TW200807990A - Methods and systems for enhancing local repair in robust header compression - Google Patents

Description

200807990 九、發明說明： 【發明所屬之技術領域】 本申請案大體而言係關於無線通信，且更具體而言，係 關於在強健標頭解壓縮中加強區域修理之方法及系統。' 【先前技術】 ” 網際網路較（學-種在有_路及無㈣路兩者中 使用之網路協定。對於某些服務及應用（諸如，網際網路 語音協定（v〇IP)、互動式遊戲、訊息等）而言，吓封包之有 效負载可能幾乎與封包之Ϊ p標頭大小相同或甚至小於 之斤標頭。在同-封包標頭内且尤其在封包串流之連續封 包之間的標頭攔位中可能存在顯著冗餘1頭壓縮㈣為 在鏈路之-末端處墨縮㈣包之協定標頭、將經麗縮之π 封包之協定標頭傳輸至鏈路之另一末端且在另一末端 經壓^之㈣包之協定標頭解I㈣其原始狀態之過程。 【實施方式】 本文中所揭示之實施例可實施於任—無線及/或有線通 信系統中，諸如，蜂巢式網路、公眾交換電話網路 (PSTN)、無線網際網路、衛星網路、廣域網路（wan)、無 線區域網路（WLAN)、VGlp網路、基於ιρ之多媒體系統 等。 圖1說明可實施本文中所描述之一或多個方法之通信系 統10之實例。第一存取終端機（A 丁）ι〇〇Α可包括一上行鏈路 (或反向鏈路）標頭壓縮器1〇2。在無線電存取網路 中，第存取終端機100A可經由反向鏈路（RL)與基地台 120807.doc 200807990 104A及基地台收發器系統/封包資料服務節點（BTS-PDSN)106A無線地通信。 BTS-PDSN 106A可包括一上行鏈路標頭解壓縮器11〇, 其可執行本文中所描述之一或多個方法。BTS-PDSN 106A 可經由VoIP網路108與封包資料服務節點/基地台收發器系 統（PDSN-BTS)106B 通信。PDSN-BTS 106B 可包括一下行 鏈路（或前向鏈路）標頭壓縮器112。 第二存取終端機100B可經由前向鏈路（FL)與基地台104B 及PDSN-BTS 106B無線地通信。第二存取終端機100B可包 括一下行鏈路標頭解壓縮器114，其可執行本文中所描述 之一或多個方法。替代兩個無線存取終端機100A、 100B，存取終端機中之一者可為有線終端機。 反向鏈路及前向鏈路可使用一或多個通信協定，諸如， 劃碼多重存取（CDMA)lx，CDMA lx演進資料最佳化⑺^ DO)Rev· 0、Rev· A 及 Rev· B，寬頻 CDMA(WCDMA)，高速 下行鏈路封包存取（HSDPA)，高速上行鏈路封包存取 (HSUPA)，分時同步CDMA(TD-SCDMA)，全球行動通信 系統（GSM)，正交分頻多工（OFDM)，IEEE 802.11，IEEE 802.18，IEEE 802.20，Wimax，WiBro，超行動寬頻 (UMB)及其他通信技術。 本文中所描述之存取終端機（AT)可指代各種類型之裝 置，諸如，有線電話、無線電話、蜂巢式電話、膝上型電 腦、無線通信個人電腦（PC)卡、個人數位助理（PDA)、外 部或内部數據機等。存取終端機可為經由無線通道或經由 120807.doc 200807990 有線通道（例如，使用光纖或同軸纜線）通信之任一資料裝 置。存取終端機可具有各種名稱，諸如，存取單元、'用; 單元、行動台、行動裝置、行動單元、行動電話、行動 物、遠端台、遠端終端機、遠端單元、使用者裝置、使用 者設備、掌上型震置等。存取終端機可為行動的或固定的 且可遍及圖1之通信系統10而分散。存取終端機可與一或 多個基地台收發器系統（BTS)通信，基地台收發器系統 (BTS)可被稱為（或包括）基地台、存取網路、存取點、節點 B及數據機集用場收發器（MPT)。 圖 2說明圖 iiBTsjDSN 1〇6A&y^pDSN BTs ⑺⑽之 某些硬體及軟體組件，諸如，處理器2〇〇、特殊應用積體 電路（ASIC)及其他硬體202、收發器2〇4及記憶體2〇6。記 憶體206可儲存一或多個上層2〇7，諸如，應用層、傳 达層210及網路層212。應用層2〇8可處理即時傳送協定 (RTP或RTTP)k頭。傳送層21〇可處理傳輸控制協定（TCp) 及使用者資料包協定（UDP)標頭。網路層212可處理1?標 頭。 記憶體206亦可儲存強健標頭壓縮壓縮器112 '強健標頭 壓縮解壓縮器11〇及一或多個下層22〇，諸如，可包括無線 電鏈路協定（RLP)子層之鏈路層及媒體存取控制（MAC)層 214及實體層216。注意，替代實施例可包括可以替代組態 貝知之此等功能、模組或層之某些或全部。 圖3#兒明圖！之存取終端機1〇〇A、1〇〇]3之某些硬體及軟 體組件，諸如，處理器300、ASIC 302及其他硬體、收發 120807.doc 200807990 态304及圯憶體306。記憶體3〇6可儲存一或多個上層3〇7， 諸如，應用層308、傳送層310及網路層312。應用層3〇8可 處理RTP標頭。傳送層310可處理Tcp及UDp標頭。^路層 312可處理IP標頭。 記憶體306亦可儲存強健標頭壓縮壓縮器1〇2、強健標頭 壓縮解壓縮器114及一或多個下層32〇，諸如，可包括RLp 子層之鏈路層及MAC層314及實體層316。注意，替代實施 例可包括可以替代組態實施之此等功能、模組或層之某些 或全部。 如本文中所使用，，，封包"指代傳輸及接收之單位。此傳 輸及接收之單位藉由R〇HC而Μ縮且接著解磨縮。如本文 中所使用之，，封包串流"指代—連串封包，其中欄位值及攔 位值之改變型樣使得標頭可使用相同内容（c〇ntex〇而壓 縮。圖8說明具有未壓縮之標頭（例如，ip、、 TCP及其他標頭）8G4及—有效負載8G5之封包_之實例。 壓縮技㈣以壓縮封包_之標頭部分從而導致具有經壓 縮之標頭部分807及有效負載808之經壓縮之封包8〇2。也 壓縮之標頭部分807可包括—RTp序號、_uDp總和檢查石』 及可能地其他攔位。經I缩之封包8〇2亦可包括一鏈路巧 標頭部分_，該鏈路層標頭部分_包括—鏈路層序號。 本文中所描述之解壓縮方法及設備可心接收並解壓腳 壓縮之封包802。 以經由無線鏈路發 標頭壓縮顯著受 因為無線網路具有受限制之頻寬，所 送之具有IP、UDP& RTp標頭之封包自 120807.doc 200807990 益。標頭壓縮及解壓縮在節省頻t _、、w τ / _ ’茨覓&况下（歸因於減小之 封包標頭附加項）改良網路傳輸效率、品質及/或速度；減 少封包損m互動式回應時間；且降低基礎架構成本 (每一通道頻寬更多使用者及因此較低之部署成本）。在通 信傳輸中，”跳躍”指代自一裝置至 、 衣夏芏另裝置或網路元件之 通信鏈路。通信系統可經由可包括 」^"祜奔多跳躍之點對點連接 在逐次跳躍基礎上壓縮協定標頭。 標頭壓縮藉由在同-封包標頭内之標頭攔位之間及屬於 同-封包串流之連續封包之間存在顯著冗餘之事實而成為 可能。藉由僅初始地發送靜態攔位資訊並㈣其他棚位之 相依性及可預測性，可顯著減小標頭大小。 然而，歸因於無線鏈路之較高錯誤率（例如，位元錯誤 率（BER))及較長來回時間，尤其隨著無線拓撲及訊務型樣 變得較複雜，某些標頭壓縮方法在無線（例如，蜂巢式）鏈 路上可旎不能良好地執行。本揭示案描述強健標頭壓縮 (RoHC)及解I縮方法，|克服其他方法之缺點，諸如，在 意見請求（RFC)3095中描述之缺點。 大體在由 Internet Engineering 丁 ask F〇rce 於 2〇〇1年 7月出 版且由Network Working Group 〇f The心贈經銷 的 c. Borman 等人之題為"R〇bust Header c〇mpressi〇n (RoHC): Framework and four profiles: RTP, UDP, ESP and uncompressed"之意見請求（RFC)3〇95中描述強健標頭壓 縮。"強健"標頭壓縮機制容許在鏈路上之損失及殘餘錯 誤，經由該鏈路，發生標頭壓縮而未損失額外封包或未在 120807.doc 200807990 解壓縮之標頭中引入額外錯誤。 •壓：器之内容指代縮器用以壓縮標頭之狀態資訊。解 [鈿益之内谷指代解壓縮器用以解壓縮標頭之狀態資訊。 内令可3有來自封包串流中之先前標頭之相關資訊，諸 如’壓細及解壓縮之靜態攔位及可能之參考值。内容可含 有描述封包攀流之額外資訊，諸如，關於ιρ識別符欄位如 何改變及序號或時戮之典型封包間增加之資訊。 :容損壞指代解壓縮器之内容與壓縮器之内容不一致且 解因此可能無法再現原始標頭之情形。當解壓縮器之 内合尚未正確初始化或當封包在壓縮器與解壓縮器之間已 :失、重排或損壞時’可發生此情形。歸因於不一致之内 谷而不可正確地解壓縮之封包被視為歸因於内容損壞而損 失/損壞。 、

RoHC可使用關於原始標頭之循環冗餘檢查（crc)來傾測 不正確解壓縮。為減小計算複雜度，當計算⑽時，可概 念地重新配置標頭之攔位，使得首先針對靜態之八位元組 進行計算（被㈣〇U：_STATIC)且接著針對希望值在封包 之間改變之八位元組進行計算（CRc_dynamic)。以此方 式，CRC計算之中間結果在其已覆icrc_st厦欄位之 後可再用於若干封包。 因^在封包之間的標頭攔位值之間且在連續封包之間存 在大量冗餘’所以標頭壓縮係可能的。因為大多數標頭搁 位可能很少改變或從不改變，因此可對其進行壓縮。在_ 實例中，僅具有約10個八位元組之組合大小之五個攔位需 120807.doc -10· 200807990 要較複雜之機制。此等攔位包括： -IPv4識別碼（丨6位元）(ΙΡ·ΙΓ)) -UDP總和檢查碼（16位元） •RTP標記（1位元）（Μ-位元） -RTP序號（16位元）（SN) -RTP時戳（32位元）（TS) 隶低有效位元（LSB)編碼可用於值通常經受較小改變之 才示頭欄位。使用LSB編碼，傳輸攔位值之k個最低有效位 元而非原始攔位值，其中k為正整數。在接收到k個位元 後，解壓縮器使用先前接收之值作為參考（v—ref)而導出原 始值。作為一實例，使用LSB編碼，可考慮二進制 00001010(對應於十進制10)，其包含最高有效位元〇〇〇〇及 最低有效位元1010。使用LSB編碼，將1010而非所有八個 位元傳輸至諸如BTS-PDSN之接收裝置。若成功地接收， 則接收裝置處之解壓縮器可使用先前接收之值（例如， v一ref)而導出原始傳輸之封包值。在一實施例中，乂—^[表 不上一正確解壓縮之封包值。壓縮器（解壓縮器）使用 V-ref—C(V-ref—d)，已被壓縮（解壓縮）之上一值作為ref。 假設成功解壓縮所接收之標頭，則解壓縮器之内容更新至 00001010且產生原始傳輸之封包。在成功產生經傳輸之值 後，V-ref即可更新至當前正確解壓縮之值並儲存。在一實 施例中’假設將傳輸下一值〇〇〇〇1111(十進制值15)，則傳 輸最低有效位元1111且若成功地接收，則解壓縮器藉由將 所接收之值1111附加至當前内容值的最高有效位元而更新 I20807.doc -11 - 200807990 其内合。在此貫例中，當前内容值為⑽，且最高有 放位元為0000。解壓縮器將其内容值更新至⑽⑽H11且產 生原始傳輸之封包值。 在壓縮器及解壓縮器各自使用解譯區間（其中駐留原始 值，且其中原始值為具有與經傳輸之k個最低有效位元準 確相同之k個最低有效位元的唯一值）時，認為LSB編碼及 解碼正確。 可將’’解譯區間”描述為函數£(v_ref，k): f (V^ref, k) = [v^ref-p? v^ref+(2Ak. j}.p] (等式 1) 其中p為整數。 將此等式展示為： <—解譯區間（大小為2Ak) 一 > v—ref-p v一ref v_ref+(2Ak-l)-p 函數f具有以下性質：對於任一值k，k個最低有效位元 將獨特地識別f (v—ref，k)中之一值。解譯區間之大小為 2Ak。因此，對於k=4而言，解譯區間之大小為”々或“。 k-4之值可用於包括ν〇ΙΡ2各種封包類型。參數p允許解譯 區間相對於v_ref而移位。選擇p之適當值產生具有特定特 徵之欄位之較有效編碼。在一實施例中，p為整數值。 解譯區間可分為兩個部分。如下文所說明，假設k=4、 P = 5且v_ref=15，則解譯區間之左側部分具有大小p = 5，而 解澤區間之右側部分具有大小p = 2k-p_l = l〇。 120807.doc 200807990

當壓縮值v時，壓縮器發現k之最小值使得v在區間 f(v 一ref—c，k)内。K>g(V-ref一 c，v)。當k之僅少許獨特值可 能時，壓縮器可替代地挑選將¥放入區間f(v一ref一c，v)中之 最小的k。當接收m個lSB時，解壓縮器使用被稱為 interval—d之解譯區間f(v一ref—d，m)。解壓縮器挑選在 interval—d中之一者為解壓縮之值，該一者之LSB與所接收 之m個位元相匹配。待編碼之值可具有有限範圍。舉例而 言，RTP SN在〇至0xFFFF之範圍内。當SN值接近〇或 〇XFFFF^，解譯區間可跨越〇與OxFFFF之間的回歸邊界。 RFC 3095描述R0HC壓縮器如何使用，，基於視窗之最低有 效位元（LSB)編碼，，來壓縮協定標頭中之動態攔位。由於 v—ref—d之某些候選者可能已損失或損帛，所以壓縮器可能 不能夠判定v—r(d之準確值（其為將由解壓縮器用於特^

時，仔隹斤就（SJNjJLSB回歸之風險， 之間損失許多連續封包 卜，亦即，因為解壓縮器 120807.doc -13 - 200807990 由於缺少輸入而尚未移動解譯區間，所以經壓縮封包中之 序號之LSB可能被不正確地解譯。 R〇HC解壓縮器可使用區域修理模式以偵測許多連續損 失之封包（在壓縮器與解壓縮器之間）可導致内容損壞之情 幵y R〇HC解壓縮裔可藉由使用本端時鐘來偵測此情形並 避免内容損壞。舉例而言，R〇Hc解壓縮器可使用在rfc 3095(諸如，在題為”c〇rrecti〇n 〇f sn lsb術叩肛⑽以，，之 章節5·3·2·2·4.中詳述之RFC 3〇95)中描述之以下演算法， 其中： (a) 解壓縮器記錄每一傳入之封包丨之到達時間“ο。其中 解壓縮失敗之封包之到達時間被放棄； (b) 當解壓縮失敗時，解壓縮器計算INTERVALJLLSN= adaG-l)，其為前一正確解壓縮之封包之到 之到達之間消逝之時"匕 ⑷右已發生回歸，則將對應於至少μ 個封包間時間，其中k為當前標頭中之sn位元之數目。到 、夺門之私動平均值可用以估計封包到達間時間。基於封 包到達間時間之估言十，解壓縮器判定服现侃一认州是 否可對應於21個封包間時間； — ⑷右判又IN丁ERval—llsn為至少2八以固封包到達間時 間則解1½ 將”加至參考州且試圖使用新的 來解壓縮封包； /巧⑽ 右此解成功’則解壓縮器更新内容但不應將封包 遞送至上層。卩左么> i 匕 通设之封包亦被解壓縮且更新内容（若其 120807.doc -14- 200807990 CRC成功)’但應被放棄。若使用新的内容之第三封包之 解麼縮亦成功，則認為内容修理係成功的且將此第三封包 及後續解壓縮之封包遞送至上層； 一 i

⑴若⑷及⑷中之三個㈣縮嘗試中之任-者失敗，列 解I缩器放棄封包且可根據題為，“ upon CRC 灿赃”之肌⑽之章節5.3 2 2 3節中的規則⑷至⑷而 行動。 使用以上區域修理模式，解㈣器在推斷出已修理内容 之前以放棄兩個正確解I缩之封包為代償而可能能約在連 續損失之後修心容。RgHC解㈣H需要放棄兩個封包 (未傳遞至上層）之原因在於，RgHC3_位元crc為相對較弱 之檢查’且因此不正確㈣縮之封包可能通過crc。 ^因此，由於傳遞上一所接收之封包，故僅當對時間量進 行之檢查通過時，調用區域修理。此檢查係基於到達間之 時間的估計且對於解壓縮器維持此估計而言係選用的。此 外，在某些狀況下（亦即，當並不支援基於計時器之壓縮 時），可完全停用此區域修理。 以下描述之實施例加強或改良R〇HC解壓縮器（諸如，圖 1至圖3中之解壓縮器110、114)中之區域修理模式。在一 貫例中’區域修理模式中之R〇HC解壓縮器使用下層資訊 (諸如’鏈路層序號）以正確地解壓縮封包。在另一實例 中’區域修理模式中之尺〇11(：解壓縮器除R〇HC 3-位元CRC 外亦使用UDP總和檢查碼（當賦能時）以判定是否將封包傳 遞至上層。解壓縮器可經組態以視一或多個條件而選擇兩 120 ⑽ 7.doc -15- 200807990

此等K例改良效能而不改變RoHC 個方法中之一或兩者 標準。 在解壓縮修理中使用下層資訊 圖4說明一種使用鏈路層資 ^ 貝说以加強RoHC解壓縮器 110、114中之區域修理模式之 乃居。鏈路層214、314(圖2 及圖3中之下層）將鍵路層序號（ ^ 斤琥（SN)加至由壓縮器112、102 反縮之每一封包。對於經由鍵 俗增之特定示例發送之每一 鏈路層封包而言，序號應增加_ ^ ^ ( 1 )。在ip封包與對應於 特疋鏈路層示例之鏈路層封包 L 7已之間存在一對一映射。即使 4 一對一映射被破壞，仍可實施以下描述之方法。 在圖4中之41〇處，解壓縮器（例如）藉由使用r〇hccrc 伯測CRC失敗而判定解I缩針對當前接收之封包是否失 敗。若解I縮失敗’則解I縮器在42〇處判定兩個連續正 確接收且正確解麼縮之封包之間的鏈路層序號之差。換言 之，判定上-正確解I縮、所接收之封包的鏈路層序號盘 當前接收之封包之鏈路層序號之間的差。此差可被稱為鏈 路層序號區間或INTERVAL_LLSN，其與參看脱Μ%而 上述之’’解譯區間，，或，，INTERVAL”並不相同。 在430處，解壓縮器判sInterval—llsn是否等於至少 (2Ak)-P’其中k為當前封包令之序號位元之數目且P為用以 處置重排之至解譯區間之移位。若INTERVAL一LLSN等於 至少（2Ak)-P，則解壓縮器將INTERVAL一LLSN加至上一正 確解壓縮、所接收之封包之序號（被稱為參考序號）。此動 作可被稱為用於解壓縮之修理資訊。 J20807.doc -16- 200807990 在440處，解壓縮器試圖使用新的參考序號來解壓縮當 前封包。 若此解壓縮成功，則解壓縮器更新其内容且將封包遞送 至上層。若解壓縮失敗，則解壓縮器可放棄封包並根據 RFC 3095之章節5·3·2.2·3中之規則（a)至（c)來行動。 除改良區域修理模式外，使用鏈路層序號之另一優勢在 於，其賦肖b解Μ縮裔在鏈路上處置額外重排。鏈路層序號 有助於識別新近到達R〇HC封包之正確位置，因此解壓縮 器可自解壓縮器之當前内容中之參考值來正確地推斷RTp 序號。 在某些情形下，在鏈路層序號與尺^序號之間可能不存 在一對一映射。舉例而言，在無線網路中之反向鏈路上， 小區邊緣處之使用者（例如，以4.8kbps工作）可能需要在兩 個RLP區段中發送一 RTP/UDP/IP語音封包。 圖5展示種方去，其可在此等情形（在鏈路層序號與 RTP序號之間不存在-對一映射）下用以判定是否發生抓 回歸及如何執行區域修理。以下方法假設：上—正確解屡 縮之封包之RTP序號及鏈路層序號為零（"〇,，）。可藉由首先 執行差額運算(difference op咖i〇n)而處置非零參；值。 在⑽處，解壓縮器（例如）藉由谓測歸因於R〇Hc⑽之 失敗之解壓縮錯誤而判定解壓縮是否失敗。若解壓缩失 敗，則解壓縮器在52〇處計算interval llsn， 正確接收且正確解壓縮之封 當前封包之鏈路層序號減去 INTERVAL—LLSN為兩個連續 包的鏈路層序號的差，亦即， 】20807.doc 17 200807990 參考值（上一接收之正確解壓縮之封包的鏈路層序號）。 LSB解譯區間（以上所描述）可具有一具有表達為L之長度 之右半部分，其中L小於2Ak。在530處，若 INTERVAL—LLSN大於或等於2*(L+1)，則發生回歸，且處 理繼續至步驟540;否則處理繼續至步驟570。 在540處，若INTERVAL_LLSN大於或等於2A(k+l)，則 解壓縮器在550處試圖藉由使用解譯區間[1^+1，2*(1^+1)-1]、[2*(L+1)，3*(L+l)-2]、…、[k*(L+l)，（k+l)*(L+l)-(k)] 使用多次試驗來解壓縮封包而判定正確的回歸量，其中 INTERVAL—LLSN被定義為 k*(L+l) $ INTERVAL—LLSN $ (k+l)*(L+lHk)。因為正確之解譯區間中之解壓縮將通過 RoHC之3-位元CRC，所以此等解壓縮中之至少一者將為成 功的。若解壓縮中僅一者係成功的，則可將封包發送至上 層。若解壓縮中之一個以上係成功的，則解壓縮器不可確 保正確之解譯區間，且封包未被發送至上層。 在 540處，若 INTERVAL一LLSN小於 2A(k+l)，貝丨J 實際 RTP SN 位於[INTERVAL_LLSN/25 INTERVAL_LLSN]之間。因 為INTERVAL—LLSN/2小於或等於2Ak，所以含有MSI位元 之RTP SN之LSB可用以在560處獨特地識別正確之RTP SN 位置。解壓縮器可基於由RoHC標頭中之鏈路層SN及RTP SN之LSB給出之獨特資訊而修理回歸。 在570處，若INTERVAL—LLSN小於或等於L，則不存在 回歸，且在580處，若必要，方法執行錯誤内容之區域修 理。否則，處理繼續至步驟575。 120807.doc •18- 200807990 在575處，若rtp SN之LSB在定義為 [INTERVAL一LLSN/2，L]之範圍内，則處理繼續至步驟58〇 以執行錯誤内容之區域修理（若必要）。否則，處理繼續至 步驟560以基於R〇HC標頭中之鏈路層SN&RTp SN之LSB而 修理回歸。 即使在RoHC壓細益之前存在ip封包損失，圖5之方法仍 起作用。 圖6說明對應於圖4之方法之解壓縮器設備6〇〇。解壓縮 器設備600包含用於判定解壓縮針對當前接收之封包是否 失敗之構件610、用於判定等於兩個連續正確接收且正確 解壓縮之封包（當前接收之封包與上一正確解壓縮之封包） 之間的鏈路層序號之差之區間的構件62〇、用於判定區間 是否大於或等於2八k - p且將區間加至上一正確解壓縮之封 包之參考序號的構件630，及用於使用新的參考序號來執 行解壓縮之構件640。 圖7說明對應於圖5之方法之解壓縮器設備7〇〇。解壓縮 器設備700包含用於判定解壓縮是否失敗之構件71〇、用於 判疋區間（其為兩個連續正確接收且正確解壓縮之封包之 間的鏈路層序號之差）之構件72〇、用於判定區間 之構件730、用於判定區間> 之構件74〇、用於執 行多個試驗以判定正確的回歸量之構件75〇、用於基於由 R〇HC標頭中之鏈路層SN&RTp SN2LSB給出的獨特資訊 而修理回歸之構件760、用於判定區間孔之構件77〇、用於 判定RTP SN之LSB是否在[intervai/2, L]中之構件775及用 120807.doc -19- 200807990 於執行錯誤内容之區域修理（若必要）之構件78〇。 在一實例中，一旦解壓縮器知曉當前接收之封包之LL 與上一正確解壓縮之封包之IX SN之間的差，則其準確 判疋s别封包位於哪一解譯區間内。可基於LL SN之差與 對應於用以表示RTP SN攔位之位元之數目的解譯區間大小 之比率而判定此解譯區間。作為一實例，若LL SN之差=8 且4個位元甩以表*RTp SN欄位（對應於解譯區間大小16) 且P- 5 ’則解壓縮器應試圖在當前解譯區間中解壓縮，·若 LL SN=16且4個位元用以表*RTP SN襴位，則解壓縮器應 試圖在下一解譯區間中解壓縮；若L]l SN二-6且4個位元用 以表示RTP SN攔位，則解壓縮器應試圖在前一解譯區間中 解壓縮。 可由以下展不之等式2來表示此情形。解壓縮器可試圖 在如下給出之解譯區間中解壓縮： 1=0 ’ 若 〇 <= ALL一SN <= 2k-p-1 1=上限((MX—)/(2¾ 若MX—SN > 2k-p-l I=M ’ 若-p<=ALL—SN<0 1=-1+下限((ALL-SN-p )/ 2k )，若 MX—SN < -p (等式2) 其中ALL一SN為當前封包與上一正確解壓縮之封包之間的 LL SN之差’ k為用以表示經壓縮之攔位之位元數目，p為 解壓縮器可容忍之負改變之量。又，解譯區間〇對應於當 前區間，1對應於下一解譯區間，_丨對應於前一解譯區間 等等。使用此知硪，計時器進行檢查以判定應使用之區域 120807.doc -20- 200807990 修理是否可能被停用。 在解壓縮修理中使用UDP總和檢查碼 另一方法可使用UDP總和檢查碼以加強/改良解壓 縮器中之區域修理模式。在圖8之封包中說明UDP總和檢 查碼之倂入。UDP總和檢查碼提供錯誤偵測且16位元總和 檢查碼攔位可用於對標頭及資料進行錯誤檢查。UDP總和 檢查碼之使用（當可用時）使RoHC解壓縮器能夠在區域修理 模式期間在解壓縮之封包中具有較大可信度。UDP總和檢 查碼可在IP流中被賦能。此係IPv6之狀況。如由尽FC 3095 所描述，以下方法藉由使用UDP總和檢查碼而改良R〇HC 中之區域修理模式，其中： (a) 解壓縮器記錄每一傳入封包i之到達時間a(i)。解壓縮 失敗之封包之到達時間被放棄； (b) 當解壓縮失敗時，解壓縮器計算INTERVAL_LLSN= a(i)-a(i-l)，亦即，前一正確解壓縮之封包之到達與當前封 包之到達之間消逝之時間； (c) 若已發生回歸，貝彳INTERVAL—LLSN將對應於至少2Ak 個封包間時間，其中k為當前標頭中之SN位元之數目。基 於（例如）使用到達時間之移動平均值而獲得之封包到達間 時間之估計TS_STRIDE或TS_TIME，解壓縮器判斷 INTERVAL·一LLSN是否可對應於2八匕個封包間時間； (d) 若判斷INTERVAL—LLSN為至少2Ak個封包到達間時 間，則解壓縮器將2Ak加至參考SN且試圖使用新的參考SN 來解壓縮封包； 120807.doc -21 - 200807990 (e)若此解壓縮成功且UDP總和檢查碼通過，則解壓縮器 更新内容且將封包遞送至上層。如本文中所使用，例如， 當由UDP層計算之總和檢查碼與UDp標頭總和檢查碼相同 時（亦即，不存在偵測到之錯誤時），UDP總和檢查碼通 過。若解壓縮失敗或UDP總和檢查碼並未通過，則解壓縮 态放棄封包且可根據上文描述之rFC 3095之章節5.3.2.2 3 的規則（a)至（c)來行動。 亦可將UDP總和檢查碼（當被賦能時）倂入圖4或圖5中說 明之方法中以進一步驗證解壓縮是否成功。 圖9說明使用如上所述之UDp總和檢查碼之方法。在9〇〇 處’方法判定封包標頭之解壓縮是否成功。在9〇2處，方 法判定封包標頭中之UDP總和檢查碼是否通過。在9〇4 處，在解壓縮成功且UDP總和檢查碼通過時，方法更新用 於解壓縮之内容資訊並將解壓縮之封包遞送至上層。 圖10說明對應於圖9之方法之解壓縮器1〇1〇。解壓縮器 1010包含用於判定封包標頭之解壓縮是否成功之構件 1〇〇〇，用於判定封包標頭中之使用者資料包協定⑴Dp)總 和松查碼是否通過之構件丨〇〇2，用於在解壓縮成功且 …和榼查碼通過時更新用於解壓縮之内容資訊且將解壓縮 之封包遞送至上層之構件1〇〇4。 停用經加強之區域修理 在經傳輸之RTP封包與LL序號之間不存在一對一映射之 特疋It况下可能停用經加強之區域修理。舉例而言，多個 Ip机可忐共用同一區域鏈路且因此共用同一 LL序號空間。 120807.doc -22 - 200807990 換言之，經由同一區域鏈路發送之多個IP流共用LL SN空 間。結果，LL序號不可指示由此流在LL SN中導致之跳躍 的量。因此，可能停用經加強之區域修理。 在第二情況下，可（例如）在被稱為高速封包資料（HRPD) 之諸如lxEV-DO(Rev. 0、Rev. A、Rev· B)之協定的鏈路層 中信號傳輸RLP重設。當（例如）在自一 BSC至另一 BSC之系 統間交遞中接收到RLP重設訊息時，RLP序號可自零開 始。在此狀況下，不可能判定LL SN中之跳躍。因此，對 於在重設RLP後接收到之首先N個封包而言，可停用經加 強之區域修理。（其他鏈路層可具有與RLP重設類似之概念 且此技術亦可應用至此等鏈路層）。 在第三情況下，當實施基於八位元組之RLP時，可停用 經加強之區域修理。在基於八位元組之RLP中，RLP SN以 封包之大小而增加。封包大小可變化，因此當在基於八位 元組之模式中使用RLP時，不可能判定多少封包對應於遺 漏之SN空間。 在一實例中，為停用經加強之區域修理，可在RoHC堆 疊與下層介面之間傳遞特定資訊。此資訊包括傳遞至 RoHC解壓縮器之LL SN及LL SN範圍資訊及若干演算法。 此等演算法可包括：一用以在RLP基於區段或多個流共用 RLP時停用整體流之功能性的演算法；一用以在重設RLP 後停用少許RTP封包之經加強之區域修理的演算法；及一 用以停用因其而早先賦能經加強之區域修理之流的經加強 之區域修理的演算法。舉例而言，在第二流開始於先前正 120807.doc -23 - 200807990 承載單一流之Link Flow上之情況下，可發生此情形。 在初始化時，可在逐個流基礎上提供N值、LL SN範圍 之上限值及LL SN範圍之下限值。N表示在接收到函數 EnhancedLocalRepairReset()後因其而停用經加強之區域修 理之封包的數目。若LL SN範圍之上限值及下限值兩者被 設定為0，則停用經加強之區域修理。LL SN範圍之大小被 定義為[(LL SN範圍之上限值）-(LL SN範圍之下限值+ 1)]。在一實例中，（DO Rev A)，LL SN範圍之預設上限值 為+31且LL SN範圍之下限值為-3 2。 在一實例中，向每一封包提供LL封包之無符號序號LL SN。LL SN空間及LL SN範圍（如上所定義）可為相同大 小。舉例而言，若LL SN範圍之上限值為+31且LL SN範圍 之下限值為-32，則LL SN範圍大小為64，因此，LL SN在 範圍[0， 63]内。可在逐個流基礎上提供函數 "EnhancedLocalRepairReset”，其中此函數停用N個封包之 經加強之區域修理。 處置RoHEC CRC錯誤通過之狀況 當在壓縮器與解壓縮器之間存在漏失之中間封包時，在 解壓縮器處接收之封包之間可能存在巨大的正改變或負改 變。經加強之區域修理用以辅助正確地解壓縮可能具有與 前一封包過大之正或負改變之封包的能力視使RoHC CRC 檢查失敗之封包而定。舉例而言，假設第一封包被壓縮且 藉由第一 RTP SN!發送，且被正確解壓縮。然而，緊接的X 個經壓縮之封包經由鏈路而漏失，亦即，其從未到達解壓 120807.doc -24- 200807990 ㈣°若連續地指派RTP SN ’且假設漏失之封包為RTp封 N(〗+x+n之下一連續之RTp SN。在成功接收到第（奸1)個封 包後’ _縮器内容資訊可即對應於第_成功解㈣之封 包:-ref ’且解壓縮器可基於V—ref而試圖更新其内容。在 一貫例中，將試圖將第（x+1)個封包之LSB附加至成功解壓 縮之第:封包之MSB。由於成功更新解㈣器之内容資訊 二生經傳輸之封包視v—ref而^，所以漏失之封包可導致 當前封包（χ+1)被不正確地解壓縮。 在一貫例中，實施3位元R〇HC CRC檢查。一般而言，存 在3位元CRC將不能偵測到不正確解壓縮之封包之1/2°3(1/8) 機率。因此，甚至當不正確地解壓縮封包時，r〇HC cRC 檢查可仍然通過。在此情況τ，可能未截獲到第（χ+_ 不正確解壓縮之封包且可將下一經壓縮之封包（χ+ι + ι)發 送至解I縮器。向此封包指派咖sn(x+i+i)jl此封包亦將 被不3正確地解壓縮。未截獲到第二CRC失敗之機率變為 (1/23)(1/23)或1/64 ’因此存在在此反覆處理中將偵測到第 (X+1 + 1)個不正確解壓縮之封包之較大機會。僅當解壓縮 之封包使RoHC CRC檢查失敗時，才調用區域修理。假設 第（x+1 + l)個封包未通過CRC檢查。在以上情況下，因為封 包（x+1)未通過CRC檢查，所以未偵測到第一解壓縮之封包 與解壓縮之封包（x+1)之間的跳躍。當（：11(：：最終失敗時，偵 測到僅解壓縮之封包（x+1)與解壓縮之封包（χ+1 + 1)之間的 跳躍。 120807.doc -25- 200807990 圖11說明以上情況。返回參看等式2之解譯區間，p = 5之 假設值意謂解壓縮器可容許高達5之負重排。首先，具有 RTP SN 914(及LL SN 27)之經壓縮之封包被傳輸並正確地 解壓縮。具有RTP SN 908(LL SN=21)之下一封包被傳輸但 不正確地解壓縮為對應於RTP SN 924，因為此超出p值可 容納於當前解譯區間中的範圍。假設3-位元CRC封包，即 使解壓縮之封包係不正確的，因為僅存在CRC失敗之1/8機 率，所以CRC通過。因此，解壓縮器之内容經更新以對應 於RTP SN 924。此情況被稱為CRC錯誤通過。

富得輸具有P SN 909(及LL S 圖11中所示，解壓縮器產生對應於RTP SN 925之值。1貞測 到CRC錯誤通過之機率隨著每一後續3_位元CRC而降低且 在此情況下為（1/8)(1/8)或1/64。假設現偵測到CR(：失敗， 則調用經加強之區域修理。若經加強之區域修理僅考虞、# 前（RTP SN=925)及前一（RTP SN=924)封包以決定在那:田 譯區間中解碼當前封包，則封包將被不正# s & ’丹生（且歸因 於CRC失敗而漏失）。因為前一封包盘杏俞私

/、田月J封包之間的LL SN差為1(LL SN 22- LL SN 21)，所以將導致解壓縮器在當 前解譯區間中解壓縮。然而，因為解壓維哭> + ^ 命 < 内各資訊歸 因於第一封包（RTP SN 924)之錯誤通過而不正確地更新 所以此為錯誤的解譯區間。此實例說明巨士名

4二八貝改變之CRC 錯誤通過；對於巨大正改變而言，亦可發生crc夢1、、 之類似情況。 在本發明之一實例中，當存在錯誤通過時， T j错由以下 1208Q7.doc -26- 200807990 方法而計算用以應用之正確解譯區間： 對於前一正確解壓縮之封包之RTP SN=R1及LL SN=L1而 言，且對於當前封包LL SN=L2及解壓縮之RTP SN=R2而 言 ， •若KL2-L1)-(R2-R1)| > THRESH，則假設在解壓縮器 處之錯誤CRC通過且儲存DIFF=(R2-R1)-(L2-L1); •當封包（具有LL SN=L3)未通過CRC且調用區域修理 日守’應使用專式2中描述之等式基於值（]^3-1^2)七]^?來 選擇用以解壓縮之解譯區間； •若正確地解壓縮N個連續封包，則設定。 即使當RoHC CRC錯誤通過已導致如同在圖丨丨中不正確 地更新解壓縮器之狀態時，此方法仍使經加強之區域修理 能夠工作 1210中儲存DIFF。接著， 疋否未通過CRC檢查。在 圖12說明一種用於當發生錯誤通過時判定封包之解譯區 間之方法。如所說明，在12〇〇中，判定以砰是否大於一臨 限值。DIFF係如上所定義。若該值大於臨限值，則在步^ ，在1220中判定下一解壓縮之封包

120807.doc -27- 200807990 及1360分別對應於圖12中之12⑽、121〇、、Μ%、 1240 、 1250及1260 。 可由經設計以執行本文中所描述的功能之通用處理器、 數位信號處理器（DSP)、ASIC、場可程式化㈣列（卿八） 或其他可程式化邏輯裝置、離散閉或電晶體邏輯、離散硬 體組件或其任-組合來實施或執行結合本文中揭示之實施 例為述之各種說明性邏輯區塊、模組及電路。通用處理器 可為微處理器；但替代地’處理器可為任一習知處理器、 控制器、微控制器或狀態機。處理器亦可實施為計算裝置 之組合，例如，DSP與微處理器、複數個微處理二與 DSP核心結合之—或多個微處理器之組合或任—其他此& 態。 、 可直接在硬體中、由處理器執行之軟體模組中或兩者之 組合中具體化結合本中 尽文中揭不之貫施例而描述之方法或演 异法。軟體模組可駐留於隨機存取記憶體(ram) 憶體、唯讀記憶體（職）、電子可程式化r〇m(epr〇m) °、 電子可擦可程式化RqM(eep職）、暫存器、硬碟、可移 磁碟、咖職或此項技術中已知之任—其他形式之儲存 媒體中。儲存媒體耦接至處 心 處理^，使得處理器可自儲存媒 月豆印取貧訊並向儲存媒體寫資 、 你老w抑 替代地，儲存媒體可 人处理态形成一體。處理器存 汉砵吞媒體可駐留於ASIC中。 ASIC可駐留於存取終端機 可作為㈣"土 替代地，處理器及儲存媒體 了作為離散組件而駐留於存取終端機中。 在—或多個例示性實施例中，可在硬體、軟體、物體或 120807.doc -28- 200807990 =壬級合中實施所描述之功能。若在軟體中實施，則功 為或夕個指令或程式碼而儲存於電腦可讀媒體上 電腦可讀媒體而傳輪。電腦可讀媒體包括電腦儲存 =及通信媒體兩者’該通信媒體包括有助於電腦程式自 疫轉#至另-處之任—媒體。儲存媒體可為可由電腦存 掸 可用媒體。以貫例方式且並非限制，此電腦可讀 媒體可包含⑽、議、eeprom、cd_r〇m或其他 儲存器、磁碟儲存器或其他磁性儲存裝置，或可用於载運 ^存呈指令或資料結構之形式之所要程式碼且可由電腦 子=之任何其他媒體。同樣，任一連接被合適地稱為電腦 ϋ貝媒體舉例而έ，若軟體使用同轴纔線、光纖鐵線、 雙絞線、數位用戶線（DSL)或諸如紅外線、無線電及微波 之無線技術而自網站、伺服器或其他遠端來源傳輸，則同 軸，線、光纖境線、雙絞線、DSL或諸如紅外線、無線電 及w波之無線技術包括於媒體之定義中。如本文中所使用 之磁碟及光碟包括緻密光碟(CD)、雷射光碟、光學光碟、 數位通用光碟（DVD)、軟磁碟及藍光碟，其中磁碟通常以 磁性方式再現資料’而光碟藉由雷射而以光學方式再現資 料。上述之組合亦應包括於電腦可讀媒體之範疇内。 熟習此項技術者將理解，可使用各種不同技術及技藝中 {者來表示資訊及信I虎。舉例而言，可由電麼、電 流、電磁波、磁場或磁粒、光場或磁粒或其任—組合來表 示貫穿以上描述而引用之資才斗、指+、命令、資訊、信 號、位元、符號及晶片。 120807.doc -29- 200807990 結合本文中揭示之實施

、模組、電路及步驟之功能性而對其進行描 熟S此項技術者將進一步瞭解，会士 例描述之各種說明性邏輯區塊、模組 可實施為電子硬體、電腦敖艚㊈A本 述。此功能性實施為硬體還是軟體視特定應用及施加於整 個系統上之設計約束而定。熟習此項技術者可以變化方式 貫施每一特定應用之所描述之功能性，但此等實施決策不 應被理解為導致偏離本申請案之範脅。 所揭不之實施例之先前描述經提供以使熟習此項技術能 夠製造或使用本申請案。熟習此項技術者將易於明瞭對此 等貫施例之各種修改，且在不偏離本申請案之精神或範疇 之情況下，可將本文中定義之通用原理可應用至其他實施 例。因此，本申請案並非意欲受限制於本文中展示之實施 例而是與本文中揭示之原理及新穎特徵最廣泛地一致。 【圖式簡單說明】 圖1說明可實施本文中所描述之一或多個方法之通信系 圖2說明圖1之基地台收發器系統/封包資料服務節點 (BTS-PDSN)或PDSN-BTS之某些硬體及軟體組件； 圖3說明圖1之存取終端機之某些硬體及軟體組件； 圖4說明一種可由圖1之系統使用之用於在強健標頭解壓 縮中加強區域修理之方法； 圖5說明另一種可由圖1之系統使用之用於在強健標頭解 120S07.doc -30- 200807990 堡中加強區域修理之方、去 圖 6說明對應於圖4之方 圖7說明對應於圖5之方法 圖8說明具有未壓縮標頭 包的實例； 法之解壓縮器設備 之解壓縮器設備； 之封包及具有壓縮之標頭之封 :^ 在判定解縮是否成功之過程中使用總和 檢查碼之方法； 圖10說明對應於圖9之方法之解>1縮器； 圖π說明強健標頭壓縮 誤通過之實例； Hc)及錢几餘檢查（CRC)錯 圖12說 明用於判定封包之解譯區間之方法，·及 圖13說 明對應於圖12之方法之設備。 【主要元件符號說明】 10 通信系統 100A 第一存取終端機 100B 第二存取終端機 102 上行鏈路（反向鏈路）標頭壓縮器 基地台 104A 104B 基地台 1 06 A 基地台收發器系統/封包資訊服務節點 (BTS-PDSN) 106B 封包資訊服務節點/基地台收發器系統 (PDSN-BTS) 108 VoIP網路 120807.doc -31 - 200807990 110 上行鏈路標頭解壓縮器 112 下行鏈路（或前向鏈路）標頭壓縮器 114 下行鏈路標頭解壓縮器 200 處理器 202 特殊應用積體電路（ASIC)及其他硬體 204 收發器 206 記憶體 207 上層 208 應用層 210 傳送層 212 網路層 214 媒體存取控制（MAC)層/鏈路層 216 實體層 220 下層 300 處理器 302 ASIC 304 收發器 306 記憶體 307 上層 308 應用層 310 傳送層 312 網路層 314 鏈路層及MAC層 316 實體層 120807.doc -32- 200807990 320 下層 600 解壓縮器設備 610 構件 620 構件 630 構件 640 構件 700 解壓縮器設備 710 構件 720 構件 730 構件 740 構件 750 構件 760 構件 770 構件 775 構件 780 構件 800 封包 802 經壓縮之封包 804 未壓縮之標頭 805 有效負載 806 鏈路層標頭部分 807 壓縮之標頭部分 808 有效負載 1000 構件 120807.doc -33- 200807990 1002 構件 1004 構件 1010 解壓縮器 1300 區塊 1310 區塊 1320 區塊 1330 區塊 1340 區塊 1350 區塊 1360 區塊 120807.doc -34

Claims (1)

1. 200807990 、申請專利範圍： 1. 種用於解壓縮一封包標頭之方法，該方法包含·· 判定一當前封包標頭之解壓縮是否失敗； 若標頭解壓縮失敗，則判定前一正確解壓縮之封包之 一鏈路層序號（LL SN)與該當前封包之一鏈路層序號 SN)之間的一差，以提供用於標頭解壓縮之修理資訊；及 2. 使用該修理資訊，來解壓縮該當前封包之該標頭。 Si求項1之方法，其進一步包含更新用於解壓縮之内 谷貧訊且將該當前封包遞送至一上層。 法’其進—步包含經由—無線鏈路而接 收該前一封包及該當前封包。 4· ^明求項1之方法，其中該標頭包含與以下協定中之至 少一者相關之資訊：網際網路協定（ΙΡ)、即時傳送協定 (rtp)、使用者資料包協定⑽ρ)及傳輸 (丁CP)。 士吻求項1之方法’其中提供用於標頭解壓縮 訊進一步包含·· / 貝 L '帛鍵路層序號（LL SN)與該第二鏈路層序號 之間的該差是否大於或等於（叫P，其中k為該 包中之㈣層序號位元之—數目，且_ 一解譯 ^間中之一移位；及 声序，差大於或等於（2Λ1〇-Ρ，則將該差加至該第-鏈路 層序旒，以提供一新的參考序號。 6·如請求項5之方法，其進 /匕3判疋疋否發生序號回 120807.doc 200807990 歸。 如明求項6之方法，其中判定是否發生序號回歸包含： —判定該差是否大於或等於2*(L+1)，其中L為用於解壓 縮之一解譯區間的一半之一長度； 右該差被判定成大於或等於2*(L+1)，則判定該差是否 大於或等於2A(k+l); 若該差被判定成大於或等於2A(k+1)，則既而使用複數 個解譯區間來解壓縮該當前封包之該標頭複數次丨及 若解壓縮該標頭在該等解譯區間中之僅一者中成功， 則將该當前封包傳遞至一上層。 8·如睛求項7之方法，其中該等解譯區間包含[L+1， . [2*(L+1)5 3*(L+l)-2] > ……、[k*(L+1)， (k+l)*(L+1Hk)]，其中 interval_llsi^ 定義為 k*(L+l) < INTERVAL_LLSN < (k+l)*(L+1 }.(k) 0 9·如請求項7之方法，其進一步包含·· 若該差被判定成小於2A(k+1)，則既而基於由該標頭中 ^鏈路層序號及一即時傳送協定（RTp)序號之最低有 效位元（LSB)給出的資訊來判定該回歸。 10·如請求項7之方法，其進一步包含： 若該差被判定成小於2 * 〗 2 (L+1) ’則既而判定該差是否小 於或等於L ; 若該差小於或等於L，則既而執行解I缩内容資訊之 區域修理。 11·如請求項7之方法，其進一步包含： I20807.doc 200807990 判定一標頭中之一即時傳送協定（RTP)序號（SN)的最低 有效位元（LSB)是否在[INTERVAL—LLSN/2，L]之範圍 内； 若該標頭中之該無線電傳送協定（RTP)序號的最低有效 位元（LSB)在[INTERVAL—LLSN/2，L]之該範圍内，則既 而執行解壓縮内容資訊之區域修理； 若該標頭中之該即時傳送協定（RTP)序號的最低有效位 元（LSB)不在[INTERVAL—LLSN/2，L]之該範圍内，貝U既 而基於由該標頭_之一鏈路層序號及一即時傳送協定 (RTP)序號之最低有效位元（LSB)給出之資訊來修理該回 歸。 12. —種用於更新標頭解壓縮之資訊之方法，該方法包含： 判定一封包標頭之解壓縮是否成功； 判定該封包標頭中之一使用者資料包協定（UDP)總和 檢查碼是否通過；及 若該解壓縮成功且該UDP總和檢查碼通過，則更新用 於解壓縮之内容資訊並將解壓縮之封包遞送至一上層。 1 3 · —種經組態以解壓縮一封包標頭之設備，該設備包含： 用於判定一當前封包標頭之解壓縮是否失敗之構件； 用於若標頭解壓縮失敗則判定前一封包之一鏈路層序 號（LL SN)與該當前封包之一鏈路層序號（LL SN)之間的 一差以提供用於標頭解壓縮之修理資訊之構件；及 一解壓縮器，其經組態以使用該修理資訊來解壓縮該 當前封包之該標頭。 120807.doc 200807990 14. 15. 16. 17. 18. 19. 如凊求項13之設備，其令該解壓縮器進一步經組態以更 新用於解壓縮之内容資訊且將該當前封包遞送至一上 層0 如μ求項13之設備，其進一步包含一收發器，該收發器 用以經由一無線鏈路而接收該前一封包及該當前封包。 士明求項1 3之设備，其中該標頭包含與以下協定中之至 )一者相關之資訊：網際網路協定（Ιρ)、即時傳送協定 (RTP)、使用者資料包協定（UDp)及傳輸控制協定 (TCP)。 如請求項13之設備，其中該解壓縮器進一步包含： 用於判定該第-鏈路層序號（LL SN)與該第二鏈路層序 號（LL SN)之間的該差是否大於或等於（2/^·ρ之構:， 其中k為該當前封包中之鏈路層序號（LL sn)位元之一數 目’且P為一解譯區間中之一移位；及 用於若該差大於或等於（2Ak、n目丨|脏#笔丄 w、W κ)邛則將该差加至該第一鏈 路層序號以提供一新的參考序號之構件。 用於判定是否發生序號回歸之構件。 如請求項18之設備，其中用於判定是否發生序號 該構件進一步包含： 化 如請求項17之設備，其中該解壓縮器進一步包含： 回歸之 用於判定該差是否大於或等於2*(匕+1)之構件，复 為用於解壓縮之一解譯區間的—半之一長产· /、中L 用於若該差被判定成大於或等於2*(L+^判定 否大於或等於2A(k+l)之構件； /差疋 120807.doc 200807990 用於若該差被判定成大於或等於2A(k+1)則使用複數個 解譯區間來解壓縮該當前封包之該標頭複數次之構件；及 用於若解壓縮該標頭在該等解譯區間中之僅一者中成 功則將該當前封包傳遞至一上層之構件。 20. 21. 22. 23. 如凊求項19之設備，其中該等解譯區間包含[L+i， 2*(L+1>1]、[2*(L+1)，3*(L+1)一2]、......、[k*(L+l)5 (k+l)*(L+lHk)]，其中 lNTERVAL—“抓被定義為 k*(L+l) $ INTERVAL一LLSN $ (k+l)*(L+l)-(k)。 如請求項19之設備，其中該解壓縮器進一步包含： 用於若該差被判定成小於2A(k+ 1)則基於由該標頭中之 一鏈路層序號（LL SN)及一即時傳送協定（RTP)序號之最 低有效位元（LSB)給出的資訊而修理該回歸之構件。 如請求項1.9之設備，其中該解壓縮器進一步包含： 用於若該差被判定成小於2*(L+1)則判定該差是否小於 或等於L之構件；及 用於若該差小於或等於L則執行解壓縮内容資訊之區 域修理之構件。 如請求項19之設備’其中該解壓縮器進一步包含： 用於判定該標頭中之一即時傳送協定（RTP)序號的最低 有效位元（LSB)是否在[INTERVAL一LLSN/2，L]之範圍内 之構件； 用於若該標頭中之該無線電傳送協定（RTP)序號的最低 有效位元（LSB)在[INTERVAL—LLSN/2, L]之該範圍内則 執行解壓縮内容資訊之區域修理之構件；及 120807.doc 200807990 用於若該標頭中之該即時傳送協定（RTP)序號的最低有 效位元（LSB)不在[INTERVAL一LLSN/2，L]之該範圍内則 基於由該標頭中之一鏈路層序號及一即時傳送協定 (RTP)序號之最低有效位元（LSB)給出之資訊而修理該回 歸之構件。 24. 25. 26. 一種用於標頭解壓縮之處理器，其包含： 第一模組，其經組態以判定一封包標頭之解壓縮是 否成功； 第一模組’其經組態以判定該封包標頭中之一使用 者資料包協定（UDP)總和檢查碼是否通過；及 第二模組’其經組態以若該解壓縮成功且該UDP總 和檢查碼通過，則更新用於解壓縮之内容資訊且將該解 壓縮之封包遞送至一上層。 一種經組態以解壓縮一封包標頭之設備，該設備包含·· 用於判定一當前封包標頭之解壓縮是否失敗之構件； 用於若標頭解壓縮失敗則判定前一封包之一鏈路層序 唬（LL SN)與該當前封包之一鏈路層序號SN)之間的 一差以提供用於標頭解壓縮之修理資訊之構件；及 用於使用該修理資訊來解壓縮該當前封包之該標頭之 構件。 一種用於判定一解譯區間之方法，其包含： 判疋一當則接收之封包之一鏈路層序號⑺乙sn)與上一 正確解壓縮之封包的—鏈路層序號（LLSN)之間的-差；及 判疋鏈路層序號（LL SN)之該差與表示該解譯區間之位 120807.doc 200807990 元之 數目的'一 b卜座 V.. 比羊’其中該比率表示該當前封包所處 之一解譯區間。 27· -種用於判定—解譯區間之方法，其包含： 判定_繁 一解i縮之封包之一即時傳送協定序號（RTp S N) ^ ^ 一 —解壓縮之封包之一即時傳送協定序號（RTP SN)之間的_第一差· ::一二第解壓縮之封包之一鏈路層序號（LL· SN)與該 呈· t縮之封包之—鏈路層序號（LLSN)之間的-第二 第三差是否大於 判定該第一差與該第二差之間的 臨限值； 右该弟三差大於該臨限值，則儲存該第三差； 判定下一解壓縮之 (CRC);及 疋否未通過一循環冗餘檢查 若調用—區域修理模式，則基 該下一扭义木一差而计异用於 封包之解壓縮之一解譯區間。 28·如請求項27之方法，其進-步包含： 判定在該下一抖6 地解塵縮;及 之解i縮之後N個封包是否被正確 若該_封包被正確地解屢 之值重設為零。 W錯存之弟三差 29· —種用於判定一 解# &間之設備，其包 用於判定一第一解I缩之封包之一即時值 (RTP SN)與—第_ 夺傳廷協定序號 弟-解“之封包之一即時傳送協定序號 120807.doc 200807990 (RTPSN)之間的-第一差之構件； 用於判定該第一解壓縮之 與該第二解麼縮之封包之_鏈路^鍵路層序號（LLSN) 第二差之構件; _層序號aLSN)之間的一 差之間的一第三差是否大 用於判定該第一差與該第 於一臨限值之構件； 用於右该第三差大於該臨# 件； 值則储存該第三差之構 用於判定下一解壓縮之封包 查（CRC)之構件，·及 未通過-循環冗餘檢 30. 31. 用於若調用—區域修理模式則基於該第三差而計算用 於m包之解I縮之—解譯區間的構件。 一種電腦程式產品，其包含： 電腦可讀媒體，其包含·· 用於使一電腦判定-當前封包標頭之 之程式碼； 疋否失敗 ，用於若標頭解I縮失敗則使一電腦判定前—正 I缩之封包之—鏈路層序號（LL SN)與該當前封包之一 鏈路層序號仙叫之間的一差以提供用於 之修理資mum A ’解^ 用於使-電腦使用該修理資訊來解 之該標頭之程式碼。 别封包 種電知程式產品，其包含： 電腦可讀媒體，其包含·· 120807.doc 200807990 用於使一電腦判定一第一解壓縮之封包 送協定序號（RTP SN)與一第二解壓縮之封包之P寸傳 送協定序號（RTP SN)之間的一第一差、 p 0卞傳 ^ 左 < 私式竭； 用於使一電腦判定該第一解壓縮之封包之二 序號（LL SN)與該第二解歷縮之封包之—鏈路鍵^層 SN)之間的一第二差之程式碼； 曰〜（LL …用曰於使-電腦判㈣第—差與該第二差之間的—第 二差是否大於一臨限值之程式碼； 一用於若該第三^大着該臨限值則使—電腦儲存該第 二差之程式碼； ，用於使-電腦判定下—解壓縮之封包是否未通過一 循環冗餘檢查（CRC)之程式碼；及 、用於若調用一區域修理模式則使一電腦基於該第三 差而計算用於該下一封包之解壓縮之一解譯區間之程式 石馬〇 120807.doc