의 버퍼로 전송된다.
또한, 승인된 크레디트의 수(MAC-d PDU에 포함됨)는 UE로 전송될 PDU의 수와 동일하다. 노드-B는 수를 수신할 수 있는 메모리 공간을 가질 것이다.
종래 기술에 사용된 퍼 플로우 기반 흐름 제어 프로세스가 사용된다면 그리 고 예 2의 도면이 적용된다면, 그 후에 활동중인 사용자(UE1)용 노드-B의 버퍼는 승인된 90 가능한 크레디트에서 20 미해결 크레디트를 감산할 것인데, 즉, 60 MAC-d PDU가 인정될 것이다. 유사하게 UE 용 노드-B의 버퍼는 80-30 MAD-d PDU, 즉 50 크레디트가 인정될 것이다. 총 50+60+70=180에서, MAC-d PDU는 인정될 것이고, 버퍼의 오버플로우를 포함한다.
전형적인 UTRAN에서, Iub 및 Iur 인터페이스에 걸쳐 지연은 캐퍼시티 요청이 SRNC로부터 전송되는 주기에 비해 매우 클 수 있다. 이것은 노드-B가 임의의 활동중인 사용자 데이터를 수신하기 전에 몇몇 크레디트 값을 전송할 수 있다는 것을 의미한다. 그러므로 SRNC로부터 노드-B로 다운로드되는 데이터는 활동중인 사용자를 위한 이전 순간에 양호한 채널 품질을 표시해온 데이터이어서, 데이터가 노드-B에 도달한 이후에, 거의 즉시, 높은 확률로 추후 다운로드된 데이터는 짧게 스케줄링 될 것이다. 이것은 작은 양의 데이터만이 노드-B에 저장되는 것을 필요로 함으로써, 노드-B에 버퍼 메모리의 총 크기를 최적화하는 것을 의미한다. 다운로드되는 데이터는 거의 즉시 스케줄링 될 가능성이 있는 UE에 사용될 것이므로 어떠한 "불필요"한 데이터도 노드-B에 저장되지 않는다; "불필요"하다는 의미는 UE가 핸드오버를 발생하는 경우 데이터가 손실될 것을 의미한다. 낮은 채널 품질을 갖는 UE는 핸드오버 절차에 영향을 받기 쉬울 것이지만 퍼 노드 할당 방식에 대해, 이런 UE는 SRNC로부터 가장 적은 양의 활동중인 사용자 데이터만을 수신할 것이다.
도 8 및 도 9는 노드-B에서 실행하는 퍼 플로우 기반 흐름 제어 프로세스를 도시한다. 모든 활동중인 사용자 흐름이 동일한 방법으로 제어된다고 인식되어야만 함에도 불구하고, 이하 흐름 제어는 단일 활동중인 사용자에 대해 설명된다. 흐름 제어는 미해결 크레디트 카운터를 0으로 설정하는 것으로 시작한다(박스80). 그 다음 흐름 제어는 루프로 들어가고 SRNC로부터의 캐퍼시티 요청 프레임을 대기하는데(박스81), 상기 프레임은 SRNC에 개별적인 활동중인 사용자에 대해 계류 중인 활동중인 사용자 데이터 유닛의 양을 나타낸다. 요청 프레임이 수신될 때, 흐름 제어는 모두 보여진 바와 같이, 요청된 데이터의 양과 노드-B에 사용 가능한 메모리 공간의 양을 비교한다(선택 박스82). 사용 가능한 메모리가 적합하거나 부족한 두 가지 가능성이 존재한다. 사용 가능한 메모리가 적합하다면, 그 후에 승인된 크레디트는 계류 중인 활동중인 사용자 데이터 유닛의 수에 동일하게 설정된다(박스83). 이것은 SRNC가 모든 이들의 계류 중인 활동중인 사용자 데이터를 전송한다는 것을 나타낸다. 사용 가능한 메모리가 부족하다면 크레디트의 양은 사용 가능한 메모리 공간에 동일하게 설정된다(박스84). 이런 두 가지 경우에서, 미해결 크레디트 카운터의 크레디트 카운트는 단지 계산된 미해결 크레디트의 수로 설정되고 할당 프레임이 전송된다(박스85). 도 9에서, 흐름 제어는 루프로 계속되는데, 여기서 활동중인 사용자 데이터가 노드-B에 도달했는지 대기한다(박스90). 활동중인 사용자 데이터가 도달했다면, 미해결 크레디트 카운트에서 수신된 데이터 유닛의 수를 감산한다(박스91). 캐퍼시티 요청 프레임이 SRNC에서 도달했다면, 그 후에 계류 중인 활동중인 사용자 데이터에 대한 카운터에 오래된 계류 중인 활동중인 사용자 데이터 카운트를 캐퍼시티 요청 프레임에 나타내진 계류 중인 데이터의 수로 중첩 기록한 다(박스93). 할당 프레임이 전송되어야만 하는 순간 시간의 계산을 위한 카운터는 노드-B에 큐잉되어 활동 중인 사용자 데이터의 줄의 길이를 모니터하고 할당 프레임이 전송되는 때를 결정한다(결정박스94). 할당 프레임이 전송될 때, 상기 단계(1-4)가 실행되는데; 승인된 크레디트의 수는 사용 가능한 메모리 공간, SRNC에 미해결된 활동중인 사용자 데이터의 양, 미해결 크레디트의 수의 함수로서 계산된다. 결국, 미해결 크레디트 카운터는 승인된 크레디트의 계산된 수로 증가되고 할당 프레임이 전송된다. 그 후에 흐름 제어는 임의의 아이디어가 루프를 지속하는지를 확인한다(선택박스96). 이것이 박스(95)로 전송된 마지막 할당 프레임이라면, 사용자는 더 이상 활동하지 않고 루프는 선택 박스(96)의 아니오를 선택하여 빠져나간다. 할당하기 위한 데이터가 더 존재한다면, 그 후에 선택 박스(96)에서 예를 선택하여 흐름 제어 루프는 선택 박스(90)로 되돌아가서 더 많은 사용자 데이터가 도달했는지 확인한다. 데이터가 도달했다면, 도달된 데이터의 양을 미해결 크레디트 카운터에서 감산한다(박스91).
순간 시간의 계산을 위한 대안적인 카운터에서, 전송되어야만 하는 할당 프레임은 캐퍼시티 요청 프레임의 내용에 관계없이 매 10번째(ms)마다 할당 프레임을 전송하는 카운터로 대체된다.
도 10은 승인된 크레디트의 수가 도 8 및 도 9에 관한 퍼-플로우 기반 흐름 제어에 의해 전송되는 할당 프레임에 대해 계산되는 방법을 도시한다. 상기 단계(3 및 4i에서 4iii)는 박스(100)에서 수행된다. 그 후에 할당된 크레디트의 수(=계류 중인 사용자 데이터의 수)가 요청된 캐퍼시티를 결코 초과할 수 없도록 더 확실하 게 하기 위한 비교가 행해진다(선택박스101). 할당된 크레디트의 수가 더 커서, 예를 선택한다면, 그 후에 승인된 크레디트의 수는 SRNC에 계류 중인 사용자 데이터의 수에 동일하게 설정된다(박스102). 단계(101)는 승인된 크레디트가 계류 중인 데이터의 양을 초과할 수 있다면, 미해결 크레디트 카운터(29)가 조금도 확실한 정보를 제공하지 않을 것이기 때문에 필요하다. 특히 카운터는 주로 감소되기보다는 증가할 것이다.
노드-B에 버퍼링된 사용자 데이터의 총량을 최소화하기 위해서, 부족한 메모리 자원은 도 11 및 도 12에 도시된 흐름도의 퍼-노드 기반 흐름 제어 메커니즘을 사용하는 캐퍼시티 할당 장치를 사용하여 경험된 채널 품질에 비례하여 몇몇 사용자 사이에 공유된다. 퍼-노드 기반 흐름도는 도 8 및 도 9의 퍼-플로우 기반 흐름도의 단계에 유사한 많은 단계를 가지므로 동일한 참조 번호로 표시된다.
도 11은 미해결 크레디트 카운터를 0으로 재설정하는 것으로 시작한다(박스80). 그 다음 루프는 노드-B가 UE로부터 채널 품질 리포트를 수신하는 곳에서 실행한다(박스110). 이런 루프는 흐름 제어에 무관하게 실행한다. 흐름 제어는 품질 정보에 기초하며 흐름 제어 리포트는 메모리 캐퍼시티가 할당되었는지 아닌지에 관계없이 처리된다. 이런 루프는 UE가 노드-B에 주의하는한 실행된다. 노드-B는 SRNC로부터 할당 요청을 수신하기를 대기한다(선택박스81). 요청이 수신될 때, 노드-B는 SRNC로 전송되어야만 하는 크레디트의 수를 계산한다. 모든 데이터가 노드-B의 메모리에 일치하도록 데이터의 양이 매우 작다면, 그 후에 노드-B는 승인된 크레디트의 수가 요청된 캐퍼시티에 동일하게 나타나는 할당 프레임을 안전하게 전송할 수 있다(선택박스82->아니오->박스83). 메모리 자원이 부족하다면(선택박스82->예), 요청된 캐퍼시티가 주어지는 대신 더 작은 크레디트의 양이 몇 번 주어진다. 특히 SRNC로 인증된 크레디트의 수는 대응하는 데이터 유닛이 노드-B에 도달할 때, 모든 수신된 데이터가 노드-B의 메모리의 룸을 가질 것이고,(박스82->예->박스84->박스112) "할당 프레임 등을 전송"하도록 매우 제한되어야만 한다. 그러므로 모든 데이터가 SRNC에서 노드-B로 전송될 때까지 노드-B는 몇몇 할당 프레임을 전송해야만 할 것이다. 도 11의 B에서, 상태는 노드-B가 할당 프레임을 전송해 왔지만, SRNC로부터 아직도 어떤 데이터도 수신하지 못한 상태이다. 할당 및 전송 이후에, 노드-B는 대기할 것이고 발생한 것을 인식할 것이다.
다음 단계는 노드-B에 도달하기 위한 데이터를 대기하는 것이다. 전송 네트워크에서 발생하는 에러 때문에 SRNC가 전송하는 모든 데이터는 도달할 것이 확실하지 않다. 때때로, 이것은 또한 데이터가 SRNC에서 노드-B로 전송되기 전에 몇몇 할당 프레임을 전송하는 것을 필요로 한다. 따라서, 도 11에서 행해지는 할당은 때때로 적합하지 않다. 이것은 할당 프레임이 전송 네트워크로 사라지는 경우에서조차 적합하지 않다. 이와 같은 경우에, 할당은 재전송되어야만 한다. 도 12에서 흐름 제어 프로세스는 이런 순간을 고려할 것이다. 도 12에는 다섯 가지 ; (1) 노드-B에 데이터가 도달하고(박스90), (2) SRNC가 새로운 캐퍼시티 요청 프레임을 전송하고(박스92), (3) 새로운 할당 프레임을 전송하는 시간(단계94), (4) 모든 UE가 노드-B에 남겨지며(선택박스96), (5) 임의의 UE가 채널 품질 리포트를 전송하는(선택박스81) 순간이 존재한다. 보기 (1)은 갱신된 미해결 크레디트 카운터를 유지하 기 위해 요구된다. 보기 (2)는 SRNC가 언제든지 캐퍼시티 요청을 전송할 수 있기 때문에 노드-B가 더 많은 캐퍼시티를 할당함으로써 요청에 응답해야만 하다는 것을 요구한다. 언제 새로운 데이터가 SRNC로 도달할지 예측할 수 없고, SRNC가 캐퍼시티 요청을 이러한 도달에 대한 응답으로 전송하기 때문에 이런 공지되지 않은 (예컨대, 인터넷 및 SRNC 사이의) 도달 프로세스는 왜 흐름 제어 프로세스가 SRNC 및 노드-B 사이에 필요로 되는지 그 이유이다. 보기 (3)은 노드-B가 부족한 메모리 자원 때문에 SRNC가 요청하는 데이터를 항상 동일한 양으로 할당하기 때문에 그리고 노드-B가 때때로 다수의 할당 프레임을 전송해야만 하기 때문에 필요로 된다. 보기 (3)이 존재하지 않는다면, 그 후에 SRNC가 모든 데이터를 노드-B로 전송하기 때문에 어떠한 흐름 제어도 모두에서 필요로 되지 않는다. 일단, 할당 프레임을 전송하기 위한 시간에, 크레디트의 양은 각각의 채널 품질에 비례하여 개별적인 사용자 사이에 계산되어 분배된다(박스120). 보기 (4)는 시스템에 어떠한 UE도 존재하지 않을 때 제어 루프의 실행을 하지 않도록 필요로 된다. 보기 (5)는 연속적으로 채널 품질 표시자를 프로세스하기 위해서 존재한다. 품질은 할당 주파수가 10ms로 할당이 발생하는 것보다, 2ms 간격으로, 더 자주 리포트되는 되도록 인식되어야만 한다. 모든 데이터가 SRNC에서 전송될 때까지 제어 루프는 반복된다.
도 13에서 실행되는 프로세스 단계는 도 13의 프로세스 단계로 이어지는 것과 함께 이것은 도 12의 박스 120에 수행되는 프로세스 단계를 설명한다. 제 1 단계에서(박스130), 노드-B에 큐잉되어 있는 데이터의 총량은 노드-B에 모든 활성 버퍼에 큐잉되어 있는 데이터 유닛의 수를 판단함으로써 계산된다. 이것은 상기 단 계(3)에 대응한다. 제 2 단계(박스131)에서, SRNC에 큐잉되어 있는 데이터의 총량은 SRNC에 모든 활성 버퍼에 대해 큐잉되어 있는 데이터 유닛의 수를 판단함으로써 계산된다. 이것은 상기 단계(2)에 대응한다. 제 3 프로세스 단계(박스132)에서, 미해결 크레디트의 총량은 노드-B에 모든 활성 사용자 버퍼에 대한 미해결 크레디트의 수를 판단함으로써 계산된다. 이것은 상기 단계(4i)에 대응한다. 그 다음 모든 활동중인 사용자는 그들의 경험된 채널 품질에 따라 리스트로 분류된다(박스133). 계류 중인 데이터를 갖지 않는 사용자는 이후 리스트로부터 제거된다(박스134). 채널 품질의 총합은 분류된 리스트에 모든 사용자에 대한 채널 품질을 판단함으로써 계산된다(박스135).
다음의 프로세스 단계(박스140)는 노드-B에 사용 가능한 메모리 공간에 노드-B에 큐잉 중인 데이터의 양, 노드-B에 계류 중인 데이터 카운터로 나타내지는 SRNC에 큐잉 중인 데이터의 총량 및 총 계류 중인 크레디트 카운터를 감산하는 것이고, 총 승인된 크레디트를 계산된 값으로 설정하는 것이다(박스140). 그 후에 매트릭은 (리스트에 분류된) 최상의 채널 품질 및 채널 품질의 총합(141)의 일부를 나타낸다. 그 다음 대응하는 최상의 품질 사용자에 대한 승인된 크레디트가 상기 메트릭 및 총 승인된 크레디트에 기초하여 계산된다(박스142). 결정 박스(143)에서, 승인된 크레디트의 수가 계류 중인 데이터의 수보다 많은지가 결정된다. 만약 예라면, 그 후에 최상의 품질을 갖는 사용자에 대한 승인된 크레디트는 상기 최상의 품질 사용자에 대해 계류 중인 데이터 유닛의 양으로 설정된다. 이런 단계는 도 10에서 단계(102)를 프로세스하는데 대응하고, 최상의 품질 사용자가 리스트로부터 제거되는 곳에서 단계(145)에 이어진다. 아니오가 결정되면 또한 프로세스 단계(145)에 이어지는데 이것은 차례로 리스트에 임의의 사용자가 존재하는지 확인하는 결정 박스(146)로 이어진다. 예라면, 루프는 프로세스 단계(141)를 시작한다. 루프는 리스트에 남겨진 사용자가 없을 때까지 프로세스 단계(141-145)를 실행한다. 스케줄링에 사용되는 방식은 채널에 달려있거나 라운드 로빈 방식으로 구성될 수도 있다. 스케줄링에 달려있는 채널은 데이터가 최상의 채널 품질을 갖는 UE로 전송된다는 것을 의미한다. 본 발명에 관련된 SRNC 및 노드-B 사이의 흐름 제어 알고리즘은 또한 노드-B 및 통계적으로 최상의 채널 품질이 보여지는 UE 사이의 전송을 스케줄링하기 위해 사용되된다면, 그 후에 매우 작은 양의 데이터는 노드-B 버퍼에 저장되어야 하고 이렇게 저장된 데이터는 정확한 사용자로의 데이터이고 노드-B에 도달하자마자 즉시 스케줄링될 데이터이다. 그러므로 본 발명은 (노드-B 내의) 매우 큰 버퍼 메모리 및 종래의 퍼-플로우 할당 방식과 유사하다.
참조 문헌
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[2] 3rd Generation Partnership Project; Technical Specification Group Radio Access Network;ULTRA Iur user plane protocols for Common Transport Channel data streams, 3GPP TS 25.425

Claims (9)

  1. 무선 통신 네트워크에서 전송 무선 네트워크 노드(4) 및 수신 무선 네트워크 노드(6) 사이에 상기 데이터의 흐름을 조절하기 위한 퍼 플로우가 사용되는 제어 방법으로서,
    상기 전송 노드가 캐퍼시티 요청(10)을 상기 수신 노드로 전송하여, 상기 전송 노드에 계류 중인 표시된 수의 데이터 유닛을 전송하도록 허용을 상기 전송 노드에 요청하고, 상기 캐퍼시티 요청에 응답하는 상기 수신 노드가 할당 프레임(11)을 상기 전송 노드에 전송하고, 상기 수신 노드가 상기 데이터 유닛의 수를 표시하는 상기 할당 프레임을 전송할 것이 허용되고, 이런 후자의 수는 크레디트로서 칭해지는데,
    상기 수신 노드에서 데이터 유닛을 저장하기 위한 버퍼 자원(9)이 부족한 경우에 상기 수신 노드가 상기 전송 및 수신 노드 사이의 데이터 흐름(12)을 위해 다음의 단계:
    -상기 요청된 순간적인 데이터 유닛의 수를 카운트하는 단계,
    -타겟 버퍼 충전 레벨로부터 감산됨으로써 상기 승인될 크레디트의 수를 계산하는 단계로서,
    -상기 데이터 유닛의 수가 상기 버퍼에 현재 저장되며,
    -상기 크레디트의 수가 이미 주어졌지만 아직 수신되지는 않는데, 이런 크레디트가 이하 미해결 크레디트로서 칭해지는, 계산 단계,
    -상기 캐퍼시티 요청에 응답하여 상기 전송 노드로 전송하기 위해서 계산된 상기 승인된 크레디트의 수를 할당 프레임(10)에 삽입하는 단계를 수행하는 것을 특징으로 하는 무선 통신 네트워크에서 수신 무선 네트워크 노드 및 수신 무선 네트워크 노드 사이에 상기 데이터의 흐름을 조절하기 위한 퍼 플로우가 사용되는 제어 방법.
  2. 제 1항에 있어서,
    상기 버퍼에 현재 저장된 상기 데이터 유닛의 수를 상기 요청된 데이터 유닛의 수와 비교하는 단계, 상기 미해결 크레디트의 수가 상기 승인된 크레디트의 수를 획득하기 위해서 감산되는 곳으로부터 승인된 크레디트의 가능한 수로서 더 작은 수를 선택하는 것을 특징으로 하는 퍼 플로우가 사용되는 제어 방법.
  3. 제 2항에 있어서,
    상기 미해결 크레디트의 수의 진행 중인 카운트를 유지하는 상기 수신 노드가
    -매시간 카운트를 증가함으로써 할당 프레임을 전송하고, 상기 카운트가 상기 할당 프레임에 나타내지는 상기 승인된 크레디트의 수로 증가하며, 및
    -매시간 상기 카운트를 감소하여 데이터 유닛을 수신하고, 상기 카운트가 상기 수신된 데이터 유닛의 수로 감소됨으로써 성취되는 것을 특징으로 하는 퍼 플로우가 사용되는 제어 방법.
  4. 무선 통신 네트워크에서 전송 무선 네트워크 노드(4) 및 수신 무선 네트워크 노드(6) 사이에 상기 데이터의 흐름을 조절하기 위한 퍼 노드가 사용되는 제어 방법으로서,
    상기 전송 노드가 캐퍼시티 요청(10)을 상기 수신 노드로 전송하여, 상기 전송 노드에 계류 중인 표시된 수의 데이터 유닛을 전송하도록 허용을 상기 전송 노드에 요청하고, 상기 캐퍼시티 요청에 응답하는 상기 수신 노드가 할당 프레임(11)을 상기 전송 노드에 전송하고, 상기 수신 노드가 상기 데이터 유닛의 수를 표시하는 상기 할당 프레임을 전송할 것이 허용되고, 이런 후자의 수는 크레디트로서 칭해지는데,
    상기 수신 노드에서 데이터 유닛을 저장하기 위한 버퍼 자원(9)이 부족한 경우에 상기 수신 노드가 상기 전송 및 수신 노드 사이의 데이터 흐름(12)을 위해 다음의 단계:
    -요청된 데이터 유닛의 총 수를 획득하기 위해서 각각의 데이터 흐름에 상기 요청된 순간적인 데이터 유닛의 수를 카운트하는 단계,
    -상기 데이터 흐름의 총수에 대한 타겟 버퍼 충전 레벨로부터 감소됨으로써 각각의 데이터 흐름에서 승인될 상기 크레디트의 총 수를 계산하는 단계로서,
    -상기 데이터 유닛의 총 수가 현재 각각의 상기 버퍼에 저장되며,
    -상기 크레디트의 총 수가 이미 주어졌지만 아직 수신되지 않는, 계산 단계,
    -각각의 사용자 엔티티(7)에 표시된 상기 무선 채널 품질(28)에 비례하여 상기 수신 노드의 상기 크레디트의 총량을 분배하는 단계를 수행하는 것을 특징으로 하는 무선 통신 네트워크에서 수신 무선 네트워크 노드 및 수신 무선 네트워크 노드 사이에 상기 데이터의 흐름을 조절하기 위한 퍼 노드가 사용되는 제어 방법.
  5. 제 4항에 있어서,
    모든 데이터 스트림 내의 상기 사용자 데이터의 총합을 상기 데이터 유닛의 요청된 총 수보다 작거나 동일하게 바람직한 값으로 제한하는 것을 특징으로 하는 퍼 플로우가 사용되는 제어 방법.
  6. 무선 통신 네트워크에서 전송 무선 네트워크 노드(4) 및 수신 무선 네트워크 노드(6) 사이에 상기 데이터의 흐름을 조절하기 위한 퍼 노드가 사용되는 제어 방법으로서,
    상기 전송 노드가 캐퍼시티 요청(10)을 상기 수신 노드로 전송하여, 상기 전송 노드에 계류 중인 표시된 수의 데이터 유닛을 전송하도록 허용을 상기 전송 노드에 요청하고, 상기 캐퍼시티 요청에 응답하는 상기 수신 노드가 할당 프레임(11)을 상기 전송 노드에 전송하고, 상기 수신 노드가 상기 데이터 유닛의 수를 표시하는 상기 할당 프레임을 전송할 것이 허용되고, 이런 후자의 수는 크레디트로서 칭해지는데,
    상기 수신 노드가 데이터 유닛의 무선 전송을 스케줄링하는 각각의 사용자 엔티티(7)에 표시된 상기 무선 채널 품질(28)에 비례하여 상기 수신 노드에 의해 주어진 상기 크레디트의 수를 분배하는 것을 특징으로 하는 무선 통신 네트워크에서 전송 무선 네트워크 노드 및 수신 무선 네트워크 노드 사이의 상기 데이터 흐름을 조절하기 위한 퍼 노드가 사용되는 제어 방법.
  7. 버퍼링 자원(9), 개별적인 사용자 데이터의 양을 개별적인 사용자 엔티티(6)로 할당하기 위한 캐퍼시티 할당 장치(23), 흐름 제어 프로토콜 및 스케줄러(16)를 포함하는, 전송 노드(4)로부터 상기 데이터의 흐름을 조절하기 위한 수신 무선 네트워크 노드(6)로서,
    상기 순간적인 미해결 크레디트의 수의 진행 중인 카운트를 유지하기 위한 카운터(29)를 포함하는 캐퍼시티 할당 장치(23)를 포함하는데, 상기 데이터 유닛의 대응하는 수가 상기 수신 노드(6)에 아직 도달하지 않았을지라도, 상기 할당 장치가 상기 데이터 유닛의 수로서 한정된 미해결 크레디트를 수신하도록 전송 노드(4)를 허가하는 것을 특징으로 하는 전송 노드로부터 상기 데이터 흐름을 조절하기 위한 수신 무선 네트워크 노드.
  8. 제 7항에 있어서,
    상기 캐퍼시티 할당 장치가 상기 전송 노드에 계류 중인 사용자 데이터의 진행 중인 카운트를 유지하기 위한 카운터를 포함하는 것을 특징으로 하는 수신 무선 네트워크 노드.
  9. 제 7항 또는 제 8항에 있어서,
    분배 장치는 상기 스케줄러(16)가 데이터 유닛의 무선 전송을 스케줄링하는 상기 각각의 사용자 엔티티(7)에 의해 표시된 상기 무선 채널 품질(28)에 비례하여 상기 수신 노드에 의해 주어진 상기 크레디트의 총 수를 분배하도록 적응되는 것을 특징으로 하는 수신 무선 네트워크 노드.
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