小小区部署中的高效抛弃机制的制作方法
本公开涉及抛弃用于同时连接到两个基站的移动台的数据分组的方法。本公开还提供用于执行这里描述的方法的基站。
背景技术：
长期演进(lte)
基于wcdma无线电接入技术的第三代移动系统(3g)正在全世界广泛部署。增强或演进此技术的第一步需要引入高速下行链路分组接入(hsdpa)和增强的上行链路(也称为高速上行链路分组接入(huspa)，这使得无线电接入技术具有很高的竞争力。
为了对进一步增长的用户需要做好准备以及为了使其相对于新的无线电接入技术具有竞争力，3gpp引入了称为长期演进(lte)的新移动通信系统。lte被设计为满足下十年的高速数据和媒体传输的载波需要以及大容量语音支持。提供高比特率的能力是lte的关键措施。
称为演进的umts陆地无线电接入(utra)和umts陆地无线电接入网(utran)的长期演进(lte)的工作项(wi)规范最终确定为版本8(lte版本8)。lte系统表示高效的基于分组的无线电接入和无线电接入网，其提供具有低延迟和低成本的基于全ip的功能。在lte中，规范了可调整的多个发送带宽，诸如1.4、3.0、5.0、10.0、15.0和20.0mhz，以便使用给定频谱获得灵活的系统部署。在下行链路中，采用基于正交频分复用(ofdm)的无线电访问，这是因为其对多径干扰(mpi)的固有抗干扰能力，而此抗干扰能力是由于低码元速率、循环前缀(cp)的使用以及其与不同发送带宽布置的关联而得到的。在上行链路中采用基于单载波频分多址(sc-fdma)的无线电访问，这是因为，考虑到用户设备(ue)的有限的发送功率，提供广域覆盖优先于提高峰值数据速率。采用了包括多输入多输出(mimo)信道发送技术在内的许多关键的分组无线电访问技术，并且在lte版本8/9中实现了高效的控制信令结构。
lte架构
图1中示出了整体架构，图2中给出了e-utran架构的更详细表示。e-utran包括enodeb，其提供了向着用户设备(ue)的e-utra用户平面(pdcp/rlc/mac/phy)和控制平面(rrc)协议端接(termination)。enodeb(enb)主管(host)物理(phy)、介质访问控制(mac)、无线电链路控制(rlc)和分组数据控制协议(pdcp)层，这些层包括用户平面报头压缩和加密的功能性。enodeb还提供对应于控制平面的无线电资源控制(rrc)功能性。enodeb执行许多功能，包括无线电资源管理、准许控制、调度、施加经协商的上行链路服务质量(qos)、小区信息广播、用户和控制平面数据的加密/解密、以及下行链路/上行链路用户平面分组报头的压缩/解压缩。通过x2接口将enodeb彼此互连。
enodeb还通过s1接口连接到epc(演进的分组核)，更具体地，通过s1-mme(移动性管理实体)连接到mme并通过s1-u连接到服务网关(sgw)。s1接口支持mme/服务网关与enodeb之间的多对多关系。sgw对用户数据分组进行路由并转发，同时还工作为enodeb间的移交期间的用于用户平面的移动性锚点、并工作为用于lte与其它3gpp技术之间的移动性的锚点(端接s4接口并中继2g/3g系统与pdngw之间的业务)。对于空闲状态的用户设备，sgw在对于用户设备的下行链路数据到达时，端接(terminate)下行链路数据路径并触发寻呼。sgw管理和存储用户设备上下文(context)，例如，ip承载服务的参数、网络内部路由信息。在合法拦截的情况下，sgw还执行对用户业务的复制。
mme是用于lte访问网络的关键控制节点。mme负责空闲模式用户设备追踪和寻呼过程，包括重发。mme参与承载激活/禁用处理，并且还负责在初始附接时以及在涉及核心网络(cn)节点重定位的lte内移交时为用户设备选择sgw。mme负责(通过与hss交互)认证用户。非访问层(nas)信令在mme处终止，并且mme还负责对用户设备产生和分派临时标识。mme检查对用户设备在服务提供商的公共陆地移动网络(plmn)上驻留(camp)的授权，并施加用户设备漫游限制。mme是网络中用于nas信令的加密/完整性保护的端点，并处理安全密钥管理。mme还支持信令的合法拦截。mme还利用从sgsn起终接在mme的s3接口，提供用于lte与2g/3g访问网络之间的移动性的控制平面功能。mme还端接朝向归属hss的s6a接口，用于漫游用户设备。
lte(版本8)中的分量载波结构
在所谓的子帧中，在时频域中细分3gpplte系统的下行链路分量载波。在3gpplte中，将每个子帧分为如图3中所示的两个下行链路时隙，第一个下行链路时隙在第一个ofdm码元内包括控制信道区(pdcch区)。每个子帧包括时域中的给定数目的ofdm码元(在3gpplte(版本8)中为12或14个ofdm码元)，每个ofdm码元横跨分量载波的整个带宽。因此，ofdm码元各自包括在相应的
假设例如采用ofdm的多载波通信系统(如例如在3gpp长期演进(lte)中使用的)，可以由调度单元分配的资源的最小单位是一个“资源块”。将物理资源块(prb)定义为时域中的
一个子帧由两个时隙构成，从而当使用所谓的“常规”cp(循环前缀)时一个子帧中有14个ofdm码元，当使用所谓的“扩展”cp时一个子帧中有12个ofdm码元。为了术语，下文中，等价于跨越完整帧的相同
术语“分量载波”是指频域中的几个资源块的组合。在lte将来的版本中，术语“分量载波”不再被使用，相反，该术语被改变为“小区”，其指下行链路以及可选的上行链路资源的组合。在下行链路资源上发送的系统消息中指示下行链路资源的载频和上行链路资源的载频之间的关联。
对分量载波结构的类似假设也适用于以后的版本。
lte-a中用于支持更宽带宽的载波聚合
在世界无线电通信会议2007(wrc-07)上决定了用于高级imt(imt-advanced)的频谱。虽然决定了用于高级imt的总体频谱，但根据每个地区或国家，实际可用的频率带宽不同。然而，在决定了可用频谱概要之后，第三代合作伙伴计划(3gpp)开始了无线电接口的标准化。在3gpptsgran#39会议中，批准了关于“用于e-utra的进一步发展(高级lte(lte-a))”的研究项描述。该研究项覆盖例如为了满足高级imt的要求而在e-utra的演进中要考虑的技术部分。
高级lte系统能够支持的带宽是100mhz，而lte系统仅能够支持20mhz。现在，无线电频谱的缺少已成为无线网络发展的瓶颈，因此，难以找到对高级lte系统而言足够宽的频谱带。因而，急需找到获取更宽无线电频谱带的方法，可能的答案是载波聚合功能。
在载波聚合中，两个或更多个分量载波被聚合以便支持高达100mhz的更宽的发送带宽。let系统中的几个小区被聚合为高级let系统中的更宽的信道(该信道对100mhz而言足够宽)，即使lte中的这些小区在不同的频带中也是如此。
所有分量载波可被配置为至少当上行链路和下行链路中的分量载波的聚合数目相同时是lte版本8/9兼容的。不是用户设备聚合的所有分量载波都必须是版本8/9兼容的。现有机制(例如，排除(barring))可被用于避免版本8/9的用户设备驻扎在分量载波上。
取决于用户设备的能力，用户设备可以同时接收或发送一个或多个分量载波(对应于多个服务小区)。具有载波聚合的接收和/或发送能力的lte-a版本10的用户设备可以同时在多个服务小区上接收和/或发送，而lte版本8/9的用户设备仅可以在单个服务小区上接收和发送，假定分量载波的结构遵循版本8/9规范。
对连续和不连续分量载波两者支持载波聚合，其中在使用3gpplte(版本8/9)编号的情况下，每个分量载波在频率中限制到最多110个资源块。
可以配置3gpplte-a(版本10)兼容的用户设备，以在上行链路和下行链路中聚合不同数目的分量载波，其来源于同一enodeb(基站)且具有可能不同的带宽。可以配置的下行链路分量载波的数目取决于ue的下行链路聚合能力。相对地，可以配置的上行链路分量载波的数目取决于ue的上行链路聚合能力。可能不可以为移动终端配置比下行链路分量载波更多的上行链路分量载波。
在典型的tdd部署中，上行链路和下行链路中的分量载波的数目和每个分量载波的带宽是相同的。来源于同一enodeb的分量载波不需要提供相同的覆盖。
连续聚合的分量载波的中心频率之间的间隔必须是300khz的倍数。这是为了与3gpplte(版本8/9)的100khz频率光栅兼容，并且同时保留具有15khz间隔的副载波的正交性。取决于聚合场景，可通过在连续的分量载波之间插入较小数目的未使用的副载波而便利n×300khz的间隔。
多个载波的聚合的特性仅暴露上至mac层。对于上行链路和下行链路两者，每个聚合的分量载波在mac中需要一个harq实体。(在上行链路不存在su-mimo的情况下)，每个分量载波至多具有一个传输块。传输块及其潜在的harq重传需要被映射在同一分量载波上。
图5和图6中分别为下行链路和上行链路示出了具有激活的载波聚合的层2结构。
当配置载波聚合时，移动终端仅具有一个与网络的rrc连接。在rrc连接建立/重建时，一个小区提供安全输入(一个ecgi、一个pci和一个arfcn)以及非接入层移动性信息(例如tai)，与lte版本8/9中类似。在rrc连接建立/重建之后，对应于该小区的分量载波被称为下行链路主小区(pcell)。在连接状态中每个用户设备总是配置一个且仅一个下行链路pcell(dlpcell)以及一个上行链路pcell(ulpcell)。在所配置的分量载波的集合中，其它小区被称为辅助小区(scell)，其中scell的载波是下行链路辅助分量载波(dlscc)和上行链路辅助分量载波(ulscc)。下行链路和上行链路pcell的特性是：
1.对于每个scell，除了下行链路资源，ue对上行链路资源的使用也是可配置的；因此所配置的dlscc的数目总是大于或等于ulscc的数目，并且没有scell可被配置为仅使用上行链路资源。
2.上行链路pcell被用于发送层1上行链路控制信息。
3.与scell不同，下行链路pcell不能被禁用。
4.从ue的角度，每个上行链路资源仅属于一个服务小区。
5.可被配置的服务小区的数目取决于ue的聚合能力。
6.在下行链路pcell经历瑞利衰减(rlf)时，而不是在下行链路scell经历rlf时，触发重建。
7.下行链路pcell小区可以随着转交(handover)而改变(即，随着安全密钥改变和rach过程)。
8.从下行链路pcell获取非接入层信息。
9.pcell仅可以随着转交过程而改变(即，随着安全密钥改变和rach过程)。
10.pcell被用于发送pucch。
可以由rrc执行分量载波的配置和重配置。经由mac控制单元完成激活和禁用。在lte内转交时，rrc还可以增加、去除或重配置scell用于在目标小区中使用。当增加新scell时，专用rrc信令被用于发送scell的系统信息，该信息是发送/接收所必须的(类似于版本8/9中的转交)。
当用户设备被配置有载波聚合时，存在总是活动的一对上行链路和下行链路分量载波。该对的下行链路分量载波也可被称为“dl锚载波”。这同样适用于上行链路。
当配置载波聚合时，可以同时在多个分量载波上调度用户设备，但任何时候最多应当只有一个随机接入过程在进行。交叉载波调度允许分量载波的pdcch在另一分量载波上调度资源。为此目的，在相应的dci格式中引入分量载波识别字段，称为cif。
当没有交叉载波调度时，上行链路和下行链路分量载波之间的关联允许识别授权(grant)所适用的上行链路分量载波。下行链路分量载波对上行链路分量载波的关联不一定需要一对一。换言之，超过一个下行链路分量载波可以关联到同一个上行链路分量载波。同时，一个下行链路分量载波可以仅关联到一个上行链路分量载波。
osi层的一般概览
图7提供了osi模型的简要概览，lte架构的进一步讨论基于该osi模型，并且这里也将基于该osi模型讨论本发明。
开放系统互连参考模型(osi模型或osi参考模型)是用于通信和计算机网络协议设计的层化抽象描述。osi模型将系统的功能划分为一系列的层。每个层具有其仅使用下一层的功能且仅向上一层输出功能的特性。实施由一系列的这些层构成的协议行为的系统被已知为“协议栈”或“栈”。其主要特征在于层间的接合，其规定一个层如何与另一个层交互的规范。这意味着一个制造商编写的层可以与来自另一制造商的层一起工作。为了我们的目的，下面仅更详细地描述前三个层。
物理层或层1的主要目的是特定物理介质(例如，同轴电缆、双绞线、光纤、空中接口等)上信息(比特)的转移。其将数据转换或调制为可以在通信信道上发送的信号(或码元)。
数据链路层(或层2)的目的是通过将输入数据分解为数据帧(分段和重组(sar)功能)而以与特定物理层兼容的方式对信息流整形。此外，其可以通过请求丢失帧的重传而检测和校正潜在的发送错误。其典型地提供寻址机制，并可以提供流控制算法以便将数据率与接收单元能力匹配。如果多个发送单元和接收单元并发地使用共享的介质，则数据链路层典型地提供调节和控制对物理介质的访问的机制。
因为数据链路层提供大量功能，所以数据链路层通常被细分为子层(例如，umts中的rlc和mac子层)。层2协议的典型示例是用于固定线路网络的ppp/hdlc、atm、帧延迟以及用于无线系统的rlc、llc或mac。下文将给出关于层2的子层pdcp、rlc和mac的更详细的信息。
网络层或层3提供用于将可变长度的分组经由一个或多个网络从源转移到目的地并同时保持传输层所请求的服务质量的功能和过程手段。典型地，网络层的主要目的是执行网络路由、网络碎片和拥塞控制功能等。网络层协议的主要示例是ip因特网协议或x.25。
关于层4至层7，应当注意，取决于应用和服务，有时难以将应用或服务归于osi模型的特定层，因为在层3上操作的应用和服务经常实施要归于osi模型的不同层的各种功能。因此，尤其是在基于tcp(udp)/ip的网络中，层4及以上有时被组合并形成所谓的“应用层”。
层服务和数据交换
下面，结合图8定义这里所使用的术语服务数据单元(sdu)和协议数据单元(pdu)。为了以一般方式正式描述osi模型中的层之间的分组交换，已经引入了sdu和pdu实体。sdu是从层n+1处的协议经由所谓的服务接入点(sap)发送的信息单元(数据/信息块)，层n+1处的协议从位于层n的协议请求服务。pdu是在发送单元和接收单元处的位于相同层n处的相同协议的对等处理之间交换的信息单元。
pdu通常由载荷部分、载荷部分之前的层n的特定报头以及可选的载荷部分结尾处的尾部形成，载荷部分由所接收的sdu的处理后的版本构成。因为这些对等处理之间没有直接的物理连接(除了层1)，所以pdu被转发到层n-1用于处理。因此，层n的pdu是层n-1角度的sdu。
lte层2-用户平面协议栈
lte层2的用户平面协议栈由如图9中所示的三个子层(pdcp、rlc和mac)构成。如前所说明的，在发送侧，每个层从更高的层接收sdu，该层向该更高的层提供服务并将pdu输出到下一层。rlc层从pdcp层接收分组。这些分组从pdcp的角度称为pdcppdu，并且从rlc的角度表示rldsdu。rlc层创建提供给下一层(即mac层)的分组。rlc提供给mac层的这些分组是从rlc角度的rlcpdu以及从mac角度的macsdu。
在接收侧，处理相反，其中每一个将sdu向上传送给上一层，在上一层中它们被作为pdu接收。
物理层本质上提供由turbo编码和循环冗余校验(crc)保护的比特管道，链路层协议通过提高可靠性、安全性和完整性而增强提供给更上层的服务。此外，链路层负责多用户介质访问和调度。lte链路层设计的主要挑战之一是为因特网协议(ip)数据流提供所需要的可靠性级别和延迟，ip数据具有宽范围的不同服务和数据率。具体地，协议开销必须衡量。例如，广泛地假设ip语音(voip)流可以容忍100ms量级的延迟以及高达1％的分组丢失。另一方面，众所周知的是，tcp文件下载在具有较低带宽延迟积的链路上执行得更好。结果，以非常高数据率(例如，100mb/s)的下载要求比voip业务甚至更低的延迟，并且对ip分组丢失比voip业务更敏感。
总而言之，这通过lte链路层的三个部分纠缠(interwined)的子层来实现。
分组数据汇聚协议(pdcp)子层主要负责ip报头压缩和加密。此外，其在enb间转交的情况下支持无损移动性，以及向较高层控制协议提供完整性保护。
无线电链路控制(rlc)子层主要包括arq功能，以及支持数据分段和连接。后两者与数据率无关地最小化协议开销。
最后，介质访问控制(mac)子层提供harq，并负责介质访问所需要的功能，诸如调度操作和随机访问。图10示例性地描述了ip分组通过链路层协议向下至物理层的数据流。该图示出了每个协议子层将其自己的协议报头添加到数据单元。
分组数据汇聚协议(pdcp)
pdcp层处理控制平面中的无线电资源控制(rrc)消息以及用户平面中的ip分组。取决于无线电承载，pdcp层的主要功能是：
-针对用户平面数据的报头压缩和解压缩
-安全功能：
○针对用户平面和控制平面数据的加密和解密
○针对控制平面数据的完整性保护和验证
-转交支持功能：
○转交时上层pdu的顺序传送和重排序；
○映射在rlc确认模式(am)上的用户平面数据的无损转交
-由于到时对用户平面数据的抛弃。
pdcp层仅为使用专用控制信道(dcch)或专用传输信道(dtch)的无线电承载管理用户平面以及控制平面中的数据流。pdcp层的架构对于用户平面数据和控制平面数据不相同，如图11和图12中所示。lte中定义了两个不同类型的pdcppdu：pdcp数据pdu和pdcp控制pdu。pdcp数据pdu用于控制和用户平面数据两者。pdcp控制pdu仅用于传输反馈信息，用于报头压缩以及用于在转交的情况下使用的pdcp状态报告，因此仅用于用户平面中。
由于与本发明的低相关性，不详细说明报头压缩、安全和转交功能，可以在lte(theumtslongtermevolutionfromtheorytopractice,由stefaniasesia,issamtoufik,mattherbaker编辑，第二版，isbn978-0-470-66025-6，章节4.2.2、4.2.3和4.2.4，通过引用合并到这里)中找到所述方面的细节。
另一方面，下面将详细说明数据分组的抛弃。3gppts36.323v11.2.0(2013-03)中定义了一般的pdcp层以及具体的pdcp层中抛弃，通过引用将其合并到这里。
在本发明的上下文中，术语“抛弃”不应被以其最严格的含义理解为立即删除分组，而应当更广泛地覆盖指示分组(例如pdcppdu/sdu)不再必要并因此应当被删除的概念。技术标准对实际在哪个具体的时间点删除pdcppdu/sdu是保持开放的(其仅规范了它们何时应被抛弃)，因为缓冲管理主要留给技术实现。因此，在分组被“抛弃”后，可能是：根据一个技术实现，立即删除分组；或者根据另一技术实现，通过删除被指示为抛弃的那些分组而周期性地清空缓冲器。典型地，无线电接口上可用的数据率小于网络接口上可用的数据率。因此，当给定服务的数据率高于lte无线电接口提供的数据率时，结果是，在ue和enodeb中缓冲。该缓冲允许mac层中的调度单元有一些自由来改变物理层的即时数据率，以便适配到当前无线电信道条件。由于缓冲，从而即时数据率的改变仅被应用视作传输延迟的一些抖动。
然而，当应用提供的数据率超过无线电接口提供的数据率长时间时，会产生大量缓冲的数据。如果无损转交未被应用到该承载，则这可能导致转交时数据的大量丢失，或者对实时应用产生过度的延迟。
例如为了防止过度延迟，lte的pdcp层中包括了抛弃功能。该抛弃功能基于定时器，其中，对于从发送单元中的较高层接收到的每个pdcpsdu，启动定时器(“抛弃定时器”)。
而且，pdcp层继续从较高层pdcpsdu产生pdcppdu，并且一旦产生，则将所产生的pdcppdu转发给较低层rlc。
标准ts36.3235.4节描述了：当用于pdcpsdu的定时器到时，或者pdcp状态报告确认了pdcpsdu的成功传送，ue将与对应的pdcppdu一起抛弃pdcpsdu。
与移动台的转交关联地将pdcp状态报告从一个基站发送到另一个基站。虽然3gpp标准化未明确规范因而留给技术实现，然而，在pdcppdu被成功转发到ue之后；具体地，在pdcppdu被转发到rlc并通过rlc(更一般，其不与转交关联；其可以由rlc层指示)成功传送到ue之后，但在定时器到时之前，pdcppdu和sdu应当被pdcp层删除。在该情况下，pdcpsdu(因此pdcppdu)特定的定时器应当被中止/删除/停止。
然而，当用于pdcpsdu的定时器到时时，pdcpsdu向ue的成功传送还未能实现。如标准ts36.323所述，pdcp层抛弃pdcpsdu和pdcppdu，并向较低层rlc指示针对该特定pdcppdu的抛弃。
当从较高层(即pdcp)指示抛弃特定rlcsdu时，如果还没有rlcsdu的分段被映射到rlc数据pdu，则amrlc实体的发送侧或umrlc实体的发送侧(见后面的章节)将抛弃所指示的rlcsdu(参见3gppts36.322章节5.3)。
pdcp层基于“抛弃定时器”抛弃分组，该“抛弃定时器”例如可以根据无线电承载所需要的qos给定的特定延迟要求而设置。例如，分组在其对于该服务太迟的情况下不需要被发送。此抛弃机制因此可以防止发送单元中的过度延迟和排队。
因为rlc层负责顺序传送，所以对等pdcp实体不被告知。对等pdcp实体不等待未被接收的任何pdcp分组。
pdcp层的抛弃机制被示例性地示出在图13中，其是用于pdcpsdu的处理以及基于如3gpp所定义的抛弃定时器的pdcpsdu和pdcppdu的对应抛弃的简化流程图。由此很明显，图中省略了成功传送的pdcppdu/sdu的删除，因为这和本发明关注的抛弃机制的相关性较低。
用于用户平面数据的pdcppdu包括“d/c”字段以便区分数据和控制pdu，它们的格式分别如图14和15所示。pdcp数据pdu包括7或12比特的序列号(sn)。用于用户平面数据的pdcp数据pdu包含未压缩的(如果报头压缩未被使用)或压缩的ip分组。用于控制平面数据的pdcp数据pdu(例如，rrc信令)包括32比特长度的mac-i字段用于完整性保护。用于控制平面数据的pdcp数据pdu包含一个完整的rrc消息。
pdcp控制pdu由处理用户平面数据的pdcp实体使用。存在两种类型的pdcp控制pdu，其由pdcp报头中的pdu类型字段区分。pdcp控制pdu携带用于无损转交情况的pdcp“状态报告”或者rohc报头压缩协议创建的rohc反馈。携带rohc反馈的pdcp控制pdu被用于映射在rlcum或rlcam上的用户平面无线电承载，而携带pdcp状态报告的pdcp控制pdu仅被用于映射在rlcam上的用户平面无线电承载。
携带用于无损转交情况的pdcp状态报告的pdcp控制pdu被用于防止已经正确接收的pdcpsdu的重传，且也被用于请求被正确接收但其报头解压失败的pdcpsdu的重传。该pdcp控制pdu包含指示哪些pdcpsdu需要重传的位图以及参考sn，首个丢失的sdu(fms)。在所有pdcpsdu已被顺序接收的情况下，该字段指示下一个期望的sn，不包括位图。
无线电链路控制(rlc)
rlc层位于pdcp层(从rlc角度的“上”层)与mac层(从rlc角度的“下”层)之间。其通过服务接入点(sap)与pdcp层通信以及通过逻辑信道与mac层通信。rlc层对pdcppdu(即，rlcsdu)重新格式化，以便将它们适应到mac层所指示的尺寸(即，rlc发送单元分段)和/或连接pdcppdu，并且rlc接收单元将rlcpdu重组，以重构建pdcppdu。此外，如果rlcpdu由于mac层中执行的harq操作而被乱序接收，则rlc将rlcpdu重新排序。
rlc层的功能由“rlc实体”执行。rlc实体被配置在三个数据发送模式之一中：透明模式(tm)、非确认模式(um)和确认模式(am)。在am中，定义特殊的功能来支持重传。
umrlc的主要功能可以被总结为以下：rlcsdu(即，pdcppdu)的分段和连接；rlcpdu的重排序；rlcsdu的重复检测；rlcsdu的重组。
amrlc的主要功能可以被总结为以下：rlc数据pdu的重传；重传的rlc数据pdu的重分段；轮询；状态报告；状态禁止。
lte的章节4.3.1(theumtslongtermevolutionfromtheorytopractice,由stefaniasesia,issamtoufik,mattherbaker编辑，第二版，isbn978-0470-66025-6，通过引用合并到这里)给出了关于rlc的更多信息。
分段和连接是um和amrlc实体的重要功能。发送um/amrlc实体执行对从上层接收的rlcsdu的分段和/或连接，以形成rlcpdu。取决于无线电信道条件和可用发送资源，由mac层决定和通知每个发送机会的rlcpdu的尺寸；因此，每个发送的rlcpdu的尺寸可以不同。发送um/amrlc实体将rlcsdu以它们到达um/amrlc实体的顺序包含到rlcpdu中。因此，单个rlcpdu可以包含rlcsdu或rlcsdu的分段。
在rlcsdu的分段和/或连接之后，发送um/amrlc实体在rlcpdu中包括相关rlc报头，以指示rlcpdu的序列号，并附加地包括每个包含的rlcsdu或rlcsdu分段的尺寸和边界。应该注意，rlc序列号独立于pdcp所添加的序列号。
如以上已经提到的，当从较高层(即pdcp)指示抛弃特定rlcsdu时，如果没有rlcsdu的分段已被映射到rlc数据pdu，则amrlc实体的发送侧或发送umrlc实体将抛弃所指示的rlcsdu(参见3gppts36.322,5.3节)。关于rlcsdu是否已经“被映射到rlc数据pdu”的决定可被认为是指：
-在rlc层接收到，以及
-相关报头信息被添加(并被提交/已经准备提交到较低层)。
小小区
移动数据的爆炸性需求正驱动着移动运营商将需要如何应对更高容量和提高的用户体验质量(qoe)的挑战性需求的改变。当前，使用长期演进(lte)的第四代无线接入系统正被全球的许多运营商铺设，以便提供比3g/3.5g系统更快的接入，更低的延迟和更高的效率。然而，所预见的未来流量增长极大，以致于对未来网络的致密化存在极大增长的需求，以处理尤其是在产生最高流量的高流量区域(热点区域)中的容量需求。因此，网络致密化(提高网络节点的数目)使得它们物理上更靠近用户终端，这是提高流量容量和扩展无线通信系统的可获得的用户数据率的关键。
除了对宏部署的直接致密化之外，可以通过在已有的宏节点层的覆盖下部署补充的低功率节点(相应的小小区)来实现网络致密化。在这种异构部署中，低功率节点局部地(例如在室内和室外的热点位置)提供非常高的流量容量和非常高的用户吞吐量。同时，宏层确保整个覆盖区域上的服务可用性和qoe。换言之，与广域覆盖宏层不同，包含低功率节点的层也可被称为提供局域接入。
自从lte的第一个版本起，低功率节点(相应的小小区)的安装以及异构部署已经可能。在此方面，lte的最近版本(即，版本10/11)中已经规范了多个解决方案。更具体地，这些版本引入了附加工具来处理异构部署中的层间干扰。为了进一步优化性能和提供成本/能量高效的操作，小小区需要进一步的增强，并且在许多情况下需要与已有的宏小区交互或对其进行补充。在lte的进一步演进(版本12及以后)中将研究这样的解决方案。具体地，将在新的版本12的研究项(si)“针对e-utra和e-utran的小小区增强的研究”的框架下考虑关于低功率节点和异构部署的进一步增强。这些动作中的一些将关注在宏和低功率层之间获得甚至更高程度的互通，包括对低功率层和双层连接性的不同形式的宏辅助。双连接性隐含着设备同时对宏和低功率层具有连接。
将在下面讨论关于小小区增强的该研究项中假设的一些部署场景。在以下场景中，假设分类为tr36.932中的非理想回程的回程技术。
理想回程(即，非常高吞吐量和非常低延迟的回程，诸如使用光纤的专用点到点连接)和非理想回程(即，广泛使用在市场上的典型回程，诸如xdsl、微波以及其它类似中继的回程)都应被研究。应该考虑性能成本折衷。
下表列出了基于运营商输入的非理想回程的分类：
该研究中不假设可以用于部署远程无线电头(rrh)的光纤接入。不排除henb，但在部署场景和挑战方面不将其与微微(pico)enb区分，即使henb的发送功能低于微微enb的发送功率。考虑以下3个场景。
图16中示出了场景#1，其是同一载频(频率内)上的宏和小小区经由非理想回程连接的部署场景。用户既分布在室内也分布在室外。
图17和18示出了场景#2，其表示不同载频(频率间)上的宏和小小区经由非理想回程连接的部署场景。用户既分布在室内也分布在室外。本质上，存在两个不同的场景#2，这里称为2a和2b，不同之处在于在场景2b中考虑室内小小区部署。
图19示出了场景#3，其表示仅经由非理想回程链路连接一个或多个载频上的小小区的部署场景。
取决于部署场景，存在需要进一步研究的不同挑战/问题。在该研究项阶段，已经针对对应的部署场景识别了这样的挑战，其被获取在ts36.842中，可以从那里找到关于那些挑战/问题的更多细节。
为了解决ts36.842的第5部分中描述的所识别的挑战，除了tr36.932中规范的要求之外，还为此研究考虑以下设计目的。
在移动性健壮性方面：
-对于rrc_connected中的ue，通过小小区部署获得的移动性性能必须与仅有宏的网络的移动性性能相当。
在由于频繁转交而导致的增加的信令负荷方面：
-任何新的解决方案不应该导致向着核心网络的信令负荷的过度增大。然而，也应当考虑由于小小区增强而导致的附加信令和用户平面流量负荷。
在提高每用户吞吐量和系统容量方面：
-跨宏和小小区使用无线电资源，以便在考虑应该针对的qos要求的同时获得类似于理想回程部署的每用户吞吐量和系统容量。
双连接性
3gppran工作组当前讨论的问题的一个有前途的解决方案是所谓的“双连接性”概念。术语“双连接性”被用于指给定ue消耗由与非理想回程连接的至少两个不同的网络节点所提供的无线电资源的操作。本质上，ue与宏小区(宏enb)和小小区(辅助或小enb)两者连接。此外，用于ue的双连接性中涉及的每个enb可以假设不同的作用。这些作用不一定取决于enb的功率等级，且可以在ue之间变化。
因为该研究项当前在非常早期的阶段，所以关于双连接性的细节还未确定。例如，架构还未协商一致。因此，当前许多问题/细节(例如协议增强)仍是开放的。图20示出了用于双连接性的示例架构。应理解其仅为一个潜在的选择。本发明不限于该特定网络/协议架构，而可被更一般地应用。这里对该架构作出以下假设：
-按承载级别决定哪里服务各个分组，c/u平面分开
○作为示例，uerrc信令和诸如volte的高qos数据可以由宏小区服务，而尽力而为数据卸载到小小区。
-承载之间没有耦合，所以宏小区和小小区之间不需要共同的pdcp或rlc
-ran节点之间更松的协调
-senb没有至s-gw的连接，即分组由menb转发
-小小区对cn是透明的。
关于最后两点，应该注意，也可能senb直接与s-gw连接，即s1-u在s-gw和senb之间。本质上，关于承载映射/分割(splitting)存在三个不同的选择：
-选择1：s1-u也终止在senb中；图21a中所示
-选择2：s1-u终止在menb中，ran中没有承载分割；图21b中所示
-选择3：s1-u终止在menb中，在ran中分割承载；图21c中所示
图21a-c描绘了考虑u平面数据的下行链路方向的三个选择作为示例。为了说明的目的，主要假设选择2用于本申请，并且选择2也是图20的基础。
用于小小区增强的用户平面架构
除了如图21a-c所描述的u平面数据的分割的讨论之外，还已经为用户平面架构讨论了不同的选择。
通常的理解是，当s1-u接口终止在menb处时，senb中的协议栈必须至少支持rlc(重)分段。这是因为如下事实：rlc(重)分段是紧密耦合到物理接口(例如，指示rlcpdu的尺寸的mac层，参见上文)的操作，并且当使用非理想回程时，rlc(重)分段必须发生在与发送rlcpdu的节点相同的节点中。
基于该假设，在进一步的讨论中区分四族用户平面选择。
a.独立pdcp：该选择完全按承载终止当前定义的空中接口u平面协议栈，且被调整为通过一个节点实现一个eps承载的发送，但也可以在附加层的帮助下支持单个eps承载的分割用于由menb和senb发送。不同承载的发送可以仍然同时从menb和senb发生。
b.主从pdcp：该选择假设s1-u终止在menb中，其中，pdcp层的至少部分驻留在menb中。在承载分割的情况下，在ue侧，每个配置为传送pdcp承载的pdcppdu的enb也存在分离且独立的rlc承载，其终止在menb处。
c.独立rlc：该选择假设s1-u终止在menb处，其中pdcp层驻留在该menb中。在承载分割的情况下，在ue侧，每个配置为传送pdcp承载的pdcppdu的enb也存在分离且独立的rlc承载，其终止在menb处。
d.主从rlc：该选择假设s1-u终止在menb处，其中pdcp层和rlc层的部分驻留在该menb中。虽然在ue中仅需要一个rlc实体用于eps承载，但在网络侧，在所涉及的节点之间分布rlc功能，有“从rlc”操作在senb中。在下行链路中，从rlc负责senb处所需要的延迟关键的rlc操作：其从menb处的主rlc接收主rlc已经分配由从rlc发送的易于建立的rlcpdu(具有已由主rlc分配的序列号)，并将它们发送给ue。通过重用当前定义的重分段机制实现这些pdu向来自mac调度单元的授权的个性化适应。
基于上述，建议了不同的架构，其在图22a-i中示出，它们可以从关于u平面选择的电子邮件讨论报告(nokiasiemensnetworks(大会报告起草人)的3gpptsg-ranwg2meeting#82,r2-131621)中获得。
下面给出图22a-i中示出的各种选择的主要特性的总览，其中承载分割应被理解为在多个enb上分割承载的能力。如可以从图中看出的，假设了两个承载，它们被指示为来自s1接口上。
-1a：s1-u终止于senb中+独立pdcp(没有承载分割)；
-2a：s1-u终止于menb中+menb中无承载分割+senb处的独立pdcp；
-2b：s1-u终止于menb中+menb中无承载分割+主从pdcp；
-2c：s1-u终止于menb中+menb中无承载分割+senb处的独立rlc；
-2d：s1-u终止于menb中+menb中无承载分割+主从rlc；
-3a：s1-u终止于menb中+menb中承载分割+独立pdcp用于分割的承载；
-3b：s1-u终止于menb中+menb中承载分割+主从pdcp用于分割的承载；
-3c：s1-u终止于menb中+menb中承载分割+独立rlc用于分割的承载；
-3d：s1-u终止于menb中+menb中承载分割+主从rlc用于分割的承载。
在讨论中，为上述每个选择识别各种优点和缺点。
用户平面架构的缺点
如上所述，menb和senb之间的回程链路可能较慢，因此导致可能较高(例如60ms)的一个方向的时延(参见上述用于非理想回程的表)。
此外，在一些用户平面架构选择中，甚至接入层协议层的部分(例如，pdcp、rlc、mac)也将分布在menb与senb之间。对应地，高时延将使得在节点之间共享实时信息不可能；一些信息可能甚至在其到达另一节点时已过时。
此外，层间/跨层通信将增加节点之间的接口(即，宏与小enb之间的x2接口)上的接口信令负荷。还应该确保，此接口上的负荷不是不必要的。
更具体地，层间/跨层通信中由于双连接性而引入的时延可能是其它问题的来源，例如，对pdcpsdu/pdu抛弃机制的现有过程的问题。
如联系图13所说明的，在现有技术中，pdcpsdu抛弃基于抛弃定时器工作，在抛弃定时器到时时，对应的pdcpsdu与对应的pdcppdu(如果已产生)一起被抛弃。如果对应的pdcppdu已经被提交到较低层，则将向该较低层指示抛弃。
图13的pdcp抛弃机制可以被应用到pdcp和rlc层在menb与senb之间分布的场景，并且尤其应用到pdcp(或至少pdcpsdu抛弃机制)不在senb处的场景，这在图23中显示。这至少对于当前所讨论的选择2c、2d、3c、3d的用户平面架构是正确的；并且可能对于选择2b和3b也是正确的，取决于menb和senb中的主从pdcp层如何分割，尤其是关于如所讨论的pdcpsdu/pdu抛弃功能位于menb处还是senb处。
可以从图23看出，假设pdcp层(尤其是pdcp抛弃功能)位于menb中，而rlc层位于senb处。
对于要在下行链路中从menb/senb发送到ue的数据，pdcp层为其接收的每个pdcpsdu启动抛弃定时器，并连续地检查用于pdcpsdu的定时器是否到时。此外，pdcp层还执行其从pdcpsdu产生pdcppdu(例如，报头压缩、加密、完整性保护、添加pdcp报头，参见图11)以及将pdcppdu转发到rlc层的常规功能。在用于特定pdcpsdu的抛弃定时器到时时，pdcppdu和pdcpsdu将被抛弃。此外，menb中的pdcp层检查对应产生的pdcppdu是否已被转发到较低层rlc。如果没有，则不需要向rlc层的指示。如果pdcppdu已被转发到rlc(“是”)，则虽然pdcp层中的pdcppdu和sdu被抛弃，也需要进一步指示rlc也抛弃对应的pdcppdu。senb处的rlc层继而检查其是否已经进行到将pdcppdu(或其分段)映射到rlcpdu，在该情况下，rlc层中的pdcppdu的抛弃不再可能。然而，如果pdcppdu还没有被rlc层处理为rlcpdu，则也可以在rlc层抛弃pdcppdu。
应该注意，pdcppdu从rlc的角度是rlcsdu；这对图22的大多数选择是适用的。然而，在rlc层在menb和senb之间分割(见选择2d和3d)时，该术语有些不清楚，因为menb中的rlc层接收pdcppdu，对其执行特定的功能(其还未被定义)，并接着将得到的“分组”转发给senb的rlc层。从senb的rlc层的角度，可以认为其接收rlcpdu或rlcsdu，取决于menb中的rlc层的功能是否已被认为是形成了rlcpdu。在本发明的以下描述中，仅是为了说明和简单的目的，假设senb处的rlc层从menb接收rlcsdu(其来自pdcp层或来自menb中的主rlc层)；然而，这不应限制本发明以及该术语的范围，在该方面可以等同地使用术语“rlcpdu”。
如所提及的，menb向senb处的rlc层指示pdcppdu的抛弃。这可能导致每分组的抛弃信息在x2接口上发送。首先，这是资源的浪费，因为需要为每个可能需要被抛弃的pdcppdu携带该信息。
另一个问题是，由于x2接口时延，可能的是，同时，senb实际上开始了发送pdcppdu(或至少pdcppdu分段)，即形成rlcpdu；结果，senb必须完成pdu的成功发送，其否则是不必要的。因此，由于x2接口上的可能高时延，抛弃功能对下行链路发送可能不真正起作用。
技术实现要素：
本发明的一个目的是提供改进的方法，用于在双连接性场景中抛弃pdcpsdu/pdu形式的下行链路数据。本发明的更具体的目的是在所述pdcp抛弃功能位于主基站(而不位于辅助基站中)中并且rlc层位于辅助基站中的情况下改进所述pdcp层的抛弃功能以及与rlc层的对应相互关系。
该目的通过独立权利要求的主题解决。有利实施例隶属从属权利要求。
对于本发明的第一方面，假设移动台在双连接性中，并因此经由各自的通信链路连接到主基站和辅助基站两者。移动台至少接收从主基站经由辅助基站转发到该移动台的数据分组。包括具有主抛弃功能的较高层(例如，pdcp层)的协议栈位于主基站处而不位于辅助基站处。辅助基站也具有协议栈，但不具有主基站的所述特定较高层，其确实具有较低层，该较低层是低于主基站的该较高层的层(例如rlc层)。对应的，数据分组从主基站的该较高(例如pdcp)层转发到辅助基站处的该较低(例如rlc)层。
主基站处的该较高层(例如pdcp)的主抛弃功能允许抛弃(在所述较高层的合适处理之后)还未被成功转发到移动台的那些数据分组。为此，在接收到每个数据分组(例如，pdcpsdu)时，为所述数据分组启动主抛弃功能的主定时器。该较高层例如通过产生要被转发到该较低层(例如rlc)的经处理的数据分组(例如，pdcppdu)而合适地处理所接收的数据分组(例如，pdcpsdu)。
如果数据分组被成功转发到移动台，则可以停止主定时器，这可以例如通过该较低层进行通知。在该情况中，所接收和处理的数据分组也可以最终在该较高层处被删除，因为它们不再需要，因此允许清空主基站处的缓冲器。然而，如果主定时器到时(即在数据分组的转发成功完成之前)，则在该较高层(例如pdcp)处抛弃数据分组(例如，pdcpsdu)以及经处理的数据分组(例如，pdcppdu)。
此外，假设在辅助基站处的所述较低层中配置辅助抛弃功能，其在一定程度上镜像主基站中的主抛弃功能。为此，主基站基于较高层中的主抛弃功能配置辅助抛弃功能；其可以包括从主基站向辅助基站发送配置消息，配置消息至少包括要与辅助抛弃功能的辅助定时器关联使用的定时器值。配置消息中的定时器值可以是主定时器的定时器值，或者替代地可以是更低的值以便补偿由于主和辅助基站之间的通信链路导致的延迟和/或花费在将数据分组从主基站发送到辅助基站的整个处理上的流控制的处理延迟。仍然可替代地，还可以通过辅助基站执行辅助定时器值的适配，使得要由辅助基站使用的配置消息包括主定时器值，然而其被辅助基站调整以补偿主基站的较高层中的数据分组的接收与辅助基站的较低层中的(在较高层的处理之后的)数据的接收之间的各种延迟。因此，用于特定数据分组的主定时器和辅助定时器将基本在相同的时间到时。
此外，为了促进两个定时器(主和辅助定时器)的同步，可以从主基站向辅助基站提供时间戳信息，如下。每次从主基站处的较高层接收到数据分组，主基站可以附加地为所述数据分组产生时间戳，所述时间戳指示较高层中实际接收到该数据分组的接收时间(例如主定时器被触发的时间)或者指示主定时器留给该数据分组的到时时间。在任何情况中，在实际数据分组之外还向辅助基站提供时间戳(例如，作为数据分组的报头的部分)，因此，时间戳可以被辅助基站用于设立辅助定时器，以匹配用于特定数据分组的主定时器。
每次在较低层从主基站的较高层接收到数据分组(例如pdcppdu)时启动辅助定时器。对应地，在辅助定时器到时时，在辅助基站的较低层抛弃所接收的数据分组(例如，pdcppdu)。
结果，当在主基站处，尤其是在主基站协议栈的较高层(例如pdcp)处，接收到要转发给移动台的数据分组时，启动主抛弃功能的主定时器，并且主基站的较高层处理该数据分组(例如，以从所接收的pdcpsdu产生pdcppdu)。
首先，为了说明的目的，假设在主定时器到时之前，经处理的数据分组(例如pdcppdu)不能被转发到辅助基站处的较低层。对应地，经处理的数据分组(例如，pdcppdu)以及所接收的数据分组(例如，pdcpsdu)被主基站的较高层抛弃。
当假设经处理的数据分组(例如，pdcppdu)确实被转发到辅助基站处的较低层时，在辅助基站的较低层处接收到经处理的数据分组(例如pdcppdu；也可以称为rlcsdu)时，启动辅助基站处的辅助抛弃功能的辅助定时器。然而，假设辅助基站处的较低层不能(不论什么原因)将数据分组进一步转发到移动台。
对应地，主基站处的主定时器(其仍然在运行，因为数据分组还未成功发送到ue)最终到时，并因此在主基站的较高层处触发对应的接收到的数据分组和经处理的数据分组(例如pdcpsdu和pdu)的抛弃。同样，辅助基站处的辅助抛弃功能的辅助定时器对此数据分组也将到时，并因此在辅助基站的较低层处触发对应数据分组的抛弃。
应该注意，有利地，在辅助基站处的辅助定时器到时时，辅助基站检查到目前为止数据分组(或者至少其部分)是否已被较低层处理，以产生该较低层特定的进一步的数据分组，准备被从辅助基站处的较低层向移动台发送；在关于pdcp和rlc层的更具体的实施例中，辅助基站检查pdcppdu(或其分段)是否已被映射到rlcpdu。在肯定的情况(即产生较低层数据分组；产生rlcpdu)中，不执行较低层处的数据分组的抛弃。在否定的情况中，执行较低层处的数据分组的抛弃。
本发明的第二替代方面也解决本发明的上述潜在问题，然而，其避免在辅助基站处具有辅助抛弃功能，以便简化辅助基站的设计。假设与第一方面类似的场景，因此，假设移动台经由各自的通信链路连接到主和辅助基站两者。移动台至少接收从主基站经由辅助基站发送到该移动台的数据分组。包括具有主抛弃功能的较高层(例如pdcp层)的协议栈位于主基站处，而不位于辅助基站处。辅助基站也具有协议栈，但不具有主基站的所述特定较高层，其确实具有较低层，该较低层是低于主基站的较高层的层(例如rlc层)。对应地，在数据分组被进一步转发到移动台之前，被从主基站的较高(例如pdcp)层转发到辅助基站处的较低(例如rlc)层。
如本发明的第一方面，主基站处的较高层(例如pdcp)的主抛弃功能允许抛弃还未成功转发给移动台的那些数据分组。针对较高层接收的每个数据分组(例如pdcpsdu)启动主抛弃功能的对应主定时器。较高层(例如pdcp)例如通过产生要被转发到较低层(例如rlc)的经处理的数据分组(例如pdcppdu)，合适地处理所接收的数据分组(例如pdcpsdu)。
在主定时器到时时，较高层抛弃数据分组和经处理的数据分组(例如分别为pdcpsdu和pdu)。
与现有技术部分中说明的抛弃功能不同，不检查数据分组是否已被转发到较低层。无关地，主基站、具体是其较高层(例如pdcp)不向较低层(例如rlc)通知特定数据分组的抛弃。
与本发明的第一方面不同，在辅助基站中不实施与主基站中的所描述的主抛弃功能匹配的辅助抛弃功能。相反，辅助基站的较底层(例如rlc)不获知主基站中的数据分组的抛弃，而继续执行针对所接收的数据分组的较底层处理(例如将数据分组发送到移动台)。
辅助基站处的较低层(例如rlc)保持将数据分组(例如pdcppdu，作为一个或多个rlcpdu)发送到移动台，并且在数据分组(例如，pdcppdu)成功传送到移动台时，辅助基站处的较低层(例如rlc)可以抛弃从主基站的较高层接收的数据分组(例如，pdcppdu)。因此，第二方面提供涉及主基站和辅助基站处的更少处理以及简化的辅助基站的抛弃方案。
根据本发明的第三方面，当移动台决定使用向主基站或辅助基站的承载来发送数据时，考试主抛弃功能的主定时器的值。更具体地，假设如下场景：经由各自的通信链路将移动台连接到主基站和辅助基站两者。在双连接性中，主基站和辅助基站两者可以服务相同的承载(参见图21c的eps承载#2)，即，特定承载#2的一些分组经由主基站发送，其它分组经由辅助基站发送。这可以取决于无线电条件或其它标准。
本发明的此第三方面可以被替代地或附加地用于本发明的上述第一和第二方面。建议，当决定经由主还是辅助基站发送数据分组时，移动台考虑主抛弃功能的主定时器的剩余时间，尤其是针对已经经历了长延迟或具有短抛弃定时器的分组。
本发明的第一实施例提供一种用于抛弃去往移动台的数据分组的方法，所述移动台连接到主基站和辅助基站两者。从所述主基站经由所述辅助基站将所述数据分组转发到所述移动台。具有主抛弃功能的较高层位于所述主基站处但不位于所述辅助基站处。所述主抛弃功能在主定时器到时时抛弃数据分组，所述主定时器在接收到每个数据分组时启动。所述主基站基于所述主基站的所述较高层中的所述主抛弃功能在所述辅助基站的较低层中配置辅助抛弃功能。所述主基站将所述数据分组从所述较高层转发到所述辅助基站的所述较低层。所述辅助基站处的所述较低层的所述辅助抛弃功能在辅助定时器到时时抛弃所接收的数据分组，所述辅助定时器由所述较低层在从所述主基站处的所述较高层接收到所述数据分组时启动。
根据本发明的第一实施例的有利变型，其可以被附加于或替代以上使用。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述主基站处的所述较高层是pdcp层，所述辅助基站处的所述较低层是rlc层，并且所述数据分组被所述pdcp层作为pdcpsdu接收，并且被作为pdcppdu转发到所述rlc层，所述pdcppdu由所述pdcp层从所接收的pdcpsdu产生。因此，所述辅助基站处的rlc层的辅助抛弃功能在所述辅助定时器到时时抛弃所接收的pdcppdu，所述辅助定时器由所述rlc层在从所述主基站处的pdcp层接收到所述pdcppdu时启动。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，在由所述rlc层启动的所述辅助定时器到时时，由所述辅助基站处的rlc层确定所述pdcppdu或所述pdcppdu的任何分段是否已被用于产生rlcpdu。仅当所述pdcppdu或所述pdcppdu的任何分段还未被用于产生rlcpdu时才执行所述由所述辅助基站处的rlc层的辅助抛弃功能抛弃所接收的pdcppdu的步骤。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述配置所述辅助抛弃功能的步骤包括从所述主基站向所述辅助基站发送配置消息的步骤，所述配置消息包括关于所述辅助定时器的信息，至少包括要用于配置所述辅助抛弃功能的辅助定时器的到时时间值。所述辅助基站基于所接收的关于所述辅助定时器的信息配置所述辅助抛弃功能，所接收的关于所述辅助定时器的信息至少包括用于所述辅助定时器的到时时间值。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，包括在所述配置消息中的用于pdcppdu的所述rlc层的辅助定时器的到时时间值与用于pdcpsdu的所述pdcp层的主定时器的到时时间值相同，或者，包括在所述配置消息中的用于pdcppdu的所述rlc层的辅助定时器的到时时间值比用于pdcpsdu的所述pdcp层的主定时器的到时时间值小所述主基站与所述辅助基站之间的通信链路的延迟时间。或者，包括在所述配置消息中的用于pdcppdu的所述rlc层的辅助定时器的到时时间值与用于pdcpsdu的所述pdcp层的主定时器的到时时间值相同，并且所述辅助基站基于所接收的至少包括所述辅助定时器的到时时间值的信息减去所述主基站与所述辅助基站之间的通信链路的延迟时间，配置所述rlc层的辅助抛弃功能。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，包括在所述配置消息中的所述rlc层的辅助定时器的到时时间值比所述pdcp层的主定时器的到时时间值小所述主基站与所述辅助基站之间的数据分组的流控制所使用的延迟时间。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述主基站产生关于所述主基站的pdcp层处的pdcpsdu的接收时间的时间戳信息。或者，所述主基站产生关于所述主抛弃功能的主定时器对于所述pdcpsdu剩余的到时时间的时间戳信息。然后，所述主基站将所产生的时间戳信息发送到所述辅助基站，优选在由所述主基站的pdcp层转发到所述辅助基站的rlc层的pdcppdu的报头内。并且，所述由所述辅助基站处的rlc层的辅助抛弃功能抛弃所接收的pdcppdu的步骤还基于所接收的关于产生所述pdcppdu的pdcpsdu的时间戳信息。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，在所述主基站的pdcp层处接收pdcpsdu，在接收到所述pdcpsdu时，所述主基站处的pdcp层启动用于所接收的pdcpsdu的主抛弃功能的主定时器。所述主基站处的pdcp层从所接收的pdcpsdu产生pdcppdu。在所述主基站接收到所产生的pdcppdu被成功转发到所述移动台的指示时，所述主基站处的pdcp层抛弃所接收的pdcpsdu和所产生的pdcppdu。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所接收的指示由所述辅助基站发送到所述主基站，并包括关于被所述辅助基站成功转发到所述移动台的一个或多个pdcppdu的信息；并且所述指示可以例如附加地包括关于未被所述辅助基站成功转发到所述移动台的一个或多个pdcppdu的信息。例如，所述辅助基站为每个成功转发到所述移动台的pdcppdu发送该指示；或者该指示包括用于多个pdcppdu的位图，或者该指示指示最近被成功转发到所述移动台的pdcppdu。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述主基站监视所述辅助定时器的到时时间值以确定所述辅助基站处的辅助定时器何时将到时。在所述主基站不从所述辅助基站接收pdcppdu被成功转发到所述移动台的、关于所述主基站确定所述辅助定时器应当到时的时间的指示的情况下，所述主基站在用于对其未接收到指示的pdcppdu的主定时器到时之前将所述pdcppdu发送到所述移动台。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述辅助基站向所述主基站发送抛弃指示以向所述主基站通知：由于所述辅助基站不能将被所述辅助基站抛弃的一个或多个pdcppdu成功转发到所述移动台而抛弃它们。例如，所述辅助基站针对未被成功转发到所述移动台的每个pdcppdu发送所述抛弃指示。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，当所述主基站从所述辅助基站接收到针对pdcppdu的抛弃指示时，所述主基站将所述pdcppdu发送到所述移动台。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述辅助基站轮询所述移动台以向所述辅助基站发送rlc状态报告，以便在所述辅助定时器到时之前接收所述rlc状态报告。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述主基站考虑为所述主抛弃功能配置的到时定时器值用于建立与所述移动台的通信链路，使得直接与所述移动台、而不经由所述辅助基站建立利用用于所述主抛弃功能的小到时定时器值配置的通信链路。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，向所述移动台发送包括关于所述主基站与所述辅助基站之间的通信链路的延迟时间的信息的消息。或者，所述移动台基于从所述主基站和所述辅助基站接收的后续pdcppdu的不同接收时间估计所述主基站与所述辅助基站之间的通信链路的延迟时间。继而，如果所述移动台的pdcp层中用于要被发送到所述辅助基站的pdcpsdu的抛弃定时器的剩余到时时间等于或小于所述主基站与所述辅助基站之间的通信链路的延迟时间，则所述pdcpsdu和从所述pdcpsdu产生的pdcppdu被所述移动台抛弃，或者所述pdcppdu被所述移动台经由所述移动台与所述主基站之间的通信链路直接发送至所述主基站。
本发明的第二实施例提供一种用于抛弃去往移动台的pdcppdu形式的数据的方法，所述移动台连接到主基站和辅助基站两者。从所述主基站经由所述辅助基站将所述数据转发到所述移动台。具有主抛弃功能的pdcp层位于所述主基站处但不位于所述辅助基站处。在所述主基站处的pdcp层处接收pdcpsdu。在接收到所述pdcpsdu时，所述主基站处的pdcp层启动用于所接收的pdcpsdu的所述pdcp层的主抛弃功能的主定时器。所述主基站处的pdcp层从所接收的pdcpsdu产生所述pdcppdu。所述主基站处的pdcp层将所产生的pdcppdu转发到所述辅助基站处的rlc层。在由所述主基站将所产生的pdcppdu转发到所述辅助基站处的rlc层时，所述主基站处的pdcp层抛弃所接收的pdcpsdu和所产生的pdcppdu。在所述主基站处的用于所接收的pdcpsdu的pdcp层的主抛弃功能的主定时器到时时，所述pdcp层确定从所述pdcpsdu产生的pdcppdu是否已被所述主基站处的pdcp层转发到所述辅助基站处的rlc层。在肯定的情况下，所述pdcp层不指示所述rlc层抛弃转发到所述rlc层的pdcppdu。
本发明的第三实施例提供一种用于将数据发送到基站的移动台，所述移动台连接到主基站和辅助基站两者。具有主抛弃功能的较高层位于所述主基站处但不位于所述辅助基站处。所述主抛弃功能在主定时器到时时抛弃数据分组，所述主定时器在接收到每个数据分组时启动。所述移动台的接收单元从所述主基站接收包括关于所述主基站与所述辅助基站之间的通信链路的延迟时间的信息的消息；或者所述移动台的处理器基于从所述主基站和所述辅助基站接收的后续pdcppdu的不同接收时间，估计所述主基站与所述辅助基站之间的通信链路的延迟时间。所述移动台的处理器确定所述移动台的pdcp层用于要发送到所述辅助基站的pdcpsdu的抛弃定时器的剩余到时时间是否等于或小于所述主基站与所述辅助基站之间的通信链路的延迟时间。在肯定的情况下，所述处理器抛弃所述pdcpsdu以及从所述pdcpsdu产生的pdcppdu，或者所述移动台的发送单元将所述pdcppdu经由所述移动台与所述主基站之间的通信链路直接发送到所述主基站。本发明的第一实施例提供一种用于转发去往移动台的数据分组的主基站。所述移动台连接到所述主基站和辅助基站两者。从所述主基站经由所述辅助基站将所述数据分组转发到所述移动台。具有主抛弃功能的较高层位于所述主基站处但不位于所述辅助基站处，所述主抛弃功能在主定时器到时时抛弃数据分组，所述主定时器在接收到每个数据分组时启动。所述主基站的处理器和发送单元基于所述主基站的所述较高层中的所述主抛弃功能在所述辅助基站的较低层中配置辅助抛弃功能，使得所述辅助基站处的所述较低层的所述辅助抛弃功能在辅助定时器到时时抛弃所接收的数据分组，所述辅助定时器由所述较低层在从所述主基站处的所述较高层接收到所接收的数据分组时启动。所述发送单元将所述数据分组从所述较高层转发到所述辅助基站的所述较低层。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述主基站处的所述较高层是pdcp层，所述辅助基站处的所述较低层是rlc层，并且所述数据分组被所述pdcp层作为pdcpsdu接收，并且被作为pdcppdu转发到所述rlc层，所述pdcppdu由所述pdcp层从所接收的pdcpsdu产生，使得所述辅助基站处的rlc层的辅助抛弃功能在所述辅助定时器到时时抛弃所接收的pdcppdu，所述辅助定时器由所述rlc层在从所述主基站处的pdcp层接收到所述pdcppdu时启动。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述配置所述辅助抛弃功能包括：所述发送单元向所述辅助基站发送配置消息，所述配置消息包括关于所述辅助定时器的信息，至少包括要用于配置所述辅助抛弃功能的辅助定时器的到时时间值。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，包括在所述配置消息中的用于pdcppdu的所述rlc层的辅助定时器的到时时间值与用于pdcpsdu的所述pdcp层的主定时器的到时时间值相同；或者包括在所述配置消息中的用于pdcppdu的所述rlc层的辅助定时器的到时时间值比用于pdcpsdu的所述pdcp层的主定时器的到时时间值小所述主基站与所述辅助基站之间的通信链路的延迟时间；或者包括在所述配置消息中的所述rlc层的辅助定时器的到时时间值比所述pdcp层的主定时器的到时时间值小所述主基站与所述辅助基站之间的数据分组的流控制所使用的延迟时间。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述处理器产生关于所述主基站的pdcp层处的pdcpsdu的接收时间的时间戳信息，或者关于所述主抛弃功能的主定时器对于所述pdcpsdu剩余的到时时间的时间戳信息。所述发送单元将所产生的时间戳信息发送到所述辅助基站，优选在由所述主基站的pdcp层转发到所述辅助基站的rlc层的pdcppdu的报头内。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述主基站考虑为所述主抛弃功能配置的到时定时器值用于建立与所述移动台的通信链路，使得直接与所述移动台、而不经由所述辅助基站建立利用用于所述主抛弃功能的小到时定时器值配置的通信链路。
本发明的第一实施例提供一种用于转发去往移动台的数据分组的辅助基站，其中所述移动台连接到主基站和所述辅助基站两者。从所述主基站经由所述辅助基站将所述数据分组转发到所述移动台。具有主抛弃功能的较高层位于所述主基站处但不位于所述辅助基站处，所述主抛弃功能在主定时器到时时抛弃数据分组，所述主定时器在接收到每个数据分组时启动。所述辅助基站的处理器基于所述主基站的所述较高层中的所述主抛弃功能在所述辅助基站的较低层中配置辅助抛弃功能。所述辅助基站的接收单元在所述辅助基站的较低层处从所述主基站的较高层接收所述数据分组。所述辅助基站的处理器通过所述辅助基站处的所述较低层的所述辅助抛弃功能在辅助定时器到时时抛弃所接收的数据分组，所述辅助定时器由所述较低层在从所述主基站处的所述较高层接收到所述数据分组时启动。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述主基站处的所述较高层是pdcp层，所述辅助基站处的所述较低层是rlc层，并且所述数据分组被所述pdcp层作为pdcpsdu接收，并且被作为pdcppdu转发到所述rlc层，所述pdcppdu由所述pdcp层从所接收的pdcpsdu产生，使得所述辅助基站处的rlc层的辅助抛弃功能在所述辅助定时器到时时抛弃所接收的pdcppdu，所述辅助定时器由所述rlc层在从所述主基站处的pdcp层接收到所述pdcppdu时启动。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，在由所述rlc层启动的所述辅助定时器到时时，所述处理器由所述辅助基站处的rlc层确定所述pdcppdu或所述pdcppdu的任何分段是否已被用于产生rlcpdu。仅当所述pdcppdu或所述pdcppdu的任何分段还未被用于产生rlcpdu时才执行所述由所述辅助基站处的rlc层的辅助抛弃功能抛弃所接收的pdcppdu的步骤。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述接收单元从所述主基站接收配置消息，所述配置消息包括关于所述辅助定时器的信息，至少包括要用于配置所述辅助抛弃功能的辅助定时器的到时时间值。所述处理器基于所接收的关于所述辅助定时器的信息配置所述辅助抛弃功能，所接收的关于所述辅助定时器的信息至少包括用于所述辅助定时器的到时时间值。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，包括在所述配置消息中的用于pdcppdu的所述rlc层的辅助定时器的到时时间值与用于pdcpsdu的所述pdcp层的主定时器的到时时间值相同；或者包括在所述配置消息中的用于pdcppdu的所述rlc层的辅助定时器的到时时间值比用于pdcpsdu的所述pdcp层的主定时器的到时时间值小所述主基站与所述辅助基站之间的通信链路的延迟时间；或者包括在所述配置消息中的所述rlc层的辅助定时器的到时时间值比所述pdcp层的主定时器的到时时间值小所述主基站与所述辅助基站之间的数据分组的流控制所使用的延迟时间；或者包括在所述配置消息中的用于pdcppdu的所述rlc层的辅助定时器的到时时间值与用于pdcpsdu的所述pdcp层的主定时器的到时时间值相同，并且所述辅助基站的处理器基于所接收的至少包括所述辅助定时器的到时时间值的信息减去所述主基站与所述辅助基站之间的通信链路的延迟时间配置所述rlc层的辅助抛弃功能。
根据本发明的第一实施例的可以被附加于或替代以上使用的有利变型，所述接收单元从所述主基站接收包括关于所述主基站的pdcp层处的pdcpsdu的接收时间的信息或者关于所述主抛弃功能的主定时器对于所述pdcpsdu剩余的到时时间的信息的时间戳信息。所述处理器通过所述rlc层的辅助抛弃功能基于所接收的关于产生所述pdcppdu的pdcpsdu的时间戳信息抛弃所接收的pdcppdu。
根据说明书和附图，所公开的实施例的附加益处和优点将很明显。所述益处和/或优点可以由说明书和附图公开的各个实施例和特征单独提供，且为了获得它们中的一个或多个，不需要全部提供所述益处和/或优点。
附图说明
下面参照附图更具体地描述示例实施例。
图1示出了3gpplte系统的示例架构；
图2示出了3gpplte的总体e-utran架构的示例总览；
图3示出了如为3gpplte(版本8/9)所定义的下行链路分量载波上的示例子帧边界；
图4示出了如为3gpplte(版本8/9)所定义的下行链路时隙的示例下行链路资源格；
图5和6分别示出了具有针对下行链路和上行链路的激活的载波聚合的3gpplte-a(版本10)层2结构；
图7示出了具有用于通信的不同层的osi模型；
图8示出了协议数据单元(pdu)与服务数据(sdu)的关系以及它们的层间交换；
图9示出了由三层(pdcp、rlc和mac)构成的层2用户和控制平面协议栈；
图10给出了pdcp、rlc和mac层中的不同功能的总览，并且示例性地示出了不同层对sdu/pdu的处理；
图11示出了用于用户平面数据的pdcp层的架构；
图12示出了用于控制平面数据的pdcp层的架构；
图13是以简化方式说明与pdcp层中的抛弃功能以及与rlc层中的抛弃的相互关系相关的相关步骤的流程图；
图14和15分别示出了数据和控制pdu；
图16示出了用于小小区增强的部署场景，其中宏和小小区在同一载频上；
图17和18示出了用于小小区增强的其它部署场景，其中宏和小小区在不同载频上，小小区分别在室外和室内；
图19示出了用于仅具有小小区的小小区增强的另一部署场景；
图20给出了用于宏和小enb连接到核心网络的双连接性的通信系统架构的总览，其中s1-u接口终止于宏enb中，并且ran中不进行承载分割；
图21a-c示出了sgw和ue之间具有两个分离的eps承载的不同选择；
图22a-i示出了当前关于menb和senb中的双连接性讨论的不同用户平面架构的选择；
图23是以简化方式示出当应用于pdcp抛弃功能位于menb处同时rlc层在senb中的用户平面架构时、与pdcp层中的抛弃功能以及与rlc层中的抛弃的相互关系相关的相关步骤的流程图，如图13；
图24是示出根据第一示例实施例的改进的抛弃功能的流程图；
图25和26是示出第一实施例的改进的信令图，根据该改进，menb可以确定是否为senb不能成功发送到ue的特定pdcppdu直接向ue发送附加的重传；
图27是示例性地示出一改进的信令图，根据该改进，针对不能被senb发送到ue的pdcppdu，从senb向menb发送抛弃指示；
图28是示出根据第二示例实施例的改进的抛弃功能的流程图；以及
图29是示出根据第五示例实施例的、senb与menb之间的改进的抛弃功能的流程图。
具体实施方式
下面的段落将描述各种示例实施例。仅为了示例性的目的，关于根据3gpplte(版本8/9)和lte-a(版本10/11)移动通信的无线电接入方案(部分在上述背景技术部分中进行了说明)说明大多数实施例。应该注意，例如可以有利地在诸如在上述背景技术部分中描述的3gpplte-a(版本10/11/12)通信系统的移动通信系统中使用这些实施例，但这些实施例不限于在该具体示例通信网络中使用。
移动台或移动节点是通信网络内的物理实体。一个节点可以具有若干功能实体。功能实体是指软件或硬件模块，其实现和/或向节点或网络的其它功能实体提供预定功能组。节点可以具有一个或多个接口，其将该节点附接到节点可以在其上通信的通信设施或介质。类似地，网络实体可以具有将功能实体附接到通信设施或介质的逻辑接口，通过其可以与其它功能实体或对应的节点通信。
权利要求中使用的术语“主基站”还可以称为宏基站、或根据3gpp的双连接性的主/宏enb。
权利要求中使用的术语“辅助基站”还可以称为从基站、或根据3gpp的双连接性的辅助/从enb。
权利要求以及说明书中，关于在定时器到时时将抛弃的例如pdcpsdu/pdu的抛弃定时器和抛弃，使用术语“抛弃”。然而，“抛弃”不应被具体限定为仅删除，而应当更一般地理解为将pdcppdu/sdu设置为不再需要并因此设置为要被删除的处理。何时进行实际删除可以基于实现，例如可以按分组进行并因此基本在将pdcpsdu/pdu指示为抛弃时立即删除，或者可以是周期性的，从而例如每100ms清空一次所抛弃的数据(pdu/sdu)的缓冲。
下面，将详细说明若干示例实施例。它们应当以如3gpp标准给出的广泛规范实施，具有以下关于各个实施例说明的特定关键特征。
这些说明不应理解为限制性的，而仅为了更好地理解本公开而作为实施例的示例。本领域的技术人员应该知道如在权利要求中描述的本公开的一般原理可以应用到不同场景，以及可以本文未明确说明的方式应用。相应地，为了各个实施例的说明的目的而假设的以下场景不应如此限制本发明。
第一实施例
在下文中将说明第一组实施例。为了简化第一实施例的原理的说明，进行了若干假设；然而，应当注意，这些假设不应被解释为限制如权利要求所宽泛限定的本申请的范围。
将参照图24描述第一实施例，图24是示出如对特定的第一实施例所执行的各个步骤的流程图。假设小小区环境中的双连接性场景，其中ue连接到menb和senb两者，并且至少接收从sgw转发到menb、并最终经由senb到ue的数据，即，图21b、21c中示例性示出为eps承载#2。如所指示的，eps承载#2可以在menb中分割使得可以根据需要经由两个enb发送承载(图21c)，或者不在menb中分割但与eps承载#1分离地转发(图21b)。
根据3gpp中的小小区讨论，不同的用户平面架构已经在讨论之中，如参照图22在背景技术部分中所讨论的。对于第一实施例，假设menb和senb的用户平面架构使得具有抛弃功能的pdcp层位于menb处，而不在senb处；此外，更低rlc层将位于senb处，且可以或可以不位于menb处。对应地，当前第一实施例可以参考图22c、22d、22e、22g、22h、22i的所讨论的用户平面架构的任一个。在其中pdcp层在menb和senb之间分割的图22c(选择2b)和22g(选择3b)的用户平面架构中，不清楚哪些功能实际位于menb中，哪些位于senb中；与第一实施例相关的是pdcp的抛弃功能位于menb处，并因此远离rlc层抛弃功能，使得现有技术中必须具有menb和senb之间的层间通信(参见如背景技术部分的结尾处所讨论的缺点的描述)。
在第一实施例中分别位于menb和senb处的pdcp和rlc功能将大致保持与背景技术部分中描述的(例如参照图10、11、12)以及当前3gpp标准中定义的相同；除了关于第一实施例的以下改变。第一实施例建议在pdcp和rlc层之间、并因此在上述场景这种的menb和senb之间的改进的抛弃功能机制。
menb的pdcp层中的抛弃功能由menb的较高层(诸如rrc)配置。因此，menb处的抛弃定时器由较高层配置和设置。应该注意，配置menb处的抛弃功能的较高层不存在于senb处。根据第一实施例，menb的诸如rrc的较高层将根据menb的pdcp抛弃功能通过x2接口配置senb的抛弃功能，以便基本在senb处的rlc层中具有附加抛弃功能。
一般地，senb处的抛弃功能所使用的抛弃定时器值可以与menb处的抛弃功能所使用的抛弃定时器值相同。或者senb处的抛弃功能所使用的抛弃定时器值基于menb处的抛弃功能所使用的抛弃定时器值，但被调整以补偿由于数据从其以pdcpsdu的形式到达menb处的pdcp层以触发pdcp抛弃定时器的时间、直到数据以pdcppdu(也称为rlcsdu，例外地，在诸如图22e、22i的具有分割的rlc的情况下为rlcpdu)的形式到达senb处的rlc层以触发第一实施例的rlc抛弃定时器的时间所导致的各种延迟。
对应配置消息将从menb发送到senb，其允许senb的rlc层为其抛弃功能配置对应的抛弃定时器。配置消息可以包括要被senb用于设置senb处的rlc层的抛弃定时器的值。该值可以是与用于menb中的pdcp抛弃功能的抛弃定时器相同的值，或者也可以根据数据的各种延迟中的因素进行调整。
更具体地，该总体延迟可被认为由回程延迟和流控制延迟构成，回程延迟是menb和senb之间的回程链路所使用的通信技术所固有的(例如，对于dsl接入，高至60ms)，流控制延迟是由于x2接口上的menb中的数据直到其被在回程上实际发送到senb为止的处理所导致的。该流控制可以是例如当menb不能在x2接口发送分组至senb的时候，其由于x2接口拥塞(太多ue、流量等)和/或senb具有一些容量问题，例如处理延迟、缓冲容量或甚至无线电拥塞等。可以在menb和senb处确定回程链路延迟，因为其由于menb和senb之间的物理链路的性质以及回程的给定吞吐量而在一定程度上是固有稳定的。另一方面，数据的流控制所导致的延迟可以很大地变动，因此使得难以提供对于流控制延迟的准确时间。然而，menb和/senb仍然可以确定在确定要在配置消息中发送给senb用于配置senb处的抛弃定时器的定时器值时可以考虑的平均或最小流控制延迟。
因此，menb处的抛弃功能和senb处的抛弃功能遭受所导致的延迟，因而导致低效的抛弃机制。这可以通过设置用于senb处的抛弃功能的定时器使得补偿这些延迟来避免。例如，假设menb处的抛弃定时器被设置为200ms，并且回程延迟是50ms，则用于senb处的抛弃定时器(也可以称为有效抛弃定时器)的更精确并因此有利的定时器值将是150ms(该示例假设不考虑流控制)。配置消息中的值已被menb设置为150ms，或者配置消息中的值被设置为200ms(menb处的抛弃定时器的定时器值)且senb本身调节定时器值使得其将其自己的抛弃定时器设置为150ms。
类似地，senb处的有效抛弃定时器可以关于由于回程链路延迟的调整被附加地(或替代地)调整以补偿流控制延迟。当假设流控制延迟是20ms的最小或平均值，则senb处的有效抛弃定时器可被设置为200ms-50ms-20ms(或者，如果仅补偿流控制延迟，为200ms-20ms)。配置消息中的值已被调整，或者配置消息包括用于menb的抛弃定时器的未被调整的定时器值且senb自身根据流控制延迟和/或回程链路延迟中的因素调整所接收的定时器值。senb可以知道通过x2链路的流控制延迟(x2上的拥塞时段)的量，或者可以自身确定流控制延迟，例如对于其由于其自己的容量问题(例如处理延迟、缓冲容量或甚至无线电拥塞)而停止通过/从x2接收分组的持续时间。
对应地，senb处的rlc层中的抛弃功能被设立使得在从menb的pdcp层接收到pdcppdu时启动关联的抛弃定时器，并在根据上述方式之一由menb/senb配置的时间之后到时。
menb处的较高层如何配置senb中的rlc层的抛弃功能的精确实施方式可以变化。例如，配置消息的发送可以通过私有方式实现，例如使用o&m(操作和维护)，或可以使用在senb中配置rlc层的x2接口上的rrc型的配置消息在x2接口上指定。利用此配置，senb被告知用于其支持的去往移动台的每个承载的可用抛弃定时器。此配置可以由menb上的rrc层经由x2链路向senb提供，或者可以通过较高层经由x2或者使用私有接口以及通过例如o&m向位于senb中的rrc实体配置。
在menb和senb处都设立了抛弃功能之后，下面将联系图24说明分组转发。假设经由menb、senb在下行链路中将数据发送到ue，并且为了示例的目的，使用图22d或图22h(选择2c或3c)的用户平面架构。
当在pdcp层从较高层接收到pdcpsdu时，针对pdcpsdu启动对应的pdcp抛弃定时器，并且根据pdcp中的通常机制从pdcpsdu产生pdcppdu。继而经由x2接口将由此产生的pdcppdu转发到rlc层。然而，还应当注意，menb处的pdcp层可能不能在menb中的抛弃定时器到时之前及时地将pdcppdu实际转发到rlc层；这可能是由于menb中的处理延迟、x2链路中的拥塞等等。
在senb的rlc层处接收到pdcppdu(从rlc的角度是rlcsdu)时，为所接收的pdcppdu启动rlc层中的对应抛弃定时器(或有效抛弃定时器)。此外，senb的rlc层以通常的方式处理rlcsdu，以产生一个或多个rlcpdu，其可以接着被发送到较低层，即mac层，用于进一步传送到ue(为了简化，图24中未示出)。
对应地，menb处的抛弃定时器和senb处的抛弃定时器正在针对pdcpsdu中的数据而运行。
首先，假设pdcpsdu数据被senb成功发送到ue。在此情况中，senb中的较低层(例如mac)向senb中的rlc层通知携带pdcppdu数据的对应rlcpdu已被ue正确接收和确认。对应地，rlc层中的抛弃定时器可以被停止/中止，并且可以由senb中rlc层抛弃pdcppdu数据(即，rlcsdu)。此外，senb的rlc层向menb处的pdcp层通知pdcppdu向ue的成功发送(通过例如发送成功传送指示，见下文)。继而，pdcp层可以停止/中止其自己的用于所述成功发送的pdcppdu(更准确的是pdcpsdu)的抛弃定时器，并从而还可以最终抛弃pdcpsdu和pdcppdu。作为结果，menb将具有为更少(剩余)的pdcpsdu运行的抛弃定时器，对于这些pdcpsdu，不通知已被senb成功发送到ue的对应的pdcppdu。这样的抛弃定时器的到时将仍然由menb指示给senb；因为现在具有更少的抛弃定时器在运行，因此仅针对还未成功传送到ue的pdcppdu(即针对ue还没有发送成功传送指示的pdcppdu)发送从menb至senb的对应抛弃指示，从而x2接口上的信令将仍然被减轻。这通过不需要每pdu指示抛弃，而仅针对还未实际被senb传送到ue的pdcppdu指示抛弃，而避免了按每个pdcppdu抛弃的不必要的x2信令。
另一方面，现在假设senb处的rlc层因为任何原因而不能将所接收的pdcppdu数据发送给ue。在此情况中，menb和senb处的两个定时器将最终到时。在menb中，当针对pdcpsdu启动的抛弃定时器到时时，pdcp层抛弃pdcpsdu(与到时的抛弃定时器关联)和从所述pdcpsdu产生的pdcppdu两者。同样的，在senb处的rlc层中，当在接收到pdcppdu(即，rlcsdu)时启动的抛弃定时器到时时，要抛弃所接收的pdcppdu。
此外，在第一实施例的有利实施方式中，rlc层可以在实际抛弃pdcppdu之前检查pdcppdu(或其任何分段)的数据是否已被映射到至少一个rlcpdu用于发送到ue。为了不干扰rlc层用于pdcppdu的rlc发送机制，仅当pdcppdu还未被映射到rlcpdu(参见图24中的“否”分支)时，执行rlc层中的pdcppdu的抛弃。
从以上说明并且当与联系图23说明的处理进行比较时，很明显一个优点是，当menb处的pdcp抛弃定时器到时时，不再需要向rlc层(在senb处)指示pdcppdu/sdu抛弃，从而减轻了x2上的信令并且还确保甚至在x2上的回程延迟可能比抛弃定时器值长或与其相当时抛弃机制也实际工作，这是因为senb处的rlc层以与menbpdcp层处的抛弃定时器基本同步的方式操作分离的定时器，以允许抛弃pdcppdu。
而且，不再需要检查pdcppdu是否已被转发到rlc层，这因而简化了menb中的pdcp协议。
下面说明第一实施例的进一步的细节以及改进。
如之前已经说明的，senb的rlc层可以向menb处的pdcp层通知pdcppdu向ue的成功发送。可以许多方式实现通知menb的对应指示(下文称为成功传送指示)。一般地，menb可以配置senb如何以及何时发送这样的成功传送指示，即何时启动和停止报告。例如，menb可以要求senb(在x2上)启动为特定承载报告成功传送指示，并可以要求senb(在x2上)停止针对特定承载的报告。
例如，可以为senb在x2上接收并接着被成功发送到ue的每个pdcppdu连续地从senb向menb发送成功传送指示。这具有如下优点：menb将被尽快告知，并且menb将清楚地获知哪些pdcppdu被ue成功接收、哪些没有。然而，这具有x2接口上的信令负担较大的缺点。此外，在此情况下，如果pdcppdun-1和n+1被成功传送到ue，则这被如此对应地报告给menb；然而，当假定pdcppdun还未被成功传送给ue并其仍然在rlc重传中，则menb不能得出pdun的状态(确实被在senb中抛弃，或者可能仍然被成功传送到ue)。当然，这可能不是大问题，因为menb可以保持pdcppdun直到其也接收到针对pdun的成功传送指示，或者直到针对pdun的主抛弃定时器到时。仍然，一种替代选择可以是向menb顺序地通知在x2接口上接收且同样被成功传送到ue的每个pdcppdu。
替代地，多个这些成功传送的pdcppdu中的最高序号可被发送给menb以便减轻x2接口上的信令负担。然而，这可能是误导的，如下文所说明的。
假设在具有序号11至20的10个pdcppdu的序列中，具有序号13和15的pdu在从menb向senb发送时丢失，并且具有序号17和19的pdu未被成功地从senb发送到ue。在成功传送指示仅指示最后成功发送的具有序号20的pdcppdu的情况下，menb将假设直到20的所有序号都被成功传送并因此抛弃它们；因此失去了重传的机会。这样的成功传送指示将不指示哪些pdcppdu在x2上被丢弃(在以上示例中是具有序号13和15的pdu)，将对还未在ue中成功接收的、具有小于最高成功传送的序号的序号的pdcppdu(在以上示例中是具有序号17和19的pdu)给出不正确的情形。
然而，该缺点可能不太严重，这是因为未被成功传送的pdcppdu的数量应该极小，因而，如果需要，它们的重传可以由其它较高层(例如tcp)进行。无论如何，为了克服该缺点，可以通过包括不能被senb成功发送到ue的pdcppdu的序号来增强包括多个成功传送(之前未报告)的pdcppdu之中的最高序号的成功传送指示。例如，假设pdcppdu101-200仍然在menb缓冲器中(pdcppdu0-100已被senb报告)，成功传送指示可以继而指示ack_sn＝150以及附加地nack_sn1＝140、nack_sn2＝145。响应于该成功传送指示，menb将抛弃具有序号101-150的pdcppdu，其中排除具有序号140和145的pdcppdu。如后面将说明的，进一步的改进继而将允许menb确定是否直接向ue发送pdcppdu140和145(联系图25和26参见下文)。
作为另一选择，成功传送指示可以包括位图，根据该位图，包括ack_sn，用于最近或最老的还未报告的被成功传送到ue的pdcppdu、以及用于每个后续或之前的pdppdu的1比特信息。例如，成功传送指示可以如下构成：
以被成功传送且此pdu的传送成功之前还未被指示给menb的最老pdcppdu开始；以及
以最近成功传送的pdcppdu结束。
所有成功传送的pdu由“1”指示，其它的由“0”指示；或者相反。
该选择可以比之前的选择导致更少的x2信令，然而，其可能变得低效，因为之前的报告的更新可能变得必要。例如，特定pdcppdu被报告还未被成功发送(在之前的成功传送指示的时间)，但同时被成功发送，因此，后续的成功传送指示位图包括与第一次成功传送指示相同的信息的部分。
其它的可能性可以是组合之前用于成功传送指示的选择的一个或多个，例如通过指示被成功传送(或未被成功传送)的最老(或最近)pdcppdu，并附加地发送如前所述的对应位图。
除成功传送指示的格式和内容之外，必须限定何时将成功传送指示从senb发送给menb的定时，其例如可以是以下中的一个。
事件触发，例如基于以下事件：
在senb中从ue接收到(rlc)状态报告；
menb要求成功传送指示(例如，当menb缓冲器超过一定水平，基于定时器，等)；
位图的尺寸是固定的，且位图被完全使用(从而，如果位图具有尺寸“n”，则“n”数目的pdcppdu反馈信息被实际携带)。
替代地或附加地，可以周期性地发送成功传送指示，其中周期可以是例如可配置的。
将联系图25和26说明进一步的改进，图25和26是示意性地示出在senb、menb和ue处执行的各个步骤的图，其关注下面将说明的进一步的改进。应该注意，为了更好地示出进一步的改进，图25和26被简化。根据此改进，在senb自己不成功发送pdcppdu至ue的情况下，menb被提供附加地向ue直接发送此pdcppdu的可能性，例如，通过使用在senb处的辅助定时器的到时与menb处的主定时器的到时之间的时间窗口来向ue直接发送。如上文关于第一实施例所说明的，senb处的辅助定时器可以被配置为使得其考虑pdcppdu到达senb和触发辅助定时器所导致的延迟(当与pdcpsdu的接收所触发的主定时器值比较时)中的一些(实际上不是所有)。因此，辅助定时器将在menb处的用于相同pdcppdu/sdu的对应主定时器之前到时。
更具体地，假设menb还监视如为senb处的辅助定时器所配置的时间，从而menb知道senb处的针对特定pdcppdu的辅助定时器何时将到时。此外，menb还可以考虑成功传送指示到达menb所花费的的时间，从而menb处所监视的时间需要略长，以便能够接收到来自senb的对应成功传送指示；换言之，menb知道针对特定pdcppdu的成功传送指示最迟何时应该被接收到。在图25和26中，上述变型中的任一个被描述为“用于sn_x的辅助定时到时？”在一个实施方式中，menb在将pdcppdu(sn_x)发送给senb时开始监视辅助定时器的时间，如图25和26所例示的。在任何情况中，menb监视辅助定时器的时间值，其在针对pdcppdu的主定时器到时之前结束。在图中未示出的另一实施方式中，menb监视主定时器的定时器值(考虑各种延迟)，以确定在主定时器的什么时间辅助定时器将可被假定已到时。
图25示出了senb能够成功将pdcppdu发送到ue的情况。对应地，senb将关于该pdcppdu的成功传送指示发送给menb，并抛弃对应的pdcppdu。menb在接收到成功传送之后停止针对pdcpsdu(sn_x)的对应主定时器，并抛弃pdcpsdu/pdu(sn_x)。图26示出了相反的情况，其中senb不能将pdcppdu成功发送给ue。结果，senb处针对pdcppdu(sn_x)的辅助定时器最终到时，并且senb抛弃pdcppdu(sn_x)；对应地，对此pdcppdu，无成功传递指示被senb发送给menb。如针对此改进所说明的，menb也监视如针对senb处的辅助定时器所配置的时间(具有针对要在menb处接收的成功传送指示所导致的延迟的可能调整)，因此知道menb应该最迟何时已经接收到针对pdcppdu(sn_x)的成功传送指示。当menb确定成功传送指示未被也将不再被从senb接收(针对sn_x的辅助定时器？是)时，并且在主定时器到时之前(即，主定时器仍然在运行中，还未到时)，menb可以决定将pdcppdu(sn_x)直接发送给ue。稍后，menb处用于此pdcppdu(sn_x)的主定时器将到时或者将被menb停止，并且对应的pdcpsdu(sn_x)和pdcppdu(sn_x)将被在menb处抛弃。
替代地，成功传送指示可以包括pdcppdu的nack_sn，响应于其，menb可以决定将对应的pdcppdu发送给ue。
为了该改进更有优势，主定时器将比ue处的pdcp重排序定时器的值小。如果不是这种情况，即ue中的重排序定时器被配置为小于menb处的主定时器，则menb进行的直接发送将在ue中针对pdu的重排序定时器到时之后被接收，在这种情况下，甚至在成功接收该分组之后，ue也将简单地抛弃它。然而，因为menb正在向ue配置重排序定时器(或者如果其被指定)，所以menb可以确保主定时器小于在ue中运行的重排序定时器。
对于此改进，有利的是，但不是严格必要的，在将pdcppdu成功发送给ue之后短时间内将成功传送指示发送给menb。否则，因为menb将在大致辅助定时器到时的时间之前不接收成功传送指示，因此menb可能错误地假设senb不能将pdcppdu传送至ue，并因此将自己发送pdcppdu至ue(参见图26)。在任何情况中，ue应该准备在其从两个enb(senb和menb)接收到相同的pdcppdu的情况下抛弃重复的pdcppdu。
对于第一实施例的进一步改进，其可以认为是如联系图25和26说明的前述改进的替代(或附加)，建议senb与menb之间的抛弃指示，其将向menb通知任何未被senb成功发送到ue的pdcppdu。再次，menb可以配置senb如何以及何时发送这样的抛弃指示，即何时开始和停止报告。例如，menb可以要求senb(在x2上)开始报告针对特定承载的抛弃指示，并且可以要求senb(在x2上)停止针对特定承载的报告。
下面将参照图27说明此改进的一个示例。假设senb在从menb接收到pdcppdu时开始针对所接收的pdcppdu的辅助定时器。在辅助定时器到时时，senb抛弃pdcppdu(rlcsdu)，中止发送(例如，如果所述pdcppdu还未映射到rlcpdu)，并向menb通知该抛弃，例如通过使用如在下面说明的抛弃指示。作为响应，menb可以在主定时器针对该pdcppud仍然运行的情况下决定将pdcppdu发送到ue；考虑到当辅助定时器被配置为根据触发主定时器和触发辅助定时器之间发生的各种延迟的一些但不是所有延迟而调整时辅助定时器在主定时器之前到时，很可能是上述情况。
senb也可以决定在辅助定时器到时之前，例如当特定pdcppdu已被senbrlc(重)发送过很多次时，抛弃特定pdcppdu。
可以各种方法实施此改进中使用的抛弃指示，类似于上文引入的成功传送指示。例如，可以针对不能成功地发送到ue(例如，辅助定时器到时或已经达到重传的最大次数的情况)的每个pdcppdu从senb向menb发送抛弃指示。这具有如下优点：menb将被尽快(并因此在menb处的对应主定时器到时之前)通知，并且menb将清楚地知道哪些pdcppdu未被ue接收到。考虑到这种从senb到menb的抛弃指示将仅对非常小数目的pdcppdu是必须的(在rlc重传之后，在106的量级上)，x2接口上的信令负担将可推测为不太高。
关于何时发送抛弃指示，也有各种实施方式，其中一些已经关于成功传送指示进行了说明。例如，抛弃指示的发送可以是事件触发的，例如当针对pdcppdu的至少一个辅助定时器到时时，或者当成功传送的数目超过一定阈值时，诸如每50个成功传送；(senb可以向menb发送一个抛弃指示，其包含1个ack_sn以及0个或更多个nack_sn)。替代地，抛弃指示的发送可以是周期性的；在此类型的报告中，当在senb中没有pdcppdu被抛弃时(即，在此报告时段中所有pdcppdu在对应的辅助定时器到时之前都被成功发送至ue)，抛弃指示被允许指示空(null)抛弃。该空抛弃可以例如通过仅包括前述的1个ack_sn或者通过特殊字段的帮助来指示，该特殊字段例如指示x2上至此接收的所有pdu都被传送。
当然，如果认为合适，抛弃指示和何时发送它还可以有其它实施方式，诸如针对成功传送指示所讨论的(请参照以上说明，例如关于最高序号的说明)。
作为总结，menb如果认为有优势可以直接执行向ue的重传(有效地，可以仅在主定时器仍然在运行的情况下这么做；pdcppdu在menb中仍然可得)。在ue从senb和menb两者接收到相同的pdcppdu的情况下uepdcp将抛弃重复pdcppdu。因此，在需要时，pdcppdu可以附加地使用更短的链路延迟重传到ue。
senb可以周期性地向menb发送抛弃指示，甚至指示仅ack_sn以及零个或更多个nack_sn，以允许menbpdcp缓冲器的及时清空。
为了避免抛弃指示向menb的不必要的发送，senb和ue可以使用新的轮询触发。该新的轮询触发应该与辅助定时器的到时(例如刚刚在其之前或之后)或senb处的任何其它抛弃机制(例如基于传送计数，如上文所述)关联。通过包括轮询比特而进行轮询，并且在接收到轮询时，ue将立即发送rlc状态报告至senb。对应地，senb基于该信息更新抛弃指示，例如，基于轮询的rlc状态报告，不为现在被确认在ue中接收到的pdcppdu发送抛弃指示。
通过向senb处的rlc层提供与pdcpsdu/pdu相关的时间戳信息可以甚至使上文联系图24说明的抛弃机制更精确，如下所述。根据一个选择，当pdcpsdu被在menb的pdcp层中接收到并触发pdcp处针对此pdcpsdu的对应抛弃定时器时，产生指示pdcpsdu的接收时间的时间戳；例如，gps定时器、utc时间、帧号、子帧号等。对应地，当pdcppdu(从此pdcpsdu产生)被发送到senb处的rlc层时，该产生的时间戳(涉及同一个pdcpsdu/pdu)也被提供给senb。例如，可以将时间戳信息包括在通过x2接口转发给senb的对应pdcppdu的报头中。在接收时间戳信息和pdcppdu时，rlc层可以基于senb的之前配置的抛弃定时器值(尤其是当被配置为与menb的pdcp层中的抛弃定时器相同时)以及时间戳的所接收的接收时间信息精确地确定pdcp层处的抛弃定时器将何时到时。
根据另一选择，时间戳信息可以包括关于在pdcp抛弃定时器到时并因此触发pdcp层抛弃pdcpsdu和pdu之前还剩多少时间的信息。时间戳的内容根据哪个实体产生以及在什么时候产生该时间戳而不同。例如，在x2协议从menb接收到分组时抛弃定时器在到时之前还剩76ms的情况下，此信息被包括在时间戳中。再次，此信息被提供给senb处的rlc层，并因此可被senb用于确定senb的rlc层中的抛弃定时器将抛弃所接收的pdcppdu的精确时间点。
结果，senb的rlc层中配置的抛弃机制可以甚至与menbpdcp层的抛弃定时器更精确地同步。在此特定情况中，也没有必要调整senbrlc层的抛弃定时器以一定程度上小于menbpdcp抛弃定时器的抛弃定时器值来补偿将pdcpsdu数据从menb发送到senb所涉及的延迟。替代地，senbrlc层处的抛弃定时器可以被设置为与menbpdcp层处的抛弃定时器精确相同的值。
根据可以与以上一起或替代地使用的进一步的改进，menb被激发来自己发送与短抛弃定时器关联的承载/分组，而不是经由senb发送这样的分组而因此产生回程链路延迟/拥塞。这可以在选择什么承载/分组应被menb或senb服务时提供关键性的输入。具体地，当在menb、senb和ue之间建立诸如承载的通信链路时，menb直接(即不经由senb进行)与ue建立与具有小抛弃定时器值的分组关联的承载，而其它承载可以通常的方式在menb与ue之间建立或者在menb、senb和ue之间建立。
第二实施例
第二实施例处理与第一实施例相同的问题，但提供一定程度上不同和替代的方案，如将参照图28所说明的。基本上，作出与上述第一实施例相同的假设。具体地，假设小小区环境中的双连接性场景，其中ue连接到menb和senb两者，并且至少接收从sgw转发到menb、并最终经由senb至ue的数据，即，如图21b、21c中示例性示出为eps承载#2。如所指示的，eps承载#2可以在menb中分割使得承载可以根据需要经由两个enb发送(图21c)或者不在menb中分割但与eps承载#1分离的转发(图21b)。
根据3gpp中的小小区讨论，不同的用户平面架构已在讨论中，如背景技术部分参照图22所说明的。对于第二实施例，假设menb和senb的用户平面架构使得具有抛弃功能的pdcp层位于menb处而不位于senb处；此外，更低的rlc层将位于senb处并且可以或可以不位于menb处。对应地，本第二实施例可以参考图22c、22d、22e、22g、22h、22i的所讨论的用户平面架构中的任一个。在图22c(选择2b)和22g(选择3b)的其中pdcp层在menb和senb中分割的用户平面架构中，不清楚哪些功能实际位于menb中，哪些功能位于senb中；与第二实施例相关的是pdcp的抛弃功能位于menb中并因此远离rlc层的抛弃功能，使得在现有技术中必须在menb与senb之间具有层间通信(参见问题的描述)。
第一实施例中分别位于menb和senb处的pdcp和rlc功能将大致保持与背景技术部分(例如参照图10、11、12)说明的以及当前3gpp标准定时的相同；除了以下与第二实施例相关的改变。同样，第二实施例建议pdcp与rlc层之间(即在menb与senb之间)的改进的抛弃功能机制。
如在现有技术中以及对于第一实施例，menb处的pdcp层实现抛弃机制，其允许抛弃由于对应的pdcp定时器到时而发送不再必要的那些pdcpsdu(以及对应的pdcppdu)。然而，与现有技术抛弃机制不同，并类似于第一实施例，根据第二实施例的menb的pdcp层中的抛弃机制不检查pdcppdu是否被转发给rlc层且不向senb处的较低层rlc指示pdcpsdu的抛弃。此外，为了简化senb，如第一实施例所建议的，不在senb中实现分离的抛弃机制。
因此，当menb处的pdcp层接收到pdcpsdu时，其将针对所述pdcpsdu启动对应的抛弃定时器，并还将以通常的方式处理pdcpsdu以产生pdcppdu，其将继而被转发到senb的rlc层用于进一步发送到ue。当senb的rlc层经由x接口从menb处的pdcp接收pdcppdu时，与第一实施例一样，其将启动自己的特定且附加的抛弃定时器，但将仅进行将所接收的数据的分段、连接为rlcpdu的常规rlc操作，rlcpdu接着被转发到较低层(例如mac层)用于进一步发送。同样，senb处的rlc层将不具有从menb处的pdcp层接收指示以便抛弃之前接收的pdcppdu的功能。结果，即使pdcp抛弃定时器已经在menb处到时，rlc层也将继续其产生rlcpdu用于发送至ue的通常处理。因此，甚至可以是，rlc层将针对已被menb处的pdcp层抛弃很久的pdcppdu向menb处的pdcp层报告ue处的成功接收。
当然，rlc层可以或者可以不具有另一内部抛弃定时器(与第一实施例的定时器不同)，以确保senb处的rlc将在实际成功之前不长时间尝试成功将所接收的pdcppdu数据(以一个或多个rlcpdu的形式)转发给ue。
如图28中示例性示出的，senb处的rlc层将具有通常的例程来通过抛弃已被成功发送到ue并因此不需要被保留以后使用的pdcppdu(即，rlcsdu以及可能地rlcpdu)而清空其缓冲器。
第二实施例的该抛弃机制从实现的角度是简单的，并因此使得senb更简单且更廉价，因为其不需要处理多个(每pdcppdu一个)并发定时器(尤其是对于高数据率的应用)，还因为rlc现在对其在x2上接收的所有pdcppdu具有相同行为。第二实施例也具有不需要每个分组(pdcppdu)的信令用于向senb通知抛弃定时器、以及避免这种功能/定时器值的任何配置/重配置的优点。而且，menb中关于数据是否已被转发到senbrlc层的对应检查不再需要。
第二实施例的改进允许menb直接向ue发送pdcppdu的可能性，以便覆盖senb不能成功向ue发送pdcppdu的情况(例如，在内部抛弃定时器到时之前；类似于联系图25和26所描述的第一实施例的改进)。如已经针对第二实施例所说明的，rlc层将向menb处的pdcp层报告pdcppdu向ue的成功发送。这可以类似于第一实施例关于成功传送指示所描述的方式来完成。因此，其被抑制重复这样的成功传送指示可能的各种可能的格式、内容和发送实例。从而，其在此参考第一实施例的对应内容，其同样适用于由senb处的rlc层向menb的pdcp层通知关于一个(或多个)pdcppdu向ue的成功发送。
根据第二实施例的此改进，menb确定在特定时间点前(但在menb处的针对同一pdcppdu的对应主定时器到时之前)是否接收到针对特定pdcppdu的对应成功传送指示。在直到该特定时间点menb中未收到成功传送指示的情况下，其可以决定直接向ue发送pdcppdu。
第三实施例
第三实施涉及对ue处理的改进，并因此可以与第一和第二实施例独立地或附加地实施。
典型地，senb链路将具有更高的时延，因为从ue向senb发送的分组将必须经由x2接口进入menb，因此经历至少回程链路时延。这对图21b的由不同enb服务不同承载的双连接性模式较不适用，但在图21c的双连接性模式中，相同的承载#2由两个enb服务，从而在上行链路和下行链路中，承载的一些分组经由menb发送，其它的经由senb发送。关于将经由哪个路由发送分组的决定可以例如依赖于实时负载、无线电情况等。
根据第三实施例，ue作出的关于直接向menb发送pdcppdu还是将分组发送给senb(以便被转发到menb)的决定将考虑ue的pdcp层处的抛弃定时器。
ue可以不知道menb和senb之间的标定回程链路时延和/或流控制延迟。该信息可以或者由网络直接用信号通知到ue，或者ue可以通过例如观察经由不同的节点接收的例如后续pdcppdu的接收时间中的差别而尝试在一段时间上估计该值。这样的差别的平均应该表示标定回程延迟，并且ue可以使用此值，有利地，对于估计误差有一些容限。
因此，ue具有关于回程延迟(可选地，还有流控制延迟)的必要信息。
具体地，ue可以例如决定使用至menb的宏链路中的发送机会用于已经经历了较长延迟的分组(例如，由于窗口停止、缺少授权或其它原因)。
ue将用于pdcppdu的剩余抛弃时间与回程延迟和/或流控制延迟进行比较，并在剩余抛弃时间与回程链路延迟和/或流控制延迟相当或更少的情况下决定将pdcppdu直接发送到menb以便避免经由senb的绕道。
或者，ue可以决定在剩余抛弃时间与回程链路延迟(可选地，与流控制延迟一起，见上文关于第一实施例的说明)相当或更少的情况下不在senb链路上向senb发送分组。
结果，如果在宏链路中没有发送机会/授权可用，则ue可以等待宏链路中可用的发送机会/授权以发送pdcppdu，并且可能必须接着在抛弃定时器到时时宏链路中没有发送机会/授权及时可用的情况下抛弃pdcppdu。
第四实施例
另一第四实施例改进在pdcp抛弃机制位于senb中的那些情况下的pdcp层的抛弃功能。与第一实施例相联系，senb处的rlc层的有效抛弃定时器被解释为补偿数据分组从menb发送到senb所产生的各种延迟。
类似地，第四实施例建议使用有效抛弃定时器用于senb中的pdcp抛弃功能。结果，当menb的较高层配置senb处的pdcp层的抛弃功能时，将确定补偿延迟(诸如，回程链路延迟和流控制延迟(见第一实施例对回程链路延迟和流控制延迟的说明))的抛弃定时器值。
因此，该第四实施例适用于pdcp层(尤其是抛弃机制)也位于senb中的用户平面架构，诸如选择2a和3a(见图22b和22f)，并且可能地，在senb(不是menb)处的pdcp层包括抛弃功能的情况(参见图22c和22g)下，选择2b和3b。
对于一个承载由senb和menb两者服务的双连接性模式以及对应的用户平面架构，pdcp层位于menb中也位于senb中(选择3a)。根据本第四实施例，menb的pdcp层处的针对特定承载的抛弃定时器不同于(例如具有更高的定时器值)senb的pdcp层处的针对同一特定承载的抛弃定时器，即，senb的pdcp层处的抛弃定时器值低要考虑的延迟量，例如回程链路延迟和/或流控制延迟。
这具有x2上的分组延迟由于慢回程和/或流控制延迟而被抵消的优点，这意味着pdcp中的抛弃功能准确地按期望工作，并且，从较高层/应用的角度，pdcp抛弃以(与menb中的)相同时间线发生。如果senb中的抛弃定时器具有与menb中相同的值，则接入层将保持尝试发送分组，甚至在更高的层/应用已经停止期待它的情况下也是如此。
第五实施例
第五实施例对于menb处的pdcp层的抛弃功能具有不同的方法。如第一实施例，辅助定时器被配置在senb处(例如，根据联系上述第一实施例所公开的多个变型之一)。另一方面，与前述实施例不同，pdcp层未定义主定时器，因此，pdcp层在接收到pdcpsdu时不触发主定时器。
替代地，menb处的抛弃机制由从senb接收的抛弃指示控制，该抛弃指示向menb通知不能被senb成功传送到ue的pdcppdu(及其sn)。已经联系第一实施例的一个改进非常详细地说明了抛弃指示及其各种实施方式，这里不再完全重复，因为其可以同样的方式应用到此第五实施例。
结果，在接收到针对一个或多个特定pdcppdu的抛弃指示时，menb可以推导出它们中的哪个被ue正确接收，哪个没有。结果，menb可以基于此抛弃pdcppdu，并不再需要用于pdcpsdu的主定时器。
例如，来自senb的抛弃指示可被实施为包括被成功传送到ue的pdcppdu的最高序号，例如，在不能被成功传送到ue的那些pdcppdu的nacksn之外。
替代地，可以通过使用位图(如下所例示)实施抛弃指示。位图以针对其的“辅助定时器”已经到时并且该pdu的抛弃之前还未被指示到menb并且另一时间(例如，称为报告定时器a)还未到时的最老抛弃的pdcppdu开始。该报告定时器a可与辅助定时器一起启动，并具有比uepdcp重排序定时器小但比辅助定时器高的值。报告定时器a将控制抛弃指示位图的发送定时。抛弃指示位图以最近抛弃的pdcppdu结束，即针对该pdcppdu的辅助定时器已经到时。位图中的所有抛弃的pdu可以由“1”指示，并且所有成功传送的pdu由“0”传送，或者相反。
代替使用位图，抛弃指示也可以是针对其的辅助定时器已经到时但报告定时器a未到时并且针对该pdu的抛弃之前还未被指示给menb的抛弃的pdcppdu(例如nacksn)的列表。在另一示例中，最高成功传送的pdcppdu的ack_sn被附加报告给menb，从而menb可以相应地清空其缓冲器。senb因此将与最高成功传送的pdcppdu的ack_sn一起向menb报告nack_sn。
发送抛弃指示可以由任何事件触发，诸如，至少一个辅助定时器的到时，或者可以是周期性的。
作为另一改进(类似于第一实施例的对应改进，见图27)，menb可以在接收到抛弃指示时决定是否直接向ue发送未被senb成功发送到ue的pdcppdu。这具有menb代替senb进行对senb向ue发送失败的pdcppdu的进一步重传的优点。
其被描绘在图29中，图29示出了menb处的抛弃机制在没有主定时器的情况下主要基于从senb接收的抛弃指示工作。例如，在menb接收到指示针对pdcppdusn_x的nack的抛弃指示的情况下，作为响应，menb可以抛弃pdcppdu，直到sn＝x-1。menb可以继而决定直接向ue发送pdcppdusn_x，并且在成功完成时也可以抛弃具有sn_x的pdcppdu。
本公开的硬件和软件实施
另一实施例涉及使用硬件和软件实施上述各个实施例。对此，提供了用户设备(移动终端)和enodeb(基站)。用户设备被适配为执行本公开描述的方法。
还认识到，可以使用计算设备(处理器)实施或执行各个实施例。计算设备或处理器例如可以是通用处理器、数字信号处理器(dsp)、专用集成电路(asic)、现场可编程门阵列(fpga)、或其它可编程逻辑器件等。还可以通过这些设备的组合来执行或实现本发明的各个实施例。
另外，还可以利用通过处理器执行或直接在硬件中执行的软件模块来实施各个实施例。而且，可以将软件模块与硬件实施相结合。软件模块可以存储在任何种类的计算机可读存储介质上，所述计算机可读存储介质例如ram、eprom、eeprom、闪存、寄存器、硬盘、cd-rom、dvd等。
还应注意，不同实施例的各个特征可以单独地或任意组合地作为另一实施例的主题。
本领域技术人员将理解，可以对如具体实施例中所示的本公开进行许多改变和/或修改。因此，本实施例在各方面来说都被认为是说明性的而非限制性的。
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