Trong phần này, ta sẽ cung cấp một thuật toán chi tiết cho thuật toán yêu cầu băng thông và thảo luận vài vấn đề về phần tiêu đề và thực thi nó. Từ (2), chúng ta xem xét những hàm tuyến tính f(.) và g(.) đơn giản sau:
∆ B(t)= Kqeq(t) + Krer(t) (3)
Trong đó thông số Kq và Kr là các hằng số điều khiển mà có giá trị không âm. Trong (3), tốc độ không khớp er(t) có thể được biểu diễn bằng không khớp về chiều dài hàng đợi, tức là:
er(t) = a(t)-s(t)
= q(t)= eq(t), với 0 < q(t) <Qmax (4)
với Qmax là cỡ chiều dài hàng đợi tối đa. Để thực thi thuật toán này, chúng ta cần chuyển đổi hàm thời gian liên tục ∆B(t) thành hàm thời gian rời rạc bằng cách lấy mẫu mọi chu kỳ cấp phát băng thông, tức là ∆B[n]=∆B(nTa), trong đó n là số nguyên không âm. Ta lấy xấp xỉ đạo hàm bằng cách sử dụng xấp xỉ Euler bậc một,
tức là:
dt d
eq(t) ≈ (5)
Từ (3)-(5), chúng ta có thể tính toán yêu cầu băng thông ∆B[n] chỉ sử dụng giá trị hiện tại và trước đó của lỗi chiều dài hàng đợi. Nhớ rằng ∆B[n] chỉ là tăng hay giảm của yêu cầu băng thông trong suốt khoảng thời gian cấp phát thứ n và toàn bộ yêu cầu băng thông tương ứng trong suốt khoảng thời gian này, B[n] trở thành:
B[n] =max (B[n-1] + ∆ B[n] , Bmin) (6)
yêu cầu băng thông.
Sau khi tính toán băng thông bổ sung ∆B[n], SS truyền tới BS băng thông ∆B[n], bằng cách truyền nó trên trường EPBR trong tiêu đề con của gói quản lý cấp phát (grant management subheader) của gói. Cỡ của trường EPBR là 11 bít và nó có 2 mode hoạt động, mode tăng dần và mode gộp lại. Nếu bit đầu tiên của EPBR được đặt là zero, thì 10 bit còn lại sẽ thể hiện yêu cầu băng thông tăng dần, ngược lại chúng thể hiện yêu cầu băng thông gộp. Do đó, nếu ∆B[n] > 0, nó có thể mang hai mode tăng dần và gộp lại. Ngược lại nếu ∆B[n] <0, SS sẽ tính B[n] như trong (6) và mang giá trị này đi với mode gộp lại.
Để áp dụng thuật toán này cho trường hợp lưu lượng on-off, vd lưu lượng VoIP với khoảng im lặng bị khống chế, ta cần chi tiết thuật toán này. Nếu chiều dài hàng đợi giữ ở mức 0 dài hơn một thời gian ngưỡng cho trước, ta sẽ xác định rằng kết nối này trở thành không hoạt động và dừng ngay quá trình điều hợp cho yêu cầu băng thông. Trong suốt chu kỳ này, yêu cầu tổng băng thông trở thành giá trị tối thiểu của nó. Nếu kết nối này trở thành hoạt động trở lại, điều này có thể biết được một khi chiều dài hàng đợi dài hơn mức zero, ta khởi động lại quá trình điều hợp với giá trị khởi đầu của B[n], được thông báo bởi các thông số QoS của kết nối.
Phần thông tin chi phí tối thiểu (overhead) liên quan đến cỏng lưng (piggybacking) yêu cầu băng thông là 2 byte, là cỡ của tiêu đề con của gói quản lý cấp phát, nghĩa là Bmin=2 trong phương trình (6). Chú ý rằng thông tin chi phí tối thiểu này là không thể tránh khỏi trong các dịch vụ lập lịch thời gian thực của IEEE 802.16 ( vd UGS và rtPS, cũng như ertPS). Mặt khác, thời gian tính toán của thuật toán này là không đáng kể. Số bước tính toán là khá nhỏ và SS chỉ p h ả i t h e o d õ i g i á t r ị hiện tại và giá trị trước đó của chiều dài hàng đợi của nó mà không phải ước lượng tốc độ gói đến và tốc độ gói được truyền đi . Hơn nữa, việc tính yêu cầu băng thông được thực hiện bởi mỗi SS theo cách thức phân bố. Do vậy, thuật toán này không làm giảm tính khả năng co giãn (scalability) của BS. Mặc dù kiến trúc phản hồi kép được phát triển cho loại lập lịch ertPS, nhưng nó có thể áp dụng cho loại rtPS mà không cần sự thay đổi đáng kể nào và nó có thể nới rộng hơn cho các cơ cấu lập lịch khác dựa trên yêu cầu.
