CN1879339B - 数据分组传输 - Google Patents

Abstract

利用属性“优先权”为通过HS-DSCH发送的RLC控制PDU实现更强的FEC也需要优先化的处理，从而RLC控制PDU可能检修RLC数据PDU。由于RLC协议操作依赖于控制和数据PDU的循序传输，所以它可能受到严重的干扰。根据本发明的示范性实施例，提供可以传输数据分组的两种类型容器，其中第一类型容器带有比第二类型容器更强的错误编码，其中包括控制指令的数据分组仅仅在具有更强纠错类型的第一容器中被传输。由此，可以提供改进的用于UMTS的AM RLC协议的控制PDU的前向纠错。

Description

数据分组传输

本发明涉及数据传输领域，即把数据分组从发送站传输给接收站或者在二者之间交换。尤其是，本发明涉及一种把数据分组从发送站传输给接收站的方法、涉及把数据分组从发送站传输给接收站的数据通信系统、涉及通信系统的发送站、涉及通信系统的接收站及涉及执行数据分组从发送站到接收站传输的软件程序产品。

发射机和接收机之间传输数据分组的方法，以及相应的数据传输系统在以下文献中进行了描述，例如3GPP TS 25.308 V5.2.0(2002-03)，第三代合作伙伴项目技术规范；集群无线电接入网络技术规范；高速下行链路分组接入(HSDPA)；全面描述；第2级(第5版)和3GPP TS 25.321 V5.2.0(2002-09)第三代合作伙伴项目技术规范；集群无线电接入网络技术规范；MAC协议规范(第5版)，这二者都合并于此以资参考。

根据该方法，在下行链路中传输数据，即通过高速下行链路共享信道(HS-DSCH)以高速率从Node B的UMTS发射机到UMTS移动台或者UE(用户设备)的接收机。在MAC层的子层，所谓的MAC-hs层(hs：高速)，HARQ重传协议控制MAC-hs PDU的重传。在移动台的接收机处，重传的MAC-hs PDU的软比特与该MAC-hs PDU的较早传输的软比特软结合。MAC-hs层位于Node B上。HARQ重传协议的对等实体因此位于Node B和移动台或者UE上。

除HARQ重传协议(在下文中称为第二重传协议)以外还有另一个协议，这与本发明的情境有关：这是所谓的无线电链路控制(RLC)协议(在下文中称为第一重传协议)，其对等实体位于移动台的服务RNC(无线网络控制器)和移动台上。至于无线链接控制协议(RLC协议)的细节，例如确认模式(AM)和非确认模式(UM)数据传输，3GPP TS 25.322 V5.2.0(2002-09)第三代合作伙伴项目技术规范；合并于此以资参考的集群无线电接入网络技术规范。

该RLC协议负责

-将RLC SDU(业务数据单元，即从位于RLC层之上下一个更高层收到的数据单元)分割为片段，这些片段作为RLC PDU(协议数据单元，即RLC层传到下一个更低层即这里的MAC层的数据单元)的一部分来发送，并且如果可适用的话，将不同的RLC SDU或者不同RLC SDU片段拼接成RLC PDU，并且

-(如果据此进行配置)那么控制RLC PDU的重传，接收机向发送机指示其未被正确地接收。

如果数据通过HS-DSCH进行传输，则该数据也总是由HARQ协议之上的RLC协议实体进行处理，从而该RLC协议实体也能够(即如果数据通过HS-DSCH进行传输)被配置用于

-确认模式(AM)数据传输，或者

-非确认模式(UM)数据传输。

″确认模式数据″缩写为AMD，″非确认模式数据″缩写为UMD。

UMD和AMD传输中，RLC PDU都具有序号，其中UM指定7比特而AM指定12比特用于对序号编码。这对应于从0至127的UM序号范围，以及从0至4095的AM序号范围。如果对AMD传输进行配置，则RLC协议将RLC SDU分割(及如果可适用的话，则拼接)成RLC PDU，并且通过执行重传而提高了数据传输的可靠性。如果对UMD传输进行配置，则RLC协议仅仅执行分割及，并且如果可适用的话，则进行拼接。

在发送端，如果必须对逻辑信道进行区别，则通过MAC层或者更精确地通过MAC-d层对RLC PDU进一步处理，所述MAC-d层可能增加了MAC报头。该MAC报头识别发送RLC PDU的逻辑信道。MAC-d PDU(即由MAC-d层产生的协议数据单元)接下来被送往位于UMTS的Node B上的MAC-hs层。在这里，将去往相同移动台的一个或多个MAC-d PDU编译为MAC-hs PDU。这些MAC-d PDU可以属于不同的逻辑信道，即有不同的MAC报头。因此，MAC-hs PDU复用不同逻辑信道的，却是同一接收移动台的MAC-d PDU。与此相比，一个MAC-d PDU总是确切地含有一个RLC PDU。

从一个或多个MAC-d PDU编译而来的MAC-hs PDU，进一步通过物理层进行处理。通常，物理层在HS-DSCH情境下处理的数据单元叫做传送块，即MAC-hs PDU也是传送块，而构成传送块(即这里的MAC-hs PDU)的比特的数目叫做传送块尺寸。MAC-hs PDU类型的传送块的物理层处理如下：

物理层增加循环冗余检验(CRC)和(24比特)，之后对(MAC-hs PDU类型)传送块比特和CRC比特应用1/3速率的turbo编码，即增加由turbo编码所得到的奇偶检验位，正如在3GPP TS 25.212 V5.2.0(2002-09)，第三代合作伙伴计划；集群无线电接入网络技术规范；合并于此以资参考的多路复用技术和信道编码(FDD)(第5版)中所描述的。

此外，正如在TS 25.212 V5.2.0中描述的，应用速率匹配，将由1/3速率turbo编码器输出的比特数调整为能够通过空中接口在2ms以内发送的比特数。能够通过空中接口在2ms以内发送的比特数取决于所选信道化编码的数量(1到15可以被使用，并且都有扩展因子16)，以及所选的调制方案，调制方案可以是QPSK(四相移键控)或者16QAM(正交幅度调制)。举例来说，用16QAM在2ms内发送的比特数量是用QPSK发送的比特数量的2倍。

举例来说，速率匹配的意思可能是指穿孔，即在从1/3速率turbo编码器中输出的比特序列中删除预定义的比特，以便所得到的比特数确切地符合能够在2ms以内通过空中接口发送的比特数。接收端知道穿孔比特的位置，并且在解码过程中例如将它们看作是值为零的比特。

如果必须应用穿孔，然么前向纠错(FEC)必然将变得比无穿孔更弱。举例来说，如果对通过空中接口的传输，使用一个或多个附加信道化码的话，也可以避免穿孔。

对于有关的MAC-hs PDU，应用特定类型的速率匹配，并且可以选择调制方案QPSK和16QAM中的一个。速率匹配和调制方案的这种组合也可以称为编码和调制方案。

TS 25.212 V5.2.0描述了MAC-hs类型的传送块的物理层处理的，在本发明的情境中可能不太重要的某些其他步骤。

2ms的时期也叫做HS-DSCH的传输时间间隔(TTI)。由于它等于通过无线电接口上的物理层来传输(MAC-hs类型)传送块的周期，它也与在物理层上(MAC-hs类型)传送块的到达间隔时间一致，即MAC层和物理层之间数据连续传送之间的时间。换句话说，物理层在2ms的TTI之内处理一容器的比特，即MAC-hs PDU比特，并且在2ms后准备处理下一容器的比特。原则上由于CRC附加和借助于turbo编码的信道编码，而后通过空中接口发送的比特数比该容器的比特数更大。如果物理层在2ms的TTI之内(在turbo编码后)能够通过空中接口传输的比特的数量X对于不同尺寸(即不同比特数)的两个容器保持固定，其中容器尺寸比X减24(对应于24 CRC个比特)更小，那么该较小容器的FEC比较大容器的更强，举例来说这是因为较少的穿孔将适用于较小的容器。同样地，如果在物理层处理之后传输给定尺寸S的容器，一次用X比特(X＞S+24)通过空中接口进行传输，又一次用Y＞X比特通过空中接口进行传输，那么如果Y比特用于通过空中接口进行的传输，则FEC通常将更强。

在下文中，结合UMTS，术语″容器″表示MAC-hs PDU的比特，即MAC-hs PDU类型传送块的比特。

依据以上引用的版本5中UMTS的MAC-hs的HARQ协议，假设由于在最后的重传没有成功的情况下达到重传的最大值，即不能解码接收到的无错MAC-hs PDU，则接受MAC-hs PDU(协议数据单元，即从协议层传递给基础协议层的数据分组)的丢失。在这种情况下，MAC-hs PDU的传输失败并且丢弃其中包含的所有RLC-PDU。结果，这些丢失的RLC-PDU必须在RLC协议级上重传(这意味着由RLC协议执行重传，并且重传的PDU是RLC PDU)，由于必须分别通过Node B和DRNC之间及DRNC和SRNC之间的1ub、1ur接口，导致必须经过相当长的延迟。DRNC也称为漂移RNC(无线网络控制器)。离开其相应服务RNC(SRNC)服务区域的移动台位于由另一个RNC服务的小区中。该其他RNC接下来也可以称为有关移动台的漂移RNC。

UMTS的RLC(无线电链路控制)协议允许配置AM(确认模式)RLC实体，以便使用两个逻辑信道来传输RLC PDU(RLC协议数据单元)，这取决于它们的类型，即为传输RLC数据PDU提供一个逻辑信道，并且为传输RLC控制PDU提供一个逻辑信道。由于可以将逻辑信道映射到具有不同FEC(前向纠错)的传送信道，因此可以为RLC控制PDU提供具有更强FEC(前向纠错)的逻辑信道，该RLC控制PDU不进行重传，同时对RLC协议的校正功能十分重要。

由于仅有一个HS-DSCH类型的传送信道，如果要通过具有在顶部运行的AM RLC协议的HS-DSCH(高速下行链路共享信道)来高速传输数据，则逻辑信道不能映射为不同的传送信道(例如具有不同的FEC)，而是只能映射为Node B上MAC-hs实体的不同优先权等级。NodeB上的MAC-hs只有该优先权信息，而没有关于数据分组重要性的信息，从而这能够指示Node B需要应用更健壮的MCS(调制和编码方案)。使用属性″优先权″以达到更强的FEC也需要优先化的处理，从而RLC控制PDU可能检修RLC数据PDU。结果，由于这依赖于控制和数据PDU的循序传输，RLC协议操作受到了严重的干扰(例如，如果传输MRW-控制PDU，或者触发RLC复位过程)。

本发明的目的是提供包含控制信息的数据分组的改进传输。

根据如权利要求1所述的本发明的示范性实施例，提供一种方法把第一数据分组和第二数据分组从发送站传输给接收站。第一数据分组包括第一数据，特别是控制指令，第二数据分组包括第二数据。此外，用容器把第一数据分组和第二数据分组从发送站传输给接收站。根据本发明的该示范性实施例，第一容器包括至少一个第一数据分组并带有第一错误编码。另一方面，第二容器包括至少一个第二数据分组而无第一数据分组，第二容器带有第二错误编码。第一错误编码比第二错误编码更强。

换言之，提供两种类型的容器，在其中可以传输第一和第二数据分组。第一类型容器带有比第二类型容器更强的错误编码，并且仅在具有更强纠错的第一类型容器中传输包括控制指令的数据分组。所述控制指令可以是与第一重传协议有关的控制指令。

仅在带有比第二类型容器更强的错误编码或者纠错的第一类型容器中，传输特别是包含控制指令的第一数据分组，可以提高包含控制指令的数据分组的，即第一数据分组的无差错传输率。

可以有不同类型的控制指令，某些重要而不会丢失，其他可能时常或者比重要控制指令更频繁地容许它们的丢失，并且可以进行更频繁的传输。

根据本发明的另一个示范性实施例，第二数据分组不仅包括数据，并且还包括那些控制指令，可能时常容许其丢失，并且可以进行更频繁的传输。

在UMTS版本99，4，和5中，这些十分重要的控制指令，应当尽可能地避免其丢失，如下：

-复位PDU和复位ACK PDU，

-包含MRW SUFI(移动接收窗超级字段)的状态PDU，和包含MRW_ACK SUFI(移动接收窗确认超级字段)的状态PDU，

-状态PDU，它包含窗SUFI(即超级字段，RLC协议的接收机通过该超级字段告诉发送器改变发送窗，特别是减小它的尺寸。

可以时常或者比重要控制指令的丢失更频繁地容许其丢失的不太重要的控制指令，是如在TS 25.322中定义的剩余RLC控制PDU，即特别是状态PDU，它不包含MRW SUFI或者MRW SUFI ACK，但是它承载RLC PDU上的信息，该信息是发送STATUS PDU的RLC实体正确接收的，或者仍然期望要传输的。

根据如权利要求2所述的本发明的另一个示范性实施例，第一容器中的第一和第二数据分组的数量比第二容器中的第二数据分组小，从而在第一容器中传输的第一数据有效载荷比在第二容器中传输的第二数据有效载荷低。

换句话说，第一数据分组与第二数据分组一起在第一容器中被传输，其误差防护比仅包含第二数据分组的第二容器的误差防护更强。根据本发明的该示范性实施例，该改进误差防护的实现是通过减少第一容器中包含的第一和第二数据分组的数量，同时使在信道编码和速率匹配后通过该第一容器的空中接口发送的全部比特数不变。换句话说，减少所包含的数据有效载荷，而增加例如一些奇偶信息位(奇偶检验位)。在通过无线电接口传输的编码比特数固定的情况下，(第一或者第二数据分组包含的)每个有效载荷比特的奇偶检验位的数量以及由此的FEC都随有效载荷比特数量的减少而增加。

术语数据有效载荷涉及实际传输的数据(涉及控制指令或者例如用户数据)而不涉及用于实现该传输的比特，即通过空中接口发送的物理层比特，其包括奇偶检验位。

根据如权利要求3所述的本发明的另一个示范性实施例，第一重传协议控制第一和第二数据分组的第三数据分组的传输或者重传，并且第二重传协议控制第一和第二容器的传输或者重传。此外，第一容器和第二容器带有相应的容器序号，并且第二数据分组的每个数据分组都带有相应的数据分组序号。根据本发明该示范性实施例，当第一和第二数据分组在第一和第二容器中被发送时得到的第一和第二数据分组的第一顺序或序列与第一和第二数据分组的第二顺序或序列相比保持不变，带有第二顺序或序列的第一和第二数据分组由第二重传协议接收。

换句话说，第一和第二容器总是以这种方式包括第一和第二数据分组，在第一和第二数据分组的过程中没有序列交替，其中它们通过空中接口由第二重传协议来发送。然而，视具体情况而定，由于不利的信道状态，可能会由此丢失第二数据分组。

根据如权利要求4所述的本发明的另一个示范性实施例，第二重传协议确定由第二重传协议从位于第二重传协议之上的第一重传处接收的第四数据分组是第一数据分组还是第二数据分组。

根据如权利要求5所述的本发明的另一个示范性实施例，第二重传协议执行通过分析报头信息来执行第四数据分组是第一数据分组还是第二数据分组的确定，所述报头信息通过第一重传协议与第四数据分组相关联。该确定可以借助于调度程序来执行，它读取收到的每个第一和第二数据分组的报头信息，以便基于报头的第一比特来确定该数据分组是包括控制指令的第一数据分组还是包括数据的第二数据分组。

根据如权利要求6所述的本发明的另一个示范性实施例，如果第四数据分组是第一数据分组，那么当从第一传输协议运送到第二传输协议时，标记第四数据分组，其中该第一传输协议位于第二传输协议之上。

换句话说，根据本发明的该示范性实施例，第一数据分组可以在与第二数据分组不同的逻辑信道上传输，因此在实现第一传输协议的网络节点和实现第二传输协议的网络节点间传输数据分组的帧协议或类似实体，可以根据相应的逻辑信道来确定该数据分组是包括控制信息还是包括非控制的数据。然后帧协议以这种方式标记包括控制信息(由第一数据分组定义的)的数据分组，从而无需报头分析，如此第二传输协议就能够立即识别出，所收到的数据分组中哪些是第一数据分组而哪些是第二数据分组。

根据如权利要求7所述的本发明的另一个示范性实施例，本方法可应用于UMTS中高速下行链路共享信道上的数据传输。

根据如权利要求8所述的本发明的另一个示范性实施例，第一数据分组是RLC控制PDU，而第二数据分组是RLC数据PDU。

根据如权利要求9所述的本发明的另一个示范性实施例，第一重传协议控制第一和第二数据分组的第三数据分组的传输或者重传，并且第二重传协议控制第一和第二容器的传输或者重传。此外，第一容器和第二容器带有相应的容器序号并且第二数据分组的每个数据分组都带有相应的数据分组序号，并且第一重传协议的接收实体丢弃序号在接收窗以外的第二数据分组。根据本发明的该示范性实施例，第一重传协议的两个对等实体中的第一对等实体可以启动两个对等实体的复位，该复位借助于第一数据分组的第一和第二复位消息完成，该复位使第一实体向第二实体发送第一复位消息，并且使第二实体答复该第一复位消息而向第一实体发送第二复位消息，第一复位消息将第二实体接收窗下缘设置为等于第一实体发送窗下缘，该下缘在复位前已使用，第二复位消息将第一实体接收窗下缘设置为等于第二实体发送窗下缘，该下缘在收到第一复位消息前已使用。必须注意的是，根据该示范性实施例，对等实体可以是重传协议的接收实体或发送实体。

由于借助于如上述方式定义的复位消息来复位第一重传协议，即使第一数据分组、尤其是包含复位消息的第一数据分组(S)取代第二数据分组，也可以实现第一重传协议的接收实体将不接受任何在复位后未由第一重传的发送实体发送的第二数据分组。可以允许将复位的干扰保持为最小，尤其是实现第一重传协议的层的服务数据单元从复位后所接收的第二数据分组中包含的无效片段进行重新组合，这些第二数据分组是在复位前发送的，并且由于该复位而已经废弃。

根据如权利要求10所述的本发明的另一个示范性实施例，提供一种通信系统，把第一数据分组和第二数据分组从发送站传输给接收站，其中第一数据分组包括第一数据，特别是控制指令，并且第二数据分组包括第二数据。同样，根据本发明该示范性实施例的一个方面，在第一容器和第二容器中将第一数据分组和第二数据分组从发送站传输到接收站，其中第一容器包括至少一个第一数据分组，而其中第二容器包括至少一个第二数据分组而没有第一数据分组。此外，第一容器带有第一错误代码，第二容器带有第二错误编码，其中第一错误编码比第二错误编码更强。

根据如权利要求11所述的本发明的另一个示范性实施例，提供一种发送站，用于把第一数据分组和第二数据分组从发送站传输给接收站，考虑到包括第一和第二数据分组的第一和第二容器的传输其中第一容器包括至少一个第一数据分组，第二容器包括至少一个第二数据分组并且没有第一数据分组，第一容器带有比第二容器更强的错误编码。

根据如权利要求12所述的本发明的另一个示范性实施例，提供一种接收站，用于从发送站接收第一数据分组和第二数据分组，其中该接收站适应于接收带有不同强度的错误编码的不同类型的容器。

根据如权利要求13所述的本发明的另一个示范性实施例，为数据处理器提供一种软件程序产品，例如在通信系统中，用于执行第一数据分组和第二数据分组从发送站到接收站的传输。根据本发明的软件程序产品优选地被加载到数据处理器的工作存储器里。数据处理器被装配为执行本发明方法，例如如权利要求1所述的方法。该软件程序产品可以存储在计算机可读介质上，诸如CD-ROM。计算机程序也可以出现在网络上，如万维网，并且可以从这样的网络下载到数据处理器的工作存储器里。

从本发明的示范性实施例的要点可以看出，提供两种类型的容器，在其中传输数据分组，其中第一类型容器带有比第二类型容器更强的错误编码，并且其中包括用于传输或系统的控制指令的数据分组仅在具有更强纠错类型的第一容器中被传输。由此，根据本发明的示范性实施例，可以为通过H-DSCH传输的AM数据，提供改进的UMTS的AM RLC协议的控制PDU的前向纠错。

本发明的这些以及其它的方面，通过参照后面所述的实施例将会更加清楚。

以下将参考下列附图描述说明本发明的示范性实施例：

图1示出了根据本发明的数据传输系统的发送机或接收机层的示范性实施例。

图2示出了可以在根据本发明的数据传输系统，如在UMTS中使用的Node B、DRNC和SRNC的简化表示。

图3示出了根据本发明示范性实施例的通信系统。

图4示出了根据本发明示范性实施例的方法的一种示意性表示。

图5示出了根据本发明的一个方面，正如当前在TS25.322中包含的RLC复位PDU和RLC复位ACK PDU的变型示范性实施例，其中可以使用填充字段的一部分。

图1示出了根据本发明示范性实施例的发送机或接收机层的简化表示，正如它们可以应用于根据本发明的传输系统的示范性实施例中。根据本发明的优选实施例，依据以下规范来布置根据本发明示范性实施例的数据传输系统，以及发送机和接收机：3GPP TS 25.308V5.4.0(2003-03)、第三代合作伙伴项目技术规范；集群无线电接入网络技术规范；高速下行链路分组接入(HSDPA)；全面描述；第2级(第5版)和3GPP TS 25.321 V5.5.0(2003-06)第三代合作伙伴项目技术规范；集群无线电接入网络技术规范；MAC协议规范(第5版)，这二者都合并于此以资参考。

依据上述技术规范，在HS-DSCH(高速下行链路共享信道)定义不同容器的尺寸。换句话说，容器尺寸表示物理层从MAC层接收到的并接着经由空中接口发送的比特数，所述比特的发送是在CRC附加以及包括增加奇偶或误差防护比特和应用如上所述技术规范定义的速率匹配的纠错编码之后进行的。假如在无线信道上拥有良好的信道状态，可以以高的可能性无错误地把相对大的容器从发送机传输给接收机。然而，假如有困难或坏的信道状态，必须选择小于容器尺寸以便使成功传输的可能性最大化。

在RNC(无线网络控制器)的RLC协议中，将从RLC层以上的层收到的数据分组诸如RLC SDU(业务数据单元)分割成具有预定分割尺寸的部分。通常，在相关文献中把有关协议层的业务数据单元(SDU)定义为该有关协议层从下一个更高的协议层接收的数据单元。该有关协议层处理SDU，在RLC协议情况下意味着例如将SDU分割成片段。作为协议处理的结果，把SDU变换成一个或多个PDU(协议数据单元)，在RLC协议情况下，其包含例如已分割的SDU的每个片段。如果可以进行拼接，则含有一个以上片段。这些片段带有至少含有序号的RLC报头，并且构成RLC PDU的有效载荷或内容。通常，把有关协议层的PDU定义为由有关协议层传送给下一更低协议层的数据单元。这些RLC PDU在MAC-d层进行处理，其中它们可能带有例如MAC报头。然后将RLC PDU(带有或没有MAC报头)作为MAC-d PDU传递到下级协议层。在通过HS-DSCH进行数据传输的情况下，该下级协议层是MAC-hs层，正如可以从图2得到是位于Node B上。

正如可以从图1得到，MAC-hs层处理接收到的分别含有正好一个RLC-PDU的MAC-d PDU(图1考虑AM的情况，对UM保持相同)，并且把它们放入MAC-hs PDU中以便通过HS-DSCH然后通过无线电接口或空中接口进行传输。例如，MAC-hs层可以基于通道质量估算来确定容器尺寸，即哪个MAC-hs PDU尺寸应该选为下一个通过空中接口在HS-DSCH上发送的MAC-hs PDU。一旦给定了RLC-PDU尺寸(接着也确定相应的MAC-d PDU尺寸)，那么取决于容器的所选尺寸，MAC-hs PDU就可以包含一组MAC-d PDU(以及RLC-PDU)。

分割尺寸由所谓的RLC PDU尺寸减去用于RLC PDU的报头的比特给定。MAC-d PDU的尺寸可以由RLC PDU尺寸和MAC报头尺寸之和来确定。在除了HS-DSCH以外的其他信道中，MAC-d PDU的尺寸通常与容器尺寸相同，而在HS-DSCH的情况下，不存在相同尺寸的需要。相反地，在HS-DSCH情况下，MAC-hs PDU的尺寸与容器尺寸相符，并且MAC-hs PDU能够由几个MAC-d PDU组成。

用于通过HS-DSCH传输MAC-hs PDU的容器尺寸或MAC-hs PDU尺寸必须依据当前信道状态进行调整，即对于好的信道状态容器尺寸可以大，而对于坏的信道状态尺寸就小，以便实现MAC-hs PDU无差错传输的相当高的可能性。由于下面的原因，为了考虑信道状态，在AM或UM中改变RLC PDU尺寸通常是不可能的。

当在AM中传输数据时，其中在具有从0到4095序号的RLC PDU中执行传输和重传，通过发送机端和接收机端RLC机器或RLC实体的相对时间消耗的重新配置，只能变化或改变RLC-PDU的尺寸。这样的重新配置可以发生在100和200ms之间。当在UM传输数据分组时，其中不执行任何重传并且使用有序号从0到127的容器，可以修改RLC PDU的尺寸，而无须这样的时间消耗重新配置。然而，UTRAN中的RLC协议位于通常通过DRNC连接至Node B的RNC上。DRNC是漂移的RNC。在这种情况下，如可以从图2中得到，必须通过两个接口：即，位于SRNC和DRNC之间的1ur，以及位于DRNC和Node B之间的1ub。这可能导致延迟。

此外，通常为了从RNC向Node B传输数据，需要一半往返时间。全部的往返时间与从RNC到UE或移动台进行数据传输直到在RNC收到响应的时间相关。通常，全部的往返时间处于100ms(在最坏的情况下)的范围之内。换句话说，RNC和Node B之间的数据传输可以要求高达50ms。由于该长的数据传输时间，在UM数据传输的情况下RLCPDU尺寸不能很迅速地改变。从Node B发送到SRNC的控制消息能够向SRNC上的相应RLC机器指明，从现在开始，例如可能是双倍的RLC PDU尺寸，该控制消息仅仅在最高50ms之后就能够到达RLC机器。同样，直到在MAC-hs层接收到具有该改变尺寸的RLC PDU(封装入MAC-dPDU)，可能需要高达50ms的另一个持续时间。

然而，由于无线信道可能激烈地改变得更快速，容器尺寸的调整，即对于实际信道状态MAC-hs PDU的尺寸的调整必须通过改变UM或AM的RLC PDU尺寸来尽可能快地完成。否则，当容器尺寸选择得太大时，MAC-hs层上重传的数量将显著地增长，这是因为在容器中要承载的一个或多个RLC PDU的RLC PDU尺寸选择得太大。

由于上述原因，在确认模式下(AM)及在非确认模式下(UM)选择RLC PDU尺寸也是有利的，从而单个RLC PDU或十分少量的RLC PDU可以适应最小的容器，由此，即使在很坏的信道状态下，也可以假定成功传输的相当高的可能性。

MAC-hs PDU通过具有优先权等级指示符(8个不同优先权值)的无线电接口来传输，即该指示符依次代表类似信道的捆绑，借此这些由此定义的8个信道仅仅在优先权上彼此有所不同。通过定义MAC-d流之间的映射，经由该MAC-d流，Node B上的MAC-hs接收MAC-dPDU，以及一方面定义MAC-d流内逻辑信道而另一方面定义这些优先等级，则调度程序可以把单独的逻辑信道的MAC-d PDU分配给单独的优先权等级，并且在必要优先权的MAC-hs PDU中发送它们。在RLC AM的数据传输期间，除RLC数据PDU以外，RLC控制PDU也可以在发射机和接收机之间交换，借此可以控制来自发送机和接收机的RLC协议。例如，发送机可以借助于RLC复位PDU的传输启动RLC复位，即接收机把可配置参数赋值为它的初始值，并且取消所有剩下的RLC PDU和RLCSDU。同样地，在发送机端可以执行相同的程序。

基于这样的假设来开发RLC协议，即子层按次序把PDU传输给接收端，PDU又按该次序在发送机端发出。RLC控制PDU对于AM RLC协议的校正功能是非常重要的。由于这一原因，在无线电接口不丢失RLC控制PDU是极其重要的。因此，UMTS版本99提供RLC PDU可以在两个不同逻辑信道上发送，借此把一个逻辑信道专门用于RLC控制PDU，并且由具有特别好的FEC(前向纠错)的传送信道承载该逻辑信道。为了避免改变所传输RLC控制PDU和RLC数据PDU的原始序列，两个逻辑信道必须有相同的优先权。尽管通过两个不同业务接入点，可以把它们从RLC-层发送到MAC-层，然而在该优先权规定的相同队列中，把它们插入MAC-层。假定RLC-层连续地通过相应的业务接入点将RLC数据PDU和RLC控制PDU发送到MAC-层，可以保证RLC数据PDU和RLC控制PDU按照它们由RLC-层发送到MAC-层的实际次序，出现在等待队列中。

阐明由序列改变而引起的问题的例子：

可能由序列改变而产生的困难，例如，在RLC复位PDU取代在其前面发送的RLC数据PDU的情况下，如在下面借助于HS-DSCH(高速下行链路共享信道)阐述的：

在RLC复位的情况下，(尤其的情况)，

-所有RLC复位参数都用它们配置的参数来初始化(即序号再次从0开始，分别设置传输的相应接收机窗，从而下限是0，即接收窗包括序号0、1、...、Configured_Rx_Window_Size-1)，其中Configured_Rx_Window_Size表示配置的接收窗尺寸，而发送窗包括序号0、1、......、VT(WS)-1，其中VT(WS)是发送窗状态变量，它存储当前配置的发送窗尺寸。

-在AM RLC机器中(然后也在所接收的AMRLC机器中)删除所有RLC PDU；

-在发送机和接收机端，删除在复位之前发送的所有剩余RLCSDU。

如果RLC机器接收到复位PDU，那么将触发这些步骤。此外，如果接收到应答复位PDU的复位ACK PDU，那么将会在开始复位的RLC-机器中触发这些步骤。初始化RLC机器在发送复位PDU以后不再发送其它的RLC PDU。

RLC复位启动的一个原因可能是RLC PDU的传输重复达到最大值。由于释放型RLC机器和它的对等实体必须执行上述步骤，就所描述的问题而言，借助于在SRNC上的RLC机器还是在UE上的RLC机器启动RLC复位是无关紧要的。

在RLC复位过程成功完成后，在涉及UMTS系统的当前示范性实施例中，通过HS-DSCH接收它们的数据的发送和接收RLC机器在RLC复位之前的时刻，删除所存储的RLC PDU。在大多数情况下，其中一些已经发送，但是还没有接收任何确认(在RLC复位后)的RLC PDU，仍然存储在Node B上的MAC-hs层中，目前来说它们还不能无误差地被发送到MAC-hs层，并且精确地，当照常像RLC数据PDU一样通过另一个高优先级逻辑信道来发送RLC控制PDU(包括复位PDU和复位ACKPDU)时，那么复位PDU或复位ACK PDU取代所存储的数据PDU。然而，在RLC复位后，仍然存储在MAC-hs的RLC PDU不再是在用于数据传输的任何值，因为接收机不再期望它们。在这里把它们定义为″孤儿RLCPDU″。在RLC复位后，″孤儿RLC PDU″通常通过HS-DSCH来发送。如果它们的序号在由复位初始化的接收窗之外，则根据定义的误差操作，接收RLC机器将会拒绝它们。另一方面，如果它们在接收窗之内，那么接收RLC机器错误地接受它们作为有效RLC PDU。然而，由于它们是孤儿RLC PDU，在复位后不再从发送RLC机器发送它们。然而，在RLC复位后，SRNC的发送RLC机器将会以相同的序号发送″真正的″RLC PDU，其只能在″孤儿RLC PDU″之后达到接收机端。″真正的″RLCPDU被接收机端解释为复本，因此遭到拒绝。在剩余的接收窗的序号当中，接收机端依次接收″真正的″RLC PDU。然而，现在将在RLC PDU接收的SDU片断重新组合为RLC PDU失败了，这是因为″孤儿RLC PDU″不包含有效的SDU片断。许多情况下的结果都是一些RLC SDU的丢失，它们是在RLC复位之后发送的，并且事实上大大超过那些通过RLC复位已经丢失的RLC SDU。在RLC复位之后额外丢失的这些RLC SDU的数量，在很大程度上依赖于接收窗尺寸的最大范围，因为一方面，该尺寸确定了这样的危险，即″孤儿RLC PDU″中的某些将具有在复位之后初始化的接收窗以内序号。另一方面，(SRNC的发送RLC机器的)的发送窗的尺寸确定可能的″孤儿RLC PDU″的数量；通常选择相同的尺寸的收发窗。

另外，在接收到带有由复位初始化了的接收窗之内序号的″孤儿RLC PDU″之后，状态报告确认正确接收″孤儿RLC″，而发送端还没有发送具有该″孤儿RLC PDU ″序号的″真正的RLC PDU″，即状态报告表示无错误地接收到发送端还没有发送的RLC PDU。根据定义的误差处理，在某些情况下，根据在TS 25.322的10.1部分中描述的″错误序号″的标准，这可能导致由发送端启动的附加复位过程，从而致使承载AM RLC PDU的逻辑信道数据传输的附加中断。

包含MRW SUFI(超级字段)的状态PDU，如果它能取代了正常RLC数据PDU，则可能不会产生类似的问题：

包含MRW SUFI的状态PDU用于″以显性信令丢弃SDU″过程的情境中。该过程在AM中用于在发送端上(也就是AM RLC协议的发送器)丢弃RLC SDU，并将被弃信息发送到接收端上(也就是AM RLC协议的接收机)的对等实体。根据该过程，发送器丢弃在一段时期内或一定传输次数内不能成功传输的RLC SDU，并且向接收机发送移动接收窗(MRW)SUFI。根据接收到的MRW SUFI(包含要在接收端丢弃RLC PDU的序号，因为它们只包含所丢弃SDU的片段)，接收机丢弃承载该SDU的AMD PDU并更新接收窗，即提升接收窗的下缘以便使包含所丢弃SDU片段的RLC PDU的序号不再在接收窗之内。

如果在下行链路中发送的包含MRW SUFI的状态PDU取代在状态PDU前发送的RLC数据PDU，那么以下适用于被取代的RLC数据PDU：要么它们中的某些与要借助于SDU丢弃过程而丢弃的RLC PDU的相等，要么它们中没有一个与该RLC PDU相等。当完成SDU丢弃过程之后接收时，那些相等的将会被丢弃，因为如果在完成SDU丢弃过程之后接收这些RLC PDU，该过程将会确信这些RLC PDU的序号在接收窗之外。

因此，仅考虑RLC复位PDU或RLC复位ACK PDU取代RLC数据PDU的情况就足够了。

HS-DSCH的具体特性：

因为正好有一个HS-DSCH传送信道，因此只能够在相同的HS-DSCH上承载(或如标准说法″映射到″)两个逻辑信道，即从FEC的观点，接下来对RLC控制PDU和RLC数据PDU进行相同的处理，即不可能确信以比RLC数据PDU更好的FEC来传输FEC RLC控制PDU。

根据本发明的示范性实施例，RLC控制PDU与MAC-hs PDU中的RLC数据PDU一起传输，其误差防护比只包含RLC数据PDU的MAC-hs PDU的误差防护更好。该改进的误差防护能够通过减少MAC-hs PDU中包含的RLC PDU的数量而获得，同时在信道编码和速率匹配之后使MAC-hs PDU中的全部比特数保持为常量，即在2ms的TTI内通过空中接口发送的物理层比特的相同数量。

MAC-hs PDU总是可以由RLC PDU以这样的方式组成，从而在所有MAC-hs PDU中全部发送的RLC PDU的过程中，没有序列交替。然而，视具体情况而定，由于不利的信道状态不再能够传输它们，可能会由此丢失RLC数据PDU。

为了确定它是RLC控制PDU还是RLC数据PDU，Node B上MAC-hs的调度程序可以读取接收到的每个RLC PDU的RLC PDU的第一比特。

可替代地，可以在不同的逻辑信道上把RLC控制PDU传输给RLC数据PDU，因而用于RNC和Node B之间数据传输的帧协议可以由相应的逻辑信道确定它是包括RLC控制PDU还是RLC数据PDU，并且可以按这样的方式标出ELC控制PDU，从而Node B无须对RLC PDU第一比特进行分析，就能够立即识别出所接收的RLC PDU中哪些是RLC控制PDU，哪些是RLC数据PDU。

根据本发明另一个示范性实施例，建立MAC-hs PDU(例如调度程序)的Node B上的MAC-hs实体确信，在MAC-hs PDU中以更好的FEC发送RLC控制PDU的至少一个给定子集，例如复位PDU、复位ACK PDU和包含MRW SUFI(超级字段)的状态PDU。这是有利的，因为通常很少发送这些控制PDU。与此相比，更频繁地发送例如包含状态报告的状态PDU，并且将它们的传输限制到具有非常强FEC的更小MAC-hs PDU，可以减少通过HS-DSCH的下行链路传输的吞吐量。

例子：

实际上，用于RLC控制PDU的改进FEC方法可以应用如下：对于通过HS-DSCH向移动台发送数据的SRNC上RLC机器的RLC数据PDU和RLC控制PDU，配置两个逻辑信道，借此第一个逻辑信道专门用于RLC控制PDU的传输，并且两个逻辑信道具有相同的MAC逻辑优先权(MLP)。在MAC-d层，由此把RLC数据PDU和RLC控制PDU放入具有不同MAC报头的MAC-d PDU中。作为相同MAC优先权的结果，这些RLC PDU聚集在MAC-d层内的相同队列中，然后按照它们在MAC-d层队列中的相同序列，通过帧协议在S-RNC与Node B之间将它们传输到Node B上的MAC-hs层，在那里将它们-无需变更序列-存储在另一个队列中，直到通过HS-DSCH进行传输。当封装临时存储在队列中的MAC-d PDU和MAC-hs PDU时，MAC-hs层的调度程序分析这些MAC-d PDU中的每一个是否属于和所述RLC机器的RLC控制PDU的传输有关的第一逻辑信道。为了实现特别健壮的调制和编码方案(MCS)，这需要特别好的FEC，调度程序确信将属于相同的MAC-hs优先权等级的给定MAC-d PDU插入到各个MAC-hs PDU中，而无须变更MAC-d PDU序列，从而包含RLC控制PDU的MAC-d PDU只能与少量其他MAC-d PDU共享MAC-hs PDU(或甚至独自在MAC-hs PDU中传输)，这是因为在信道编码和速率匹配之后，通过无线电接口最终为MAC-hs PDU传输的编码比特数量固定的情况下，每个用户比特(这些用户比特是第一或第二数据分组的比特)的奇偶检验位的数量和FEC随用户比特数的减少而增加。

如果有很多RLC控制PDU要在优先权等级流中发送(例如不是每第一百个而是每第十个RLC PDU是控制PDU)，这可能导致这样的事实，由于MAC-d PDU(它此时包含RLC控制和RLC数据PDU)的序列限制必须保持不变，因此只传输每个MAC-hs PDU中少数的RLC数据PDU，不过，通过显著改进的FEC，可以预期到通过HS-DSCH的下行链路吞吐量的减少。然而，通常RLC控制PDU的数量仅仅代表很小百分率(例如1％)的RLC机器要发送的RLC PDU，从而流动速率不会因该措施而显著地降低。

另一方面，可以避开下行链路吞吐量的这种限制，如果通过该第一逻辑信道仅传输重要的RLC控制PDU(例如RLC复位PDU、RLC复位ACKPDU、具有MRW SUFI或MRW_ACK SUFI的RLC状态PDU)，调度程序就将该分组包括在具有更强FEC的MAC-hs PDU内，同时通过第二逻辑信道承载剩余的RLC控制PDU和RLC数据PDU。因为很少发送重要的RLC控制PDU，仅在具有强FEC及小尺寸的MAC-hs PDU中合并通过第一逻辑信道承载的数据单元的限制规则并没有明显地减少吞吐量。

使选择要在相同MAC-hs PDU中发送的MAC-d PDU的实体(即调度程序)能够确定MAC-d PDU是包含RLC控制PDU还是RLC数据PDU的另一种可能性，是令它分析(包含在MAC-hs队列内MAC-d PDU中的)每个单一RLC PDU的第一比特。该RLC PDU的第一比特指示它是包括RLC控制PDU还是RLC数据PDU。当然，如果它知道包含所述RLC PDU的MAC-dPDU在MAC-d层中是否带有MAC报头，即MAC多路复用是否应用于该逻辑信道，那么该实体(例如调度程序)仅能够无误差地确定RLC PDU的该第一比特。MAC多路复用在这里意味着在同一MAC-d流上复用几个逻辑信道。在这种情况下，MAC-d层将MAC报头附加到通过RLC层接收到的RLC PDU上，以便构成MAC-d PDU。该MAC报头由4比特组成。如果正好一个逻辑信道映射到MAC-d流，那么该MAC报头可以省略。在第二种情况的例子中，为了准确地识别RLC PDU的第一比特，该实体(例如调度程序)必须知道MAC-d流是传送正好一个逻辑信道还是几个逻辑信道。在第二种情况下，总是存在MAC报头，以便调度程序必须估算MAC-d PDU的第五比特，从而确定它是包括RLC数据PDU还是RLC控制PDU。

在MAC-d流传输正好一个逻辑信道的特殊情况下，MAC报头可能会丢失，从而在这里MAC-d PDU的第一比特指示MAC-d PDU是包含RLC数据PDU还是RLC控制PDU。在这种情况下，不太有利的配置可能仍然包含它，以便使调度程序必须同样意识到该事实，因为它必须估算MAC-d PDU的第五比特以便确定它是包括RLC数据PDU还是RLC控制PDU。

另外，选择要在相同MAC-hs PDU中发送的MAC-d PDU的实体必须知道，哪些逻辑信道承载UM RLC PDU，哪些承载AM RLC PDU。举例来说，这可以通过为该实体提供所有承载UM RLC PDU的逻辑信道的列表来实现。通过提供所有承载AM RLC PDU的逻辑信道的列表，同样也能够实现，这是因为只可能为发送AM RLC PDU或UM RLC PDU的逻辑信道配置通过HS-DSCH的传输。此外，为了区别重要的RLC控制PDU和不太重要的RLC控制PDU，以便该实体(例如调度程序)能够确信重要的RLC控制PDU(例如RLC复位PDU、RLC复位ACK PDU、包含MRWSUFI的状态PDU，包含MRW_ACK SUFI的状态PDU)必须知道，在RLC控制PDU中″PDU类型″字段(在第一比特后的3个比特，它确定RLC PDU是RLC控制PDU)的哪些比特组合识别这些重要RLC控制PDU。例如TS25.322规定了下面的映射：

比特	PDU类型
		000	状态
001	复位
		010	复位ACK
011-111	保留(在协议的该版本中，将丢弃带有该编码的PDU)

该映射还未考虑到识别状态PDU是包含MRW SUFI还是MRWSUFI_ACK。通过进一步分析状态PDU的结构能够重新找回该信息，在TS 25.322中描述了该结构。一种替代方案是使用5个保留的位组合中的两个，以便指示包含一个包括MRW SUFI或MRW SUFI_ACK字段的状态PDU。

上述信息可以使该实体能够确定在Node B上的MAC-hs PDU内要发送哪些MAC-d PDU，如下：

当建立AM逻辑信道时，其数据要通过HS-DSCH来承载，SRNC通过RNSAP过程向DRNC通知这些条信息中的一个或多个，该DRNC进而又通过NBAP过程将其转发给Node B。最适合于此的RNSAP过程和NBAP过程具有相同的名字，并且被称作

-无线电链路设置过程(从SRNC发送到DRNC或从DRNC发送到NodeB的相应消息叫作″无线电链路设置″)

-同步无线电链路重新配置准备过程(在RNSAP情况下从SRNC发送到DRNC，或者在NBAP情况下从DRNC发送到Node B的相应消息叫作″无线电链路重新配置准备″)。

RNSAP(无线电网络系统应用部分)在3GPP TS 25.423 VS.3.0(2002-09)，第三代合作伙伴项目；集群无线电接入网络技术规范；UTRAN Iur接口RNSAP信令(版本5)中进行了描述。

NBAP(Node B应用部分)在3GPP TS 25.433 V5.2.0(2002-09)，第三代合作伙伴项目；集群无线电接入网络技术规范；UTRAN Iub接口NBAP信令(版本5)中进行了描述。整个UTRAN结构在3GPP TS 25.401V6.1.0(2003-06)第三代合作伙伴项目；集群无线电接入网络技术规范；UTRAN全部说明(版本6)中进行了描述。这些规范合并于此以资参考。

图3示出了根据本发明示范性实施例的通信系统。该通信系统包括具有网络单元的发送站30、接收站31和计算装置34。计算装置34用作执行用来实现从发送站30到接收站31的数据分组传输的软件程序产品。从发送站30到接收站31的数据分组传输可以通过无线通信链路32来执行。接收站31也可以配备有计算装置。图3中描述的传输系统适应于执行根据本发明示范性实施例的改进FEC。

图4示出了根据本发明示范性实施例的方法的一种示意性表示。正如已经参考图1和2进行的详细描述，MAC-d层29由包含RLC控制PDU21、22、27的第一数据分组或MAC-d PDU，和包含RLC数据PDU 23、24、25、26和28的第二数据分组或MAC-d PDU组成，其中RLC控制PDU和RLC数据PDU在MAC-d层之上的层由相同的RLC实体发送。在处理步骤中，将包含RLC PDU 21、22、23、24、25、26、27和28的MAC-d PDU移交给MAC-hs层12，MAC-hs层12通过所述MAC-d PDU来构建MAC-hsPDU 1、2、3、4、5、6、7和8。

第一容器9、11包括含有控制信息(RLC控制PDU)的MAC-d PDU 1、2和7，第一容器11还包括含有数据(RLC数据PDU)的MAC-d PDU 8。另一方面，第二容器10仅包括只含有数据的MAC-d PDU 3、4、5、6，而没有包括控制信息的PDU。

应该注意的是，MAC-hs PDU总是可以由MAC-d PDU(总是正好含有一个RLC PDU)以这样的方式组成，从而在所有实际发送的MAC-hsPDU中传输的RLC PDU过程中，没有序列交替。然而，在实际发送的MAC-hs PDU中，RLC数据PDU由于坏信道状态可能会丢失，其中承载(MAC-d PDU中含有的)这些RLC数据PDU的MAC-hs PDU的误差防护，可能不像承载(MAC-d PDU中含有的)RLC控制PDU的MAC-hs PDU的误差防护那样强。

根据本发明的示范性实施例，为了提供第一和第二数据分组的正确次序，至少第二数据分组可以带有相应的数据分组序号。此外，为了提供第一和第二容器的正确次序，第一和第二容器也可以带有相应的容器序号。

根据本发明另一个示范性实施例，可以结合权利要求1所述的示范性实施例，即结合有不同错误编码的容器来实现，但是也可以离开权利要求1所述的解决方案来实现，可以通过以这种方式修改RLC协议来解决所述问题，从而在完成RLC复位过程之后，不初始化发送和接收窗，以便它们的下缘等于序号0，但是在启动RLC复位过程之前，要立即将这些窗的下缘设置为等于发送窗的下缘。通过这样，在复位过程之后，可以实现“孤儿RLC PDU”总是在接收RLC窗之外，并因此根据RLC协议的误差处理，丢弃该“孤儿RLC PDU”。换句话说，丢弃序号在接收窗之外的RLC数据PDU。

RLC协议的这种修改能够通过在RLC复位PDU中合并入12比特的其他字段来实现，在发送RLC复位PDU并因此触发RLC复位过程之前，该字段立即包含发送窗下缘的值(即无需将发送窗的下缘初始化为0)。当接收RLC实体接收该RLC复位PDU时，它还读取该字段并更新它的接收窗，从而使它的下缘等于在该字段所含的值。同样地，接收RLC复位PDU的RLC实体，在为应答RLC复位PDU而被发送的RLC复位ACK PDU中，包括12比特的其他字段，在发送RLC复位ACK PDU之前，该字段立即包含其发送窗下缘的值并保持其发送窗，即不把发送窗的下缘初始化为0。当由RLC实体接收RLC复位ACK PDU时，通过发送RLC复位PDU来触发RLC复位过程，它读取包含有发送RLC复位ACK PDU的RLC实体的发送窗下缘的12比特字段，并更新它自己的接收窗以便使它的下缘等于该字段所含的值。因此，在如TS 25.322中所描述的复位PDU和复位ACK PDU中，例如在HFNI(超帧数指示)字段之后，可以增加另外12比特字段，它采用如图5所示的12比特的填充字段。LEWI(“窗的下缘”-指示符)表示新字段，而其他都是在TS 25.322中所描述的。

根据该示范性实施例，由于取代RLC数据PDU的RLC控制PDU可以不再引发问题，所以有可能在比RLC数据PDU的逻辑信道具有更高优先级的逻辑信道上发送RLC控制PDU。通过在与RLC数据PDU不同的队列中在Node B上的MAC-hs中收集RLC控制PDU的事实，可以获得比RLC数据PDU更好的RLC控制PDU的FEC，所述队列由具有较高优先权的调度程序服务，并且其中该调度程序能够确保用于承载存储在该队列中的RLC控制PDU的容器或MAC-hs PDU用足够强的FEC保护，即包含足够减少量的RLC控制PDU，以便实现该强FEC。

应该注意的是，尽管事实上已经参照UMTS系统的示范性实施例对本发明进行了描述，本发明也可以应用于具有类似问题和类似配置的其他系统。

Claims (13)

1.把第一数据分组和第二数据分组从发送站传输给接收站的方法，

其中第一数据分组包括第一数据；

其中第二数据分组包括第二数据；

其中，用容器(10，11)把第一数据分组和第二数据分组从发送站传输给接收站；

其中第一容器(11)包括至少一个第一数据分组；

其中第一容器(11)带有第一错误编码；

其中第二容器(10)包括至少一个第二数据分组而没有第一数据分组；

其中第二容器(10)带有第二错误编码；并且

其中第一错误编码比第二错误编码更强；

其特征在于，第一重传协议控制作为第一和第二数据分组中的一个的第三数据分组的传输和重传；

其中第二重传协议控制第一和第二容器(10)的传输和重传；

其中第一容器(11)和第二容器(10)带有相应的容器序号；

其中第二数据分组的每个数据分组都带有相应的数据分组序号；

其中当第一和第二数据分组在第一容器(11)和第二容器(10)中被发送时得到的第一和第二数据分组的第一顺序与第一和第二数据分组的第二顺序相比保持不变，第一和第二数据分组以所述第二顺序通过第二重传协议接收。

2.如权利要求1所述的方法，其中第一容器(11)中第一和第二数据分组的数量比第二容器(10)中第二数据分组的数量小，从而在第一容器(11)中传输的第一数据有效载荷比在第二容器(10)中传输的第二数据有效载荷低。

3.如权利要求1所述的方法，其中第二重传协议确定第二重传协议从位于第二重传协议之上的第一重传协议接收到的第四数据分组是第一数据分组还是第二数据分组。

4.如权利要求3所述的方法，其中第二重传协议通过分析报头信息来执行第四数据分组是第一数据分组还是第二数据分组的确定，所述报头信息通过第一重传协议与第四数据分组相关联。

5.如权利要求3所述的方法，其中如果第四数据分组是第一数据分组，那么当从第一重传协议向第二重传协议运送时，标记第四数据分组，其中第一重传协议位于第二重传协议之上。

6.如权利要求1所述的方法，其中本方法应用于在UMTS中高速下行链路共享信道上的数据传输。

7.如权利要求6所述的方法，其中第一数据分组是RLC控制PDU；第二数据分组是RLC数据PDU。

8.如权利要求1所述的方法，其中第一容器(11)和第二容器(10)带有相应的容器序号；其中第二数据分组的每个数据分组都带有相应的数据分组序号；并且其中第一重传协议的接收实体丢弃序号在接收窗以外的第二数据分组，

其中第一重传协议的两个对等实体中的第一对等实体适用于启动两个对等实体的复位，该复位借助于包括在第一数据分组中的第一和第二复位消息来完成，该复位使第一对等实体向第二对等实体发送第一复位消息，并且使第二对等实体答复该第一复位消息而向第一对等实体发送第二复位消息，第一复位消息将第二对等实体的接收窗下缘设置为等于第一对等实体的发送窗下缘，该下缘在复位前已使用，第二复位消息将第一对等实体的接收窗下缘设置为等于第二对等实体的发送窗下缘，该下缘在收到第一复位消息前已使用。

9.如权利要求1所述的方法，其中第一数据包括控制指令。

10.如权利要求1所述的方法，其中第一重传协议是无线电链路控制(RLC)协议。

11.如权利要求10所述的方法，其中第二重传协议是HARQ重传协议。

12.包括发送站(30)和接收站(31)的通信系统，其中发送站包括用于在无线通信链路(32)上把第一数据分组和第二数据分组传输给接收站的发送装置，

其中第一数据分组包括第一数据；

其中第二数据分组包括第二数据；

其中，发送装置被安排用来用容器(10，11)把第一数据分组和第二数据分组传输给接收站；

其中第一容器(11)包括至少一个第一数据分组；

其中第一容器(11)带有第一错误代码；

其中第二容器(10)包括至少一个第二数据分组而没有第一数据分组；

其中第二容器(10)带有第二错误代码；并且

其中第一错误代码比第二错误代码更强，

其特征在于，第一重传协议控制作为第一和第二数据分组之一的第三数据分组的传输和重传；

其中第二重传协议控制第一和第二容器(10)的传输和重传；

其中第一容器(11)和第二容器(10)带有相应的容器序号；

其中第二数据分组的每个数据分组都带有相应的数据分组序号；

其中发送装置被安排为使得，当第一和第二数据分组在第一容器(11)和第二容器(10)中被发送时得到的第一和第二数据分组的第一顺序与第一和第二数据分组的第二顺序相比保持不变，第一和第二数据分组以所述第二顺序通过第二重传协议接收。

13.如权利要求12所述的通信系统，其中第一数据包括控制指令。

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