TW567732B - Determination of acceptable sequence number ranges in a communications protocol - Google Patents

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TW567732B
TW567732B TW091102741A TW91102741A TW567732B TW 567732 B TW567732 B TW 567732B TW 091102741 A TW091102741 A TW 091102741A TW 91102741 A TW91102741 A TW 91102741A TW 567732 B TW567732 B TW 567732B
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Sam Shiaw-Shiang Jiang
Alex Chung-Ming Sun
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Asustek Comp Inc
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Description

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【發明之技術領域】 本發明係涉及一種無線通信協定。更進一步且體士 之’本發明係揭露-種於傳送時段中，決定序號w l圍 之方法。 【先前技術之描述】 由於社會大眾對於無線通訊設備需求的激增，已迫使 無線通訊業界發展出的通訊規範愈趨複雜，第三代合作 劃（簡稱3GPP)所發展出來的通訊規範便是此類複雜的通訊 協定之範例，此項規範係利用三層界面來達成傳輸目的。 請參考第一圖，第一圖為通訊協定中三層介面的方塊圖。 在一般的無線通訊環境裡，一個第一站台丨〇會與一個以上 的第二站台（20)進行無線通訊。一應用程式於第一站 口（10)產生一 sfL息（11) ’並透過第三層介面（12)，將訊息 (11)傳送至第一站台（20)。該第三層介面（12)本身也可產 生一些仏令說息（12a)(signaling message)以達成操控該 第三層介面之目的。關於該第三層介面（12)之信令訊息 (1 2 a )，其一範例為密碼變更信令，這些密碼變更信令可 由第一站台（10)或第二站台（20)之第三層介面（12)及（22) 產生或回應。該第三層介面（1 2 )以第二層服務資料單元 (14) (service data units ，以下簡稱SDU)的型式，傳 遞訊息（1 1 )或傳遞第三層信令訊息（1 2a )至一第二層介面 (16)，該第二層SDU (14)可為任意長度，而該第二層介面 (16)則負責將SDU( 14)分解組裝成一個以上之第二層協定 資料單元（18)(protocol data units，以下簡稱PDU)，每
567732 案號 91102741 ___--- 五、發明說明（2) Λ_____ 月 曰 修正 一個第二層PDU(18)均為固定長度，並被傳送到一第一 > 介面（1 9 )。該第一層介面（1 9 )為實體層，負責傳送資料 至該第二站台（20)，俾由該第二站台（20)之第一層介面 (29)予以接收及重組成一個或多個PDU( 28)，並上傳至所 屬之第二層介面（26)。該第二層介面（26)係供接收該ρρυ (28 )及據以建立一個或多個第二層SDU (24)，並再將該 第二層SDU(24)上傳至所屬之第三層的介面（22)。該第三 層介面（22)可將該第二層SDU(24)依次轉換回相對應之訊 息（21 )或第三層信令訊息（22a)。該訊息（21 )係相同於該 第一站台（1 0 )之應用程式（1 3 )原本所產生之訊息（11)。該 第二層信令訊息（22a)應相同於該第三層的介面（12)原本 所產生的信令訊息（1 2 a )。經接收的訊息（2 1 )最後上傳至 第'一站台（20)的應用权式（23) ’再透過人機介面而展現 給該第二站台（20)之用戶。 第二層介面位於第三層介面（12)及（22)與第一層介面 (1 9 )( 2 9 )之間，扮演著緩衝器的角色，為本發明之重點所 在。請參考第二圖’第二圖為從第二層觀察時，傳輸及接 收過程的簡圖。第一站台（30)的第二層介面（32)從第三層 介面（33)接收到一串第二層SDU(34)。該第二層sdu(34)依 序為SDU1至SDU5，各具不同的資料長度。該第二層介面 (32)則將該串第二層SDU(34)轉換成一串第二層PDU (36)，該串第二層PDU( 36)從1至4依序排列，其資料長度 均相同。該串第二層PDU(36)傳遞至第一層介面（31)後， 對外傳送。第二站台（4 0)以相反的順序運作，亦即談第二
第7頁 567732 _魏91102741_年月日 修正___ 五、發明說明（3) 站台（40)之第二層介面（42)經由其第一層介面而得到一串 PDU(46) ’並接著將該串PDU(46)組合成一串SDlJ (44)，然 後將該串SDU( 44)上傳至該第三層介面（43)。其中，將該 串SDU( 44)上傳至該第三層介面（43)的方式一般分為兩種 模式’分別是依序傳送模式（in — seqUence delivery)與失 序傳送模式（out-of-sequence delivery)。若該第一站台 (3 0 )與第二站台（4 〇 )之間的通信連結係採依序傳送模式， 則该第一層介面（4 2 )必須將該串S D U ( 4 4 )依順序傳遞至第 三層介面（43)。也就是說，該第二層介面（42)必須將該串 SDU(44)由SDU1至SDU5依順序逐一傳送至該第三層介面 (4 3 )。因此’違串s D U ( 4 4 )之次序不可混亂，次序在後面 的SDU在所有先前的SDU未全部傳給第三層介面之前不能往 第三層介面傳送。但是，若該第一站台（30)與第二站台 (40 )之間的通信連結係採失序傳送模式，則該第二層介面 (42) 可以不按照順序，將該串sdu(44)遞交至第三層介面 (43) 。 在有線傳輸的環境中，前段所述的依序傳送需求，相 對起來較容易達成。但在無線通信系統中，資料傳送的途 徑難免會遭到有意或無意的雜訊干擾’使得資料有可能漏 失。就上面的說明例而言，該第〆站臺（3 〇 )傳送到第二站 臺（40 )的過程中有時就會遺失資料，使得該第二層介面 (42)所收到的pdu(46)有一些會因而遺失。此外，在某此 傳輸模式中，額定時間内，若該第二層之SDU (34)或PDU (3 6 )無法成功地傳輸出去，則該第一站台（3 〇 )之第二層介
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修正___ 面（32) ’會放棄該SDU (34)或該PDlJ (36)之傳送而將其資 料丢棄’使得第二站台（4〇)所接收到之pDU(46)中的部分 P D U會因此而收不到。因此，當系統在依序傳輸模式下， PDU (36)及（46)的格式必需審慎地設計，以克服上述各種 障礙。 要癌保第三層之SDU (44)適當地依序傳遞，並不容易達 成。即使在失序傳輸模式下，只有當包含某一第二層SDU (44)資料的所有PDUs (46)都被正確地接收時，才能將重 組出該第二層SDU (44)並往上遞交出去。因此，該第二層 大致來說’傳送及接收資料的方法有兩種模式：確認 模式（acknowledged mode，AM)及非確認模式 (unacknowledged mode，UM)。對於確認模式資料 (AMD)，該第二站台（4〇)會回報特定的確認信令至第一站 台（30) ’以表示其已成功地接收到該第二層pDU( 46)。非 確認模式中則無此類確認回報信令。為了討論與本發明相 關的研究課題，我們只考慮非確認模式下的資料傳送及接 收。請配合第二圖來參閱第三圖，第三圖是第三代合作計 劃（3GPP) TS 25. 322規範所定義之非確認模式資料 (unacknowledged mode data，UMD)的協定資料單元PDU (50)的方塊圖，該非確認模式資料之PDU (以下簡稱為 UMD PDU ) (50)係作為傳輸用途，以供傳輸非確認模式資 料之服務資料單元（SDU)。首先，該PDU (50)從第一站台 (30)之第三層介面（33)將該SDU(34)的資料分段組合 後，傳送到第二站台（40)，在該第二站台（40)重組成為第
567732 _案號91102741_年月曰 修正_ 五、發明說明（5) 二層SDU (44)後遞交至第三層介面（43)。換言之，第二 層之UMD PDU (36)及（46)係作為第三層介面（33)及（43)間 之第二層SDU (34)及（44)之傳輸媒介。UMD PDU (50)被劃 分為幾個不同的欄位，包括： 一序號欄（5 1 )具有7個位元長度，藉以指出PDU的序 號。連續UMD PDU之序號依序遞增，如此接收端才能適當 地將UMD PDU (46)還原成SDU (44)。 舉例而言，若某一 個UMD PDU (36)之序號值為19，則其次一個UMD PDU (36) 之序號值將為2 0，依此類推。該序號欄（5 1 )後之攔位為一 延伸位元（52a)，藉以指出在該UMD PDU (50)内是否存在 一長度指標（length indicator，LI)，當該延伸位元 (52a)設為1時，表示其後存在一長度指標，當該延伸位元 (52a)設為0時，表示之後沒有長度指標。其中，該長度 指標係跟隨在該延伸位元（5 2 a)之後，並具有7位元或1 5位 元之長度，且每一個長度指標係分別對應指出該UMD PDU (50)内部之一 SDU的結束位置，且該長度指標之後亦具有 一延伸位元，藉以指出是否尚存有另一長度指標跟隨在 後。 一資料區（5 8 )，係跟隨於最後一個長度指標之後以供 承載UMD PDU (50)内部所有SDU的資料。如果該UMD PDU (5 0 )内並沒有任何長度指標，則該資料區（5 8 )即接續在 該序號攔（51 )及該延伸位元（52a)之後。 以第三圖之UMD PDU(50)為例，因為有兩組SDU(即 SDU 一 l(57a)及 SDU —2(57b))結束於該 PDU (50)内，因此，
第10頁 567732 _案號91102741 _年月日 修正__ 五、發明說明（6) 必定有兩組長度指標L I 1 ( 5 6 a )、L I 2 ( 5 6 b)以分別表示出 該SDU—l(57a)及SDU-2(5 7b)的結束位置。而另一個跟隨 於該UMD PDU (50)之後的UMD PDU則會具有SDU — 3(57c)的 長度指標。簡言之，第一個長度指標L 11 係標示出 SDU_l(57a)的結束位置，且其後之延伸位元（52b)設為1， 表示有另一組長度指標LI2的存在。而該長度指標LI 2係 用以指出SDU — 2(57b)的結束位置，且其後之延伸位元 (5 2c)被設為0，以表示之後沒有其它的長度指標，資料區 (58)由此開始承載該SDU (57a)(57b)及（57c)之資料。 請配合第五圖參閱第四圖，第四圖係一習用技術裡第 二層介面（6 0 )更為詳細的方塊圖，圖五則為傳送時段（7 2 ) (transmission time intervals ， TTI s )的時序圖 (7 0 )。該第二層介面6 0包含兩個子層：一為無線連結控制 子層（62)(radio link control ， RLC 子層），另一為傳 輸媒體存取控制子層（64) (medium access control，MAC 子層）。其中，該MAC子層（64)扮演該RLC子層（62)與第一 層介面（61)之間的介面，該MAC子層（64)將時間劃分成一 連串的傳送時段（72)，以傳輸從RLC子層（62)交下來的 P D U ( 6 3 ) ·每個傳送時段（7 2 )都具有相同的時間長度，例 如20¾:秒（ms)。在每個傳送時段（72)的時間内，該MAC子 層（64)傳送一組傳輸區塊組（TranSp〇rt block set)(74) 至第一層介面（6 1 )。該傳輸區塊組（7 4 )則包含了數個傳輸
區塊（Transport blocks)(74a)。每一個傳輸區塊（74a)包 含一 RLC PDU (75)並可能包含一個MAC標頭（76) (MAC
567732 -—-案號 91102741___年 月曰 修正____ 五、發明說明（7) header) °在每一個傳送時段（72)内之傳送區塊（74a)的長 度均相同。然而，傳送區塊組（74 )内之所含傳送區塊 (74a)的數量及傳送區塊之長度，在不同傳送時段（72)則 是會變動的。 舉例來說，在第五圖中，的第一個傳送時段（72)傳送 6組的PDU (75)，隨後的傳送時段（72)傳送3組PDU (75)。 該PDU (75)的資料長度會因每一個傳送時段（72)而有所不 同。但是在每個傳送時段（72)内，所有的PDU(75)長度均 相同。因此，在每個傳送時段（72)之前，MAC子層（64)必 須先告知RLC子層（62)該傳送時段（72)所需之PDU( 75)數 量及PDU(75)大小。RLC子層（62)分割或串接緩衝區（65)中 之SDU (65a)，組成所需長度的PDu(63)，然後將所需數量 之PDU (63)交至MAC子層（64)。如前文所提，MAC子層會 視傳輸頻道種類，選擇性地增加MAC標頭（76)到每個RLC PDU( 75)裡面，成為傳輸區塊。之後，該傳輸區塊所構成 的傳輸£塊組（7 4 )被送至第一層介面（6 1 )對外傳輸。 為了資料安全起見 ，PDU(63)及（75)在傳送前會先 經加选’再傳送至第一層介面（61)。加密程序通常在Mac 子層（64)或RLC子層（62)執行。為了方便討論，我們先 假設PDU( 63)及（75)的加密過程係在RLC層（62)執行。在將 PDU (63)傳送到MAC子層（64)之前，除了PDU(63)及（75)裡 的前8位元資料外，加密機制（encrypti〇ri engine)(66)會 將所有其他的資料加密，並將加過密之PDUs( 63)交至MAC 子層（64)。由於第一個PDU (63)及（75)的前8位元資料是
第12頁 567732 直號 91102741 五、發明說明（8) 未經加密的’第三圖所示之序號欄（5 1 )内的值便是在未經 加密之狀態下傳送的。其原因是因為該加密機制（6 6 )是利 用PDU (63)及（75)之序號攔（51)内之值來加密。因此，接 收端必須靠序號攔（51 )的值來進行該PDU( 75)的解密工 作。（請注意此加密機制（6 6 )包括加密及解密功能）。每個 PDU的序號搁（51)之序號值可產生一加密運算元（CQUNT-C) (66c)。進一步言之，該加密運算元（66c)具有32個位元， 包括一至多為25個有效位元之超碼框數（66h)、以及一至 少為7個有效位元之序號值（66s)(以本例而言即指 PDU(63)及（75)的序號攔（51)之值）。該超碼框數（Mh)的 起始值為0，但隨著對該PDU(63)及（75)之序號欄（51)之序 號值由127(7位元之最大值）回覆至〇時，該超碼框數（以匕） 的數值會加1。舉例來說，若超碼框數（66h)的數值為〇， 且PDU (63)及（75)的序號欄（51)之值為127，則該加密運 算元（6 6c)之值為127用來對該PDU( 63)及（75)進行加密程 序。接下來之PDU (63)及（75)的序號欄（51 )數值為〇(因為 序號攔為7位元，最大只到1 2 7，所以PDU的序號將重置而 由0再開始編排）。此時，該加密機制（6 6 )會增加該超碼框 數（66h)的值至1。此時，對該PDU(63)及（75)進行加密的 加密運算元（66c)數值將為128。當序號值（66s)未經加密 時’該序號值（66s)會含在每個PDU( 75)之中同時傳送。但 是該超碼框數（66h)並未被傳送，而係由傳送端與接收端 各自維護及更新，其值必須保持同步，才能對PDU( 75)進 行正確的加解密。
第13頁
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編之，PDU的序號係由〇至127為一個循環，當序號 、’ ％即需重置以使下一個PDU為由〇開始，此時，超 碼框f(66h)即相應增加一個值（例如加丨），直言之，只要 f收端偵測到所接收之pDu的序號為〇時，京尤要使其超碼框 加1，此對於傳送端而言亦然。而如上所述的，該超碼 =數對傳迗端而言為一加密要件、對接收端而言則為一解 名要件，如果接收端無法知道所收到之？])11在傳送端時所 對應的超碼框數，就無法對該PDU進行解密，因此，如何 使傳送端（80)與接收端（9〇)之間的超碼框數（66h)為同 步’對於加密欲傳送之pDU或解密已接收iPDU(92)而言乃 係相當重要之課題。 請配合第四圖參閱第六圖，第六圖為pDUs (82)及 (92)的傳送及接收圖，每一個從傳送端（8〇)傳送過來之 PDU(82)各具有一序號值，該PDU(82)並由該接收端（9〇)接 收及組成PDU(92)，同時每個pdu(92)亦會有一具序號值。 在本例中，該傳送端（80)送出的第一批pdu(82)，其序號 值從110遞增至112。隨後，該傳送端（80)丟棄序號113至 125之PDU(83)後’再繼續傳送序號126至1的PDU(82)。當 序號跳至127時，因為PDU(86a)之序號欄（51 )的長度為7位 元，所以PDU( 86b)之序號會重置而由〇開始。再一次地， 該傳送端（80)丟棄序號2至19之PDU(84)後，再繼續傳送序 號20至23的PDUC82)。接著，更多的PDU(82)再被傳送端 (80)被丟棄，並由序號為30之PDU處再接續傳送pdu(82)的 工作。其中，該PDU(83)(84)及（85)之所以被丟棄的主要
第14頁 567732 ---_年月曰 μ_ 五、發明說明（ίο) " 可能係因為逾時未傳送（time-out)、或其他因素所造成。 PDU (83) ’（84)及（85)被丟棄事並未直接以信令通知接收 端（9 0 )。因此，接收端（9 0 )只能根據所接收到之pDu ( 92 ) 的序號不連續而間接推斷有些PDU ( 92)已被丟棄。舉例來 說，該接收端（90)由所收到PDU(93a)與（93b)之序號不連 續可推斷位於其間之PDU(83)已被丟棄，並據以作出適當 的反應以將所收到的P D U ( 9 2 )還原為正確之s D U 。在收到 PDU(9 6b)時，因為PDU序號回歸為〇之故，所以該接收端 (90)即將其超碼框數（66h)之值遞增成1。被接收之 PDU(96b)因而使用不同於PDU(96a)之超碼框數（66h)來進 行解密。此為正確之解密方式，因此PDU( 96b)解密成功。 然而，不幸的的是，傳輸過程避免不了錯誤。p〇U(82)有 可能發生資料遺失或資料錯誤。舉例來說，若接收端（90 ) 接收到錯誤的PDU (97)序號值為100而非正確的PDU( 87)序 號值2 3。一般來說，第一層介面之循環冗餘檢測 (circular redundancy check ，CRC)，通常能檢涓J 出接收 到之PDU(92)是否有錯誤，如有錯誤，可將錯誤的資料去 除。但是，受損的P D U ( 9 2 )還是有可能未被彳貞測出來。在 這個例子裡，我們假定受損的PDU( 97)未被偵測出來，並 導致序號值被誤收為100。在接收端（90)，加密機制（66) 會以同一個超碼框數（66h)值（等於1)來對PDU (98a)進行 解密。傳送端（80)對PDU (88a)使用同一超碼框數（66h)值 (等於1 )進行加密。因此，PDU( 9 8a)解密成功。然而，由 於PDU (97)的錯誤序號數值1〇〇與被傳送的PDU (87)正確
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的加密序號數值23並非一致，闵士 〜< ---^ ：-Lc^ ΪΓ中9rPD?2)已被傳送端(80)捨棄不傳。這個推ϊϊ :顯然是錯誤#，但接收端無從得知其推
Hi辑待酬(98b)被接收到後，接收端⑽)的力％機制 序號值為⑴至127以及0到29的隱 (82)於傳送前已遭傳送端（8〇)捨棄或者是在傳送途中遺失 了。接收端（90)的加密機制（66)會因此推 =，因而遞增其超瑪框數⑽)值。因此，接收二二零 超碼框數（66h)之值從1遞增為2，並以此值對接收到的 PDU(98b)進行解密。事實上，該PDU在傳送端（8〇)加密時 之，碼框數（66h)之值為1，兩者不同步。因此，pDU(98b) 2岔失敗，而導致產生無意義的資料pDu (92)。再者， ®傳送端（80)與接收端（90)的超碼框數（66h) 一旦不再同 步8^ ’其後的所有PDUs(92)亦將無法正確解密。其结果 疋接收‘（90)與傳送端（80)之間的通訊管道，被徹底摧 毀，無法使用。 一 發明概述 有鑒於此，本發明之主要目的係在於提供一種方法以 在一無線通信協定中用來決定被接收序號的可接受範圍。 簡言之，本發明之較佳實施例係揭示一種無線通信協定之 決定序號允收範圍之方法，該無線通信協定係利用協定資 料單元（protocol data units ，PDU)來傳送及接收服務 >料單元（service data units)，而每一個PDU各具有若
567732
案號 91102741 五、發明說明（12) 干個位元用以指出該PDU在一被傳送或接收之PDU資料流 (stream of PDUs)中的排序。該無線通信協定在二傳=時 段（transmission time interval，TTI)之内，傳送或接 收預定數量之PDU。該無線通信協定在該傳送時段内建立 一開始序號及一結束序號’並使任何在該傳送時段内被接 收之PDU只要序號係位在該開始序號之前、或是 束序號之後者都予以捨棄。 ^ ^ 本發明之優點係在於：藉由捨棄在傳送時段中序號未 落在該開始序號與結束序號間之PDU，以避免傳送及接1 站台兩者之超碼框數（hyper-frame number，HFN )失去 同步。再者，剷述所捨棄之PDU亦有助於防止錯誤之資料 上傳至上層。 本發明之較佳實施例 於隨後之說明中，將利用3GPPTM所揭示之通訊協定 (TS 2 5· 32 2，V3· 5· 〇 )作為實施例之用。然而，熟悉此 項技術之人士將可明瞭，任何無線通信協定因被接收之協 定#料單tg(PDU)的資料毀壞所產生之困擾，均可利用本 發明方法予以解決。又請注意，在下列說明中之站台，係 可兼為貧訊傳送及接收之行動電話（cellular telephone)、個人數位助理（pDA)、個人電腦（pc)、或 是可利用該無線通信協定之任何其它裝置。 本發明之方法係確保在一傳送時段内所有被接收之協 定資料單元（PDU)的序號值在該傳送時段所預定之範圍 内。請參閱第七圖及第八圖，第七圖係本發明之pM(1 13)
第17頁 567732 _ 索號 9U£g7ii__年月日_修正 五、發明說明（13) 及（123)的傳送/接收示意圖，第八圖係本發明之第二層介 面（1 0 0 )之方塊圖。請注意，本發明所述及之協定資料單 元（PDU)、服務資料單元（SDU)、傳送時段（TTI)等係與 【先前技術之描述】之說明相同。另外，PDU的加密，以 及加密/解密時之超碼框數（HFN)與序號的使用均如【先前 技術之描述】所述。在本件實施例中，一位於傳送端 (110) 之第二層介面（1〇〇)由其第三層介面（103)上收到一 串SDU(105a)。該SDU(105a)係在一緩衝區（1〇5)内等侍傳 送，由於逾時（time-out)之故’有一些SDU(105a)將因此 被取消而放棄傳送。又該MAC子層（1 04 )係用以通知該RLC 子層（102)下一傳送時段（112)内之PDU (113)數量及大 小。就本件實施例而言，吾人假設該下一傳送時段（1 1 2 ) 内係要傳送9個PDUC113)，而傳送端（11〇)在前一傳送時段 (111) 内最後一個PDU的序號是123，則該RLC子層（102)即 因此將該序號1 2 3加1，使得該下一傳送時段（1 1 2 )内的第 一個PDU(113a)的序號為124，且不管在後續之pdu(113)之 中是否有相對應之SDU( 1 05a)被取消或捨棄，該些後續之 P D U的序號仍依序連號遞增。也就是說，在該傳送時段 (112) 内’母一個在後的pdu(113)之序號永遠較其前一個 PDU(113)大1。因此，該pDU(113b)的序號為125，同樣 地，P D U (1 1 3 c )的序號則為1 2 6。而為了使該接收端 (120)能知悉PDU在傳送前已被傳送端（11〇)之第二層介 面（100)所取消或捨棄。該PDU(丨丨3c)利用了 一個特定長度 指標（1 1 9 ) ’該特定長度指標（1 1 9 )係可指出p D u ( 11 3 b)與
第18頁 567732 年 月 曰 修正 案號 91102741 五、發明說明（14) PDU(113c)之間在傳送前即已取消的pDU。又、一傳送端 (1 1 0 )之加岔機制（1 0 6 )係利用該超碼框數（丨〇 6h )配合該 PDU(113a)之序唬、PDU( 113b)之序號· . .PDU(113d)之 序號，以分別對該？01](1133)、？1)1](11313)··· PDU(1 13d)進行加密。如上面【先前技術之描述】中所述 一般。在本例中由於PDU之序號欄的長度僅為7個位元， 因此，PDU之序號最大僅可編至丨27，即第七圖中所示之 PDU(113d)。當 PDU 序號在編至 PDU(113e)時，因PDU(113d) 之序號已跳至最大值1 2 7，因此，重新開啟了一個新的序 號循環，即PDU(113e)之序號值重置歸零，隨後之pdu的序 號也因此依次編為1、2、3、…。而在該PDU(113e)之序號 值重置歸零之時，該超碼框數（1 〇 6 h)則相應遞增一個值 (例如加1 )。此時，該PDU(1 1 3e )即使用新的超碼框數 (106h)進行加密，且所有後續的PDU(113)也依此分別進行 加密。又、在該PDU(113h)與PDU(113i)之間的PDU(113)也 被取消，且該PDIKl 13i)並利用該特定長度指標（119)來指 出該被取消之PDU(1 13)的位置。 該傳送端（Π 0 )在該傳送時段（11 2 )内傳送該 PDUC113)，且該PDU(113)並部份地被該接收端（120)所接 收（指在接收端傳送時段（122)内收到之PDIK 123))。為 此，吾人假設本發明方法係執行於MA c子層（1 0 4 )，該接收 端（120)的MAC子層（104)使用一個在先序號（M4 p)去產生 一開始序號（l〇4s)。前一傳送時段（121)預期最大的序號 值為123，也就是說，該前一傳送時段（121 )的結束序號
第19頁 567732 _案號91102741_年月日___ 五、發明說明（15) (104e)之值為123。該值加1後的值124即為目前傳送時段 (122)的開始序號（l〇4s)。該開始序號（l〇4s)之值，應該 等於第一個被傳送之PDU(113a)的序號值，該接收端（丨2〇) 的MAC子層（104)知道有9個PDU在該傳送時段（122)被接 收，並利用一此資訊去產生一個結束序號（1 〇 4 e )之值，該 結束序號（1 0 4 e )之值係為該開始序號（1 〇 4 s )之值加上預期 位於該傳送時段（122)内之PDUC123)的數量再減一（即： [結束序號]=[開始序號]+ [傳送時段（122)内之PDU總 數]-1 )。舉例而言，該結束序號（1 04e)之值是 124 + 9-1=4(由於PDU序號係僅利用7個位元來表示，因此序 號最大值僅能加至1 2 7，超過1 2 7要從0開始）。該接收端 (120)的MAC子層（104)將取消（拒收）在該傳送時段（122)内 收到、但序號位於開始序號（104s)與結束序號（1〇4e)所界 定之區間之外的PDU(123)。請注意，由於該序號的歸零重 置（再次由零編起以至127)之特性’該序號是否位在可被 接受的範圍内必需小心的決定。以第七圖為例，只有序號 值等於 124， 125， 126， 127， 0， 1 ， 2， 3， 4 中 任一值的PDU才會被接受，其它的PDU(123)則一律捨棄拒 收。該第一個被收到的PDU(123a)的序號值為124可被接 受，該第二及第三個被收到之PDU(123b)與PDU(123c)也 一樣在允收範圍之内。該PDU( 123c)係包括該特定長度指 標（119)，該接收端（120)因此知道該PDU(123b)與 PDU( 123c)之間被傳送端（110)取消了一個或多個 PDU(1 1 3)，並組合該PDU( 123)為相對應之SDU。而由於
第20頁 567732 案號 91102741 五、發明說明（16) PDU(123d)與PDU(123f)兩者之序號值均是落在該開始序號 (104s)及結束序號（l〇4e)之值所定義的允收範圍内而可被 接受，因此，即使被傳送之PDU(113e)在該接收端（120)未 收到’该接收端（1 2 0 )仍能夠正確地從該p j) u (1 2 3 d)與 PDU(123f)中推定出該PDU(113e)的序號。當該ρρυ(123ί) 的序號值小於在先的PDU( 123d)時，即可正確推斷序號已 經重置歸零，而該接收端（1 2 〇 )之超碼框數（丨〇 6h )則相應 遞增一個值。利用該具有新值的超碼框數（1 〇 6 h )，該 PDU(123f)即可成功地解密。當汕1|(123(1)與（12;^)之間的 序號不連號時，意指該PDU(113e)在傳送時遺失了，那 麼，4接收端（120)在進行組合該p[)U(123d)與（123f)為對 應之SDU時即可進行相對應之處置。雖然，一個受損的· PDU(123g)也在該傳送時段（122)内被接收到，但該受損之 PDU(123g)的序號因未落在該允收範圍内而被捨棄，此、 時，該接收端（120)之超碼框數（1〇 6h)並沒有更動，且該 接收端（1 20 )利用其同步於該傳送端（丨丨〇 )所屬超碼框數 (106h)之超碼框數（iQgh)而可正瑞地解密隨後的 PDU(123h)，也就是說，丟棄該受損之pDU(123g)的目的係 在於避免該傳送端（11〇)與接收端（12〇)之超碼框數（1〇6hj 變成不同步。最後收到之PDU(123i )也因而解密成功，同 樣地，在隨後之傳送時段（128)中，所有後續的pDU也 此。 因為本發明運用一特定長度指標（丨丨9)以指出該傳送 端（110)所取消之PDU(113)，所以能夠確保所傳送之 、
第21頁 567732 _案號 91102741_年月日___ 五、發明說明（17) PDU(1 13)具有連續的序號而不會跳號，該接收端（120)可 利用此一特性而將未在目前傳送時段（1 2 2 )所預期之序號 範圍内的PDU(123)予以丟棄。另外，由於所有的PDUU23) 之序號均為連號，使得任何PDU( 123)之序號如與其前一個 PDU(123)之序號不連號，即使該PDU(123)之序號係位於該 傳送時段之允收序號範圍内，接收端仍可正確推斷其内涵 資料有誤，而拒收及丟棄。舉例而言，若PDU(123h)的序 號3誤收為2，則該MAC子層（104)因預期在該傳送時段 (122) 内的該位置之上，正確PDU(1 23)之序號值應為3，因 此可拒收該序號誤為2之PDU(123h)。這使得PDU(123)之允 收托圍更為嚴謹。 在上面的陳述中，該PDU (113)、（123)之中，除了具 有特定長度指標（Π 9 )外，仍可能含有正常習知之長度指 標。每一個被傳送的PDU( 1 1 3)及被接收的PDU( 1 23)都可能 具有一個或多個長度指標。關於此部份的解釋，可參考本 文【先前技術之描述】中的說明。欲將該接收到之 PDU( 123)正確地還原成正確之SDu係必需利用該等長度指 標。在上一段的陳述中，為了簡化說明起見，僅指出本發 明之特定長度指標（1 19)之功能，並忽略在該PDU(1 13)、 (123) 内任何其它可能包含的長度指標。請參閱第九圖， 係本發明之長度指標的較佳實施例，圖中揭示了一個根據 本發明而實施之PDUC130)的方塊圖，該PDU(130)係利用一 特定長度指標（132a)以供指出在該PDU( 130)之前有一個或 多個PDU於傳送前就被傳送端丟棄。該PDU( 130)的前個八
第22頁 567732 ___案號 91102741_^^__Q_修正_____ 五、發明說明（18) 位元包括一具有7個位元之序號襴（131)及一單一位元之延 伸位元（1 3 3 a )，當該延伸位元（1 3 3 a )被設定為1時，係表 -示係後面尚存在其它的長度指標。在本件實施例中，該特 定長度指標（132a)係為該PDU(130)中的第一個長度指標， 且其值係超過該PDU( 130)的最大可能長度，該特定長度 指標（1 3 2 a )當然亦可放在其它位置。該特定長度指標 (132a)可以是7或15個位元寬度，且接續一個單一的延伸 位元（133b)以供指出後面是否尚存有其它的長度指標。當 該延伸位元（1 3 3 b )被設定為1時，係表示後面尚有一長度 指標，即圖中所示之長度指標L II ( 1 3 2b )，該長度指標 LIl(132b)指出一 SDU — l(134b)的結束位置。因為在本件實 _ 施例中，該PDU( 130)中並沒有更多長度指標，所以，該長 度指標LIl(132b)所屬之延伸位元（133c)即被設定為零。 而該S D U一 2 (1 3 4 c )的長度指標則將出現在一個接續在該 PDU(30)後之其他PDU之内。 ~ 值得注意的是，在SDU一 1 (134b)中的資料必需被推斷 -為該SDU之其他部份已被傳送端捨棄，因此，該 SDU一1 (134b)中的資料僅為完整SDU之片段資料，也應被捨 棄。PDU(30)之前的那一個pDu可能有部份資料為被傳送端 , 丟棄之SDU之片段資料，必需捨棄不用。因此，重組該ρΜ φ 還原回S D ϋ並非易事而需要非常小心。請注意該長度指標 | L II (1 3 2 b )之值可能為〇，以表示沒有資料需要從該 PDU(30)中被捨棄不用。該特定長度指標（132a)可設為兩 個保留數值之一，第一個值表示應從該PDU(1 3〇)中捨棄部
第23頁 567732
案號 9n(l?7W 五、發明說明（19) 份資料，第二個值則表示該PDU(13〇)之 資料不應捨棄。 ^貝T叶构為有效 對照於習知技術，本發明過濾出在一 到之PDU序號，以確保料號都位在該、^内所收 允收範圍内。此外，本發明更利用— =的 標，以指出傳送端在傳送前已取消一個或多個则，乍俾為使旗 該接收端可$所收到之PDU正確地重組為相對應之。對 一傳运端而言，使用該特定長度指標可使其傳送之pDu序 ^保持連號，不論其是否需要丟棄一些pDu。而對一接收 知而〇使用4特疋長度指標則使其能正確地預知該傳送 時段内允收的序號範圍。此外，由於序號必然連號，接收 端可正確地推斷出序號值未符合連號條件之pDu必然為錯 誤之PDU，可拒收丢棄之。 綜上所述’當知本發明具有產業上之利用性及進步 性’而且在相同領域中均未見有類似之方法或結構揭露在 先而具有新穎性，故已符合發明專利之申請要件，爰依法 提出申請。 唯以上所述者，僅為本發明之一較佳實施例而已，當 不把以之限定本發明實施之範圍，即大凡依本發明申請專 利範圍所作之均等變化與修飾，皆應仍屬本發明專利涵蓋 之範圍内。
第24頁 567732 --號9110271L 年月日 产正 圖式簡單說明 " 一 一 -- 圖式說明 ^二圖，係具有三層架構之無線通信協定的方塊圖。 =一圖，係從第二層介面來觀察傳送/接收程序之示意圖 第三圖，係非確認模式下之協定資料單元（pDU)的方塊 圖。 f四圖’係習用第二層介面較詳細之方塊圖。 第五圖，係傳送時段（transmission time intervals ，TTIs)時序示意圖。 第八圖’係根據習用技術來傳送/接收PDU之示意圖。 ^七圖，係根據本發明來傳送/接收PDU之示意圖。 第八圖，係本發明第二層介面之方塊圖。 第九圖，係根據本發明之較佳實施例的方塊圖。 圖號說明 (11)訊息 (1 2 a)信令訊息 (1 4)第二層服務資料單元 (1 8 )第二層協定資料單元 (20)第二站台 (22)第三層介面 (2 3 )應用程式 (26)第二層介面 (29)第一層介面 (31)第一層介面 (33)第三層介面 (10)第一站台 (12)弟二層介面 (1 3 )應用程< (1 6 )第二層介面 (1 9 )第一層介面 (2 1 )訊息 (2 2 a)第三層信令訊息 (24)第二層SDU (28)PDU (30)第一站台 (32)第二層介面
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案號91102741_年月日_修正 圖式簡單說明 (34)第二層SDU (36)第二層PDU (40)第二站台 (42)第二層介面 (43)第三層介面 (44) SDU (46) PDU (50)協定資料單元PDU (5 1 )序號欄 (52a)延伸位元 (52b)延伸位元 (52c)延伸位元 (56a) LI1 (56b) LI2 (57a) SDU_1 (57b) SDU_2 (57c) SDU—3 (5 8 )資料區 (60)第二層介面 (61)第一層介面 (6 2 )無線連結控制子層 (63) PDU (64)傳輸媒體存取控制子層 (6 5 )緩衝區 (65a) SDU (6 6 )加密機制 (66c)加密運算元 (6 6 h )超碼框數 (66s)序號值 (70)時序圖 (72)傳送時段 (74)傳輸區塊組 (74a)傳輸區塊 (75) RLC PDU (76) MAC 標頭 (8 0 )傳送端 (82) PDU (83) PDU (84) PDU (85) PDU (86a) PDU (86b) PDU (87) PDU (88a) PDU (9 0 )接收端 (92) PDU
第26頁
567732 案號 91102741 年 月 曰 修正 圖式簡單說明
(93a) PDU
(96a) PDU
(97) PDU
(98b) PDU (102) RLC 子層 (104) MAC 子層 (1 0 4 p )在先序號 (1 0 5 )緩衝區 (1 0 6 )加密機制 (11 0 )傳送端 (11 2 )傳送時段
(113a) PDU
(113c) PDU
(113e) PDU
(113i) PDU (1 2 0 )接收端 (1 2 2 )接收端傳送時段
(123a) PDU
(123c) PDU
(123f) PDU
(123h) PDU (1 2 8 )傳送時段 (1 3 1 )序號欄 (132b)長度指標LI1
(93b) PDU (96b) PDU (98a) PDU (100)第二層介面 (103)第三層介面 (104e)結束序號 (1 0 4 s )開始序號 (105a) SDU (1 0 6 h)超碼框數 (111 )傳送時段 (113) PDU (113b) PDU (113d) PDU (113h) PDU (Π 9 )特定長度指標 (1 2 1 )傳送時段 (123) PDU (123b) PDU (123d) PDU (123g) PDU (123i) PDU (130) PDU (132a)特定長度指標 (1 3 3 a)延伸位元
第27頁 567732 案號 91102741 A_η 曰 修正 圖式簡單說明 (133b)延伸位元 (134b) SDU.1 (133c)延伸位元 (134c) SDU—2 ΪΒΒ

Claims (1)

  1. 567732 案號 911(12741_年月日____ 六、申請專利範圍 1、一種通信協定之決定序號允收範圍之方法，該通 信協定係利用： 協定資料單元（protocol data units ，PDU)來傳送 服務資料單元（service data units，SDU)，且每一個pDU 包括一具有若干位元之序號，以對應指出在一傳送或接收 之PDU資料流中之PDU的排序；以及 一傳送時段（transmission time interval，TTI)， 其内係具有一預定數量之PDU以供傳送或接收； 而該方法則包括： 在一傳送時段内接收一 PDU資料流； 在該傳送時段所收到之PDU中決定一開始序號及一結 束序號；以及 將序號係位在該傳送時段之開始序號之前、或在該結 束序號之後的PDU全部捨棄。 2、 如申請專利範圍第1項所述之方法，其中該開始序 號係獲自於前一傳送時段之結束序號。 3、 如申請專利範圍第2項所述之方法，其中該結束序 號係遞增1以得到該開始序號。 4、 如申請專利範圍第1項所述之方法，其中該結束序 號係為該傳送時段中iPDU總數加上該開始序號再減去1。 5、 如申請專利範圍第1項所述之方法’其中該無線通 信協定更進一步利用一長度指標以指出在一 PDU内之一 sdu 的結束位置，且一特定值並供該長度指標表示在該pDU之 前的一個或數個PDU在傳送前就被丟棄。
    567732 Λ >1 修正 曰 盖號 91102741 六、申請專利範圍 ^ 6如申請專利範圍第5項所述之方法，其中該長度指 心之特定值係能使一接收者預知傳送序號的範圍，以便該 接收端產生該開始序號與該結束序號。 古7、如申請專利範圍第6項所述之方法，其中該pDu資 料流甲的每一個連續PDU之序號係被依序遞增一固定值。 8、如申請專利範圍第7項所述之方法，其中該固定值 係為1。 々9、一種無線通信系統，係包括： :第一站台以供傳送_PDlJ資料流，該PDu資料流於一傳送 時段内包括一預定數量2PDU，且每一個PM係包括一具有 若干位tl之序號’以供指出該pDlJ在該pDU資料流中之排 序； 一第一站台係於該傳送時段内接收該PDU資料流，且 該第二站台係利用： 一開始序號； 一結束序號；以及 一介面係可產生該開始序號及該結束序號，並可將序 號係位於該開始序號之前、或該結束序號之後的PDl]全部 捨棄。 1 0、如申請專利範圍第9項所述之無線通信系統，其 中該介面係利用前一傳送時段之結束序號來獲得該開始序 號。 1 1、如申凊專利範圍第1 〇項所述之無線通信系統， 其中該介面係將該前一傳送時段之結束序號加1以得到該 I酬
    第30頁 )b/732 9110?,7ii 修正 曰 六、申請專利範圍 開始序號。 12 、如申 請專利範圍第9 中該介面係經:…員所述之無線通信系u 咕 、 （遠傳送時俨内之PDU數量+該開始序 號-η之方式以獲致該結束時:號内。 、如申清專利範圍第g項所述之無線通信系統，其 中该第一站台係利用一具有一特定值之長度指標，以指出 該PDU之前的一個或數個pDlJ在傳送前就被該第一站台丟 棄。 1 4、如申請專利範圍第9項所述之無線通信系統，其 中該長度指標之特定值係能使該第二站台預知該第一站台 傳送PDU資料流之序號範圍，以便該第二站台能產生該開 始序號及該結束序號。 1 5、如申請專利範圍第丨4項所述之無線通信系統，其 中該PDU資料流中的每一個連續？1)1]之序號係被依序遞增一 固定值。 ' 1 6、如申請專利範圍第1 5項所述之無線通信系統，其 中該固定值係為1。
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