CN1419771A - 压缩数据分组中头域的技术 - Google Patents

Abstract

提供了一种基于定时器的头压缩/解压缩技术以及一种基于定时器和参考的技术。源生成一个头域，如RTP时间戳。包括该头域的分组发送到压缩器，压缩器基于来自源的分组的头域以及抖动质量来计算压缩的头域。通过计算压缩器之前的网络在分组发送上的抖动影响以及计算压缩器和解压缩器之间的网络在分组发送上的抖动影响来计算压缩的头域。包括压缩头域的分组发送到包括本地定时器的解压缩器。解压缩器通过基于自从前一个分组到达以来流逝的时间以及前一个分组中的域值计算头域的近似值，来解压缩压缩的头域。然后基于分组中提供的压缩的头域来纠正头域的近似值。

Description

压缩数据分组中头域的技术

技术领域

本发明涉及一种用于压缩数据分组中头域的方法和设备。更特别地，本发明涉及一种利用基于定时器和参考的方案来压缩数据分组中头域的方法和设备。

对于基于互联网协议(IP)的多媒体，实时传输协议(RTP)主要用于用户数据报协议(UDP/IP)之上。在RFC1889中详细描述了RTP。组合的IP/UDP/RTP头的大小对于IPv4至少是40字节，对于IPv6至少是60字节。在频谱效率是主要关注点的系统(如蜂窝网)中认为每个分组40-60字节的系统开销是很重的。因此，需要合适的IP/UDP/RTP头压缩机制。在RFC2508中描述了当前头压缩方案，其能够将40/60字节的IP/UDP/RTP头在点到点链路上压缩到2个或4个字节。已有的头压缩算法基于这样的观察事实，即在会话长度期间分组流中IP分组头的大多数域保持恒定。因此，可能通过在解压缩器中建立压缩状态(完整头信息)并且通过从压缩器到解压缩器传送最少量的头信息来压缩头信息。

RFC2508基于大部分时间，从一个分组到另一个分组改变的RTP域，如RTP时间戳，可通过线性外推法预测的想法。基本上要发送的唯一信息是序号，用于错误和分组丢失检测(以及上下文ID)。当发送器确定线性外推法不能用于当前分组时，就发送关于紧接着前面分组的第一个顺序差异信息。为初始化会话，发送完整的头。除此之外，当接收器确定有分组丢失时(通过序号增加超过1检测到)接收器明确地请求发送器发送完整的头以便使得能够重新同步。

但是，在RFC2508中定义的头压缩不很适合于某些环境(如蜂窝或无线环境)，其中带宽非常珍贵并且错误很常见。在RFC2508头压缩方案中，假设RTP时间戳大部分时间都是线性增长模式。当头符合该模式时，基本上在压缩的头中仅需要一个短序号。当头不符合该模式时，在压缩头中发送当前头和前一个头的时间戳之间的差异。通过使用编码表可能实现进一步优化。这个方法有三个缺点。第一个是其对错误不健壮，因为前一个头的丢失会使当前头的解压缩无效。第二个是RTP时间戳差异或跳跃会非常大，因此会溢出编码查找表。例如，如果介质是语音，则无声间隔可引起这样大的差异。第三个是结果编码的差异大小是变化的，使得更难预测和管理要分配的带宽。

因此，需要一种能够容纳域的值中(如RTP时间戳的值中)任意跳跃，产生更一致或固定的大小，并且对错误更健壮的头压缩方案。

发明概述

根据本发明的实施方案，提供了基于定时器的头解压缩技术。RTP源生成头域，如RTP时间戳。时间戳通过网络发送到压缩器。在压缩器中，使用减少抖动功能(JRF)来确定接收的时间戳(头)的抖动是否过多。如果抖动过多，则丢弃分组。否则，压缩器基于RTP时间戳以及时间戳的初始值来计算压缩的头域(压缩的时间戳)。压缩的时间戳表示计算为源和解压缩器之间的网络在分组传输上的影响的抖动。计算的抖动是表示源和压缩器之间的网络在分组传输上的影响的网络抖动以及表示压缩器和解压缩器之间的网络在分组传输上的影响的无线电抖动的累积。应该指出，这里使用的术语“网络”是一个广义的术语，因此不应该排除，例如，无线电信网中的无线电链路。这样，包括压缩时间戳的RTP分组通过链路或网络发送到解压缩器。

解压缩器通过首先基于位于终端的定时器的当前值(也就是，基于流逝的时间)来计算时间戳的估计值或近似值来解压缩压缩的时间戳。然后基于分组头中提供的压缩时间戳来改进或改正时间戳的近似值。照这样，基于本地定时器和当前头中提供的压缩时间戳来重新生成当前分组(头)的时间戳。然后将分组和重新生成的时间戳提供给RTP端点处理。

本发明基于定时器的方案包括几个优点。这里使用的术语“基于定时器的方案”包括使用压缩的时间戳的基于定时器方案以及在这里公开的基于定时器和参考的方案。压缩的时间戳的大小(或其它头域)是固定的并且很小。而且，其大小不作为无声间隔的长度的函数而变化。在RTP源的定时器过程(生成时间戳)和解压缩器的定时器过程之间不需要同步。而且，这个技术对错误很健壮，因为在压缩头中的部分时间戳信息是自包含的并且只需要与解压缩器定时器值相结合来生成完整的RTP时间戳值。头的丢失或错误不会使后续的压缩头失效。

本发明的第二个实施例提供了一种头剥离方案，其中头(如包括RTP时间戳)在发送前从RTP分组中剥离或去掉。头剥离器以及头生成器通过类似电路连接(如电路或虚拟电路)或基本恒定比特速率的信道连接。在初始化之后，头剥离器从每个分组中剥离或去掉头(包括去掉时间戳和序号)，并且然后将无头的分组发送到头重新生成器。为消除在头剥离器处的分组抖动，分组可按照头中的RTP时间戳(TS)按时间间隔发送。因此，在这个实施方案中，在RTP分组中没有明确地提供时间戳(也没有压缩的时间戳)。而是，基于头剥离器和重新生成器之间的基本固定比特率信道来隐含地为头重新生成器提供定时信息。可以以几种不同方式提供基本固定比特率信道。

在这第二个实施方案中，初始化发生之后(例如，为头重新生成器提供初始序号和时间戳)，头重新生成器可以通过每T毫秒使本地时间戳计数器增加TS_stride来为后续分组重新生成时间戳，并且通过每个分组持续时间使本地SN计数器增加1来重新生成分组序号。因为在头剥离器和重新生成器之间提供基本固定的比特率信道，其中没有引入分组抖动，所以这些域可仅基于本地时钟或计数器重新生成。因此，在初始化之后，这些头域可仅参考本地时钟在头重新生成器中重新生成。

但是，会出现一个或多个基本的不连续事件(如分组大小改变或TS_stride，时间戳中的非线性偏移等)，如果不解决，很可能使仅依赖于本地定时器或时钟来进行域重新生成的头剥离方法失效。头串是一系列具有已知或线性可预测域的分组头。通过几个不连续事件的任何一个可导致从一个串到另一个的转变。当这发生时，头剥离器识别不连续事件并且将与事件相关的更新的头信息发送到头重新生成器，以便使时间戳和序号重新生成继续。当有切换时，也可使用一种提供更新的头信息的类似技术。

附图简述

结合附图的下列详细描述将使本发明更显而易见。

图1是说明根据本发明的示例实施方案的一个系统的框图；

图2是说明根据本发明的实施方案RTP分组的未压缩格式的图；

图3是说明根据本发明的示例实施方案未压缩的RTP头格式的图；

图4是说明根据本发明的示例实施方案压缩的RTP头格式的图；

图5是说明根据本发明的实施方案头压缩和解压缩的示例操作的图；

图6是说明根据本发明的另一个实施方案头压缩和解压缩的示例操作的图；

图7是说明根据本发明的实施方案切换的示例操作的图；

图8是说明根据本发明的示例实施方案的示例堆栈的框图；

图9是说明根据本发明的示例实施方案在消息中提供的信息的表；

图10是说明根据本发明的示例实施方案的切换过程的图；

图11是说明根据本发明的示例实施方案带内初始化过程的图；

图12是说明根据本发明的示例实施方案带外初始化过程的图；

图13是说明根据本发明的第一种方法计算网络抖动的步骤的图；

图14是说明根据提出作为本发明的选项1的第二种方法计算网络抖动的步骤的图；

图15是说明根据提出作为本发明的选项2的第三种方法计算网络抖动的步骤的图；

实现本发明的最佳模式

I.利用压缩时间戳的基于定时器的方案

A.结构

图1是说明根据本发明的示例实施方案的一个系统的框图。终端102连接到IP网络108上。终端102可以是运行RTP/UDP/IP，并且提供RTP分组中分组语音采样用于在网络110上发送的个人计算机等。终端102包括识别这个终端(如，包括IP地址、端口号等)是RTP分组的源还是目的地的RTP端点104。提供IP网络作为例子，但是，也可以替代使用其他类型的分组交换网等。应该指出这里使用的术语“网络”意指一个广义的术语，因此不排除，如无线电信网中的无线电链路。终端102也包括用于生成时间戳的本地定时器103。

接入网基础结构(ANI)110连接到IP网络108。无线终端130通过射频(RF)链路140耦合到ANI 110。无线终端130如这里所描述的，例如，依赖于其环境可以是无线压缩器或无线解压缩器。当分组的源或分组的目的地与无线终端130分离时尤其出现这种情况。RF链路140包括上行链路142(从终端130到ANI 110)和下行链路144(从ANI 110到终端130)。ANI 110将区域中的一个或多个无线(或射频)终端(包括终端130)接口到IP网络108，包括有线信号(从IP网络提供)和无线或RF信号(提供给终端130或从中提供)之间的转换。因此，ANI 110使得从IP网108接收的RTP分组能够在RF链路140上发送到无线终端130，并且使得来自终端130的RTP分组能够在IP网络108上发送到另一个终端，如终端102。

根据本发明的实施方案，ANI 110包括一个或多个ANI适配器(ANI_AD)，如ANI_AD 112和ANI_AD 114，其中每个优选地包括一个定时器。每个ANI_AD执行头压缩(在下行链路传输之前)和解压缩(在上行链路传输之后)。从IP网络108接收的RTP分组的头(或者一个或多个头域，如时间戳)在下行链路142上发送到终端130之前由ANI_AD 112压缩，并且从终端130接收的分组头在发送到IP网络108之前由ANI_AD 112解压缩。因此，每个ANI_AD被认为是压缩器/解压缩器115。每个ANI_AD将位于区域内一个特定或不同范围的终端接口到IP网络108。ANI_AD 112包括用于实现基于定时器的解压缩技术的定时器113。ANI_AD 112还包括抖动减少功能(JRF)115，其运行来测量在网络108上接收的分组(或头)上的抖动并且丢弃具有过多抖动的任何分组/头。

额外的ANI，如ANI 120，提供用来将位于额外的区域内的其他终端接口到IP网络108。ANI 120类似地包括一个或多个ANI_AD，如ANI_AD 122(图1)。每个ANI_AD包括一个定时器和一个JRF。

终端130包括RTP端点132，其是RTP分组的源和/或目的地(接收器)。终端130包括执行头压缩(对于要在上行链路142发送的分组)和解压缩(在下行链路144上接收的分组上)的终端适配器(term AD)136。因此，终端适配器(term_AD)136被认为是头压缩器/解压缩器137，类似于ANI_AD。

终端适配器(term_AD)136还包括用于计算当前头的RTP时间戳的近似值(或估计值)的定时器134(接收器定时器)。然后终端适配器(term_AD)136使用RTP头中的附加信息来改进或改正时间戳的近似值。根据本发明的实施方案，基于RTP头中提供的压缩时间戳来改进或调整时间戳的近似值。照这样，可使用本地定时器和压缩的时间戳来为每个RTP头重新生成正确的时间戳。可提供其他终端(如终端150)，每个包括其自己的RTP端点、终端适配器和定时器。

图1中所示的配置仅提供作为例子，并且本发明不限于此。更确切的，图1仅提供了一个例子，其中RTP数据在带宽非常宝贵并且错误并非不常见的数据链路或系统(如无线链路140)上发送。本发明不限于无线链路，而是适合于广泛的各种链路(包括有线链路等)。

其中基于定时器的头压缩和解压缩方案的一个示例应用或系统是在蜂窝系统上传输VoIP(或IP电话)分组。当VoIP应用于蜂窝系统时，因为无线或空中(RF)接口的有限带宽，最小化IP/UDP/RTP头的开销很重要。在这样的系统中，例如，ANI_AD将IP网接口到运行IP/UDP/RTP并且具有用于接收无线或RF链路上的RTP分组的蜂窝或RF接口的计算机终端(如终端130)上。这仅仅是本发明的压缩/解压缩技术的一个示例应用。

图2是说明根据本发明的实施方案的RTP分组的未压缩格式的图。如图2所示，未压缩的RTP分组包括IP头、UDP头212、RTP头214以及可以是语音采样的有效载荷216。

图3是说明根据本发明的一个示例实施方案的未压缩RTP头格式的图。如图3所示，未压缩的RTP头包括时间戳(TS)310、序号(S.N.)312以及一些其他域314。因IP网108的分组交换特性，RTP分组会失序到达。在RTP接收器或RTP目的地(例如图1，终端130)使用序号312来按正确的顺序组装RTP语音采样。但是，RTP分组中的序号不反映域中任何非线性的改变(例如，语音信号的无声间隔)。因此，提供时间戳(TS)310来指示每个分组的相对定时。

如上所指，有每个RTP分组中IP/UDP/RTP头提供的40-60字节的头开销太大了的担心。特别地，对于在低速率或有限带宽链路(如链路140)上运行的RTP分组来说4字节RTP时间戳特别难以负担。结果，需要一种机制来有效地压缩RTP头并且特别是压缩RTP头中的时间戳域。

在RFC2508中描述的头压缩技术初始地发送一个完整(未压缩)的RTP分组，包括到RTP目的地/接收器的所有的域。在连接期间头的许多域是静态的，并且因此，不需要在初始分组发送和接收之后发送。对于大多数分组，从分组到分组只有序号和时间戳改变。根据RFC2508，在接收器通过在存储在接收器的那些域的以前值中加入(固定的)一阶差分来更新非静态域(例如，时间戳和序号)。例如，对于每个分组每个接收的RTP分组的序号自动加1。非静态域中的额外跳跃或改变(也就是与一阶差分不同的)必须单独发送到接收器。不幸的是，在RFC2508中，前面头的丢失将使接收器中的解压缩无效。而且，差异的大小是变化的，使得利用RFC2508的压缩技术很难管理和预测带宽。

根据本发明的实施方案，提供了一种头压缩技术可用于更有效地压缩分组头的RTP时间戳(或其它域)。根据本发明的实施方案，压缩方案可适合RTP时间戳值中的任意跳跃，而生成一个固定大小的压缩的RTP头(或固定大小的RTP时间戳)。

图4是说明根据本发明的示例实施方案的压缩RTP头格式。如图4所示，压缩的RTP头由指示消息类型的消息类型410、识别改变的域的位屏蔽412、以及压缩时间戳域414组成。如果在分组头中提供压缩的时间戳，则消息类型410指示压缩的时间戳。根据本发明的实施方案，压缩的时间戳域414包括指示分组之间时间流逝的值的k个最低有效位(lsbs)。根据本发明的实施方案，压缩的时间戳域414提供源计数器值(或计数器差值)的一部分(也就是k个最低有效位)。源计数器用于为每个RTP分组头生成时间戳。可选域416可用于为在位屏蔽412中识别的那些域提供更新的或改变的域。

B.时间戳压缩和解压缩的整体操作

根据本发明的实施方案，将简要描述RTP时间戳的压缩和解压缩。根据实施方案，在RTP端点(如终端102的RTP端点104)生成RTP分组并且寻址到另一个RTP端点。在这个例子中，RTP端点104是要发送到终端130的RTP端点132(目的地)的一个或多个RTP分组的源。RTP分组头包括基于时钟在RTP源(例如终端102)生成的时间戳。

RTP分组在IP网络108上路由到ANI 110的ANI_AD 112。ANI_AD 112压缩RTP分组的头(多个头)中的一个或多个域。特别地，ANI_AD将RTP时间戳310(图3)压缩到压缩的时间戳414(图4)中。头中的其它域通过去掉它们或使用一些其它技术压缩。然后包括压缩时间戳414的RTP分组在RF链路140的下行链路144上发送到终端130。

一接收到带压缩头(也就是压缩的时间戳414)的RTP分组，终端130的终端适配器(term_AD)136就解压缩时间戳值。终端适配器136通过首先基于定时器134的当前值计算时间戳的估计值或近似值来解压缩压缩的时间戳414。然后基于分组头中提供的压缩的时间戳414来改进或改正时间戳的近似值。照这样，基于本地定时器(定时器134)以及当前头中提供的压缩时间戳来重新生成当前分组(头)的时间戳。分组头的其它域(如序号)也重新生成。然后分组和重新生成的时间戳提供给RTP端点132来处理。然后RTP端点132按适当的顺序(如由序号确定的)以及由重新生成的时间戳规定的适当的定时(例如，说明任何无声间隔)重放语音采样。

ANI_AD 112还在RF链路140上接收压缩头(包括压缩时间戳)，并且利用上述基于定时器的解压缩技术解压缩时间戳。因此，ANI_AD112典型地包括定时器以便使ANI_AD能够解压缩上述压缩的时间戳。类似的，终端130的term_AD 136还在RTP分组在RF链路140上发送到ANI 110之前压缩RTP分组的时间戳。为简化本发明的示例实施方案的解释，主要描述将针对下行链路144。根据本发明的实施方案，RTP分组在两个方向上发送(上行链路142和下行链路144)。因此，ANI 110的ANI_AD 112和终端130的term_AD作为时间戳压缩器(对于在RF链路上头/分组的发送)和解压缩器(在RF链路140上接收的压缩头的接收之后)操作。

C.时间戳压缩和解压缩的示例实施方案

将简要描述时间戳压缩和解压缩的示例实施方案。假设RTP分组中的数据是语音数据。定义下列变量和公式仅用于辅助解释本发明的一些特性，但是本发明不限于此。而且，本发明不限于使用相同或类似类型变量的系统，并且不限于执行下述特定计算的系统。变量和计算仅提供作为本发明的示例实施方案。

T-RTP语音采样之间的时间间隔。(如果每个RTP分组中提供一个语音采样，则T也是RTP分组头之间的间隔。)

TS-时间戳

TS_stride-每T毫秒RTP时间戳增加TS_stride。换句话说，对于每个新的RTP分组，RTP时间戳增加TS_stride。TS_stride是一个依赖于语音编解码器的常量(例如，100)。TS_stride提供给接收器(终端130)和ANI_AD 112。

TS0-在RTP接收器接收的会话的第一个头的RTP时间戳。会话的第一个头被认为是同步头，因为其用于同步。TS0是在会话开始提供给压缩器(例如，ANI_AD 112)和解压缩器(如term_AD 136)的RTP时间戳的初始值(用于同步)。根据实施方案，通过接收带有未压缩头的RTP分组(包括提供TS0的未压缩时间戳)初始化或同步ANI_AD和term_AD。根据本发明的实施方案，基于定时器的解压缩技术要求在压缩头可以被正确解压缩(也就是因此解压缩器可以正确地重新生成时间戳)之前为时间戳压缩器(也就是ANI_AD 112)和解压缩器(也就是term_AD 136)提供初始时间戳TS0(例如通过未压缩的初始或同步头)。

分组头m的RTP时间戳(在时间m*T毫秒时生成)＝TS0+TS_stride*m。这假设对于每个语音采样有一个头。如下述示例所示，对于每个分组头多个语音采样(例如3个语音采样)的情况可以扩展这个公式。

m-指示已经发送的语音采样的数量的整数。在会话开始时m被重新设置或清除为0。M正比于(或指示)会话开始以来流逝的时间量。每T毫秒m增加1。

TS_current＝TS0+m_current*TS_stride；当前分组头的当前时间戳。

接收器定时器-在RTP接收器(或RTP目的地)处的定时器，如终端130的定时器134。本地接收器定时器典型地自由运行并且在会话开始时不重置。而是，当先前一个分组头接收时通过从接收器定时器值中减去当前头的定时器值可以获得在RTP接收器处接收两个分组头之间流逝的时间。通过允许接收器定时器自由运行，一个接收器定时器可由许多流或会话共享。替代地，接收器定时器可在每个会话开始时重置。在会话开始时(也就是，一接收到初始化头)重置或清除接收器定时器需要每个会话或流有一个专用接收器定时器(定时器过程)。在初始化头中会话的第一个未压缩的时间戳(TS0)可提供给ANI_AD和term_AD。提供第一个头来初始化压缩器(ANI_AD 112)和解压缩器(term_AD 136)。然后每T毫秒接收器定时器增加1。ANI_AD 112(压缩器)使用TS0值来压缩后续RTP分组头的时间戳。term_AD 136(解压缩器)使用TS0值来解压缩压缩的时间戳值(例如，来重新生成后续接收的RTP头中的时间戳)。

current_timer-当接收当前头时在RTP接收器(例如终端130)中的定时器值

last_timer-当接收最后一个头时在接收器处的时间值。(current_timer存储为last_timer用于时间戳的下一个头的计算)。

m_last-最后接收的头的m值；m指示从初始化头以来流逝的语音帧的数量。

为压缩当前分组的时间戳，ANI_AD 112计算m的当前值如下：m_current＝(TS_current-TS0)/TS_stride。因此，ANI_AD从当前时间戳中减去时间戳的初始值(在会话开始时)。这个差值除以时间戳跨度值(TS_stride)。但是，在有些实施方案中，不必要实际执行除法操作。可使用其它技术来恰当地生成m_current，而不需要执行需要高处理器系统开销的除法操作。

然后提供m_current的K个最低有效位作为压缩的时间戳414。然后包括压缩的时间戳414的RTP分组在RF链路140上发送到RTP目的地或接收器(例如终端130)。

在RTP接收器(例如，终端130)，终端适配器(Term_AD)136解压缩压缩的时间戳414。前一个头的current_timer值首先存储为last_timer。然后，当当前头到达时，term_AD 136读取接收器定时器134的值并且将其作为current_timer存储在存储器中。接着，计算timer_diff为：timer_diff＝current_timer-last_timer。ANI_AD通过找到整数d计算m_current的确切值，其中：

(-L/2＜d≤L/2，其中L＝2^k)因此：(等式1)

(d+m_last+timer_diff)的k个最低有效位＝压缩时间戳414(对于当前头)。

(等式2)

如指出的，接收的压缩时间戳也是k位。一旦利用等式1和2计算出d，然后TS_current就可计算为：

TS_current＝TS0+(d+m_last+timer_diff)*TS_stride。

                                    (等式3)

在等式3中，m_current的实际或正确值显示在圆括号中为(d+m_last+timer_diff)。m_last+timer是m_current的近似值，而d是m_current的近似值和m_current的正确值之间的差值。而且，TS0+(m_last+timer_diff)*TS_stride是当前时间戳值的近似值，并且d*TS_stride是近似的当前时间戳值和当前时间戳的实际(或正确)值之间的差值。

因此，可以看出RTP接收器首先基于当前头和(正确地解压缩的)前一个头的接收之间流逝的时间来计算当前时间戳的近似值(或估计值)为近似的当前时间戳＝TS0+(m_last+timer_diff)*TS_stride。然后由d*TS_stride的数量来调整或改正近似的当前时间戳以便计算正确的当前时间戳值(TS_current)。

TS_current计算之后，当前RTP分组(包括其重新生成的或解压缩的时间戳，TS_current)提供给RTP端点132。这个压缩和解压缩的过程对RTP端点是透明的。

图5是说明根据本发明的实施方案头压缩和解压缩的示例操作的图。这个例子应用上述的一些特定公式来说明本发明的一些特性。在这个示例实施方案中，假设在RTP源502和在RTP接收器504处的定时器具有相同的频率但是典型地不同步。在RTP源的定时器(例如，每T毫秒增加1)用于生成时间戳，而在RTP接收器的定时器(例如定时器134)用于重新生成或解压缩RTP时间戳。

参见图5，在会话开始时，在RTP源生成初始化头508，包括初始时间戳值(TS0)。初始化头508发送到ANI并且然后转发到RTP接收器504(例如终端130)。初始化头中的时间戳没有压缩。一接收到初始化值，初始时间戳值(TS0)就和TS_stride一起存储在ANI_AD的存储器中。根据一个实施方案，两个初始化头发送到ANI_AD。然后ANI_AD可计算TS_stride为第二个时间戳-第一个时间戳。Term_AD可类似地计算TS_stride或接收分组中的值。

类似地，当在RTP接收器(终端130)接收到初始化头508时，初始时间戳(TS0)和TS_stride一起存储在存储器中。而且，一接收510到初始化头508(图5)，m_current就清除或重置为零(0)，并且然后读取接收器定时器并存储为initial_receiver_timer 516。代替在会话开始时读取定时器，接收器定时器可重置或清除。在这个例子中，为简单起见在会话开始时读取的接收器定时器值恰好为零(0)。因此，因为在会话开始时自由运行的定时器读取为零，所以图5所示的例子可应用于两个实施方案(只读取接收器定时器，或将其重置为零)。同样，清除m_current没有必要，但是可以替代地记录m_current的值。此后每T毫秒接收器定时器增加(例如，1)(与在RTP源502处用于生成时间戳的定时器相同的频率)。初始化头508在固定延迟(整块(bulk)延迟512)和变化的延迟(累积抖动514)之后到达RTP接收器502。

接着，RTP源502生成下一个RTP分组(初始化头之后的会话的第一个RTP分组)。这个RTP分组在初始化头生成之后3*T毫秒生成，并且因此典型地包括例如三个(3)语音采样。其它数字也可能。因此，这个分组的头的时间戳是：TS(1)＝TS0+3*TS_stride，如图5所示。TS(1)指在初始化后3T毫秒之后生成的时间戳。在这个例子中，假设TS_stride是例如100。TS0假设为例如0。因此，TS(1)＝300。

这个分组的时间戳值TS(1)在ANI_AD接收并且基于TS(1)(时间戳值)、TS0(初始化时间戳值)和TS_stride(每T毫秒时间戳增加的量)来压缩。根据一个示例实施方案，压缩的时间戳可以计算为m_current的k个最低有效位。ANI_AD 112计算m的当前值为：m_current＝(TS_current-TS0)/TS_stride。在这个例子中，假设TS_stride为例如100。在这个例子中，m_current计算为：m_current＝(300-0)/100＝3。在这个例子中k为二(2)。因此，m_current(二进制为11)的两个最低有效位提供作为图5的这个分组的压缩时间戳414(CTS1)。

压缩时间戳(CTS1)到达RTP接收器502并且在RTP接收器的term_AD 136为当前分组重新生成或解压缩时间戳TS(1)。current_timer的值(0)存储为last_timer并且m_current存储为m_last。m_current以前在会话开始时(也就是接收到同步头时)设置为零。接收器定时器值(在这种情况下为3)读取并且存储为current_timer。然后Timer_diff计算为current_timer-last_timer，为3-0＝3。Timer_diff+m_last是m_current的近似值。

接着term_AD 136利用等式(1)和(2)计算m_current的确切或正确值。利用等式(2)，(d+m_last+timer_diff)的两个最低有效位＝CTS1(当前头的压缩时间戳)。在这种情况下，m_last是零(0)，timer_diff是三(3)并且CTS1是三(3)。因此，(d+0+3)的两个最低有效位＝3。因此，d等于零。

利用等式(3)，然后这个分组的解压缩时间戳计算为TS(1)＝TS0+(d+m_last+timer_diff)*TS_stride。因此，作为结果，TS(1)＝0+(0+0+3)*100＝300。然后这个分组的解压缩时间戳，TS(1)＝300，与RTP数据以及其它解压缩的头域一起提供给RTP源的RTP端点132。m_current的正确或实际值是(d+m_last+timer_diff)。因此，对于这个分组，可以看出m_current的近似值与m_current的正确值相同(但是在一般情况下不是这样)。然后m_current更新为3。

下一个分组和时间戳在RTP源生成，包括时间戳TS(2)＝0+6*100＝600。在ANI_AD，TS(2)＝600压缩到压缩的时间戳中作为(600-0)/100＝6的2个最低有效位。在这种情况下，6以二进制表示为110。因此，110的两个最低有效位为10。因此，以二进制表示CTS2＝10。

然后因整块延迟和累积抖动，在接收器定时器到达值7之后，在term_AD 136接收到这个分组的压缩时间戳(CTS2)。current_timer(3)的值存储为last_timer并且m_current(3)存储为m_last。当前接收器定时器值(在这种情况下为7)读取并且存储为current_timer。然后Timer_diff计算为current_timer-last_imer，即7-3＝4。Timer_diff+m_last是m_current的近似值，为7。

接着，term_AD 136利用等式(1)和(2)计算m_current的确切值或正确值。利用等式(2)，(d+m_last+timer_diff)的两个最低有效位＝CTS2(当前头的压缩时间戳)。在这种情况下，m_last为3，timer_diff为4并且CTS2为10(二进制，十进制为3)。等式2为d解答如下：2 lsbs(d+3+4)＝2。7以二进制表示为111。因此，d＝-1。d是m_current的近似值和m_current的实际值之间的差值。将d插入等式(3)，这个分组的时间戳计算为TS(2)＝0+(-1+3+4)*100＝600。因此RTP接收器的term_AD 136基于本地定时器和压缩的时间戳正确地重新生成了(例如解压缩)RTP时间戳。

应该指出，不象前面的技术，在一个或多个分组没有到达RTP接收器的情况下没有必要重新发送初始化头。换句话说，RTP源和接收器之间的同步仅在会话或连接开始时需要一次。这是因为，在RTP接收器基于m_last和timer_diff来计算当前时间戳。Timer_diff计算为current_timer-last_timer。因此，m_last和last_timer的值对应于最后分组，而不管哪个分组最后接收(例如，不管在“最后”分组发送之后的分组被错误地丢弃或丢失)。结果，根据本发明的基于定时器的压缩方案对错误健壮并且因为在检测到错误(例如一个或多个分组丢弃或丢失)的情况下不需要发送新的同步分组(例如包括所有头的完整的未压缩值)，减少了带宽需要。

在正常操作中，m_current的近似值和确切值之间的差异由下列引起：a)RTP时间戳和接收器的源之间的累积抖动；实际延迟＝整块延迟+累积抖动，其中整块延迟是固定的并且累积抖动从一个头到下一个而变化，并且0≤累积抖动≤最大累积抖动；以及b)依赖于定时器实现，定时器过程和解压缩过程之间的可能的异步。因为异步，定时器值(current_timer)中可能出现加或减1(+或-1)的错误。

图6是说明根据本发明的另一个实施方案的头压缩和解压缩的示例操作的图。与图5类似，图6是说明抖动和定时器异步的影响的图。在图5中，接收器定时器仅在会话开始时重置或清除。(因为接收器定时器允许继续运行，因此这一点是不必要的。)但是，在图6所示的示例实施方案中，对于每个分组接收器定时器被重置或清除为零(0)。因此，当接收到压缩的分组头时，读取定时器值，其指示上述的timer_diff值(因为定时器指示自从上一个分组头之后流逝的时间)。有许多不同的方法来实现本发明。重要的是应该测量指示最后成功解压缩时间戳和当前时间戳之间流逝的时间的定时器差值(图5中描述的timer_diff)(如由本地接收器定时器测量)。

参见图6，头n用时间戳＝TS0+3*TS_stride生成。头n的这个时间戳被压缩并且发送到RTP接收器，并且解压缩。然后在接收器的定时器重置。接下来的头，(n+1)、(n+2)以及(n+3)生成并且发送，但是仅接收到头(n+3)(也就是头n+1和n+2丢失)。为简单起见，头(n+2)和(n+3)在图6中未示出。头(n+1)在图6中显示为头m+n。头(m+n)与时间戳TS＝TS0+6*TS_stride一起生成并且发送。头(m+n)的这个时间戳被压缩然后发送到RTP接收器。定时器值是4(指示timer_diff)。这个值用于为头(m+n)的时间戳解压缩。因此，图6的例子非常类似于图5所示的例子，除了在图6中定时器在接收每个头后重置。

不管使用的哪种技术(图5或图6)，可使用有效的基于定时器的压缩方案。但是，累积抖动过多，将不可能基于压缩的时间戳来重新生成正确的时间戳。在许多情况下，k必须满足下列条件以便使得图5和/或图6所示的基于定时器的压缩方案正确工作：

[条件1](最大整数抖动+2)＜2^k，

其中最大整数抖动(MIJ)是以T毫秒为单位表示的最大累积抖动，四舍五入为下一个更高的整数。例如，如果T＝20毫秒，15毫秒的最大累积抖动导致MIJ＝1。2加到MIJ中以便考虑定时器异步引起的可能的错误。

因为会话的实时需求，在正常操作中累积抖动仅是几次T毫秒。因此，在这种情况下，k值等于4足够了，因为在RTP接收器可以改正多达16个语音采样(也就是16*T毫秒)差异。异常或错误的情况会导致抖动超过正常值。压缩器的上行比特流中可以加入抖动减少实体以便确保抖动，如压缩器所看到的，保持在可接受的限度之内。

图5和/或6中所示的时间戳压缩方案的优点包括：a)时间戳的大小是固定的并且很小。压缩头典型的由指示消息类型的消息类型(k1比特)、指示哪个域在改变的位屏蔽，以及包含m_current的k个最低有效位的域(k比特)组成。假设如在RFC2508中使用相同的4位MSTI位屏蔽，并且k1＝4，当仅RTP TS改变时(这种情况是最常见的)压缩头的大小是1.5字节。而且，这个大小不作为无声间隔长度的函数而改变。b)如图6中所示，接收器定时器与RTP源定时器在相同的频率运行(用于生成原始时间戳)；不需要源定时器和接收器定时器之间的相位同步(因为是测量的接收器定时器的时间流逝用于重新生成时间戳)。c)在接收器，在定时器过程和解压缩过程之间不需要同步。例如定时器过程每T毫秒使定时器增加1，而当接收到新的头时唤醒解  压缩过程执行解压缩。但是，不要求定时器增加的点与头接收的点相一致或同步(参见图6)。d)因为压缩头中的部分RTP TS信息是自包含的并且仅需要与接收器的定时器相结合来生成完整的RTP TS值，所以对错误有健壮性。头的丢失或破坏不会使后续的压缩头无效。e)压缩器不需要为RTP TS压缩/解压缩的目的维护或存储存储器或值。

D.切换

根据实施方案，每个ANI_AD被分配到一个特定区域(例如，位于特定区域中的接口终端)。终端(如终端130)可以从一个区域移动到另一个区域。当终端从一个区域移动到另一个区域时，终端必须从一个ANI_AD切换或转换到另一个ANI_AD。

需要考虑的切换的一种情况是ANI_AD间切换，其中从旧的ANI_AD转换到新的ANI_AD会导致中断。问题是在切换期间怎样维持信息的连续性以便在切换后，在term_AD 136和新的ANI_AD的压缩/解压缩没有中断的继续。

1、下行链路

在作为终端(例如，图1的终端130)的接收器端没有不连续性。压缩器的角色是从一个ANI_AD传送到另一个。在切换之后，头在新的路径上通过新的ANI_AD代替旧的ANI_AD路由。除此之外，依赖于系统设计，在切换期间可能需要或不需要重新路由转变中的分组。转变中的分组是那些由源生成的但是在切换时还没有到达接收端的分组。重新路由试图将转变中的分组发送到终端。

为执行切换，旧的ANI_AD必须将会话的时间戳的初始值(TS0)以及TS_stride传送到新的ANI_AD。这两个值使得新的ANI_AD能够继续压缩从RTP源(例如终端102)接收到的新的时间戳(在新的分组头中)。使Current_header成为term_AD在切换之后解压缩的第一个头，并且其TS_current是其RTP时间戳。只要满足下列条件，term_AD可解压缩TS_current：

[条件2](下行链路瞬时整数抖动+2)＜2^k，

其中下行链路瞬时整数抖动(DTIJ)是以T毫秒为单位表示的current_header的下行链路瞬时抖动，四舍五入到下一个更高的整数。下行链路瞬时抖动定义为＝Current_header的全部延迟-旧路径上的整块延迟。如果Current_header不是重路由转换中分组的头，则Current_header的全部延迟也是新路径上的整块延迟+新路径上Current_header的累积抖动。因此，下行链路瞬时抖动＝新路径上的整块延迟-旧路径上的整块延迟+Current_header的累积抖动。

如果Current_header是重路由转换中分组的头，则Current_header的全部延迟＝由路由和重新路由引起的全部延迟。实际上，系统应该优选地设计为将下行链路瞬时抖动保持为与稳定状态(也就是没有切换)的累积抖动相同的值范围。因此，基于这些假设(并不总是适用)，如果条件1(上面指出的)满足，则对于下行链路没有特定的切换相关的问题。

2、上行链路

在这个上行链路描述中，终端(例如终端130)的term_AD 136压缩时间戳并且将其在RF链路140上发送到本地或对应的ANI_AD。在这种情况下RTP源是终端130。即使RTP源(终端130)改变物理位置(要求在ANI_AD切换)，接收器的(解压缩器的)角色从一个ANI_AD转换到另一个。RTP源保持固定在终端(如图1，终端130)上。

图7是说明根据本发明的实施方案切换的示例操作的图。为最小化空中接口的系统开销，有些信息需要从旧的ANI_AD 710传送到新的ANI_AD 712用于切换。该信息是在旧ANI_AD处的定时器值。旧的ANI_AD 710读取(或获得快照)旧ANI_AD处定时器的当前值(T_u)并且将其与TS0、TS_stride以及m_current、块714(图7)一起发送到新的ANI_AD。新的ANI_AD恢复从(T_u)开始增加其定时器。使T_transfer 715(图7)成为传送定时器的时间。而且，旧的和新的ANI_AD处的定时器过程有最多T毫秒的相位差异。使Current_header成为切换之后由新的ANI_AD解压缩的第一个头，并且TS_current成为其RTP时间戳。只要满足下列条件，新的ANI_AD就可以解压缩TS_current：

[条件3](上行链路瞬时整数抖动+2+1)＜2^k，

其中上行链路瞬时整数抖动(UTIJ)是以T毫秒为单位表示的上行链路抖动，四舍五入到下一个更高的整数。上行链路瞬时抖动定义为＝Current_header的全部延迟-旧路径上的整块延迟+T_transfer。因为Current_header的全部延迟＝新路径上的整块延迟+Current_header的累积抖动，所以上行链路瞬时抖动＝新路径上的整块延迟-旧路径上的整块延迟+Current_header的累积抖动+T_transfer。与下行链路相比，考虑到旧ANI_AD定时器和新ANI_AD定时器之间的相位差值而要增加1。

明确的，图7还说明了上行链路瞬时抖动，其包括整块延迟差值以及T_transfer。在这个例子中，旧的ANI_AD决定在定时器增加定时器之前准备切换。因此，其向ANI_AD 712发送T_u＝0。T_transfer大约是T毫秒。在新的ANI_AD 712，因定时器过程的异步，在定时器获得增加前几乎有T毫秒流逝。对头(n+m)在新路径上还有累积抖动。结果，当接收到头(n+m)时读取的定时器值是2，而实际值应该是4。因此，有-2的偏差。只要满足条件3，偏差可以消除并且RTP时间戳可以正确地被解压缩。

根据一个实施方案，T_u在连接旧的和新的ANI_AD的高速信令网上发送。因此，时间T_transfer应该至多只是很小的T毫秒。但是，必须考虑T_u的传送不成功，或不够及时的情况。在那些情况下，新的ANI_AD将通知term_AD发送完整(未压缩)的RTP时间戳直到接收到确认。

E、抖动减少

根据本发明的实施方案，在满足下列条件时可以预测使用压缩的时间戳和本地接收器定时器的基于定时器的压缩方案。

[条件1](最大整数抖动+2)＜2^k，

[条件2](下行链路瞬时整数抖动+2)＜2^k，

[条件3](上行链路瞬时整数抖动+2+1)＜2^k。

因会话实时的要求，可以合理的期望上述各种抖动与正常操作中的几个T毫秒的相似。因此，k的一个很小的值，例如4通常足够使任何偏差或错误得到纠正。但是，从RTP源到接收器的路径上存在异常情况(失败等)或其它情况，其中抖动变得过多(其中不能基于压缩的时间戳和本地接收器定时器来生成正确的时间戳)。为解决这些情况，可提供抖动减少功能(JRF)115(图1)作为压缩器的前端，来过滤出(或丢弃)具有过多抖动的分组(例如，上述条件1，2或3中的任何一个不满足时)。

为筛选出或识别具有过多MIJ的分组，抖动减少功能(JRF)计算在网络108上接收的每个分组的抖动。如果测量的分组抖动大于2^k-2，则认为是过度抖动并且丢弃分组。否则，压缩(如上所述)头(或头域)并且然后发送到接收器终端(例如终端130)。

JRF计算当前分组的抖动如下：抖动＝(TS2-TS1-JRF timer_diff)的绝对值，其中TS2是当前分组的时间戳，TS1是前一个分组的时间戳，并且JRF timer_diff是当前分组和前一个分组之间JRF_timer的差值(流逝的时间)。这个抖动值可与2^k-2相比。如果抖动大于2^k-2，则丢弃分组。否则，在ANI_AD压缩分组头并且带有压缩头的分组发送到RTP接收器。

这个抖动减少功能(JRF)115是限制由接收器终端接收的分组上的抖动的一种有效技术(因为在RF链路上引入的抖动被认为是可以忽略的)。而且，JRF运行以便更有效地利用RF链路140上的可用带宽。在没有JRF 115的情况下，具有大于2^k-2的抖动的一个或多个分组会通过RF链路140发送到RTP接收器。但是，在接收器，如果抖动过多(也就是不满足条件1)，则不能生成正确的时间戳值，导致接收器丢弃分组。因此，JRF仅运行来过滤出具有过多抖动在接收器处无论如何将被丢弃的那些分组(避免链路140上有价值带宽的浪费)。

H、头剥离方案

本发明的第二个实施方案提供基于定时器的头剥离方案，其中头或者一个或多个头域(例如，包括RTP时间戳)在经过低带宽链路(例如经过图1的RF链路140)发送之前从RTP分组中剥离。在这种情况下，在RTP分组中没有明确地提供时间戳。而是，定时信息隐含地提供给头重新生成器用于基于头剥离器(例如，存在在ANI_AD中)和头重新生成器(例如，在终端130中存在)之间的基本固定比特率信道或类似电路的连接来增加本地定时器。

A、头剥离概述

头剥离基于这样的思想，即对于某些应用或业务，不需要传输包含在IP/UDP/RTP头中的所有信息，或者因为其不变化，或者因为其对应用/业务不必要。基本语音是一个典型的例子。为了提供一种等价于已有的蜂窝语音业务的业务(例如，通过图1的RF链路140)，必须的唯一的变化头信息是RTP时间戳(TS)。还要求保持RTP序号(SN)的透明。这里透明(对于SN)指剥离/重新生成之后的SN等于原始的SN。头剥离依赖于由类似电路的连接或基本固定比特率的信道(其中没有引入分组抖动)提供的暗示的定时信息以便仅基于本地定时器或计数器来重新生成RTP时间戳。这消除了明确地发送时间戳(或者甚至是发送压缩的时间戳)的需要。为获得SN的透明，压缩的SN可与来自类似电路的信道或连接的定时信息结合使用。类似电路的连接优选地提供具有基本固定比特率的信道。当没有语音采样(例如无声间隔)时，信道可能会或不会分配给其它业务和/或用户。

这种头剥离方案的优点包括：a)最低的头系统开销，任何其它方案无法相比(甚至小于上述图1-6中的压缩头技术)。b)对错误的健壮性，因为来自类似电路的传输或基本固定比特率信道的定时信息固有地不受错误影响c)如果需要时在通话期间转换到头压缩的可能性(例如，图1-6的技术)。如果通话变成多媒体时，因为非语音介质添加到语音中，所以这会非常有用。而且，注意头剥离不托管或排除统计复用，其如果实施，可在较低层出现。

图8是说明根据本发明的示例实施方案的示例堆栈的框图。显示了头剥离器堆栈802和头重新生成器堆栈830。作为例子，头剥离器堆栈802说明用于从分组上剥离一个或多个头域的一些组件，而头重新生成器堆栈830说明用于重新生成分组头的一些组件。头剥离器堆栈802可以在例如一种类型的ANI适配器(例如，图1，ANI_AD 112)中提供，而头重新生成器堆栈830可存在于例如，一种类型的终端适配器(例如，图1，term_AD 136)中。

参见图8，头剥离器堆栈802包括RTP和UDP层804、IP层806。RTP/UDP/IP层生成RTP分组808(其包括RTP头中的时间戳)。接着，在头剥离器堆栈802，RTP分组808提供给头剥离器(HS)810用于剥离或去除一个或多个头或头域。提供层L1和L2 812，其中例如，L2是数据链路层并且L1是物理层。按需要可提供其它层。类似地，头重新生成器堆栈830包括相应的L1层和L2层820，重新生成头(包括RTP时间戳)以便提供完整的RTP分组824(包括RTP/UDP/IP头)的头重新生成器(HR)822。分组824提供给IP层826并且然后提供给UDP和RTP层828。头剥离器堆栈802和头重新生成器堆栈830的层L1和L2通过链路815或空中接口(如RF链路140)或通过网络进行通信。例如，VoIP分组在链路815(例如，无线链路或网络)上发送之前通过头剥离器810传送。在接收端(在头重新生成器堆栈830)，头重新生成器822在递交到接收者之前重新生成头。层L1/L2提供类似电路的连接，也就是提供头剥离器810和头重新生成器822之间的基本固定比特率信道。除此之外，为了最大效率，除了优化的信道编码和交织之外，层L1还执行类似不均匀比特保护的话音有效负荷优化。注意头剥离的概念不管有效负荷优化是否进行都是适用的。

在操作中，头剥离器(HS)810消除了进入RTP分组中的抖动，并且根据头中的RTP时间戳(TS)将其回放。这里，消除抖动意味着根据时间戳在类似电路的连接或基本固定比特率信道上调度语音采样的发送。换句话说，分组在去除或剥离头之后，在类似电路的信道或基本固定的比特率信道上在基于分组中其时间戳的时间发送。利用例如抖动减少功能(JRF 115，图1)丢弃具有过多抖动的分组。头重新生成器(HR)822重新构建IP/UDP/RTP域，其可分为以下几类：

a)静态：在会话期间值不改变，例如IP地址。

b)非静态：从一个分组到另一个分组值原则上改变，但是实际上，对于语音，在头剥离期间需要保留的唯一的非静态域是RTP时间戳(TS)。RTP序号(SN)也保留。静态域可以转换一次并且对于所有的在会话开始时作为初始化阶段完整头的一部分。可使用可靠的发送机制(例如，利用来自RTP接收器的确认或肯定应答来确认初始化信息的接收)。将简单讨论时间戳和序号。

1、RTP时间戳(TS)

在语音的情况下，RTP时间戳(TS)作为在RTP源的壁钟(也就是源定时器)的函数线性增加。如果连续语音采样之间的时间间隔是T毫秒，则头n的RTP时间戳(在时间n*T毫秒生成)＝头0的RTP时间戳(在时间0生成)+TS_stride*n，其中TS_stride和T是依赖于语音编解码器的常数。如果每个话音(语音)采样一个分组则也是这样。更一般地，RTP时间戳(TS)是TS0+m*TS_stride的形式，其中TS0＜TS_stride并且m是整数。在抖动消除之后在头剥离器(HS)可以看到相同的行为。

在会话或连接开始时，执行初始化过程来初始化RTP接收器(也就是，初始化头重新生成器)。在初始化阶段，头剥离器一直发送初始化信息(Init_info)直到从接收器接收到肯定应答。Init_info(n)基本上由完整的IP/UDP/RTP头n(包括初始时间戳和序号)组成。RTP序号用于识别这个特定的初始化头，因为后续的初始化头包括更大的序号(假设第一个初始化头没有被确认)。

在头重新生成器(HR)822，当正确地接收到Init_info(n)时，HR 822发送ack(n)。一旦头重新生成器(HR)822确认完整头，HS 810就停止发送完整头。HR 822还启动一个初始化为在Init_info(n)中接收的RTP时间戳的本地时间戳计数器。TS计数器类似于图1中的接收器定时器，但是TS计数器每T毫秒增加TS_stride(而不是1，但是其与接收器定时器原理相同)。对于后续剥离的语音帧(也就是已经剥离或去掉头的RTP分组)，RTP TS从时间戳(TS)计数器重新生成。接收器定时器(TS定时器)与在RTP源处使用的时钟或定时器(也就是源定时器)有相同的频率以便生成时间戳。而且，类似电路的连接提供基本固定比特率，并且因此，分组延迟从分组到分组不变化或改变。结果，因基本固定的比特率信道而没有分组抖动。因此，在RTP接收器接收包括初始化时间戳值(TS0)的初始化信息之后，RTP接收器可仅基于时间戳计数器(或接收器定时器)来为每个后续分组(在初始化之后)重新生成正确的时间戳。

在头剥离器810和头重新生成器822之间提供的基本固定比特率信道仅需要在预定的时间周期内在头剥离器810和头重新生成器822之间提供预定比特数，但是这个功能可执行各种不同的方式。例如，信道可以是专用于剥离器810和重新生成器822的固定比特率信道或者在几个用户之间共享。信道可提供，例如每毫秒一比特，或提供每100毫秒100比特，但是在100毫秒周期内数据速率可能不固定(也就是是变化的)。作为额外的例子，信道可通过在头剥离器和头重新生成器之间的一个或多个数据字符组提供预定数量的比特。例如，信道可每10毫秒提供1000比特的组块或字符组。因此，基本固定比特率信道只需要在预定时间周期提供预定数量的比特，但是可利用不同的技术实现这一点。

2、RTP序号(SN)

RTP SN(如由HS 810看到的)从一个分组到另一个一般增加1。唯一的例外是当分组丢失或失序时。在上行链路中，因为头剥离器(HS)810和RTP源彼此非常接近，所以一般不会发生分组丢失或失序。因此，下列应用于下行链路。HS 810在剥离分组头之前进行有限的缓存来试图对分组重新排序。带有RTP SN n的分组如果在具有RTP SN(n+1)的分组的头被剥离时仍没有接收到，则认为丢失。带有RTP SN m的分组如果在其接收时，带有RTP SN k的分组的头已经剥离，并且k＞m，则认为失序。重排序缓存的长度是设计参数。缓存太长会导致过大的延迟，而缓存太短会导致太多丢弃的分组。该参数还依赖于IP网108提供的HS 810的上行比特流的质量。HR 822维护一个作为其SN最佳估计值的SN计数器。通过观察Init_info，HR822可获得初始SN以及已知为分组大小(p_size)的分组中包含的比特数。HR 822用Init_info中的SN初始化SN计数器。然后HR 822“计数”基本固定比特率信道上接收的语音比特并且对于语音的每p_size个比特使SN计数器增加1(当没有接收分组时例如无声间隔时不增加)。根据实施方案，HR 822实际上不计数接收的比特。而是，每个分组持续时间在HR 822处SN计数器加1，其中分组持续时间是接收比特(p_bits)分组需要的时间。因此，分组持续时间是分组大小(p_size)和比特率(在类似电路的连接上固定)的函数。

因此，可以看出在初始化发生之后(向HR 822提供初始化SN和TS)，HR 822通过每T毫秒将TS计数器增加TS_stride，以及通过每个分组持续时间将SN计数器加1可为后续分组生成时间戳。因此，在初始化之后，这些域可以仅参考本地时钟(假设HR 822已知TS_stride和分组持续时间)在HR 822重新生成。SN计数器基于时间(分组持续时间)而不是基于实际到达比特的计数来增加对错误更健壮。如果在到达HR 822之前丢失一个或多个比特，则SN计数器将反映真实值并且将不受丢失比特的影响。

B、不连续性和串

上述描述指示TS和SN在通过链路(例如RF链路140)传输之前可由HS 810完全剥离，并且然后由维护本地时钟或定时器(例如，每T毫秒增加TS计数器TS_stride并且每个分组持续时间使SN计数器加1)的HR 822重新生成。但是，会出现一个或多个基本不连续事件，如果不解决，很可能使上述基于定时器的重新生成方法无效。一些不连续事件包括：

a)“新突发”事件：分组n和n+1之间TS差值的瞬时改变(新谈话突发开始)；这也可以描述为时间戳(TS)的非线性改变或偏移。

b)“大小改变”事件：由分组中封装的语音帧的数量和/或语音帧大小的改变引起的RTP分组大小(p_size)的改变。

c)“跨度改变”事件：TS_stride的改变(例如，由有效负荷类型PT引起的)。

我们定义头串为一系列分组头因此所有的分组大小相同(p_size)，序号连续，也就是n、(n+1)、(n+2)等，并且连续分组的时间戳(TS)以相同的增量TS_stride分隔。换句话说，头串被认为是具有共有的一些分组域(例如分组大小)的一串头，以及经过连续分组线性增加的其它域，如SN和TS。一串通常是一个谈话突发(例如，无声间隔之间提供的一系列语音采样)。

由任何不连续事件，单一地或甚至是组合地导致从一个串到另一个串的转变。在这个方案中，当一个串开始时(并且前一个串已经结束)，HS 810确定发生了哪个不连续事件，并且相应地向HR 822发送需要的串初始化(string_init)信息。

图9是说明根据本发明的示例实施方案在消息中提供的信息的表。Init_info典型地包括一个完整的头(包括完整的SN和TS)，并且在会话开始时从HS 810发送到HR 822(以便初始化HR 822)。在继续发送无头的数据分组之前，HS 810继续重新发送init_info直到接收到来自HR 822的确认。之后，可能出现一个或多个串，要求从一个串到另一个串变化的域或者值的额外更新。这些改变的值利用string_init提供给HR 822。

String_init包括p_size值(如果它从前一个串以来已经变化)，以及TS_stride值(如果它从前一个串以来已经变化)。如果从一个串到另一个串TS没有非线性偏移发生，则HR 822可以基于在旧串中使用的TS计数器来继续重新生成TS。但是，如果在串之间时间戳(TS)中有非线性偏移发生(也就是，丢失定时)，则更新的时间戳必须在string_init中明确地从HS 810发送到HR 822。只要满足上述条件1，更新的TS就可作为上述压缩的时间戳414(见图4)发送。否则，如果不满足条件1，则必须向HR 822发送完整的更新时间戳。

在确认模式，在HS 810向HR 822发送string_init之后，在HS 810可以向HR 822进一步发送数据分组(无头分组)之前，HS 810要求HR 822确认(或肯定应答)更新的串信息(string_init)的接收。在确认或肯定应答模式，HS 810重复地向HR 822发送string_init直到HS 810从HR 822接收string_init消息的肯定应答为止。在从HR 822接收到肯定应答之后，然后HS 810将串的剩余分组作为剥离头的分组发送(因为新串分组的TS和SN现在可以仅利用本地时钟或定时器重新生成)。对string_init的肯定应答要求(在确认模式)禁止HS 810在不通知HR 822的情况下发送新串。例如，如果HS 810发送新的string_init消息(例如，提供与不连续事件相关的更新域或信息)而HS 810和HR 822之间的链路临时中断，则HS 810不能继续发送头剥离的分组直到先接收来自HR 822的肯定应答为止。

一旦HS 810确信HR 822已经接收string_init信息，然后在剩余串没有头的情况下发送语音帧(例如，数据分组)。对于这些无头的帧，利用在HR 822处的本地时钟重新生成TS和SN。

HS 810可以确定下列事件：

a)“新突发”事件：SN＝n的分组和SN＝(n+1)的分组之间的TS差值与TS_stride不同。这意味着新串或谈话突发的开始。在这种情况下，为确保SN同步，string_init由SN或压缩的SN(C_SN)组成。如果没有SN信息要发送，则HR 822不能确定每个分组持续时间SN计数器加1能给出准确的SN。这是因为已经有一个链路断开，期间HS 810和HR之间的语音比特丢失。

b)“大小改变”事件：SN＝n的RTP分组的大小与以前接收的分组不同；这将影响分组持续时间的值(SN计数器增加的速率)。String_init包括新的p_size值。

c)“跨度改变”事件：由分析RTP分组中的有效负荷(PT)域确定；String_init包括新的TS_stride值。

这些不连续事件仅提供作为例子。可能出现其它类型的不连续事件。

事件可以组合发生(复合事件)。在那种情况下，string_init包括来自相应基本事件的所有信息。例如，如果“新突发”与“大小改变”一起发生，string_init＝{C_SN，新p_size值}

C、发送init_info、string_init的过程

init_info通常在肯定应答模式发送，由此HS 810发送init_info直到HR 822肯定应答为止。String_init可在肯定应答或不肯定应答模式发送。在肯定应答模式，HS 810在每个分组发送string_init直到HR 822肯定应答为止。一旦接收到肯定应答，HS 810对于剩余串仅发送语音比特，没有任何头。在不肯定应答模式，HS 810在仅为剩余串发送语音比特之前发送string_init一定(预定)的次数。优选地，string_init在串期间可以以一定的间隔重复以确保HR 822同步(例如，有正确的值)。

包括“大小改变”或“跨度改变”基本事件的混合事件典型地要求在肯定应答模式发送string_init。在那种情况下，string_init携带一个代号。代号是一个无论何时p_size或TS_stride改变都增加的计数器。其用于p_size或TS_stride快速接连改变的情况，以便跟踪哪个改变已经由HR 822肯定应答。例如，如果p_size从值p_size_0变为p_size_1，然后再变为p_size_2，则HS 810将发送带有代号例如为3的包含p_size_1的string_init，然后随后发送带有代号4的包含p_size_2的string_init。如果不携带肯定应答的string_init的代号，则跟着第二个string_init的肯定应答的接收是不明确的。如果混合事件仅是“新突发”，则String_init(C_SN)可在肯定应答或不肯定应答模式发送。不肯定应答基于C_SN至少在每个谈话突发开始时会重复的思想。因此HR 822永不与其SN重新同步的可能性渐进地小。除此之外，如果SN失去同步，则仅是由HS 810和HR 822之间的分组丢失引起。因此，SN失去同步的影响是重新生成的SN＜正确的SN。这只是一个瞬时的不一致，通过下一个C_SN一接收到就使SN增加差值来纠正。SN增加超过1将由接收RTP端点解释为分组丢失(多个丢失)，并且一般不影响接收分组本身的回放。不肯定应答模式也允许分配一个信道以稳定状态携带肯定应答，也就是在呼叫建立之后和切换之间。

D、切换

当在站终端可以从一个网络适配器(ANI_AD)移动到另一个的蜂窝系统或其它系统中应用头剥离/重新生成时，应该考虑切换或移交。

切换可以模型化为经过三个阶段：切换准备、切换执行和切换完成。有称为切换(HO)管理器的功能(在ANI 110中提供)来决定开始切换准备。传统地，切换准备由与目标系统交换信令消息以便保留目标系统中的资源以及获得目标小区必要的信息组成。通过源HO管理器向接收器终端(或移动站)发送HO命令以及关于目标小区的信息来启动切换执行。响应HO命令，终端(或移动站)执行切换。切换完成包括在终端或移动站和目标系统之间的信令交换，通知源，以及释放不再需要的资源(例如在源处)。

1、上行链路

ANI_AD对于上行链路数据传输(见图1，上行链路142)担当HR 822。必须为目的ANI_AD提供必要的信息以便重新生成完整的头。主要限制包括在切换(HO)期间RTP TS和RTP SN的连续性。

图10是说明根据本发明的示例实施方案切换过程的图。终端130(或移动站MS)作为例子，在步骤902利用string_init消息通知源ANI_AD 112分组大小已经改变。源ANI_AD 112在步骤904将这个改变确认到p_size。随后，终端130移动到目标AN_IAD 114覆盖的新的区域，并且HO管理器901在步骤906通知源ANI_AD准备切换(移交)。然后源ANI_AD在步骤908向目的ANI_AD 114发送一个HO_initialization(HO_init_u)信息。HO_init_u是完整IP/UDP/RTP头的估计视图。估计视图由最后重新生成的头组成，但是RTP TS替换为TS0_u、m_last_u、TS_stride_u、以及TS值Timer_u。这些值与TS_last有关，最后重新生成头的RTP TS如下：TS_last＝TS0_u+m_last_u*TS_stride_u。TS Timer_u是在源ANI_AD处的计数器，每T毫秒增加1。除此之外，HO_init_u包括p_size_u(上行链路方向的分组的当前大小)。目标ANI_AD从HO_init_u中得出静态域，以及改变域(RTP TS和RTP SN)的近似初始值。在步骤910切换命令从HO管理器901发送到终端130(移动站)，导致终端130转换并且现在使用目标ANI_AD进行通信。但是，因为可使用其它技术启动切换，所以HO管理器不是必须的。

切换被认为中断了任何进行中的串。因此，在切换完成之后，要发送的第一个语音采样总是类似新串来处理，在步骤912其要求发送初始化信息(HO_sync_u)。有三个重要的时间点：HO准备开始的ST1，MS接收HO命令的ST2，以及源ANI_AD取得HO_init_u中要发送的其内部信息的快照的时间ST3。使HOT成为从ST1到ST2流逝的时间。根据系统设计，HOT有一个上限：HOT＜HOT_max。第四个重要的时间点是ST4：当终端130在HO之后想要恢复在目标系统中发送语音时的第一时间。在ST4，终端130(MS)确定到时间ST2-HOT_max，p_sizE_u最近的改变是否已经确认。如果是，则终端确定HO_ini_u包含p_size_u的最新值。因此，不需要在HO_sync_u中包括它。这是因为时间点的顺序是ST1＜ST3＜ST2。否则，终端130(MS)将在HO_sync_u中包括新的p_size_u值。相同的算法适用于TS_stride_u。

在所有情况下，HO_sync_u包括C_SN。需要C_SN是因为有HO引起的中断。如果在源和目标系统中的比特率、分组持续时间等不同步，则需要C_TS。很可能是这种情况。HO_sync_u优选地在肯定应答模式下发送。

目标ANI_AD 114使用HO_init_u和HO_sync_u来重新生成下列完整头。除了TS和SN之外的所有域都从HO_init_u拷贝。通过解压缩HO_sync_u中的C_SN获得SN。通过解压缩HO_sync_u中的C_TS确定TS。

2、下行链路

HS角色从一个ANI_AD转变为另一个。在移交之后，头在新的路径上通过新的ANI_AD代替旧的ANI_AD路由。结果，在终端130(MS)处在RTP_TS重新生成的定时中有不连续。

为处理上行链路的切换，当HO管理器决定开始切换准备时，其通知源ANI_AD。然后源ANI_AD向目标ANI_AD发送HO_initialization(HO_init_d)信息。HO_init_d由p_size_d和TS_stride_d组成，这些和其代号一起是MS最后确认的值。当目标ANI_AD在HO之后想要发送语音的第一时间，目标ANI_AD必须发送HO_sync_d。HO_sync_d由C_TS和C_SN组成。如果新的p_size与p_size_d不同，则HO_sync_d还包括新的p_size值。如果不是，则HO_sync_d只包括p_size_d的代号。MS使用代号来取回正确的p_size。这假设MS将p_size的最后几个值与其代号一起保持在存储器中。相同的算法适用于TS_stride。直到MS_AD肯定应答之后才发送HO_init_d。HO_sync_d在肯定应答模式发送。切换过程在图2中描述。显示的情况是：p_size_u最近的改变在不迟于时间ST2-HOT_max已经确认。

E、发送消息

上述每个信息可以在带内或带外发送。在带内方法中，信息通过窃取最低有效语音位在语音信道上发送。在带外方法中，建立专用瞬时信道并且在接收到肯定应答时拆除。带内和带外的组合也有可能，由此试图用带外方法，但是如果没有资源用于瞬时信道则带内方法是后退的解决方案。确认可在带内发送，或在其自身专用肯定应答信道上带外发送，或在其它专用瞬时信道(TIC)等上捎带确认地带外发送。

1、带内

不管类似电路的语音信道如何实现，其可以模型化为每T毫秒传输B比特。如果S是比特计的语音帧的大小，则S≤B。通过想象的语音编解码器，Init_info预计大于S。因此Init_info不能在单一语音帧的空间里发送。但是，有一个因数R＞＝1，以致(R-1)*S＜H≤R*S。通过将其分割为B比特的块并且每T毫秒发送一个块可以在类似电路的信道上发送Init_info(n)。一个完整的头将消耗R个连续语音采样的空间。图11是说明根据本发明的示例实施方案带内初始化的图。如果有连续的语音活动，则发送的Init_info是Init_info(0)、Init_info(R)、Init_info(2R)等，直到接收到肯定应答为止。在图11，这些Init_info消息显示为Init_tnfo 500和Init_info 502。头剥离器肯定应答Init_info 500，但不是在HS 810发送第二个Init_info分组502之前。下一个分组504作为分组有效负荷504(没有头)从HS 810发送到HR 822。然后HR 822重新生成SN和TS以及其它头域。

Init_info(0)代替语音采样0、1、...、(R-1)，Init_info(R)代替语音采样R、(R+1)、...、(2R-1)等。如果有不连续的语音活动，假定头0跟随有L*T毫秒的无声间隔，则重复Init_info(0)：其它信息(string_init、HO_syne_u、Ack)，大小都小于S，因此其适合于语音帧的空间。其窃取最低有效语音比特。为简单起见，分析不考虑信道编码引起的扩展，但是有或没有信道扩展该概念都是合法的。图3中显示带内情况的初始化过程。

2、带外

图12是说明根据本发明的示例实施方案带外初始化的图。在带外方法中，建立具有合适带宽的单独信道以便正好与在语音信道上传送的语音同时传送Init_info。单独的信道称为瞬时初始化信道(TIC)。系统试图为TIC分配足够的带宽以便能够每T毫秒发送一次完整的头。TIC设计为与语音信道有固定的定时关系。

通过分配瞬时确认信道(TAC)确认可在带外发送，或者带外发送，但是在前向瞬时信道上捎带确认。HO_syne_u可在瞬时上行链路切换同步信道(TUHOSC)上带外发送。当HO_sync_u肯定应答时，拆除TUHOSC。相同的方法应用于使用瞬时下行链路切换同步信道(TDHOSC)的HO_sync_d上。

3、失败的情况

有到切换执行完成时目标ANI_AD还没有HO_init的情况。原因包括在两个ANI_AD之间的信令网上过多的延迟，需要快速执行切换等。在那些情况下，网络向MS发送通知，其然后象在通话开始时一样重新开始初始化过程。

4、P_size和TS_stride是固定的常见情况

P_size和TS_stride是固定的情况到目前为止对于语音是最常见的。在这种情况下，P_size和TS_stride可能改变引起的任何考虑都不适用。普遍的方案是简化的。不需要HO_init_d。HO_sync_d和HO_sync_u仅携带C_SN和C_TS。String_init携带C_SN。仅当从一个串到另一个串有定时改变时才携带C_TS。终端(MS)不需要在存储器中保持p_size和TS_stride的最近几个值。在HO的情况下，终端(MS)不需要确定是否在HO_sync_u中包括p_size。

如上所述，IP/UDP/RTP头中对于基本语音必须的唯一信息是静态域，并且RTP时间戳(TS)以及RTP序号(SN)也非常值得要。这里描述的方案对这些信息域实现了透明，并且提供有利的头系统开销压缩效率。在切换中保持了所有静态和非静态域的连续。因为带内以及带外方法是可能的，所以带宽管理也变得更简单。因为对RTP TS和RTP SN保持了透明，因此甚至可以在这里描述的头剥离方案和头压缩方案之间来回转换以保持对所有域的透明。例如当在语音中加入另一个介质时需要转换到头压缩。

III、基于定时器和参考的方案

A、基于定时器和参考的方案概述

基于定时器和参考的方案是基于这样的观察(1)RTP时间戳当在RTP源处生成时与分组之间流逝时间的线性函数相关，以及(2)RTP TS是TS0+index*TS_stride的形式，其中TS0和TS_stride是固定的，并且index是整数(在下文中index称为压缩的RTP TS)。

因此，在正常操作中，在解压缩器接收的RTP时间戳也是与连续增加的定时器，与仅由源和解压缩器之间的累积抖动生成的失真相关的。因为累积抖动包括“网络”抖动(源和解压缩器之间的抖动)和“无线电”抖动(压缩器和解压缩器之间的抖动)，所以压缩器通过将无线电抖动的上界加到观察的网络抖动中可计算出累积抖动的上界。然后压缩器只发送压缩的RTP TS的“k”个最低有效位作为压缩的RTP TS。解压缩器通过首先计算近似值，并且然后用压缩的RTPTS中的信息改进近似值以便确定准确值来解压缩RTP TS。通过将与自从接收到前一个解压缩头以来流逝的时间成正比的值加到前面解压缩的头的RTP TS中来获得近似值。RTP TS的确切值确定为与近似值最接近的一个值，其相应的压缩RTP TS的k个最低有效位与压缩的RTP TS相匹配。压缩器选择k值作为使得解压缩器能够基于累积抖动的上限正确解压缩的最小值。

B、语音的情况

首先，将关于语音描述基于定时器和参考的方案。作为例子，如果连续语音采样之间的时间间隔是20毫秒，则头n的RTP时间戳(在时间n*20毫秒生成)＝头0的RTP时间戳(在时间0生成)+TS_stride*n，其中TS_stride是依赖于语音编解码器的常数。因此，进入解压缩器的头中的RTP TS也遵循作为时间的函数的线性模式，但是因源和解压缩器之间的延迟抖动，不是很接近。在正常运行时(没有崩溃或失败)，延迟抖动限制于满足会话实时业务的要求。

在这个方案中，接收器利用定时器获得当前头(要压缩的那个)的RTP TS的近似值，然后用从压缩的头中获得的额外信息来改进近似值。

例如，假设如下：

Last_header是最后成功解压缩的头，其中TS_last是最后的RTPTS，并且p_TS_last是最后压缩的RTP TS(在接收器)；

T是两个连续语音采样之间的正常时间间隔；

TS_stride是每T毫秒的RTP TS增加值；

Current_header是要解压缩的当前分组的头，其中TS_current是当前RTP TS，并且p_TS_current是当前压缩的RTP TS；

RFH是压缩器接收到其肯定应答的头的序号，其中TS_RFH是RTP TS，并且p_TS_RFH是压缩的RTP TS；

定时器是每T毫秒增加的定时器，其中压缩器和解压缩器每个都维护一个自己的定时器，分别称为S_timer和R_timer；

T_RFH是RFH被接收到时定时器的值，并且T_current是当Current_header被接收到时相同定时器的值；以及

N_jitter(n，m)是观察的与头m相关的头n(头n在头m之后接收)的网络抖动，

其中N_jitter(n，m)由压缩器计算如下：

N_jitter(n，m)＝Timer(n，m)-(头n的压缩的RTP TS-头m的压缩的RTP TS)，

其中Timer(n，m)是从头m到头n流逝的时间，以T毫秒为单位表示。N_jitter(n，m)可以是正的或负的。在压缩器的N_jitter是网络抖动，量化为T毫秒为单位。

R_jitter(n，m)是由压缩器预测的与头m相关的头n的无线电抖动。R_jitter仅依赖于压缩器-解压缩器信道(CD-CC)的特性。R_jitter不需要精确计算，对于R_jitter有一个好的上界就足够了。例如，上界可以是Max-radio_jitter，如果已知，是在CD-CC上的最大抖动。

因此，根据上述，分组的累积抖动计算为网络抖动和无线抖动的和：

而且，RTP TS计算如下：

RTP TS＝TS0+index*TS_stride，

其中TS0＜TS_stride并且index是整数。

因此TS_last＝TS0+index_last*TS_stride，并且

TS_current＝TS0+index_current*TS_stride。

1、压缩器

压缩器在压缩的头中发送k个最低有效位p_TS_current。

压缩器运行下列算法来确定k：

计算Max_network_jitter；

计算J1＝Max_network_jitter+Max_radio_jitter+J，

其中J＝2是考虑由压缩器和解压缩器引起的量化错误的因数，其可以是+1或-1；以及

找到满足以下条件的最小的整数k：

(2*J1+1)＜2^k。

可以根据三种不同的方法计算压缩器处的网络抖动，即图13所示的第一种方法，图14所示的第二种方法以及图15所示的第三种方法。第二种和第三种方法下面分别描述为选项1和选项2。第一种方法对于计算网络抖动足够了。但是，在压缩器处计算网络抖动的优选方法是下面分别描述为选项1和选项2的第二种和第三种方法。

如图13所示，根据第一种方法，利用关于紧接着前面分组的信息计算压缩器处特定分组的网络抖动。因此，例如，利用关于分组1的信息计算分组2(j2)的网络抖动，利用关于分组2的信息计算分组3(j3)的网络抖动，利用关于分组3的信息计算分组4(j4)的网络抖动，利用关于分组4的信息计算分组5(j5)的网络抖动。

因此，根据图13，分组2的网络抖动等于计算的抖动j2，分组3的网络抖动等于计算的抖动j3，分组4的网络抖动等于计算的抖动j4，并且分组5的网络抖动等于计算的抖动j5。

选项1：

图14说明了用于为选项1的第二种方法计算网络抖动的步骤。在选项1中利用关于参考分组的信息计算特定分组的网络抖动。因此，假设如图14所示分组2是参考分组，利用关于参考分组2的信息计算分组3的抖动j3，利用关于参考分组2的信息计算分组4的抖动j4，并且利用关于参考分组2的信息计算分组5的抖动j5。

根据如图14所示的选项1的第二种方法，如果假设抖动j3＝2，抖动j4＝3，并且抖动j5＝-1，则在分组5之前N_jitter_min＝2并且N_jitter_max＝3，而在分组5 N_jitter_min＝-1并且N_jitter_max＝3。因此，在分组5的最大网络抖动＝N_jitter_max-N_jitter_min＝4。因此，分组5的Max_network_jitter是4。下面提出根据选项1的方法计算网络抖动的等式及其描述。

根据选项1的方法当前分组的网络抖动计算如下：

N_jitter(current_header，RFH)＝(T_current-T_rfh)-(p_TS_current-p_TS_RFH)；

更新N_jitter_max和N_jitter_min，其中N_jitter_max定义为Max{N_jitter(j，RFH)}，对于从RFH并且包括RFH发送的所有的头j。N_jitter_min定义为Min{N_jitter(j，RFH)}，对于从RFH并且包括RFH发送的所有的头j；并且

计算Max_network_jitter＝(N_jitter_max-N_jittet_min)。

应该指出，N_jitter_max和N_jitter_min可以是正数或负数，但是(N_jitter_max-N_jitter_min)是正数。

选项2：

图15说明了用于为选项2的第三种方法计算网络抖动的步骤。在选项2中利用感兴趣的分组与每个预定数量的前面分组之间的抖动计算来计算特定分组的网络抖动。预定数量的前面的分组定义为一个窗口并且这样的窗口可以是任意值。在图15所示的例子中，窗口有四个前面分组的值。窗口可以设置为任何其它值，例如，7个分组。而且，窗口可以设置为，例如，等于从最后参考的分组以来的分组数的值。

如图15所示，利用关于分组1j(5，1)、分组2，j(5，2)、分组3j(5，3)以及分组4，j(5，4)的信息计算分组5的网络抖动。如图15所示，为分组5关于每个分组计算的网络抖动分别是关于分组1是j(5，1)＝-2，关于分组2是j(5，2)＝3，关于分组3是j(5，3)＝4，并且关于分组4是j(5，4)＝7，然后max_network_jitter＝7。下面提出根据选项2的第三种方法计算网络抖动的等式和描述。

根据选项2的方法计算当前分组的网络抖动如下：

对于在当前头之前发送的所有头计算的N_jitter(current_header，j)＝(T_current-T_j)-(p_TS_current-p_TS_j)，并且属于窗口W，其中T_j是当接收头j时的定时器值，并且p_TS_j是头j的压缩RTP TS；并且

在窗口W中所有j上计算Max_network_jitter＝|最大N_jitter(Current_header，j)|。

在来自解压缩器的反馈可用的情况下，窗口W包括从知道正确接收(例如，确认的)最后一个头以来发送的头。在没有反馈的情况下，窗口W包括发送的最后L个头，其中L是参数。

2、解压缩器

为解压缩Current_header的RTP TS，接收器以T毫秒为单位计算从接收last_header以来流逝的时间。该时间，Timer(Current_header，Last_header)加到p_TS_last，以便给出p_TS_current的近似值。然后接收器通过选择其k个最低有效位与压缩的RTP TS相匹配的最接近近似值的值确定p_TS_current的精确值。然后TS_current计算为TS0+(p_TS_current)*TS_stride。

Timer(Current_header，Last_header)可计算为(T_current-T_last)，其中当Current_header和Last_header分别接收时T_current和T_last是R_timer的值。

3、正确性检验

为了检验基于定时器和参考的方案的正确性，假设如下：

Approx_TS是p_TS_current的近似值，由解压缩器计算为p_TS_last+Timer(Current_header，Last_header)；并且

Exact_TS是p_TS_current的精确值。

然后基于上述：

|Approx_TS-Exact_TS|＜＝|Jitter(Current_header，Last_header)|；

因在压缩器的Max_network_jitter的定义：

|Jitter(Current_header，Last_header)|≤J1，

其中J1＝Max_network_jitter+Max_radio_jitter+J。

J是考虑由压缩器和解压缩器处的定时器引入的量化错误加入的因数，其可以是+1或-1。因此J＝2足够。

因此，其遵循：

|Approx_TS-Exact_TS|≤J1

为了没有不明确地计算Exact_TS，选择k以致于满足(2*J1+1)＜2^k就足够了。

4、在压缩器之前分组失序的情况

可由减少的RTP序号(RTP SN)检测到分组失序。当其发生时，压缩器可以利用不同的方案，例如，VLE解码压缩的RTP TS。利用压缩头中合适的指示位通知解压缩器不同的解码。

另一种选择是采用正常的基于定时器和参考的方案算法-失序很可能导致更大的k值。

5、上行链路

在无线系统中，对于上行链路方向，网络抖动是零(因为RTP源和压缩器都位于无线终端中)，并且无线电抖动通常被限制并且控制以便保持非常小。因此，想要的k非常小并且固定，其最小化了头大小的波动。这是对于带宽管理非常有意义的优点，因为对于上行链路，终端通常必须向网络要求越来越多的带宽。而且，没有分组失序。因此基于定时器的方案特别适合于上行链路。

6、下行链路

对于下行链路方向，网络抖动不是零，但是整体抖动通常很小以满足实时要求。想要的k值仍然很小并且通常固定。在k中会有更大的波动，但是带宽管理不是问题，因为网络控制带宽分配。

7、移交

在蜂窝系统中，有MS到网络无线链路和网络到MS无线链路，分别称为上行链路和下行链路。当压缩/解压缩应用于蜂窝链路时，有一个基于MS的功能，MS_AD(MS适配器)，其分别完成上行链路和下行链路的压缩和解压缩。有一个基于网络的实体，称为ANI_AD(接入网基础结构适配器)，分别完成上行链路和下行链路的解压缩和压缩。

要考虑的移交特殊情况是ANI_AD间的移交，其中从旧的ANI_AD转换到新的ANI_AD可导致中断。问题是如何在移交过程中保持信息的连续性以便在移交之后，在MS_AD和新的ANI_AD处的压缩/解压缩没有中断的继续。

有两种替代的方法用于移交，描述如下：

a、第一种方法

第一种方法使用以与1999年3月9日K.Le提交的序号09/522,497的相关申请“用于头压缩的一种有效移交过程(AN EFFICIENTHANDOFF PROCEDURE FOR HEADER COMPRESSION)”中所公开的握手方法获取在ANI_AD和MS_AD之间交换的上下文信息的快照的方案。对于RTP TS，上下文信息包括参考头的完整RTP TS。在移交之后，压缩器(对于上行链路是MS_AD，对于下行链路是ANI_AD)利用基于定时器的方案临时停止并且发送关于参考值的压缩的RTP TS。例如，可使用1999年3月9日提交的序号为09/522,497的K.Le的“用于头压缩的一种有效移交过程(AN EFFICIENTHANDOFF PROCEDURE FOR HEADER COMPRESSION)”的相关申请中所公开的VLE解码。一旦接收到确认，压缩器就使用确认的值作为RFH，并且转换回基于定时器的方案。

b、第二种方法

第二种方法在移交过程中保持使用基于定时器的方案。

i、下行链路

在是MS的接收器端没有中断。压缩器的任务从一个ANI_AD转移到另一个。移交之后，头通过新的ANI_AD代替旧的ANI_AD在新路径上路由。

                    -压缩器

旧的ANI_AD利用握手的方法将下列信息的快照转移到新的ANI_AD：T_RFH、p_TS_RFH、S_Timer的当前值、TS0以及TS_stride。(快照值用^*表示，例如，T_RFH^*)。新的ANI_AD用从旧的ANI_AD接收的S_Timer的当前值初始化其S_Timer并且开始每T毫秒增加该定时器。用旧的ANI_AD的当前S_Timer值初始化其S_Timer是一个概念的描述。如果有单一的S_Timer由多个流共享，则实际S_Timer不重新初始化。而是，记录该S_Timer与来自旧的ANI_AD的值之间的偏移。在将来的计算中考虑该偏移。为压缩移交后的第一个头，新的ANI_AD发送p_TS_current的k个最低有效位。新的ANI_AD将k，使用的位数确定如下：

J2＝N_jitter(Current_header，RFH^*)的上界+Max_radio_jitter+J，

其中选择k满足条件(2*J2+1)＜2^k。

在上面，Max_radio_jitter是在新的ANI_AD和MS_AD之间的段上的最大抖动。

N_jitter(Current_header，RFH^*)的上界计算如下：

|Timer(Current_header，RFH^*)-(p_TS_current-p_TS_RFH^*)|+T_transfer，其中Timer(Current_header，RFH^*)是(T_current-T_RFH^*)；

T_current是当接收到Current_header时新的ANI_AD中S_Timer的值；

T_RFH^*是从旧的ANI_AD接收的值；

T_transfer是以T毫秒为单位表示的从旧的ANI_AD向新的ANI_AD传送上下文信息的时间的上界；并且

J＝2。

                    -解压缩器

为了解压缩Current_header的RTP TS，接收器计算以T毫秒为单位的自从接收RFH以来流逝的时间。该时间，Timer(Current_header，RFH)加到p_TS_RFH，以便给出p_TS_current的近似值。然后接收器通过选择其k个最低有效位与压缩的RTP TS相匹配的与近似值最接近的值来确定p_TS_current的精确值。然后TS_current计算为TS0+(p_TS_current)*TS_stride。

从接收RFH以来流逝的时间可计算为(T_current-T_RFH)。

                   -失败的情况

当上下文信息不能以及时的方式转移到新的ANI_AD时，新的ANI_AD将发送完整的RTP TS直到接收到确认为止。

                    ii、上行链路

解压缩器的任务从一个ANI_AD转移到另一个。压缩器保持固定在MS。

                    -解压缩器

旧的ANI_AD利用握手的方法将下列信息的快照传送到新的ANI_AD：T_RFH^*、p_TS_RFH^*、R_Timer的当前值、TS0、以及TS_stride。新的ANI_AD利用从旧的ANI_AD2接收的R_Timer的当前值初始化其R_Timer并且开始每T毫秒增加该定时器。用旧的ANI_AD的当前R_Timer值初始化R_Timer是一个概念的描述。如果有单一的R_Timer由多个流共享，则实际R_Timer不重新初始化。而是，记录该R_Timer与来自旧的ANI_AD的值之间的偏移。在将来的计算中考虑该偏移。为解压缩移交后的恰好第一个头，新的ANI_AD计算Timer(Current_header，RFH)，将其加到p_TS_RFH^*，以便给出p_TS_current的近似值。然后接收器通过选择其k个最低有效位与压缩的RTP TS相匹配的与近似值最接近的值来确定p_TS_current的精确值。然后TS_current计算为TS0+(p_TS_current)*TS_stride。

Timer(Current_header，RFH)可估计为(T_Current-T_RFH^*)。T_current是当接收Current_header时R_Timer的值。

                      -压缩器

MS_AD发送p_TS_current的k个最低有效位。其将要使用的位数k确定如下：

计算J2＝N_jitter(Current_header，RFH^*)的上界+Max_radio_jitter+J，

其中选择k满足条件(2*J2+1)＜2^k。

这里，Max_radio_jitter是在新的ANI_AD和MS_AD之间的段上的最大抖动。

N_jitter(Current_header，RFH^*)的上界计算为|Timer(Current_header，RFH^*)-(p_TS_current-p_TS_RFH^*)|+T_transfer，

其中Timer(Current_header，RFH^*)是(T_current-T_RFH^*)；

T_current是当接收到Current_header时新的ANI_AD中S_Timer的值；

T_RFH^*是从旧的ANI_AD接收的值；

T_transfer是以T毫秒为单位表示的从旧的ANI_AD向新的ANI_AD传送上下文信息的时间的上界；并且

J＝2

                  -失败的情况

当上下文信息不能以及时的方式转移到新的ANI_AD时，新的ANI_AD将通知MS_AD，其发送完整的RTP TS直到接收到确认为止。

8、方案的性能

因谈话的实时要求，希望正常操作中的累积抖动最多仅有T毫秒的几倍。因此，大约4或5的k值足够了，因为多达16到32的语音采样的抖动可以被纠正。

这个方案的优点如下：

压缩头的大小是固定的并且很小。压缩头典型的由指示消息类型的消息类型(k1比特)、指示哪个域在改变的位屏蔽，以及包含index_current的k个最低有效位(k比特)的域组成。假设使用4位MSTI位屏蔽，并且k1＝4，当仅RTP TS改变时(这种情况是最常见的)压缩头的大小是1.5字节。而且，这个大小不作为无声间隔长度的函数而改变。

不需要定时器过程和解压缩器过程之间的同步。

因为压缩头中的部分RTP TS信息是自包含的并且仅需要与接收器的定时器相结合来生成完整的RTP TS值，所以对错误有健壮性。头的丢失或破坏不会使后续的压缩头无效。

压缩器几乎不需要维护存储器信息：

选项1中的T_RFH、p_TS_RFH、N_jitter_max、N_jitter_min、TS0、以及TS_stride以及选项2中的{T-j、p_TS_j}，对于窗口W中的所有的j，TSO，以及TS_stride。

C、抖动减少

因谈话的实时要求，可以合理的期望上述各种抖动与正常操作中的几个T毫秒的相似。但是，不能排除抖动更大并且因此需要一个更大的k的情况。例如在从RTP源到接收器的路径上可以有异常情况(失败等)，其中抖动变得过多。而且，有想要或者值得要固定值的k的情况。为解决这些情况，可实现抖动减少功能作为压缩器的前端，来过滤出具有过多抖动的分组(也就是，抖动超过某个阈值)。

在固定的情况(没有移交)，抖动计算为J1并且与固定阈值比较如下：

J1＝(n_jitter_max-N_jitter_min)+Max_radio_jitter+J。

在移交情况下，抖动计算为J2并且与移交阈值比较如下：

J2＝|Timer(current_header，RFH^*)-(p_TS_current-p_TS_RFH^*)|+T_transfer+Max_radio_jitter+J。

关于固定非移交情况的主要差异是T_transfer的增加。实际上，为了能够在100毫秒执行移交，T_transfer必须限制为大约100毫秒，因此T_ransfer＝大约5或6以T毫秒为单位(T＝20毫秒)。值k＝5足够了。

固定和移交的阈值可以相同或不同。

D、视频的情况

在RTP视频源的情况下，不需要真的分组之间有固定时间间隔，并且此外，RTP TS不需要从一个分组到另一个增加固定的跨度。但是，RTP TS和分组间的时间间隔是不连续的。因此，如下：

分组m的RTP时间戳＝分组0的RTP时间戳(在时间0生成)+TS_stride*[index+adjust(m)]，

其中TS_stride是依赖于编解码器的常数，并且adjust(m)是依赖于m并且反映关于语音中类似的线性行为的差值的整数；以及

两个连续分组之间的时间间隔是T毫秒数的整数倍。

下面，在RTP源的行为称为调节的线性行为。与语音使用相同的符号，TS_last＝TS0+TS+stride*[index_last+adjust(index_last)]，并且TS_current＝TS0+TS_stride*[index_current)+adjust(index_current]。调节参数可以是正数或负数。因此，与语音相比的主要差别是额外的术语调节。

RTP TS是进入解压缩器的头，也遵守作为时间函数的调节的线性模式，因源和解压缩器之间的延迟抖动，不是很接近。在正常运行中(没有崩溃或失败)，延迟抖动限制为满足谈话实时业务的要求。

如上所述假设当前头的压缩的RTPTS＝index_current+adjust(index_current)。关于p_TS_current将使用例如，相同的符号。

压缩器

压缩器在压缩的头中发送p_TS_current的k个最低有效位。确定k的算法与语音相同。

解压缩器

使用的算法与语音相同。

1、移交

为语音描述的用于移交的两个替代方法也适用于视频。

2、k的值

对于语音，显示k＝4或5足够了(2^k＝16或32)。在视频的情况下，因为调节所以需要更大的k值。因为视频的结构为每秒30帧，|Adjust|＜30。因此，k＝7或8在正常运行中应该足够了。

这里特别说明和/或描述了本发明的几个实施方案。但是，应该理解在不背离本发明的精神和预定范围的情况下本发明的修改和变化由上述教导覆盖并且在所附的权利要求的范围之内。

虽然本发明已经被结合附图详细地进行了描述，因为在不背离本发明的精神和其范围的情况下可进行本领域的普通技术人员可认知的许多改变和修改，因此其不限于这些细节。

Claims (45)

1.一种在网络中源和接收器之间利用基于定时器的压缩技术来发送当前分组的当前头域的方法，包括：

从压缩器向解压缩器提供头域的初始值；

基于当前分组的当前头域和抖动来在压缩器计算当前分组的压缩的头域，

其中所述计算步骤包括步骤：

计算源和所述解压缩器之间的网络在分组发送上的抖动影响，以及

计算作为域值一部分的压缩头域，所述部分是抖动的函数；

在解压缩器接收当前分组的压缩头域；

在解压缩器处基于当前分组的压缩头域的接收和解压缩的前一个分组的头域的接收之间流逝的时间以及前一个分组的解压缩的域值来估算当前分组的头域；以及

基于在解压缩器处接收的压缩的头域来改正估算的当前头域。

2.根据权利要求1的方法，其中所述计算抖动影响包括步骤：

计算在压缩器之前的网络的抖动影响；以及

计算压缩器和解压缩器之间的网络的抖动影响。

3.根据权利要求2的方法，其中压缩器和解压缩器之间的网络的所述抖动影响设置为抖动的上界值。

4.根据权利要求2的方法，其中所述计算在压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于参考分组的信息计算当前分组的抖动影响。

5.根据权利要求2的方法，其中所述计算在压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于所述当前分组以及预定数量的前面分组的每个的信息计算当前分组的抖动影响。

6.根据权利要求2的方法，其中所述计算在压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于所述当前分组以及直到参考分组的每个前面分组的信息计算当前分组的抖动影响。

7.根据权利要求1的方法，其中所述在压缩器处计算当前分组的压缩头域包括：

计算当前分组的压缩头域为域值的k个最低有效位，其中k是一个整数。

8.根据权利要求1的方法，其中所述头域包括时间戳。

9.根据权利要求1的方法，其中所述头域包括RTP时间戳。

10.根据权利要求1的方法，其中所述在压缩器处计算当前分组的压缩头域包括：

将域值转换为另一个值，称为压缩值，其占用更少的比特来表示；以及

计算当前分组的压缩头域为所述压缩值的k个最低有效位，其中k是一个整数。

11.一种解压缩网络中从压缩器发送到解压缩器的当前分组的当前头域的方法包括步骤：

在解压缩器处接收当前分组的压缩头域，所述压缩头域在压缩器中已经计算为域值的一部分，所述域值计算为源和所述解压缩器之间的网络在分组发送上的抖动影响；

在解压缩器处基于自从前一个压缩头域到达解压缩器以来流逝的时间以及前一个分组的解压缩的域值来计算当前分组的头域的近似值；

在解压缩器处基于当前分组的压缩头域来计算当前分组的头域纠正量；以及

通过将当前分组的头域的近似值调整一个基于头域纠正量的一个量来在解压缩器处解压缩当前分组的压缩头域。

12.根据权利要求11的方法，其中通过计算压缩器之间的网络的抖动影响以及计算压缩器和解压缩器之间的网络的抖动影响来计算源和所述解压缩器之间的网络在分组发送上的所述抖动影响。

13.根据权利要求12的方法，其中压缩器和解压缩器之间的网络的所述抖动影响设置为抖动的上界值。

14.根据权利要求12的方法，其中所述计算在压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于参考分组的信息计算当前分组的抖动影响。

15.根据权利要求12的方法，其中所述计算在压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于所述当前分组以及预定数量的前面分组的每个的信息计算当前分组的抖动影响。

16.根据权利要求12的方法，其中所述计算在压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于所述当前分组以及直到参考分组的每个前面分组的信息计算当前分组的抖动影响。

17.根据权利要求11的方法，其中压缩头域计算为域值的k个最低有效位，其中k是一个整数。

18.根据权利要求11的方法，其中压缩头域计算为压缩值的k个最低有效位，其中k是一个整数；并且

其中解压缩器基于自从前一个分组到达以来流逝的时间以及前一个分组的解压缩器压缩值来计算压缩值的近似值。

19.一种在系统的第一个和第二个网络实体之间执行移交的方法，当移动解压缩器位于第一和第二个区域中时，第一和第二个网络实体分别将移动解压缩器接口到源终端，所述方法包括：

在第一个网络实体中以及在移动解压缩器中接收来自源终端的头域的初始值，第一个网络实体将位于第一个区域中的移动解压缩器接口到源终端；

在第一个网络实体中接收来自源终端的寻址到移动解压缩器的第一个分组的头域；

在第一个网络实体中压缩第一个分组的头域并且将第一个分组的第一个压缩头域发送到移动解压缩器，所述第一个压缩的头域计算为域值的一部分，所述域值计算为源终端和移动解压缩器之间的网络在分组发送上的第一个抖动影响；

在移动解压缩器中基于自从前一个分组到达以来流逝的时间以及前一个分组的解压缩域值来接收和解压缩第一个分组的第一个压缩的头域；

移动解压缩器从第一个区域移动到第二个区域；

将初始化信息发送到第二个网络实体以便为压缩而初始化第二个网络实体；

在第二个网络实体中接收并且压缩来自源终端寻址到移动解压缩器的第二个分组的头域，并且将第二个分组的第二个压缩头域发送到移动解压缩器，所述第二个压缩头域计算为域值的一部分，所述域值计算为源终端和移动解压缩器之间的网络在分组发送上的第二个抖动影响以及向第二个网络实体发送初始化信息的时间；以及

在移动解压缩器基于自从前一个分组到达以来流逝的时间以及前一个分组的解压缩域值来接收和解压缩第二个分组的第二个压缩的头域。

20.根据权利要求15的方法，其中通过计算压缩器之前的网络的抖动影响以及计算压缩器和解压缩器之间的网络的抖动影响来计算源终端和所述解压缩器之间的网络在分组发送上的所述第一个和第二个抖动影响的每一个。

21.根据权利要求20的方法，其中压缩器和解压缩器之间的网络的所述抖动影响设置为抖动的上界值。

22.根据权利要求19的方法，其中所述第一个分组是紧接移交之前的分组并且所述第二个分组是紧接移交之后的分组。

23.根据权利要求20的方法，其中所述计算在压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于参考分组的信息计算当前分组的抖动影响。

24.根据权利要求20的方法，其中所述计算在压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于所述当前分组以及预定数量的前面分组的每个的信息计算当前分组的抖动影响。

25.根据权利要求20的方法，其中所述计算在压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于所述当前分组以及直到参考分组的每个前述分组的信息计算当前分组的抖动影响。

26.根据权利要求19的方法，其中所述头域包括时间戳。

27.根据权利要求19的方法，其中压缩头域计算为域值的k个最低有效位，其中k是一个整数。

28.根据权利要求19的方法，其中压缩头域计算为压缩域值的k个最低有效位，其中k是一个整数；并且

其中解压缩器基于自从前一个分组到达以来流逝的时间以及前一个分组的解压缩器压缩值来计算压缩值的近似值。

29.一种在第一个和第二个网络实体之间执行移交的方法，当移动压缩器位于第一和第二个区域时，第一个和第二个网络实体分别将移动压缩器接口到接收器终端，所述方法包括：

在第一个网络实体中接收来自移动压缩器的头域的初始值；

在第一个网络实体中接收从移动压缩器接收的第一个分组的第一个压缩的头域，所述第一个压缩的头域在移动压缩器中计算为域值的一部分，所述域值计算为源和解压缩器之间的网络在分组发送上的第一个抖动影响；

在第一个网络实体中基于自从前一个分组到达以来流逝的时间以及前一个分组的解压缩域值来解压缩第一个分组的第一个压缩的头域；

移动压缩器从第一个区域移动到第二个区域；

将初始化信息发送到第二个网络实体以便为压缩初始化第二个网络实体；

在第二个网络实体中接收从移动压缩器接收的第二个分组的第二个压缩头域，所述第二个压缩头域在移动压缩器中计算为域值的一部分，所述域值计算为源和解压缩器之间的网络在分组发送上的第二个抖动影响以及向第二个网络实体发送初始化信息的时间；以及

在第二个网络实体中基于自从前一个分组到达以来流逝的时间以及前一个分组的解压缩域值来解压缩第二个分组的第二个压缩的头域。

30.根据权利要求29的方法，其中通过计算移动压缩器之前的网络的抖动影响以及计算压缩器和解压缩器之间的网络的抖动影响来计算源和所述解压缩器之间的网络在分组发送上的所述第一个和第二个抖动影响。

31.根据权利要求30的方法，其中压缩器和解压缩器之间的网络的所述抖动影响设置为抖动的上界值。

32.根据权利要求29的方法，其中所述第一个分组是紧接移交之前的分组并且所述第二个分组是紧接移交之后的分组。

33.根据权利要求30的方法，其中所述计算在移动压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于参考分组的信息计算当前分组的抖动影响。

34.根据权利要求30的方法，其中所述计算在移动压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于所述当前分组以及预定数量的前面分组的每个的信息计算当前分组的抖动影响。

35.根据权利要求30的方法，其中所述计算在移动压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于所述当前分组以及直到参考分组的每个前面分组的信息计算当前分组的抖动影响。

36.根据权利要求29的方法，其中所述头域包括时间戳。

37.根据权利要求29的方法，其中压缩头域计算为压缩值的k个最低有效位，其中k是一个整数；并且

其中解压缩器基于自从前一个分组到达以来流逝的时间以及前一个分组的解压缩的压缩值来计算压缩值的近似值。

38.根据权利要求29的方法，其中压缩头域计算为压缩值的k个最低有效位，其中k是一个整数。

39.一种通信系统包括：

提供多个分组的源，每个分组包括一个头域，所述源耦合到网络中；

包括解压缩器的接收器；

通过网络实体和接收器之间的网络耦合到网络中以及接收器中的网络实体，所述网络实体包括用于为从所述源发送的并且指向所述接收器的至少一些分组执行头域压缩的压缩器，所述网络实体包括用于计算指向所述接收器终端的分组中的抖动并且丢弃具有大于预定值的抖动的分组的抖动减少功能，

其中抖动计算为由源和接收器中包括的解压缩器之间的网络引起的全部抖动量。

40.根据权利要求39的通信系统，其中通过计算压缩器之前的网络的抖动影响以及计算压缩器和解压缩器之间的网络的抖动影响来计算所述抖动。

41.根据权利要求39的通信系统，其中压缩器和解压缩器之间的网络的所述抖动影响设置为抖动的上界值。

42.根据权利要求40的通信系统，其中通过利用关于参考分组的信息计算当前分组的抖动影响来计算压缩器之前的网络的所述抖动。

43.根据权利要求40的通信系统，其中所述计算在压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于所述当前分组以及预定数量的前面分组的每个的信息计算当前分组的抖动影响。

44.根据权利要求40的通信系统，其中所述计算在压缩器之前的网络的抖动影响包括：

利用关于所述当前分组以及直到参考分组的每个前面分组的信息计算当前分组的抖动影响。

45.根据权利要求39的通信系统，其中压缩头域计算为压缩值的k个最低有效位，其中k是一个整数；并且

其中解压缩器基于自从前一个分组到达以来流逝的时间以及前一个分组的解压缩的压缩值来计算压缩值的近似值。

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