传输块中控制信息的高效复用的制作方法

传输块中控制信息的高效复用
1.本技术是申请日为2017年8月31日、申请号为201780051288.7、发明名称为“传输块中控制信息的高效复用”、申请人为松下电器(美国)知识产权公司的中国发明专利申请的分案申请。
技术领域
2.本公开涉及通信系统中的多层上的发送和接收处理以及对应的传输装置、方法和程序。


背景技术：

3.基于wcdma无线电接入技术的第三代移动系统(3g)正在全球范围广泛部署。增强或演进这种技术的第一步需要引入高速下行链路分组接入(hsdpa)和增强型上行链路(也称为高速上行链路分组接入(hsupa))，从而提供具有高度竞争性的无线电接入技术。为了为进一步增加的用户需求做准备并且对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被设计为满足对高速数据和介质传输的承载需求以及对未来十年的高容量语音支持。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)规范被定稿为版本8(lte rel.8)。lte系统代表高效的基于分组的无线电接入和无线电接入网络，其提供具有低延迟和低成本的完全基于ip的功能。在lte中，指定了可扩展的多个传输带宽，诸如1.4、3.0、5.0、10.0、15.0以及20.0mhz，以便使用给定的频谱实现灵活的系统部署。在下行链路中，采用了基于正交频分复用(ofdm)的无线电接入，这是因为由于低码元率、使用循环前缀(cp)及其对不同传输带宽布置的关联使它对多径干扰(mpi)具有固有的抗干扰性。在上行链路中中采用了基于单载波频分多址(sc-fdma)的无线电接入，这是因为考虑到用户装置(ue)的受限发送功率，广域覆盖的供给优先于提高峰值数据速率。采用了许多关键的分组无线电接入技术，包括多输入多输出(mimo)信道传输技术，并且在版本8的lte中实现了高效控制信令结构。
4.lte架构
5.图1中示出了整体lte架构，并且图2中给出了e-utran的更详细表示。e-utran包括enodeb，从而向ue提供e-utra用户平面(pdcp/rlc/mac/phy)和控制平面(rrc)协议端接(termination)。enodeb(enb)主管物理(phy)层、介质访问控制(mac)层、无线电链路控制(rlc)层以及分组数据控制协议(pdcp)层，这些层包括用户平面报头压缩和加密的功能性。enodeb还提供与控制平面对应的无线电资源控制(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ul qos、小区信息广播、用户和控制平面数据的加密/解密以及dl/ul用户平面分组报头的压缩/解压缩。enodeb通过x2接口彼此互连。enb还通过s1接口连接到epc(演进分组核心)，更具体地，通过s1-mme连接到mme(移动性管理实体)并通过s1-u连接到服务网关(s-gw)。s1接口支持mme/服务网关和enb之间的多对多关系。sgw对用户数据分组进行路由和转发，同时也充当enb间移交期间的用户平面的移动
性锚点，并且充当lte和其它3gpp技术之间的移动性的锚点(端接s4接口并且中继2g/3g系统和pdn gw之间的业务)。对于空闲状态的ue，sgw在dl数据到达ue时，端接dl数据路径并触发寻呼。sgw管理和存储ue上下文，例如ip承载服务的参数、网络内部路由信息。sgw还在合法拦截的情况下执行对用户业务的复制。
6.mme是lte接入网的关键控制节点。mme负责空闲模式ue跟踪和寻呼过程，包括重传。mme涉及承载激活/去激活处理，并且还负责在初始附接时以及在涉及核心网(cn)节点重定位的lte内移交时为ue选择sgw。mme还负责(通过与hss交互)认证用户。非接入层(nas)信令在mme处终止，并且mme还负责对ue生成和分配临时标识。mme检查对ue在服务提供商的公共陆地移动网络(plmn)上驻留的授权，并且执行ue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，并且处理安全性密钥管理。mme还支持信令的合法拦截。mme还利用从sgsn起端接在mme的s3接口，提供用于lte与2g/3g接入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ue。
7.在所谓的子帧中，在时频域中细分3gpp lte系统的下行链路分量载波。在3gpp lte中，每个子帧被划分成两个下行链路时隙，其中第一下行链路时隙包括第一ofdm码元内的控制信道区域(pdcch区域)。每个子帧包括时域中的给定数量的ofdm码元(在3gpp lte(版本8)中为12个或14个ofdm码元)，其中每个ofdm码元跨越分量载波的整个带宽。因此，ofdm码元各自包括在相应的子载波上发送的多个调制码元。
8.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)中所使用的)，可以由调度单元分派的资源的最小单位是一个“资源块”。物理资源块(prb)被定义为时域中的连续ofdm码元(例如，7个ofdm码元)和频域中的连续子载波(例如，用于分量载波的12个子载波)。在3gpp lte(版本8)中，物理资源块从而包括与时域中的一个时隙和频域中的180khz对应的资源单元(对于下行链路资源网格的更多细节，参见例如3gpp ts 36.211，“evolved universal terrestrial radio access(e-utra)；physical channels and modulation(release 8)”(npl 1)，第6.2节，其可从http://www.3gpp.org获得并且通过引用合并在此)。
9.一个子帧包括两个时隙，使得当使用所谓的“常规”cp(循环前缀)时，在子帧中存在14个ofdm码元，并且当使用所谓的“扩展”cp时，子帧中存在12个ofdm码元。出于术语的原因，在下文中，等同于跨完整子帧的相同连续子载波的时频资源被称为“资源块对”或等同的“rb对”或“prb对”。
10.术语“分量载波”是指频域中的几个资源块的组合。在lte的未来版本中，术语“分量载波”不再使用；作为替代，该术语被改为“小区”，其是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信息中指示在下行链路资源的载波频率和上行链路资源的载波频率之间的链接。对分量载波结构的类似假设也将适用于以后的版本。
11.osi层的整体概述
12.图3a提供了对lte架构的进一步讨论所基于的层模型的简要概述。
13.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分层抽象描述。osi模型将系统的功能划分为一系列层。每个层具有仅使用下面层的功能的属性，并且仅将功能导出到上面的层。实现包括一系列这些层的协议行为的系统称为“协议栈”或“堆栈”。它的主要特征在于层之间的连接，这决定了一层如何与另一层交互
的规范。这意味着由一个制造商编写的层可以与来自另一个制造商的层一起工作。出于本公开的目的，下面将仅更详细地描述前三层。
14.物理层或层1的主要目的是在特定物理介质(例如，同轴电缆、双绞线、光纤、空中接口等)上传送信息(比特)。它将数据转换或调制为通过通信信道传输的信号(或码元)。
15.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)，以与特定物理层兼容的方式对信息流进行整形。此外，数据链路层可以通过请求重传丢失的帧来检测并校正潜在的传输错误。数据链路层通常提供寻址机制并可提供流控制算法，以使数据速率与接收单元能力对齐。如果共享介质由多个发送单元和接收单元同时使用，则数据链路层通常提供调节和控制对物理介质的接入的机制。
16.由于数据链路层提供了许多功能，因此数据链路层通常被细分为子层(例如umts中的rlc层和mac层)。层2协议的典型示例是ppp/hdlc、atm、用于固定线路网络的帧中继和用于无线系统的rlc、llc或mac。稍后给出关于层2的子层pdcp、rlc和mac的更详细信息。应注意，在本技术中，子层也称为“层”，因此这里使用的术语“层”不一定意味着osi模型的层。
17.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，网络层的主要目的尤其是执行网络路由、网络分片和拥塞控制功能。网络层协议的主要示例是ip互联网协议或x.25。
18.关于层4到7，应该注意的是，取决于应用和服务，有时很难将应用或服务归因于osi模型的特定层，因为在层3之上运行的应用和服务通常实现各种各样的将属于osi模型的不同层的功能。因此，特别是在基于tcp(udp)/ip的网络中，有时将层4及以上层组合并形成所谓的“应用层”。
19.层服务和数据交换
20.下面，结合图3b定义这里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实体和pdu实体。sdu是从层n+1处的协议发送的信息单元(数据/信息块)，其通过所谓的服务接入点(sap)从位于层n的协议请求服务。pdu是在位于同一层n的相同协议的发送单元以及接收单元处的对等处理之间交换的信息的单元。
21.pdu通常由有效载荷部分形成，该有效载荷部分包括其前面是层n特定报头且可选地由尾部终止的、所接收的sdu的经处理的版本。由于在这些对等处理之间没有直接的物理连接(除了层1)，因此pdu被转发到层n-1以用于处理。因此，层n的pdu是层n-1角度的sdu。
22.lte用户平面(u-plane，up)和控制平面(c-plane，cp)协议：
23.lte层2用户平面/控制平面协议栈包括三个子层pdcp、rlc和mac。
24.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pdcp pdu，并且从rlc的角度表示rld sdu。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rlc pdu以及从mac角度的mac sdu。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。
25.虽然物理层实质上提供了由turbo编码和循环冗余校验(crc)保护的比特管道，但链路层协议通过提高可靠性、安全性和完整性来增强对上层的服务。此外，链路层负责多用
户介质接入和调度。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。
26.总的来说，这是通过lte链路层的部分交织(interwined)的三个子层实现的。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，它在enb间移交的情况下支持无损移动性，并为更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功能性并支持数据分段和拼接。后两者最小化协议开销，而与数据速率无关。最后，介质访问控制(mac)子层提供harq，并负责介质接入所需的功能性，诸如调度操作和随机接入。
27.具体地，介质访问控制(mac)层是lte无线电协议栈的层2架构中的最低子层，并且由例如3gpp技术标准ts 36.321(npl 2)当前版本13.0.0定义。与下面物理层的连接是通过传输信道，并且与上面rlc层的连接是通过逻辑信道。因此，mac层在逻辑信道和传输信道之间执行复用和解复用：发送侧的mac层从通过逻辑信道接收的mac sdu构造mac pdu(称为传输块)，并且接收侧的mac层从通过传输信道接收的mac pdu恢复mac sdu。
28.mac层通过逻辑信道为rlc层提供数据传送服务(参见ts 36.321的子章5.4和5.3，通过引用合并于此)，逻辑信道是携带控制数据(例如rrc信令)的控制逻辑信道或携带用户平面数据的业务逻辑信道。另一方面，来自mac层的数据通过传输信道与物理层交换，传输信道被分类为下行链路或上行链路。数据根据其在空中传输的方式被复用到传输信道中。除了mac sdu之外，如果需要，mac pdu还可以包括若干类型的mac控制元素和填充。
29.物理层负责数据和控制信息的经由空中接口的实际传输，即物理层通过发送侧的空中接口携带来自mac传输信道的所有信息。物理层执行的一些重要功能包括编码和调制、链路自适应(amc)、功率控制、小区搜索(用于初始同步和移交目的)以及rrc层的(在lte系统内和系统之间的)其他测量。物理层基于诸如调制方案、编码率(即调制和编码方案，mcs)、物理资源块的数量等的传输参数执行传输。在3gpp技术标准36.213当前版本13.0.0(npl 3)中可以找到关于物理层的功能性的更多信息，其通过引用合并于此。
30.无线电资源控制(rrc)层控制无线电接口处的ue与enb之间的通信以及跨越若干小区移动的ue的移动性。rrc协议还支持nas信息的传送。对于rrc_idle中的ue，rrc支持来自网络的呼入呼叫的通知。rrc连接控制涵盖与rrc连接的建立、修改和释放相关的所有过程，包括寻呼、测量配置和报告、无线电资源配置、初始安全性激活、以及信令无线电承载(srb)和携带用户数据的无线电承载(数据无线电承载，drb)的建立。
31.无线电链路控制(rlc)子层主要包括arq功能性并支持数据分段和拼接(concatenation)，即rlc层执行rlc sdu的成帧(framing)以将它们置于由mac层指示的尺寸。后两者与数据速率无关地最小化协议开销。rlc层通过逻辑信道连接到mac层。每个逻辑信道传输不同类型的业务。rlc层上方的层典型地是pdcp层，但在某些情况下，它是rrc层，即在逻辑信道bcch(广播控制信道)、pcch(寻呼控制信道)和ccch(公共控制信道)上发送的rrc消息不需要安全性保护，因此绕过pdcp层直接进入rlc层。
32.rlc重传协议
33.当rlc被配置为请求重传丢失的pdu时，据说它以确认模式(am)操作。这类似于wcdma/hspa中使用的对应机制。总的来说，rlc有三种操作模式：透明模式(tm)、非确认模式(um)和确认模式(am)。每个rlc实体由rrc配置为以这些模式之一操作。
34.在透明模式下，不会向从更高层接收的rlc sdu添加协议开销。在特殊情况下，可以实现具有有限分段/重组能力的传输。无论是否使用分段/重组，都必须在无线电承载建立过程中进行协商。透明模式例如用于非常延迟敏感的服务，如语音。
35.在非确认模式下，由于不使用重传协议，因此无法保证数据递送。pdu结构包括用于更高层中的完整性观察的序列号。基于rlc序列号，接收um rlc实体可以执行接收的rlc pdu的重排序。通过添加到数据的报头字段提供分段和拼接。处于非确认模式的rlc实体是单向的，因为在上行链路和下行链路之间没有定义关联。如果接收到错误数据，则取决于配置丢弃或标记对应的pdu。在发送单元中，在定时器指定的特定时间内未发送的rlc sdu被丢弃并从发送缓冲区中移除。从更高层接收的rlc sdu在发送方侧被分段/拼接成rlc pdu。在接收单元侧，相应地执行重组。非确认模式用于与短递送时间相比无差错递送不太重要的服务，例如，对于某些rrc信令过程，诸如mbms的小区广播服务和ip语音(voip)。
36.在确认模式中，rlc层通过自动重复请求(arq)协议支持纠错，并且典型地用于基于ip的服务，诸如无差错数据递送是主要关注点的文件传送。rlc重传例如基于从对等rlc接收实体接收的rlc状态报告，即ack/nack。确认模式设计用于在存在高空中接口误码率的情况下通过重传来可靠地传输分组数据。在错误或丢失pdu的情况下，发送方在接收到来自接收单元的rlc状态报告时进行重传。
37.arq用作重传方案，用于重传错误或丢失的pdu。例如，通过监视进来的序列号，接收rlc实体可以识别丢失的pdu。然后，可以在接收rlc侧生成rlc状态报告，并将其反馈给发送rlc实体，请求重发丢失或未成功解码的pdu。rlc状态报告也可以由发送单元轮询，即rlc发送单元使用轮询功能从rlc接收单元获得状态报告，以便通知rlc发送单元接收缓冲区状态。状态报告在rlc数据pdu或它们的一部分上提供肯定确认(ack)或否定确认信息(nack)，直到其harq重排序完成的最后rlc数据pdu。如果轮询字段设置为“1”的pdu或者检测到rlc数据pdu丢失，则rlc接收单元触发状态报告。在ts 36.322(npl 4)当前版本13.0.0的子节5.2.3中定义了某些触发，通过引用合并于此，其触发对rlc发送单元中的rlc状态报告的轮询。在发送单元中，仅允许传输窗口内的pdu进行传输，并且仅通过rlc状态报告更新传输窗口。因此，如果rlc状态报告被延迟，则传输窗口无法前进，并且传输可能会卡住。接收单元在触发时将rlc状态报告发送给发送方。
38.层1/层2控制信令
39.为了向所调度的用户告知它们的分配状态、传输格式和其它的发送相关的信息(例如，harq信息、发送功率控制(tpc)命令)，将l1/l2控制信令与数据一起在下行链路上发送。假设用户分配可以随子帧而改变，在子帧中将l1/l2控制信令与下行链路数据复用。应注意，也可以基于tti(发送时间间隔)而执行用户分配，tti长度可以是子帧的倍数。tti长度可以是对于所有用户在服务区域中固定的，可以是对于不同用户不同的，或者甚至可以是对于每个用户动态的。一般地，每tti仅需要发送一次l1/l2控制信令。不失一般性地，以下假设tti相当于一个子帧。
40.在物理下行链路控制信道(pdcch)上发送l1/l2控制信令。pdcch携带作为下行链
路控制信息(dci)的消息，其在多数情况下包括资源分派和其它用于移动终端或ue组的控制信息。可以在一个子帧中发送几个pdcch。
41.一般地，l1/l2控制信令中发送的用于分派上行链路或下行链路无线电资源(特别是lte(-a)版本10)的信息可以归类为以下项：
[0042]-用户标识，表示被分配的用户。这通常通过用用户标识对crc进行掩码而包括在校验和中；
[0043]-资源分配信息，表示分配用户的资源(例如，资源块，rb)。替代地，此信息称为资源块分派(rba)。注意，分配用户的rb的数目可以是动态的；
[0044]-载波指示符，其在第一载波上发送的控制信道分派关于第二载波的资源(即，第二载波上的资源或与第二载波相关的资源)的情况(交叉载波调度)下被使用；
[0045]-调制和编码方案，其确定所采用的调制方案和编码率；
[0046]-harq信息，诸如，新数据指示符(ndi)和/或冗余版本(rv)，其在数据分组或其部分的重传中特别有用；
[0047]-功率控制命令，用于调整所分派的上行链路数据或控制信息发送的发送功率；
[0048]-参考信号信息，诸如，所应用的循环移位和/或正交覆盖码索引，其要用于与分派相关的参考信号的发送或接收；
[0049]-上行链路或下行链路分派索引，其用于标识分派顺序，其在tdd系统中特别有用；
[0050]-跳跃(hopping)信息，例如，对是否以及如何应用资源跳跃以便增加频率分集的指示；
[0051]-csi请求，其用于触发在所分派的资源中信道状态信息的发送；以及
[0052]-多集群信息，其是用于表示和控制发送是发生在单个集群(rb的连续集)还是多个集群(连续rb的至少两个非连续集)中的标志。多集群分配已经由3gpp lte-(a)版本10引入。
[0053]
应当注意，上述清单是非穷举的，并且，取决于所使用的dci格式，并非所有提及的信息项都需要存在于每个pdcch发送中。
[0054]
下行链路控制信息以几个格式出现，所述格式在总体尺寸上以及在其字段中包含的信息上不同，如上所述。当前为lte定义的不同dci格式如下，并且在3gpp ts 36.212“multiplexing and channel coding”第5.3.3.1部分(当前版本v.13.0.0(npl 5)可在http://www.3gpp.org获得并通过引用合并在此)中详细描述。例如，以下dci格式可用于携带用于上行链路的资源许可。
[0055]-格式0：dci格式0用于在上行链路发送模式1或2中使用单天线端口发送来发送对于pusch的资源许可。
[0056]-格式4：dci格式4用于在上行链路发送模式2中使用闭环空间复用发送来调度pusch。
[0057]
lte的上行链路接入方案
[0058]
上行链路方案允许由enb控制的调度式接入和基于竞争的接入。
[0059]
在调度式接入的情况下，ue被分配特定时间的特定频率资源(即，时间/频率资源)用于上行链路数据传输。但是，可以为基于竞争的接入分配一些时间/频率资源。在这些时间/频率资源内，ue可以在没有首先被调度的情况下进行发送。ue正在进行基于竞争的接入
的一种场景是例如随机接入，即，当ue正在执行对小区的初始接入或者用于请求上行链路资源时。
[0060]
对于调度式接入，节点b调度单元为用户分派用于上行链路数据传输的唯一频率/时间资源。更具体地，调度单元确定允许哪个(哪些)ue发送，其中物理信道资源(频率)以及移动终端要用于传输的对应的传输格式。
[0061]
经由在l1/l2控制信道上发送的调度许可向ue发信号通知分配信息。调度许可消息包含允许ue使用的频带的哪个部分、许可的有效期以及ue必须用于即将到来的上行链路传输的传输格式的信息。最短的有效期是一个子帧。取决于所选择的方案，附加信息也可以包括在授权消息中。仅“每ue”许可用于许可在ul-sch上发送的权限(即，没有“每ue每rb”许可)。因此，ue需要根据一些规则在无线电承载之间分配所分配的资源。与hsupa不同，不存在基于ue的传输格式选择。enb基于一些信息确定传输格式，例如，信道质量反馈、报告的调度信息和qos信息，并且ue必须遵循所选择的传输格式。
[0062]
通常的调度模式是动态调度，通过用于下行链路传输资源的分配的下行链路分派消息和用于上行链路传输资源的分配的上行链路许可消息；这些通常对特定的单个子帧有效。它们使用ue的c-rnti在pdcch上发送。动态调度对于业务突发且速率动态的服务类型(诸如tcp)是有效的。
[0063]
除了动态调度之外，还定义了持久调度，其使得无线电资源能够被半静态地配置并且被分配给ue比一个子帧更长的时间段，从而避免了对每个子帧在pdcch上对特定下行链路分派消息或上行链路许可消息的需要。持久调度对于诸如voip的服务是有用的，其中数据分组的尺寸是小的、周期性的和半静态的。因此，与动态调度的情况相比，pdcch的开销显著减少。
[0064]
逻辑信道优先级排序lcp过程
[0065]
对于上行链路，ue使用所分配的无线电资源创建要发送的mac pdu的处理被完全标准化；其被设计为确保ue以最优且在不同ue实现之间一致的方式满足每个配置的无线电承载的qos。基于在pdcch上用信号通知的上行链路传输资源许可消息，ue必须决定要包括在新mac中的每个逻辑信道的数据量，并且，如果必要，还为mac控制元素分配空间。
[0066]
在用来自多个逻辑信道的数据构造mac pdu时，最简单和最直观的方法是基于绝对优先级的方法，其中按照逻辑信道优先级的降序将mac pdu空间分配给逻辑信道。即，来自最高优先级逻辑信道的数据首先在mac pdu中被服务，然后是来自下一个最高优先级逻辑信道的数据，直到mac pdu空间用完为止。虽然基于绝对优先级的方法在ue实现方面非常简单，但它有时会导致来自低优先级逻辑信道的数据的饥饿。饥饿意味着来自低优先级逻辑信道的数据无法被发送，因为来自高优先级逻辑信道的数据占用了所有mac pdu空间。
[0067]
在lte中，为每个逻辑信道定义优先化的比特率(pbr)，以便按照重要性的顺序发送数据，但是也避免具有较低优先级的数据的饥饿。pbr是为逻辑信道保证的最小数据速率。即使逻辑信道具有低优先级，也至少分配少量的mac pdu空间来保证pbr。因此，通过使用pbr可以避免饥饿问题。
[0068]
构建具有pbr的mac pdu包括两轮。在第一轮中，每个逻辑信道以逻辑信道优先级的降序服务，但是来自包括在mac pdu中的每个逻辑信道的数据量最初限于与逻辑信道的配置的pbr值相对应的量。在将所有逻辑信道服务到其pbr值之后，如果mac pdu中剩余空
间，则执行第二轮。在第二轮中，以优先级递减的顺序再次服务每个逻辑信道。与第一轮相比，第二轮的主要差异在于，只有当较高优先级的所有逻辑信道没有更多数据要发送时，才能为较低优先级的每个逻辑信道分配mac pdu空间。
[0069]
mac pdu不仅可以包括来自每个配置的逻辑信道的mac sdu，还可以包括mac ce。除了填充bsr之外，mac ce具有比来自逻辑信道的mac sdu更高的优先级，因为它控制mac层的操作。因此，当组成mac pdu时，mac ce(如果存在)是第一个被包括的，并且剩余空间用于来自逻辑信道的mac sdu。然后，如果剩余额外空间并且其足够大以包括bsr，则触发填充bsr并将其包括在mac pdu中。
[0070]
逻辑信道优先级排序(prioritization)例如在3gpp ts 36.321(版本v12.4.0)中的子章节5.4.3.1中被标准化，其通过引用并入本文。当ue被请求在一个tti中发送多个mac pdu时，决定将mac控制元素包括在哪个mac pdu中是归于ue实现的。
[0071]
缓冲状态报告
[0072]
从ue到enodeb的缓冲状态报告(bsr)用于帮助enodeb分配上行链路资源，即上行链路调度。对于下行链路情况，enb调度单元显然知道要递送到每个ue的数据量；然而，对于上行链路方向，由于调度决定是在enb完成的，并且数据的缓冲区在ue中，因此必须从ue向enb发送bsr以指示需要通过ul-sch发送的数据量。
[0073]
用于lte的缓冲状态报告mac控制元素包括：长bsr(具有对应于lcg id#0-3的四个缓冲区尺寸字段)或短bsr(具有一个lcg id字段和一个对应的缓冲区尺寸字段)。缓冲区尺寸字段指示逻辑信道组的所有逻辑信道上可用的数据总量，并且以编码为不同缓冲区尺寸级别的索引的字节数来指示(还参见3gpp ts 36.321 v 12.4.0第6.1.3.1章，通过引用并入本文)。
[0074]
ue发送短bsr或长bsr中的哪一个取决于传输块中的可用传输资源、有多少组逻辑信道具有非空缓冲区以及是否在ue处触发特定事件。长bsr报告四个逻辑信道组的数据量，而短bsr指示仅针对最高逻辑信道组缓冲的数据量。
[0075]
引入逻辑信道组概念的原因在于，即使ue可能配置了多于四个逻辑信道，报告每个单独逻辑信道的缓冲状态也会导致过多的信令开销。因此，enb将每个逻辑信道分派给逻辑信道组；优选地，应该在同一逻辑信道组内分配具有相同/相似qos要求的逻辑信道。
[0076]
如果ue在bsr被触发时没有分配用于在传输块中包括bsr的上行链路资源，则ue向enodeb发送调度请求(sr)，以便被分配上行链路资源以发送bsr。通过物理上行链路控制信道(pucch)(专用调度请求，d-sr)发送单比特调度请求，或者执行随机接入过程(rach)以请求分配上行链路无线电资源以用于发送bsr。
[0077]
其他mac控制元素
[0078]
mac控制元素用于mac级对等信令。
[0079]
在lte中定义了另外的mac控制元素。这些mac控制元素可以涉及上行链路或下行链路传输。
[0080]
功率余量报告(phr)mac控制元素：ue使用其来报告可用功率余量，然后在基站处使用其以确定ue能够使用的每子帧多少上行链路带宽。这些元素在上行链路中提供给调度节点(enb)，以使其能够将上行链路传输资源调度到不同的ue，并且避免由于其功率限制而将资源分配给不能使用它们的ue。当前，phr只能在ue具有上行链路传输许可的子帧中发
送，即具有上行链路数据传输。
[0081]
激活/去激活mac控制元素用于scell的激活/去激活，所述scell即向主服务小区的资源提供附加资源的辅助服务小区。为了在配置载波聚合时实现合理的ue电池消耗，支持scell的激活/去激活机制。如果ue配置有一个或多个scell，则enodeb可以激活和去激活配置的scell。激活/去激活不适用于pcell。mac ce携带用于激活和去激活scell的比特图：设置为1表示激活对应的scell，而设置为0的比特表示去激活。通过比特图，可以单独激活和去激活scell，并且单个激活/取消激活命令可以激活/去激活scell的子集。
[0082]
小区无线电网络临时标识符(c-rnti)mac控制元素控制元素使ue能够在随机接入过程期间发送其自己的c-rnti以用于争用解决。
[0083]
ue争用解决标识mac控制元素由enodeb用于发送上行链路ccch(公共控制信道)是由于ue在随机接入过程期间已经发送，以便在ue没有c-rnti时进行争用解决。
[0084]
drn命令mac控制元素由enodeb用于将下行链路prx命令发送到ue。
[0085]
定时提前命令mac控制元素由enodeb用于向ue发送用于上行链路定时对准的定时提前命令。
[0086]
mbms动态调度信息mac控制元素，对于每个mch发送，向具有mbms能力的ue通知mtch上的数据传输的调度。
[0087]
关于上面列出的mac控制元素的更多信息，参见3gpp ts 36.321，v13.3.0第6.1.3节(通过引用合并于此)。对于每种类型的mac控制元素，分配一个特殊的lcid。
[0088]
l1/l2处理
[0089]
图4示例性地描绘了通过链路层协议下到物理层的ip分组的数据流。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以及传输块在子帧上的映射。传输块(tb)表示映射到物理层上的mac pdu。
[0090]
在所谓的传输时间间隔(tti)内执行传输块到lte中的子帧的映射。通常，在单输入单输出(siso)的情况下，单个传输块在一个tti中映射到一个子帧，即，发送单元和接收单元用一个天线操作。在mimo/miso(多输入多输出/多输入单输出)的情况下，对应于两个传输块的两个码字可以在一个tti中映射到物理资源。通常，可以考虑两个以上的传输块用于映射。
[0091]
lte l2功能总结在下表中：
[0092]
[表格1]
[0093]
表1：lte l2功能(tx侧)
[0094][0095]
在lte中，rlc层执行pdcp pdu的拼接/分段。
[0096]
当发送单元知道传输块(tb)尺寸时，mac层执行逻辑信道优先级排序(lcp)以确定每个rlc实体应该发送多少数据(提供给较低层，即提供给mac/phy)。每个rlc实体提供包含一个或多个rlc sdu的一个rlc pdu。对于在rlc pdu中结束的每个rlc sdu，添加对应的l字段(长度字段)，这使得接收单元能够提取对应的sdu。如果最后包含的rlc sdu不完全适合rlc pdu，则将其分段，即，rlc sdu的其余部分将在随后的rlc pdu中发送。rlc pdu的第一(最后)字节是否对应于rlc sdu的第一(最后)字节由位于rlc报头中的“成帧信息”标志(2比特)指示。除此之外，分段不产生任何额外开销。为了重新建立数据的原始顺序并检测损失，将rlc序列号(sn)添加到rlc pdu报头。
[0097]
mac针对不同的逻辑信道标识符(lcid)复用rlc pdu，并且将对应的子报头与lcid和l字段相加。图4示出了传输块结构的高级图示。最近，3gpp已经开始以新无线电(nr)的名称研究和开发第五代系统。nr的目标是非常高的数据速率(下行链路目前高达20gbit/sec，并且上行链路高达10gbit/sec)。
[0098]
引用列表
[0099]
非专利文献
[0100]
[npl 1]
[0101]
3gpp ts 36.211,“evolved universal terrestrial radio access(e-utra)；physical channels and modulation(release 8)”[0102]
[npl 2]
[0103]
3gpp ts 36.321,version 13.3.0
[0104]
[npl 3]
[0105]
3gpp ts 36.213,version 13.0.0
[0106]
[npl 4]
[0107]
3gpp ts 36.322,version 13.2.0
[0108]
[npl 5]
[0109]
3gpp ts 36.212,version 13.0.0


技术实现要素：

[0110]
由于nr针对非常高的数据速率，因此与要传输的数据量相比，发送单元和接收单元可用的处理时间可能非常有限。最小化发送单元处理时间的一个示例是最小化所需的实时处理。例如，在lte中，一旦pdcp sdu(即ip分组)可用，就可以生成pdcp pdu，即，可以以非实时方式完成pdcp pdu生成，即无论是否存在目前为pdcp pdu所许可的资源。然而，rlc和mac pdu只能以实时方式生成(即，在接收ul许可之后)。dl/ul数据sdu需要分段、拼接和复用以适应由调度单元确定的所分派的tb尺寸的总尺寸。拼接和分段需要知道调度决定/许可尺寸才能执行，因此它受到严格的实时处理要求。这还意味着发送单元不能对rlc或mac层进行任何预处理，例如，在调度/许可信息之前对子报头/报头进行任何预处理。无法执行“预处理”会在许可接收时引起处理延迟。如果可以预先(许可接收之前)完成rlc以及在某种程度上的mac处理，则mac tb提交到phy层的延迟将相对地小得多。
[0111]
此外，lte中使用的mac pdu格式在tb生成完成之前不允许提早开始编码。在lte中，mac pdu是迭代(iterative)处理，因为控制信息(报头)的尺寸取决于例如该pdu中的sdu数量。该迭代处理花费时间直到mac pdu的传输可以开始为止。这是因为在mac pdu(tb)的开始处添加mac控制元素(mac ce，即bsr、phr)，其需要在开始向phy发送mac pdu之前计算。bsr的计算只能基于lcp的结果来完成，而phr的计算取决于将该值输入mac。因此，mac报头的预计算是不可能的，并且mac pdu不能被转发到phy直到完整的mac pdu构建为止。因此，如果mac控制元素被放置在任何mac sdu之前，如在lte中，则mac层仅在已经计算mac控制元素之后将可用的mac sdu递送到phy。例如，bsr的计算只能在lcp完成之后进行。而且，功率余量计算可能花费一些时间并且取决于phy信号，例如关于是否发送pucch的信息。
[0112]
鉴于以上观察，本公开的目的是提供一种提高层处理的效率的方法。
[0113]
这通过独立权利要求的特征来实现。
[0114]
有利实施例是从属权利要求的主题。
[0115]
根据本公开的一个方面，提供了一种数据发送节点，用于通过无线信道将数据发送到通信系统中的数据接收节点，包括：第二层处理电路，用于从第三层接收要映射到分配用于数据传输的资源上的至少一个第二层层服务数据单元sdu，并用于生成包括所述至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素的第二层协议数据单元pdu，所述至少一个第二层控制元素放置在所述至少一个第二层sdu中的任何一个之后，所述第一层处理电路用于
接收由所述第二层处理电路生成的第二层pdu并映射所述第二层pdu到分配用于数据传输的资源上。
[0116]
根据另一方面，提供了一种用于通过无线信道从通信系统中的数据发送节点接收数据的数据接收节点，包括：第一层处理电路，用于从分配用于数据接收的资源中解映射至少一个第二层协议数据单元pdu；第二层处理电路，用于接收和解析由第一层处理电路解映射的第二层pdu，第二层pdu包括至少一个第二层服务数据单元sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素在所述至少一个第二层sdu中的任何一个的后面。
[0117]
根据本发明的另一方面，提供了一种用于通过无线信道将数据发送到通信系统中的数据接收节点的方法，包括：从第三层接收要映射到分配用于数据传输的资源的至少一个第二层服务数据单元sdu，生成包括所述至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素的第二层协议数据单元pdu，所述至少一个第二层控制元素放置在至少一个第二层sdu中的任何一个之后，接收由第二层处理生成的第二层pdu，并将第二层pdu映射到分配用于数据传输的资源上。
[0118]
在另一方面，公开了一种用于通过无线信道从通信系统中的数据发送节点接收数据的方法，包括：从分配用于数据接收的资源中解映射至少一个第二层协议数据单元pdu，接收和解析第一层处理电路解映射的第二层pdu，第二层pdu包括至少一个第二层服务数据单元sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素在所述至少一个第二层sdu中的任何一个的后面。
[0119]
根据本公开的又一方面，提供了一种通信装置，包括：电路，生成第一类型第二层协议数据单元pdu，所述第一类型第二层pdu包括至少一个第二层服务数据单元sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素放置在所述至少一个第二层sdu中的任何一个之后；发送器，发送映射到被分配用于数据发送的资源上的所述第一类型第二层pdu；以及接收器，接收映射到被分配用于数据接收的资源上的至少一个第二类型第二层pdu，其中所述第二类型第二层pdu包括至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素处于所述至少一个第二层sdu中的任何一个之前，其中，所述电路解析从被分配用于数据接收的资源中解映射的第二类型第二层pdu。
[0120]
根据本公开的又一方面，提供了一种方法，包括：生成第一类型第二层协议数据单元pdu，所述第一类型第二层pdu包括至少一个第二层服务数据单元sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素放置在所述至少一个第二层sdu中的任何一个之后；发送映射到被分配用于数据发送的资源上的所述第一类型第二层pdu；接收映射到被分配用于数据接收的资源上的至少一个第二类型第二层pdu，其中所述第二类型第二层pdu包括至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素处于所述至少一个第二层sdu中的任何一个之前；以及解析从被分配用于数据接收的资源中解映射的第二类型第二层pdu。
[0121]
根据本公开的又一方面，提供了一种用于控制通信装置的过程的集成电路，所述过程包括：生成第一类型第二层协议数据单元pdu，所述第一类型第二层pdu包括至少一个第二层服务数据单元sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素放置在所述至少一个第二层sdu中的任何一个之后；发送映射到被分配用于数据发送的资源上的所述第一类型第二层pdu；接收映射到被分配用于数据接收的资源上的至少一个第二类
型第二层pdu，其中所述第二类型第二层pdu包括至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素处于所述至少一个第二层sdu中的任何一个之前；以及解析从被分配用于数据接收的资源中解映射的第二类型第二层pdu。
[0122]
根据本公开的又一方面，提供了一种基站装置，包括：第二层处理电路，从第三层获得将要映射到被分配用于数据发送的资源上的至少一个第二层服务数据单元sdu，并生成第二类型第二层协议数据单元pdu，所述第二类型第二层pdu包括所述至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素处于所述至少一个第二层sdu中的任一个之前，以及第一层处理电路，获得由第二层处理电路生成的第二类型第二层pdu，并将所述第二类型第二层pdu映射到被分配用于数据发送的资源上，其中，所述第一层处理电路从被分配用于数据接收的资源中解映射至少一个第一类型第二层pdu，其中所述第一类型第二层pdu包括至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素放置在所述至少一个第二层sdu中的任一个之后，并且其中，所述第二层处理电路获得并解析由所述第一层处理电路解映射的第一类型第二层pdu
[0123]
根据本公开的又一方面，提供了一种方法，包括：从第三层获得将要映射到被分配用于数据发送的资源上的至少一个第二层服务数据单元sdu，生成第二类型第二层协议数据单元pdu，所述第二类型第二层pdu包括所述至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素处于所述至少一个第二层sdu中的任一个之前，获得由第二层处理电路生成的第二类型第二层pdu，并将所述第二类型第二层pdu映射到被分配用于数据发送的资源上，从被分配用于数据接收的资源中解映射至少一个第一类型第二层pdu，其中所述第一类型第二层pdu包括至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素放置在所述至少一个第二层sdu中的任一个之后，以及获得并解析从被分配用于数据接收的资源解映射的第一类型第二层pdu。
[0124]
根据本公开的又一方面，提供了一种控制基站装置的过程的集成电路，所述过程包括：从第三层获得将要映射到被分配用于数据发送的资源上的至少一个第二层服务数据单元sdu，生成第二类型第二层协议数据单元pdu，所述第二类型第二层pdu包括所述至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素处于所述至少一个第二层sdu中的任一个之前，获得由第二层处理电路生成的第二类型第二层pdu，并将所述第二类型第二层pdu映射到被分配用于数据发送的资源上，从被分配用于数据接收的资源中解映射至少一个第一类型第二层pdu，其中所述第一类型第二层pdu包括至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素放置在所述至少一个第二层sdu中的任一个之后，以及获得并解析从被分配用于数据接收的资源解映射的第一类型第二层pdu。
[0125]
此外，提供了一种用于在其中存储指令的计算机可读介质，所述指令在计算机上执行时使计算机执行上述方法的步骤。
附图说明
[0126]
在下文中，参考附图更详细地描述了示例性实施例。
[0127]
图1示出了3gpp lte系统的示例性架构。
[0128]
图2示出了3gpp lte的整体e-utran架构的示例性概述。
[0129]
图3a示出了用于通信的具有不同层的osi模型。
[0130]
图3b示出了协议数据单元(pdu)和服务数据单元(sdu)的关系以及它们的层间交换。
[0131]
图4给出了pdcp、rlc和mac层中的不同功能的概述，以及示出了各层对sdu/pdu的处理的示例。
[0132]
图5a是示出lte用户平面中的无线电接入网络的不同层对数据的处理的示意图。
[0133]
图5b是示出预处理mac-pdu及其通过修改预处理的报头到物理资源上的映射的示意图。
[0134]
图6是三层的示例性发送侧处理的示意图。
[0135]
图7是在两个mac pdu中的一个丢失的情况下由三层进行的示例性接收侧处理的示意图。
[0136]
图8是在两个mac pdu中的一个丢失的情况下由三层进行的示例性发送侧处理的示意图。
[0137]
图9是在两个mac pdu被正确接收的情况下由三层进行的示例性接收侧处理的示意图。
[0138]
图10是示出用于第一传输的发送单元侧的示例性层处理的示意图。
[0139]
图11a是示出lte状态报告的结构的示意图。
[0140]
图11b是示出rlc状态报告的结构的示意图。
[0141]
图12是示出使用段号在发送单元侧进行第一传输的示例性层处理的示意图。
[0142]
图13是示出使用段号在第一传输的接收单元侧的示例性层处理的示意图。
[0143]
图14是示出使用(重新)段号在发送单元侧进行重传的示例性层处理的示意图。
[0144]
图15是示出使用(重新)段号在接收单元侧进行重传的示例性层处理的示意图。
[0145]
图16是示出用于支持多连接的第一传输的发送单元侧的示例性层处理的示意图。
[0146]
图17是示出用于支持多连接的第一传输的接收单元侧的示例性层处理的示意图。
[0147]
图18是示出用于支持多连接的重传的发送单元侧的示例性层处理的示意图。
[0148]
图19是示出用于支持多连接的重传的接收单元侧的示例性层处理的示意图。
[0149]
图20是示出示例性数据发送和数据接收装置的功能结构的框图。
[0150]
图21是示出在发送和接收侧执行的示例性方法的步骤的流程图。
[0151]
图22是示出用于nr的用户平面协议栈的示例性结构的示意图。
[0152]
图23是示出示例性mac pdu格式的示意图。
[0153]
图24是包括mac sdu之后的mac控制元素的mac pdu格式的示意图。
[0154]
图25是示出另一示例性mac pdu格式和mac子报头的示例性结构的示意图。
[0155]
图26是示出包括缓冲状态报告mac控制元素的示例性mac pdu格式的示意图。
[0156]
图27是示出包括激活/去激活mac控制元素的示例性mac pdu格式的示意图。
[0157]
图28是示出用于在两个方向上进行处理的示例性mac pdu格式的示意图。
[0158]
图29是示出图28的mac pdu格式和mac子头的示意图，mac子头包括指示mac控制元素和其他mac子头的存在的标志。
[0159]
图30是示出又一示例性mac pdu格式的示意图。
[0160]
图31是数据发送节点和数据接收节点的示意图。
[0161]
图32是示出用于发送数据的方法和用于接收数据的方法的流程图。
[0162]
图33是示出在开始和结束时包括mac控制元素的示例性pdu格式的示意图。
具体实施方式
[0163]
移动台或移动节点或用户终端或用户设备(ue)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。功能实体是指向节点或网络的其他功能实体实现和/或提供预定功能集的软件或硬件模块。节点可以具有一个或多个接口，该接口将节点附接到节点可以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，通过所述通信设施或介质，它可以与其他功能实体或通信节点通信。
[0164]
在权利要求书和申请中使用的术语“无线电资源”应广义地理解为指代物理无线电资源，诸如时频无线电资源。
[0165]
以下示例性实施例提供了用于5g移动通信系统所设想的新无线电技术的改进的无线电接口层处理。到目前为止，关于5g移动通信系统已经就很少的细节达成一致，使得为了能够解释实施例的基本原理，必须在下面做出许多假设。然而，这些假设仅被理解为不应限制本公开范围的示例。本领域技术人员将意识到，如权利要求书中所陈述的本公开的原理可以应用于不同的场景并且以本文未明确描述的方式应用。例如，新的无线电技术将从已经为lte(-a)定义的无线电技术发展而来，尽管可以预期若干变化以满足5g移动通信系统的要求。因此，各种实施例的特定示例性实现仍然可以重用已经为lte(-a)通信系统定义的过程、消息、功能等(根据版本10/11/12/13/14等)，只要它们同样适用于5g通信系统的新无线电技术和如以下实施例所解释的各种实现方式。
[0166]
根据本公开，拼接/分段功能从rlc层移动到mac实体。该方法提供了一些优点，例如，在接收到ul许可之前，可以在终端(如果在上行链路中执行传输)预构建rlc pdu和部分mac pdu。这通过预构建相应的rlc pdu和部分mac pdu来减少处理时间。rlc层不必等待mac调度决定和rlc pdu尺寸指示(两者都通过l1/l2信令的资源分配来携带)。这减少了生成传输块时的处理时间。
[0167]
图5a示出了发送单元(tx)侧和接收单元(rx)侧的协议层的主要功能。可以看出，在发送单元侧，在rlc层的协作下在mac层中执行分段。
[0168]
图5b示出了在发送单元侧执行的基本操作：
[0169]
a)基于每个pdcp pdu预处理rlc和/或mac pdu，即rlc层不拼接pdcp pdu。然而，rlc层可以进一步对rlc sdu(pdcp pdu)分段，其被示出为pdcp pdu分段的两个结果(即r1-pdu1和r2-pdu2)。预处理可以基于“最小(或者替代地，平均)许可尺寸”，所述“最小(或者替代地，平均)许可尺寸”在给定的无线电条件(例如rssi/rsrp等)中以某种高置信水平在统计上可用。因此，伪lcp(因为它与估计的许可尺寸一起工作)在该最小或平均许可尺寸上运行，并且相应地预处理rlc和mac pdu。当接收到(实际)许可并且已经在mac层中运行lcp时，一些预处理的rlc pdu将提交给物理层，所述预处理的rlc pdu基于lcp的结果可以被容纳在许可的资源中(即，对应的mac pdu的尺寸小于或等于对应lcid的许可尺寸)。物理层可以立即(即在时刻t1)开始对它们的处理。在图5b中，已经附加预处理的mac报头的预分段的r1-pdu1和r2-pdu1可以被容纳在许可的资源中。
[0170]
b)预分段的r1-pdu2和r2-pdu2不能整体地容纳在许可的资源中，因此，知道分配
尺寸以及在执行lcp之后，这些pdu的进一步分段是必要的。换句话说，剩余的许可(在上述步骤之后)将要求对预处理的pdu进行分段，并且需要重新计算它们对应的报头。可以在mac层中(对已经预处理并提交给它的rlc pdu)或在rlc层中(rlc在基于lcp的结果的分段之后重新计算报头)进行分段。在该l2处理之后，将mac pdu的结果部分(段)提交给物理层。物理层可以随后对它们进行处理(即，在时刻t2)。
[0171]
在图5b中，两个不同的rlc实体属于不同的逻辑信道。因此，mac还基于逻辑信道优先级排序过程(lcp)决定在哪个时间点将哪个相应的mac pdu提供给物理层。从lte获知lcp过程的一个示例，并且在背景技术部分中被提及。然而，通常本公开不限于此
[0172]
在接收单元侧，在物理层处理之后，执行相应的反向步骤：
[0173]
a)mac层基于mac报头(基本上是lcid字段和长度字段)执行解复用，并将得到的mac sdu提供给rlc。当mac层将mac sdu传递到rlc层时，它还保持分段/拼接报头字段，因为分段和拼接由mac进行，并且段的重排序和重组由rlc执行。这就是为什么mac将分段报头字段传递给rlc的原因。换句话说，mac层不仅向rlc传递mac sdu，还传递与分段/拼接相关的mac报头的一部分。
[0174]
b)在将完整的rlc sdu转发到pdcp之前，rlc层重组rlc pdu段(如果有的话)。向pdcp提交完整的rlc sdu也是无序进行的，即在例如丢失段的地方包括“孔”，所述丢失例如因为它在预定时间或者预定数量的重传内没有被正确接收。但是，rlc需要跟踪丢失的pdu和pdu段。arq在rlc处运行，使得任何丢失的rlc pdu和/或pdu段都应报告给tx侧以用于可能的重传。这里，arq将尝试检索丢失的rlc pdu和/或pdu段，直到定时器timer1到期为止。当孔首次出现时(或当后续/下一个rlc sdu被递送到pdcp层时)，timer1启动。在timer1到期时，rlc应通知pdcp层以及rrc。rrc可以采取进一步的动作，例如触发无线电链路失败(rlf)过程。通常，像tcp这样的更高层的端到端协议仍然可以处理正确的递送。
[0175]
c)pdcp层将基于pdcp sn(或count，如果直接可从报头获得；否则，它需要从包括在pdcp报头中的sn估计/计算count)解密从rlc接收的进来的pdu。将通过使用刚刚接收的pdcp pdu报头中的最后的pdcp sn和pdcp sn值之间的差来调整最后的count值，进行count的计算。这里，“最后”指的是成功解密的先前的pdcp pdu。此外，pdcp应等待“孔”从rlc到达。但是，如果在接收到相应的pdcp pdu之前来自rlc的指示(在timer1到期时)到达，则pdcp sdu被提交给上层(包括孔)。
[0176]
上述方法不仅适用于am，也适用于um。在应用um的情况下，rlc层上没有重传。然而，在接收单元侧，如果缺少rlc pdu或rlc pdu段，则仍然组装rlc sdu并将其提供给pdcp层。
[0177]
在am中，当rlc状态报告指示rlc pdu和/或pdu段丢失时，tx侧rlc通过重传对应的丢失rlc pdu和/或pdu段，向mac层提交对应的丢失rlc pdu和/或pdu段，所述mac层包括合适的报头以帮助接收单元重组段。
[0178]
替代地，rlc层可以将整个rlc pdu提交给mac层，即使只有对应的rlc pdu的段被指示为丢失；此外，rlc层与mac层共享状态报告细节(即整个状态报告)。这种方法的优点是减少rlc报头开销。如果在rlc层中进行重分段，则rlc层添加分段报头字段，这增加了报头开销。为了克服这个问题，将完整的rlc pdu发送到mac，并且mac基于状态报告执行分段。由于在层(pdcp、rlc、mac)之间使用通用(公共)序列号，因此mac理解rlc的状态报告。在这种
情况下，mac层基于该知识以及lcp的结果执行重分段，并且包括合适的报头以帮助接收单元重组段。
[0179]
注意，以上描述涉及“mac”、“rlc”和“pdcp”，它们是umts/lte(-a)标准中采用的术语。然而，本公开不限于这些标准，也不限于它们的高级版本，并且可以与所使用的术语无关地起作用。
[0180]
换句话说，该框架可以被视为协议栈，其中第一层负责将数据映射到物理资源映射/从物理资源解映射(对应于物理层)，第二层(对应于mac))和第三层(对应于rlc和/或pdcp)。注意，这里的术语“第一层”、“第二层”和“第三层”不一定对应于osi模型层。
[0181]
协议栈处理等待时间的减少可以在具有第一物理层、第二层和第三层的发送单元侧实现，其中第二层从第三层接收预处理的第三层pdu(由第三层在不知道资源分配的情况下生成)并且(在上行链路中从接收单元或在下行链路中内部地)接收用于物理层的资源分配。预处理的第三层pdu可以(已经在第三层或第二层)被添加包括分段信息的报头。注意，可以为多个第三层实体提供这样的预处理的第三层pdu，其对应于可以具有不同优先级的多个逻辑信道。因此，然后第二层可以执行优先级排序过程。基于所接收的资源分配并且还可能还基于优先级排序过程的结果，然后第二层在第一时间点t1向第一层提供包括分段信息作为第二层报头的、合适的预处理的第三层pdu，并且可能在比时间点t1晚的时间点t2，在将数据提供给第一层之前，执行对预处理的pdu进行进一步分段并相应地修改报头中的分段信息。
[0182]
注意，如果第三层实现arq，则可以根据arq状态报告预先分段在第二层接收的第三层pdu。但是，如果第三层没有实现arq，这种方法也适用。然后可以基于过去分配的一些统计测量或根据另一规则来完成预分段，或根本不必执行预分段。
[0183]
此外，本公开还可以有利地应用于双连接性或多连接性。多连接性是一种操作模式，其中处于连接模式的多个rx/tx ue被配置为利用由经由非理想回程连接的多个不同调度单元提供的e-utra和nr之间的无线电资源。换句话说，利用多连接性，发送单元(诸如终端)中的第三层之上的层提供要发送到多个基站(enb)的相同分组(ip或pdcp)。然后，两个或更多个基站独立地接收相同的分组，从而增加网络正确接收的概率。
[0184]
多连接性的概念有点类似于双连接性，这是3gpp ran工作组正在讨论的一种有希望的解决方案，即所谓的“双连接性”概念。术语“双连接性”用于指代给定ue消耗由与非理想回程连接的至少两个不同网络节点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enb)都连接。此外，涉及ue的双连接性的每个enb可以承担不同的角色。这些角色不一定取决于enb的功率等级，并且可以在ue之间变化。然而，与不同的数据从ue发送到不同的enb的双连接性不同，在多连接性中，相同的ip/pdcp分组通过多个链路/小区发送。在多个接收enb中，一个用作主enb，其实现执行经由多个连接接收的段的重组的层。主enb与其他enb通信。
[0185]
例如，就lte而言，除了在从单连接性切换到多连接性时已经执行的其他功能之外，pdcp层还接管重组功能。arq仍然可以在rlc层运行(在am中)，并且在这种情况下，pdcp层将需要与rlc层共享丢失的(完全或部分)pdcp sn细节。pdcp层将通知rlc层有关段的丢失部分。之后，rlc层的接收实体将向rlc层的发送实体发送状态报告。因此，不需要rlc和pdcp层中的单独arq，这意味着单连接性和多连接性，arq可以在rlc层中运行。替代地，pdcp
层可以组成其自己的状态报告并将其发送到tx-pdcp实体。状态报告应包含有关丢失的pdcp pdu和/或pdu段的信息。
[0186]
为了实现如上所述的等待时间减少和/或开销减少，本公开提供了要在发送单元和接收单元侧实现的有效层模型。这包括以下一项或多项：
[0187]-将分段移动到第二层，即尽可能接近必须执行实时处理的物理层，因为它将数据映射到物理资源(来自第三层)。这提供了即使在接收到对应的许可之前也准备用于在共享信道上传输的数据的可能性。(终端实现可以利用这种可能性或不利用这种可能性。换句话说，终端定时是否使用预处理的pdu可以留给实现)。
[0188]-使用由多个层访问的公共控制信息。通常，层模型假设每个层仅访问在该层上生成的控制信息：这有时导致在若干层中提供的重叠的重复控制信息，即不同层的pdu的报头。这可能是使得能够重排序所接收的数据的序列号的情况。公共序列号可以用于多于一个层(诸如pdcp和rlc)，这减少了报头开销。
[0189]-更高层(诸如第三层或更具体的rlc或pdcp)支持arq功能。因此，基于第三层状态报告，第三层执行pdu的分段。这里假设基于状态报告的第三层pdu的分段可以不同于基于在较低层(第二层或更具体地mac)中执行的接收的分配而执行的分段。如果第三层基于状态报告向第二层提供分段信息并且仅第二层基于分配和状态报告执行分段，则可以实现类似的优点。这种方法可以节省时间(由于预处理)和资源(重分段仅重传丢失的段)。
[0190]
对于arq的层2分段、层3预分段
[0191]
根据实施例，提供了一种数据发送节点，用于在通信系统中通过无线接口将数据发送到数据接收节点。为了实现协议栈层模型的功能，数据发送节点包括第三层处理单元(下文中“处理单元”可以替换为“处理电路”)，用于根据从数据接收节点反馈的状态报告执行或不执行arq重传，并且用于基于状态报告中包括的段长度信息，重分段或不重分段要重传的数据(如果有的话)。重分段包括向分段的数据添加分段控制信息，例如作为报头。该报头还有利地被解释并用在第二层中，与第三层数据单元一起提供给第二层。在该实施例中，假设重传协议由第三层处理，这不排除在第三层之下或之上的其他层中应用独立arq/harq协议。
[0192]
数据发送节点还包括第二层处理单元，用于从第三层处理单元接收第三层数据单元，基于资源分配对第三层数据单元进行分段，并形成多个第二层数据单元，其包括第三层数据单元的相应分段和分段控制信息，如果要应用重分段，则相应修改该分段控制信息。资源分配可以从数据接收节点接收或者在数据发送节点处生成。例如，如果发送节点是终端(ue)，则可以从基站(即从数据接收节点)接收资源分配(上行链路许可)。另一方面，如果发送节点是基站，则可以在基站处生成用于传输的资源分配，并将其提供给mac层。然而，本公开还适用于终端之间或中继与终端或中继站和基站之间的直接通信。
[0193]
最后，数据发送节点包括第一层处理单元，用于从第二层接收多个第二层数据单元中的一个或多个，并将多个第二层数据单元中的一个或多个映射到被分配用于数据传输的资源上。
[0194]
注意，数据发送节点还可以包括第四层处理单元，用于在其报头内提供序列号。对于每个新的第四层sdu，序列号增加，即对于每个ip分组，增加可以是循环的，而序列号具有预定义的最大值。第三层有利地不提供另一序列号，而是封装包括由pdcp层提供的序列号
的第四层处理单元。
[0195]
就lte术语而言，第一层可以是物理层，第二层可以是mac层，第三层可以是rlc层，而第四层可以是pdcp。然而，应注意，在一些实施例中，第三层也可以被认为是pdcp层，或者具有rlc和pdcp两者的功能的一个组合层，尤其是在基于本lte演进的架构的情况下。
[0196]
图6示出了根据该实施例的发送单元侧的处理，并使用lte术语示例。发送单元侧可以是在上行链路中向基站发送数据的终端。然而，本公开不限于此，并且发送侧可以是将数据发送到另一终端或任何其他节点的终端。此外，本公开还可以应用于基站或中继节点或作为数据发送单元的另一节点。
[0197]
如图6所示，向pdcp层提供长度为1200字节的ip分组1，从而形成pdcp sdu。pdcp sdu被添加包括d/c指示符的报头，该d/c指示符可以是单个比特。该比特指示pdcp pdu的内容是数据pdu还是控制pdu。在这个示例中，该比特被设置(即，该比特等于1)用于数据pdu，并且未设置(即，该比特等于0)用于控制pdu。然而，通常，设置/未设置可以反转。pdcp报头还包括pdcp序列号(sn)。
[0198]
pdcp pdu1(具有1200字节的有效载荷)被发送到rlc层，从而形成rlc sdu。rlc层包括到rlc pdu的相关rlc报头。从图中可以看出，rlc报头包括另一个d/c标志、p标志和rf标志。d/c标志指示由rlc pdu承载控制还是数据，而p标志是轮询比特，其被设置为从接收单元(对等rlc实体)请求状态报告。如果未设置，则不会请求状态报告。rf标志是重分段标志，指示rlc pdu是完整pdcp pdu还是pdcp pdu段。rf值初始设置为0，指示rlc pdu是完整的pdu，然后作为rlc pdu1的一部分递送到mac层。在该示例中，对于pdcp pdu/ip分组的数据的第一传输，rlc层不执行分段；而是mac层执行分段。因此，对于第一传输，rf值总是设置为0。
[0199]
在图6的示例中，发送mac实体需要基于所接收的许可来分段rlc pdu。此外，在该示例中假设的许可尺寸在两个不同的传输时机是800和400字节(或者至少一个800字节的许可，而其余的等待另一个许可)。因此，mac层对与mac sdu对应的rlc pdu进行分段。在rlc pdu的分段之后，发送mac实体将分段相关的mac报头部分包括到相应的mac pdu中，以指示所包括的rlc pdu的段偏移(so)和最后段字段(lsf)，并形成mac pdu，在图6中称为mac pdu1和mac pdu2。mac pdu1包含800字节的有效载荷，而mac pdu2包含400字节的有效载荷。mac pdu1和mac pdu2分别被发送到tti0和tti1。然后将tti0和tti1复用到不同的资源中，例如不同的时间资源。然而，应注意，这不是将本公开限制为将两个mac pdu映射到不同时间点。通常可以将多于一个mac pdu映射到不同类型的资源上，例如mimo系统的不同频率或不同流、正交码等。
[0200]
该示例中的so字段指示原始pdu内的pdu段的位置，以字节为单位。具体地，so字段指示pdu段的数据字段的第一字节所对应的原始pdu的数据字段内的位置。原始pdu的数据字段中的第一字节由so字段值零来引用。lsf字段指示pdu段的最后字节是否对应于pdu的最后字节。
[0201]
mac层可以在mac pdu1和mac pdu2中包括诸如逻辑信道id(lcid)和扩展标志(e)的另外字段，所述扩展标志(e)指示在mac报头之后是否存在其他字段。值1指示该字段后面至少有一个或多个e/lcid字段。值0指示该字段后面没有更多的e/lcid字段，暗示下一个字节是mac sdu的起始字节。报头中可能还有一些另外字段或保留字段(图中未示出)。
[0202]
根据该实施例，还提供了数据接收节点，用于在通信系统中通过无线接口从数据发送节点接收数据。数据接收节点包括第一层处理单元，用于从被分配用于数据传输的资源中解映射多个第二层数据单元中的一个或多个，并用于提供多个解映射的第二层数据单元中的一个或多个到第二层处理单元。此外，数据接收节点还包括第二层处理单元，用于执行来自多个第二层数据单元中的一个或多个的多个第三层单元段和分段控制信息的解复用，并且向第三层处理单元转发多个解复用的第三层单元段与分段控制信息。数据接收节点还包括第三层处理单元，用于执行多个解复用的第三层段的重排序并组装成第三层单元。
[0203]
因此，还在第三层查看并使用作为第二层数据单元的一部分(并且可以具体地在第二层报头中携带)的分段信息。这种方法一方面忽视了严格的层分离；另一方面，它节省了开销并且能够在第三层有效地执行重排序和重组。如果arq过程在第三层中实现，则这是特别有利的，然而，这不是必需的并且不限制本公开。
[0204]
根据示例性实施方式，数据接收装置中的第三层处理单元还被配置为生成携带状态报告的控制数据，该状态报告指示是否已正确接收至少一个第三层单元段。状态报告可以包括至少一个第三层数据单元的肯定确认或否定确认和/或第三层数据单元的正确接收或丢失段的标识中的至少一个。可以在3gpp ts 36.322，版本13.2.0，第6.2.1.6节中找到可以在此采用的状态报告的示例性格式。然而，注意这仅是示例并且状态报告可以具有不同的格式和内容，只要它能够进行第三层pdu或其段的肯定和/或否定接收确认。
[0205]
图7示出了在容易出错的信道上接收的mac pdu1和mac pdu2的示例性接收处理。如图7所示，正确接收mac pdu1(800字节有效载荷)，但mac pdu2(400字节有效载荷)丢失(无法正确解码，即crc失败)。
[0206]
mac层执行rlc pdu1的解复用并将其发送到rlc层。然后，rlc层执行mac段的重组和重排序。rlc接收侧(rx)将指示正确接收属于mac pdu1的800到1200字节的状态报告发送到rlc发送侧(tx)。基于来自mac层的报头信息执行rlc pdu段的重排序和重组。这包括在图7的示例中，特别是段偏移和lsf指示符。rlc层d/c字段使得能够区分rlc数据pdu和诸如状态报告的rlc控制pdu。
[0207]
图8示出了rlc发送侧的示例性后续动作，假设发送单元侧知道第二丢失的mac-pdu2段(例如，基于状态报告)。如图8所示，在该示例中，rlc tx从发送缓冲区获取相应丢失分组的完整rlc pdu，并执行由rlc状态报告指示为丢失的400(800到1200)字节的新分段(重分段)。重分段还包括附接适当的rlc报头。这里的rlc报头包括段偏移，该段偏移指示要以字节为单位通过偏移重传的rlc pdu段的位置。在该示例中，分段偏移so＝801，因为将重传从801到1200的丢失的400个字节。然后，将与丢失的400字节相对应的重分段的rlc pdu递送到mac层。
[0208]
然后，mac层执行接收的rlc pdu的分段，并形成mac pdu1(其包含200字节的数据)和mac pdu2(其也包含200字节的数据)，然后将其分别发送到tti0和tti1，如上参考图6对于第一传输所述。当然，通常，mac层仅在需要时才执行分段。这里，在这个示例中，许可尺寸不足，这就是mac层形成mac pdu1和mac pdu2的原因。如果分配足够，则不需要分段，或者可能执行拼接(在分配大于一个mac pdu所需的分配的情况下)。
[0209]
具体地，mac层从rlc报头读取so字段和lsf字段，并基于许可尺寸修改它们，即在
该示例中分别反映200字节和200字节的分段尺寸。如从图8中可以看出，mac层在分段的mac pdu的各个报头中提供新的分段信息，即so＝801和so＝1001，对应于要重传的新数据段在第一发送(未重分段)的rlc pdu和lsf内的位置。图9示出了正确接收来自图8的mac pdu1和mac pdu2的示例。mac层将正确接收的mac pdu1和mac pdu2递送到rlc层。rlc层执行mac段的重排序和重组，然后将完整的pdcp pdu递送到pdcp层。基于序列号(sn)执行重排序。如上所述，单个序列号有利地用于pdcp和rlc层两者，以便节省开销。
[0210]
换句话说，rlc rx收集rlc pdu的所有段(在第一传输之后重传或正确接收)，基于mac报头信息对它们重排序并重组rlc pdu。然后可以将重组的pdu提供给更高层(诸如pdcp或直接ip，如果没有pdcp)以用于进一步处理。
[0211]
因此，本公开修改由ran协议栈的不同层执行的功能，如下面的表2所示。
[0212]
[表2]
[0213]
表2：nr协议栈任务
[0214][0215][0216]
在下面的表3-5中提供了各个层pdcp、rlc和mac的报头的示例。
[0217]
[表3]
pdu存储在重发缓冲区中以用于可能的重发。接收单元可以通过状态报告请求重传。如从图6中可以看出，然后将rlc pdu递送到mac层。然后，发送mac实体对从上层(rlc)接收的mac sdu执行分段和/或拼接以形成mac pdu。
[0229]
每个传输机会(tti)处的mac pdu的尺寸由mac层自身决定和通知，这取决于无线电信道条件和可用的传输资源。如背景技术部分所述，可以对共享信道应用动态调度，使得在每个tti中可以进行不同的分配(例如，由于改变调制和编码方案以便更好地链路自适应，能够容纳不同的数据量)。
[0230]
因此，每个发送的mac pdu的尺寸可以不同。发送mac实体按它们到达mac实体的顺序将rlc pdu/mac sdu包括到mac pdu中。因此，单个mac pdu可以包含完整的rlc pdu或rlc pdu段，因为mac可以不仅执行分段而且还可以执行拼接，这取决于相应的段尺寸和分配的资源。如果mac pdu包含n个(n是大于0的整数)rlc pdu和/或pdu段，则mac层应包括用于所有相应的对应rlc pdu和/或pdu段的n-1个长度字段(l字段)，即，除了最后一个之外，每个rlc pdu和/或pdu段一个l字段。
[0231]
在接收单元侧，如图7所示(未示出li字段，因为图6-9的示例涉及分段而不是拼接)，mac层知道实际数据开始的位置，因为它知道两个报头长度，以及(通过l字段)知道mac pdu长度。假设报头长度在此处是已知的。例如，它可以是预定义的(例如在标准中指定的)和/或在报头中的字段内指示。在上面的示例中，扩展比特用于指示报头是继续还是终止，这使得可以确定报头尺寸。
[0232]
mac层执行mac pdu的解复用而不移除分段字段(so和lsf)，然后将解复用的rlc pdu/段递送到rlc层。当接收rlc层接收rlc pdu段时，如果它们被乱序接收，则其首先重排序并重组它们(也参见图9)。不在mac层中进行重排序和重组的优点之一是处理时间减少。如果在接收单元侧丢失了一个段，则mac层不能进行重组和重排序，这将增加向上层(rlc)的递送的延迟。为了不延迟重组和重排序，mac层将分段字段(so，lsf)传递到rlc层，因为分段和拼接由mac层执行，如上面参考图6所述。因此，rlc层读取从mac层接收的分段报头字段，并且基于分段(例如，so，lsf)和拼接(例如，li)报头字段，rlc层在适当时执行重排序和重组。因此，在该示例中需要跨层交互，因为接收rlc层必须知道并使用mac层信令字段。
[0233]
在mac层乱序接收的任何rlc pdu被递送到上层(rlc)。在接收rlc中执行arq操作以支持无差错传输(确认模式)。为了使发送侧仅重传丢失的rlc pdu，接收单元侧向发送侧提供rlc状态报告，指示rlc pdu的丢失的pdu或pdu段信息。
[0234]
响应于丢失一个或多个pdu/段的状态报告，rlc层的发送单元从发送缓冲区获取相应丢失分组的完整rlc pdu，并基于由rlc状态报告指示的丢失的段执行(重)分段。如果在接收到状态报告之后执行重分段，则rlc将rf字段从0改变为1。然后将(重)分段的pdu递送到mac层，mac层读取rf标志。由于无线电条件可能在重传过程期间恶化，因此丢失的段pdu或pdu可能必须在重传之前被分解成更小的分段(重分段)(由mac层进行)。这在图8中示出，其中在rlc层从重传缓冲区中的原始1200字节有效载荷rlc pdu获取丢失的400字节有效载荷rlc pdu，并且将其进一步分解(重分段)为较小的200字节有效载荷mac pdu。
[0235]
在mac层中的重分段
[0236]
当看图8时，可以看出rlc开销略微增加，因为rlc发送单元基于没有正确接收并且由rlc状态报告指示的段的丢失部分(即基于400字节长的数据)执行重分段，然后将其递送
到mac层。因此，在rlc中需要重分段报头(包括so、rf和lsf)，这增加了rlc报头开销。
[0237]
为了减少开销，根据实施例，在mac层中执行重分段。
[0238]
具体地，根据该实施例，提供了一种数据发送节点，用于在通信系统中通过无线接口将数据发送到数据接收节点。数据发送节点包括第三层处理单元，用于根据从数据接收节点反馈的状态报告执行自动重复请求arq重传。数据发送节点还包括第二层处理单元，用于从第三层处理单元接收第三层数据单元，根据状态报告并基于资源分配分段第三层数据单元，并形成包括分段的第三层数据单元的各个段的多个第二层数据单元。还包括第一层处理单元，用于从第二层接收多个第二层数据单元，并将多个第二层数据单元映射到分配用于数据传输的资源上。
[0239]
因此，分段功能完全转移到第二层，即与物理层最接近的层。基于所选示例，在图10中更详细地说明了这一点。
[0240]
发送单元的rlc层向pdcp pdu(rlc sdu)添加包括轮询比特的报头(如果该实施例应用am而不是um)以请求状态报告和指示rlc pdu是携带有效载荷(用户)还是控制数据的d/c字段。注意，本公开不限于执行arq的rlc层，因为rlc层也可以以非确认模式操作。
[0241]
rlc tx层将从rlc rx接收的状态报告递送到mac层。mac层从状态报告中读取诸如序列号(sn)、sostart和soend值的分段信息，并相应地执行分段。因此，rlc tx从重传缓冲区获取完整的rlc pdu并将其发送到mac tx。这在图10中示出，其示出了包括具有1200字节而不是如图8中所示的仅400字节的pdcp sdu数据的数据字段的rlc pdu。
[0242]
然后，mac tx层基于如图10所示由rlc状态报告指示并由rlc层向下转发到mac层的分段信息(例如，sostart、soend和sn)执行分段。据此，生成mac pdu报头。图10中的报头包括lcid(逻辑信道标识)、指示是否存在另外的报头信息的e比特以及分段信息，所述分段信息此处包括指示rlc pdu内承载的段的起始的段偏移(可以以字节为单位)和指示封装的rlc pdu段是否是rlc pdu中的最后一个的最后段字段(lsf)。如从图10中可以看出，801和1001的偏移分别用信号通知200和200字节的两个段。
[0243]
图11a示出了3gpp ts 36.322，v.13.2.0中定义的状态报告(status pdu)。status pdu包括status pdu有效载荷和rlc控制pdu报头。rlc控制pdu报头包括d/c和cpt字段。status pdu有效载荷从rlc控制pdu报头之后的第一个比特开始，并且它包括一个ack_sn和一个e1、nack_sn的零个或多个集合、e1和e2、以及可能的对于每个nack_sn的sostart和soend的集合。必要时，在status pdu的末尾包含一到七个填充比特，以实现八位字节对齐。
[0244]
图11b示出了rlc状态报告的示例性格式。该示例性状态报告是类似的，并且包括与图11a中示例的lte状态报告类似的字段。图11b的状态报告与图11a中的lte状态报告的不同之处在于，传送pdcp序列号而不是rlc序列号。
[0245]
具体地，状态报告包括d/c字段和cpt(控制pdu类型)字段，其指示pdu是否是状态pdu，它指示状态报告的状态pdu。pdcp ack_sn是10比特长的字段，其指示下一个未接收的rlc数据pdu的sn，其在状态报告(status pdu)中未被报告为丢失。这里的前缀“pdcp”强调公共sn用于rlc和pdcp层，因此也应用于状态报告。
[0246]
扩展比特1(e1)指示随后是否有pdcp nack_sn集合、e1和e2；如果设置为0
–
随后没有nack_sn集合、e1和e2；如果设置为1-随后有nack_sn集合、e1和e2。
[0247]
否定确认sn(nack_sn)在该示例中是pdcp nack_sn字段，指示在am rlc实体的接
收侧检测为丢失的rlc pdu(或其部分)的sn。
[0248]
扩展比特2(e2)表示随后是否有sostart和soend集合；如果设置为0-此nack_sn后面没有sostart和soend集合；如果设置为1-此nack_sn后面有sostart和soend集合。
[0249]
根据36.322，第6.2.2.18节，第6.2.2.19节如下描述了这些sostart soend：
[0250]-sostart(15比特)：sostart字段(与soend字段一起)指示rlc pdu的、在am rlc实体的接收侧被检测为丢失的sn＝nack_sn(sostart与之相关的nack_sn)的部分。具体地，sostart字段指示rlc pdu的该部分的第一字节在rlc pdu的数据字段内的位置(以字节为单位)。
[0251]-soend(15比特)：soend字段(与sostart字段一起)指示rlc pdu的、在am rlc实体的接收侧被检测为丢失的sn＝nack_sn(soend与之相关的nack_sn)的部分。具体地，soend字段指示amd pdu的该部分的最后字节在rlc pdu的数据字段内的位置(以字节为单位)。特殊soend值“111111111111111”用于指示amd pdu的丢失部分包括到amd pdu的最后一个字节的所有字节。
[0252]
换句话说，sostart和soend分别指示否定确认的rlc pdu段的开始和结束。
[0253]
段号
[0254]
段偏移(开始和结束一起)通常为30位长，这增加了mac子报头开销，特别是对于较小的段。
[0255]
为了减少开销，在该实施例中，段标识因此是指示第三层数据单元内的第三层数据单元的段的序列号的段号。该段号可以用在数据pdu中，如图中所示，即代替so字段。然而，段号也可以有利地用在状态报告(status pdu)中以代替sostart和soend。
[0256]
在一个示例中，通过使用4比特长的段号而不是30比特的段偏移(15比特的sostart和15比特的soend)来减少mac子报头(即，与分段相关的报头的一部分)。因此，mac层基于指示段号的4比特执行分段。4比特段号允许区分最多16个段。然而，数字4仅用于示例性目的。如果对应的用户平面层架构需要更多或更少的段，则可以使用更多比特来进行。该实施例的方法是通过用信号通知每个段的段号而不是每个段在rlc pdu内的开始和结束来减少开销。由于段的数量肯定小于与偏移相关的rlc pdu中的比特数，因此通常通过寻址段而不是偏移来节省开销。
[0257]
对于发送侧，在图12中示出段号的采用。具体地，图12示出了提供给pdcp层的ip分组，其中它被添加了d/c字段和pdcp sn，并与该报头信息一起提供给rlc层。rlc层通过向其添加包括d/c字段和轮询字段的自身报头来封装pdcp pdu。这里，rf字段不是必需的，因为不在rlc层执行分段。相反，rlc pdu1整体提供给mac层。
[0258]
如图12所示，在mac层中，rlc pdu被分成两个段：段0和段1，它们分别包含800和400字节。可以基于分配尺寸来执行该分段。在分段rlc pdu之后，发送mac实体包括相关的mac报头以形成mac pdu。具体地，报头包括指示段的长度的长度指示符(li)、段号(例如，上述4比特)、最后段字段(lsf)和对于包含的rlc pdu设置为0的字段r(其指示后面没有重分段)。在拼接的情况下需要li字段，其中一个mac pdu包含2个或更多个rlc pdu。在分段的情况下，许可尺寸是已知的，使得接收单元知道许可的尺寸并且可以相应地执行反向操作。
[0259]
然后，mac层基于分段信息形成图12中称为mac pdu1和mac pdu2的两个mac pdu。mac pdu1和mac pdu2分别被发送到相应的传输时间间隔tti0和tti1。
[0260]
[表6]
[0261]
表6：mac报头字段
[0262]
[0263][0264]
图13示出了该实施例的示例性接收单元侧层处理，其中采用了段号而不是段偏移。
[0265]
如图13所示，在接收单元侧，mac pdu1被正确接收，而mac pdu2丢失。mac层将mac pdu1与分段报头(包括r、段号和lsf)一起递送到rlc层，而接收侧的rlc层将指示丢失的800到1200字节(即mac pdu2)的状态报告发送到发送rlc实体。然后，rlc层执行rlc段的重组和重排序。这里，仅正确地接收前800字节段，因此在该示例中不必执行重排序。
[0266]
图14示出了在从数据接收侧接收到状态报告时的示例性发送单元侧层处理。如图14所示，rlc层从重传缓冲区获取完整的rlc pdu(这由包括在rlc pdu中的1200字节的pdcp sdu数据而不是仅丢失的400字节来说明)。然后，mac层基于rlc状态报告执行重分段。
[0267]
在重分段rlc pdu之后，发送mac实体在相应的重分段的mac pdu中包括：相关的mac报头，以指示它们的长度(li)；3比特重分段号；最后重分段字段(lrf)；以及对于各个包括的rlc pdu的r＝1(这指示随后进行重分段)，并形成mac pdu，其在图14中被称为mac pdu1和mac pdu2。
[0268]
如果需要，mac层可以执行段号的丢失部分的重分段，例如，当rlc状态报告中报告的丢失段不能适合相应lcid的可用许可时(运行lcp之后)。为此目的，mac可以使用例如3比特(或更多，如果需要)以识别rlc pdu的相应段的“重分段”。
[0269]
总之，第二层处理单元在第二层数据单元的报头中包括段标识，该段标识包括指示第三层数据单元的段内的第三层数据单元的段的序列号的重分段号，使用比段号少的比特来发信号通知重分段号。然而，应注意，这不是限制本公开。段号和重分段号的尺寸也可以相同。可以用于“重分段”的另一个术语是“子段”，因为它是由先前分段产生的段的子段。
[0270]
在图14中，替代地，段号可以用于段，并且段偏移而不是子段号可以用于子段，因为假设重传不是那么频繁并且因此可以接受更高的开销。
[0271]
图15示出了在接收到图14中所示的mac pdu1和mac pdu2的重传时的接收侧层处理。
[0272]
如图15所示，mac层执行mac pdu1和mac pdu2的解复用，并移除其报头的部分。然而，mac层保持相关的分段报头字段(r字段、段号、lsf、lrf和重分段号)，因为在rlc层中执行重排序和重组。然后，rlc执行mac段的重排序和重组，并将结果(pdcp pdu)发送到pdcp层。
[0273]
在第二层的重排序和重组
[0274]
根据本公开的另一实施例，进一步修改接收侧。具体地，代替在rlc层中执行重排序和重组，mac层执行重排序和重组。在这种情况下，不需要跨层交互。在该配置中，mac层还负责执行重传处理。如果丢失了段的任何部分，则mac层的接收实体将状态报告发送到mac tx。mac状态报告与rlc状态报告略有不同。具体地，将在状态报告中提供lcid字段以区分哪个状态报告属于哪个lcid(逻辑信道)。
[0275]
换句话说，用于通过通信系统中的无线接口从数据发送节点接收数据的数据接收节点，包括：第一层处理单元，用于从分配用于数据传输的资源中解映射多个第二层数据单元中的一个或多个，并用于将多个解映射的第二层数据单元中的一个或多个提供给第二层处理单元；第二层处理单元，用于执行来自多个第二层数据单元中的一个或多个的多个第三层单元段和分段控制信息的解复用，并将多个解复用的第三层单元段与分段控制信息一起转发到第三层处理单元；此外，第二层处理单元还执行多个解复用的第三层单元段的重排序以及将解复用的第三层单元段组装成第三层数据单元。第二层处理单元还可以被配置为检查数据是否被正确接收并且向对等第二层实体发送状态报告。接收单元的该实施例特别适合于上述在第二层中执行分段/拼接的接收单元实施例。
[0276]
多连接性/双连接性，用于更多enb相同承载到更多链路。
[0277]
在多连接性的情况下，pdcp层将重复的分组分发到不同的enb。
[0278]
下面的表7以每层的主要功能描述了多连接性协议栈。
[0279]
[表7]
[0280]
表7：支持多连接性的协议层的功能
[0281][0282]
图16示出了根据支持多连接的该实施例的用于ip分组1的新传输的情况的发送侧层处理。
[0283]
具体地，第一层是物理层，第二层是介质接入控制mac层，并且第三层是分组数据控制协议pdcp层。然而，应注意，pdcp和rlc层也可以组合成一个层，或者rlc可以执行功能。第三层处理单元被配置为向不同的下层栈提供相同的第三层数据单元，以通过无线接口传输到不同的相应基站，或者通常是数据接收节点。下层栈能够单独地并且彼此独立地执行分段/重组。下层栈可以包括物理层和mac。但是，它也可能仍包括rlc层。
[0284]
还如上所述，该层也可以被不同地调用并且具有与当前lte层不同的功能。通常，多连接性具有共同的一层，其从更高层接收分组，并且将作为自己的pdu封装的分组的多个(多于一个)副本提供给相应多个栈的较低层。多个栈处理如上述任一实施例中所述的分段和重组，并且彼此分开且独立地进行分段和重组，这确保了它们能够适应它们各自的物理信道条件和数据接收状态。
[0285]
第三层有利地控制重传处理。在上述多连接性场景中，接收单元侧的每个下层栈不必正确地接收和重组分组。当它们中的收集来自所有其他栈的分组的段的一个能够重组分组时，就足够了。这提供了一种分集并增加了吞吐量。
[0286]
如图16所示，ip分组1附接到pdcp层上的pdcp报头，并且相应的pdcp pdu被发送到两个不同的基站，这里是enb1和enb2。基站enb1和enb2(网络节点)分别实现如上所述的协
议层(rlc/mac/phy)。enb1将对应于rlc pdu1的pdcp pdu传递到分别包含800字节和400字节的两个段mac pdu1和mac pdu2。enb2可以采用不同的分段，因为不同小区中的信道质量可能不同。因此，在该示例中，enb2将rlc pdu1分段为分别包含500字节和700字节的两个段mac pdu1和mac pdu2。如果在确认模式下工作，则rlc层可以进一步负责arq功能。然而，如上所述，pdcp可以控制rlc重传。具体地，(各个enb的)每个rlc层可以将状态报告传递到主enb的pdcp，其决定是否需要重传以及分组的哪个段。然后，pdcp指示相应的rlc层相应地执行重传。
[0287]
图17示出了接收侧的处理。如图17所示，enb1接收包含0到800字节的mac pdu1，而丢失具有801到1200字节的mac pdu2。另一方面，enb2接收包含0到500字节的mac pdu1，而由于丢失mac pdu2而丢失501到1200字节。pdcp层执行中央重排序和重组。
[0288]
在该实施例中不在rlc层中执行重排序和重组的优点是避免在多连接性期间的不必要的重传。如果在rlc层中执行重组和重排序，则两个enb的rlc层将各自的单独的rlc状态报告发送到rlc tx(enb1的rlc发送801到1200字节的状态报告，并且enb2的rlc发送501至1200字节的状态报告，到目前为止实际丢失的部分是801到1200字节)。在这种情况下，rlc tx可以重传超过将在rlc rx处丢弃的所需段。
[0289]
为了克服这个问题，该实施例中的rlc层尽可能透明地工作，并且在pdcp层中执行中央重排序和重组功能。为了执行重排序和重组，pdcp层必须理解mac层的段报头(so和lsf)，因为分段正在mac中执行。pdcp从mac层接收pdu并执行中央重排序和重组，类似于上述实施例中对于rlc层所描述的。它使公共段重叠并发送状态报告，该状态报告仅指示段的丢失部分，即未被任何enb正确接收的部分。
[0290]
当查看图17时，可以看出mac pdu包括如上所述的分段信息，即so和lsf。然而，类似于其他实施例，分段信息可以替代地包括段号和段的长度。此外，图15还示出了rlc层中的pdcp sn使用以减少开销。然而，本公开不限于此，并且通常可以将单独的序列号用于pdcp和rlc层，如同当前lte中的情况。如上所述，跨层设计可以提高传输效率。具体地，状态报告有利地在协调层(第三，pdcp)下面的层(rlc)上发送和接收，并提供给协调层以匹配所接收的段并决定要发送哪些段。此外，mac分段信息可以向上传递到协调层，以便能够重排序和重组以及重传的协调。
[0291]
然而，应注意，如果pdcp不执行重传协调并且如果确实在每个链路上冗余地重传了分段，则即使在效率稍低的情况下，本公开仍然可以工作。有利地，在图17中，pdcp rx发送丢失的801到1200字节的状态报告。有利地，该状态报告被发送到两个(通常是多个)enb，使得通过两个链路上的重传来实现分集。然而，本公开不限于此，并且通常，出于重传的目的，可以重新建立单个连接性。
[0292]
如图18所示，pdcp tx在接收到状态报告后，从传输缓冲区中获取完整的pdcp pdu(1200字节)，并执行由pdcp状态报告指示的800到1200字节的重分段(提取)，然后将800-1200字节的pdu段(重分段的pdu)递送到mac。每个enb的mac层根据如上述实施例中所述的资源分配执行其自己的分段。在这种情况下，如图18所示，适配mac实体(发送到enb1)将800-1200字节分段为两个mac pdu，即具有800到900字节的mac pdu1和具有901到1200字节的第二mac pdu2。另一方面，第二mac实体(发送到enb2)将800-1200字节分段为具有字节801-1000的第一mac pdu1和具有字节1001至1200的第二mac pdu2。
[0293]
通常，还有替代方案：如上所述，pdcp从重传缓冲区获取完整的pdu，然后执行由pdcp状态报告指示的丢失分组的重分段。
[0294]
然而，替代地，pdcp状态报告可以由mac层理解，因此，pdcp将完整的pdu传递给mac，而不是进行重分段。mac将基于pdcp状态报告执行分段。
[0295]
另一种可能性是pdcp将向rlc通知段的丢失部分。之后，rlc层将状态报告发送到rlc tx。
[0296]
相应地，图19示出了在接收到图18的重传时的接收侧(该上行链路数据传输示例中的网络侧)。具体地，在该示例中，在mac处正确地接收所有段并对其进行解复用。rlc基本上将接收到的段与从mac接收的分段信息一起传递给pdcp，并且pdcp执行从多连接的所有节点(这里是enb1和enb2)接收的所有段的重排序和重组。
[0297]
图20示出了发送装置2000t和接收装置2000r，其是通信系统2000的一部分并通过信道2090进行通信。具体地，第四层处理单元2040t、第三层处理单元2030t、第二层处理单元2020t和第一层处理单元2010t执行如上述实施例中所述的对应层的处理。发送单元2050通过其天线发送映射到物理资源上的信号。接收装置2000r相应地包括第四层处理单元2040r、第三层处理单元2030r、第二层处理单元2020r和第一层处理单元2010r以及通过其天线接收发送信号的接收单元2060。
[0298]
图21举例说明了根据本公开的方法的实施例之一。具体地，在左侧示出了在数据发送侧执行的方法，而在右侧示出了在数据接收侧执行的方法。
[0299]
发送方法可以包括由第三层执行的步骤，包括接收2110t第三层sdu，例如通过附接报头并将pdu传递2130t到第二层基于其生成2120t pdu。然后，第二层处理可以包括接收第三层pdu作为第二层sdu 2140t，基于所接收的分配(并且在一些实施例中还基于状态报告)执行如上所述的分段或拼接2150t，并且在步骤2160t中传递如此形成的pdu到第一层。然后，第一层处理包括从第二层接收2170t sdu，将其映射到物理资源2180t并发送2190t。
[0300]
在接收单元处，作为第一层处理的一部分，执行接收2190r，然后从物理资源2180r解映射数据并将数据传递2170r到第二层。第二层处理包括接收2160r pdu，将其解复用2150r并传递2140r到第三层以用于重排序和重组(如上所述，在一个替代实施例中，还在第二层中执行重排序和重组)。第三层处理包括接收pdu 2130r，执行重排序和重组2120r并将重组的分组传递到上层2110r。
[0301]
此外，存在在第三层上实现重传机制的实施例，包括在数据接收侧发送状态报告和在数据发送侧接收2128t状态报告。如果状态报告包括对某些段的否定确认(2125t，“是”)，则在第三层上执行重分段(替代地，在一些实施例中，在第二层中)。
[0302]
综上所述，根据本公开的实施例，提供了一种数据发送节点，用于通过通信系统中的无线接口向数据接收节点发送数据，包括：第三层处理单元，用于根据从数据接收节点反馈的状态报告执行自动重传请求arq重传，并且基于状态报告中包含的段长度信息重分段或不重分段要重传的数据，包括向数据添加分段控制信息；第二层处理单元，用于从第三层处理单元接收第三层数据单元，基于资源分配对第三层数据单元进行分段，并形成包括第三层数据单元的各个段和分段控制信息(如果要应用重分段，则对其修改)的多个第二层数据单元；以及第一层处理单元，用于从第二层接收多个第二层数据单元中的一个或多个，并将多个第二层数据单元中的一个或多个映射到分配用于数据传输的资源上。
[0303]
根据本公开的另一实施例，提供了一种数据发送节点，用于通过通信系统中的无线接口向数据接收节点发送数据，包括：第三层处理单元，用于根据从数据接收节点反馈的状态报告执行自动重复请求arq重传。；第二层处理单元，用于从第三层处理单元接收第三层数据单元，根据状态报告并基于资源分配对第三层数据单元进行分段，并形成包括分段的第三层数据单元的各个段的多个第二层数据单元；以及第一层处理单元，用于从第二层接收多个第二层数据单元中的一个或多个，并将多个第二层数据单元中的一个或多个映射到分配用于数据传输的资源上。
[0304]
根据本公开的另一实施例，提供了一种数据接收节点，用于通过通信系统中的无线接口从数据发送节点接收数据，包括：第一层处理单元，用于从分配用于数据传输的资源解映射多个第二层数据单元中的一个或多个，并用于将多个解映射的第二层数据单元中的一个或多个提供给第二层处理单元；第二层处理单元，用于执行从多个第二层数据单元中的一个或多个解复用多个第三层单元段和分段控制信息，并将多个解复用的第三层单元段与分段控制信息一起转发到第三层处理单元；第三层处理单元，用于执行多个解复用的第三层单元段的重排序，以及将解复用的第三层单元段组装成第三层数据单元。
[0305]
此外，提供了一种用于通过通信系统中的无线接口向数据接收节点发送数据的方法，包括：执行第三层处理，包括根据从数据接收节点反馈的状态报告执行自动重复请求arq重传，并用于基于状态报告中包括的分段长度信息重分段或不重分段要重传的数据，包括向数据添加分段控制信息；执行第二层处理，包括从第三层处理单元接收第三层数据单元，基于资源分配对第三层数据单元进行分段，以及形成包括第三层数据的各个段和分段控制信息(如果要应用重分段，则对其修改)的多个第二层数据单元；以及执行第一层处理，包括从第二层接收多个第二层数据单元中的一个或多个，并将多个第二层数据单元中的一个或多个映射到分配用于数据传输的资源上。
[0306]
更进一步地，提供了一种用于通过通信系统中的无线接口向数据接收节点发送数据的方法，包括：第三层处理，包括根据从数据接收节点反馈的状态报告执行自动重复请求arq重传；第二层处理，包括从第三层处理单元接收第三层数据单元，根据状态报告并基于资源分配分段第三层数据单元，并形成包括分段的第三层数据单元的各个段的多个第二层数据单元；以及第一层处理，包括从第二层接收多个第二层数据单元中的一个或多个，并将多个第二层数据单元中的一个或多个映射到分配用于数据传输的资源上。
[0307]
此外，一种用于通过通信系统中的无线接口从数据发送节点接收数据的方法，包括：第一层处理，包括从分配用于数据传输的资源中解映射多个第二层数据单元中的一个或多个，并用于将多个解映射的第二层数据单元中的一个或多个提供给第二层处理单元；第二层处理，包括执行多个第三层单元段和来自多个第二层数据单元中的一个或多个的分段控制信息的解复用，以及将多个解复用的第三层单元段与分段控制信息一起转发到第三层处理单元；第三层处理，包括执行多个解复用的第三层单元段的重排序以及将解复用的第三层单元段组装成第三层数据单元。
[0308]
mac子报头
[0309]
mac pdu是字节对齐的比特串。一个mac pdu至少包括与mac控制元素和/或mac sdu相关联的mac子报头，并且如果需要，还包括填充。mac控制元素用于enb中和ue中的mac对等体之间的信令。mac sdu包含来自更高层(rlc)的数据，因此，mac sdu对应于rlc pdu。
rlc pdu包含来自一个服务的用户数据。mac pdu包括用于每个mac控制元素和每个mac sdu的子报头。
[0310]
每个子报头包括逻辑信道id(lcid)。在与mac控制元素相关联的子报头中，lcid指向所承载的相应mac控制元素的控制元素类型。在与mac sdu相关联的子报头中，lcid指示所承载的相应rlc pdu所属的逻辑信道的标识。
[0311]
用户平面协议栈
[0312]
图22示出了用户平面协议栈的示例性结构。从上到下，示出了第三层和第二层中的不同数据单元的布置。顶行指的是第三层sdu，第二行指的是第三层pdu，第三行指的是第二层sdu，并且底行指的是第二层pdu。在图中所示的实施例中，第三层对应于用户平面的rlc层，并且第二层对应于用户平面的mac层。图中未示出的是第四层，其在所讨论的实施例中对应于用户平面的pdcp层。第三层和第二层在视觉上用虚线分开。
[0313]
数据单元通过逻辑信道(lc)从rlc层传递到mac层。在图22中，示出了具有逻辑信道标识符lcid1和lcid2的两个逻辑信道。与具有lcid1的信道有关的信令和用户数据由实线框标记，并且与lcid2相关联的数据元素由虚线框标记。如从图中可以看出，可以通过不同的逻辑信道提供不同数据单元量。在所示的示例中，在与第三层sdu相关联的顶行中，与第三层sdu相对应的顶行的两个数据单元属于具有lcid1的第一逻辑信道(标记为“pdcp pdu1”和“pdcp pdu2”的数据单元)，而一个数据单元属于具有lcid2的第二逻辑信道(”pdcp pdu1“)。由于可以通过相应的逻辑信道识别第三层sdu，因此由两个不同逻辑信道操作的两个第三层sdu具有相同的标签，图中的“pdcp pdu 1”。然而，本公开不限于图22中所示的情况；替代地，不同的逻辑信道可以操作要分配给tb的相同数据量。可能还只有一个逻辑信道或两个以上的逻辑信道。
[0314]
通过具有标识符lcid1和lcid2的不同逻辑信道，第四层pdu(标记为pdcp pdu1、pdcp pdu2和pdcp pdu1)由第三层处理单元从第四层处理单元接收，以处理为第三层sdu。通过将包括序列号(称为“rlc sn”)的第三层报头添加到与第三层sdu对应的每个第四层pdu，第三层处理单元生成第三层pdu，其每个pdu包括第三层报头和第三层sdu。然后将第三层pdu转发到第二层，第二层将它们作为第二层pdu接收。尽管第二行中示出的第三层sdu与第三行中示出的第二层pdu相同，但是这些相同的数据单元在图22中示出两次，这仅仅是出于说明的原因。
[0315]
第二层处理单元从第三层接收第二层sdu，并通过将一个或多个第二层sdu与一些第二层控制信息拼接以及可能的填充，生成第二层pdu，其在图22的底行中示出。在第二层pdu的生成中，拼接不同的数据元素。具体地，为各个用户数据和控制元素提供第二层子报头，分别标记为“mac lcid 0+l”、“mac lcid 1+l”、“mac lcid 2+l”、“mac lcid p”。这里标记指示子报头携带对应于各个lcid的优先级排序控制信息(因为优先级被分派给各个lcid)和长度信息(l)。如果需要，可以将第二层控制元素(标记为“mac ce”)进一步插入第二层pdu以及填充中。在该图中，mac pdu末尾的填充示出有用于填充的相应子报头(“mac lcid p”)。填充在相应的子报头之前的情况可以是填充bsr，其可以包括在mac pdu中而不仅仅是填充。对于填充bsr，还参见3gpp ts 36.321v 13,3,0，第5.4.5节，其通过引用合并于此。
[0316]
注意，在一些lte版本中，填充可以具有分派的相应子报头，这取决于填充的长度。
具体地，除了需要单字节或两字节填充之外，在mac pdu的末尾插入填充。当需要单字节或两字节填充时，表示填充的一个或两个mac pdu子报头在任何其他mac pdu子报头之前放置在mac pdu的开头。
[0317]
就lte术语而言，图22示出了拼接成单个mac pdu的两个不同逻辑信道的pdcp pdu(表示相应的rlc sdu)。在这种情况下，在拼接对应于两个逻辑信道的三个mac sdu并且在它们中的每一个之前加上相应的mac子报头之后，在所分配的资源中仍然存在一些地方。在这个地方，有利地插入一个或多个mac ce。如果仍有一些地方，则应用填充。为mac pdu提供相应的mac子报头而不是单个mac报头使得能够至少部分地预处理mac pdu。
[0318]
相应地，图22中所示并在上面讨论的用户平面协议栈是nr的示例性用户平面协议栈。利用这样的用户平面，可以预处理第三层报头和第二层子报头。具体地，在构建完整的tb(完整的mac pdu)之前，可以将具有其相关联的第二层子报头的第二层sdu递送到第一层。另一方面，这使得处理延迟减少成为可能。
[0319]
与上述提及的处理延迟减少相关的优点由合适的第二层(mac)pdu格式产生，如本公开的实施例所提供的。在下文中，关于图23至30描述了第二层pdu格式的不同替代配置。尽管在这些图中假设第二层对应于mac层，但是本公开不限于第二层是mac层的情况。
[0320]
图23是示出与关于图22描述的用户面协议栈相对应的示例性第二层pdu的示意图。第二层pdu包括两个第二层sdu、两个第二层控制元素(ce)、对应的四个相应的第二层子报头和填充。相应的第二层子报头与每个第二层sdu和每个第二层控制元素相关联。每个第二层子报头位于第二层sdu之前，或者相应地位于与之相关的第二层控制元素之前。该关联在图中由从每个第二层子报头指向相应的第二层控制元素或第二层sdu的箭头指示。在图24至30中使用相同的箭头符号来表示第二层子报头的关联。在图23所示的第二层pdu格式中，第二层控制元素放置在所有第二层sdu之前，即在任何第二层sdu之前。换句话说，每个第二层控制元素在每个第二层sdu之前。填充位于第二层pdu的末尾。但是，在这种第二层pdu格式中，填充只是第二层pdu的可选组件，仅适用于以下情况：对应于分配的物理资源的mac pdu长度中剩余一些剩余位置，剩余的位置太小，不足以容纳任何其他mac sdu或mac ce进行发送。这也适用于根据将在本说明书的其余部分中描述的任何实施例的任何第二层pdu格式。
[0321]
在图23中，第二层pdu的数量和第二层控制元素的数量都是两个。然而，本公开不限于特定数量的第二层控制元素或特定数量的第二层sdu。该图不是建议特定数量的第二层控制元素或第二层sdu，而是示出了第二层pdu内的第二层子报头、第二层sdu、第二层控制元素和填充的特定顺序。
[0322]
如已经参考图22所述，图23的布置提供了以下优点：具有相应对应子报头的每个mac ce或mac sdu可以单独地提供给下层而无需等待组装整个mac pdu。
[0323]
图23的第二层pdu格式的缺点在于，由于任何第二层控制元素被放置在任何第二层sdu之前，所以第二层处理单元只能在已经计算了第二层控制元素之后将可用的第二层sdu递送到物理层。然而，为了计算一些mac ce，应该终止诸如优先级排序过程等的计算。另一方面，准备一些mac sdu可能花费更少的时间。但是，在计算mac ce之前，不能将它们提供给物理层。
[0324]
高效的mac控制元素信令
[0325]
为了解决上述缺点，图24示出了mac pdu的有利实施例，其中任何mac sdu在任何mac ce之前。具体地，mac pdu 2400以第一mac sdu 243a开始，其前面是与其相关联的子报头241a。第一mac sdu之后是第二mac sdu 243b，其具有相应的报头241b。在该示例中，仅存在两个mac sdu，其逻辑信道id(优先级)可以在它们各自的子报头中用信号通知。然而，在本实施例中，mac pdu可以包括两个以上的mac sdu。mac pdu 2400还包括与第一mac ce 244a相关联的mac子报头242a，随后是与第二mac ce 244b相关联的mac子报头242b。mac子报头242a、242b在与它们相关联的它们各自的mac ce244a或244b之前。如图所示，mac ce 244a和mac ce 244b以及它们各自的mac子报头242a和242b处于mac sdu 243a和mac sdu 243b以及它们各自的子报头241a、241b中的任何一个的后面。
[0326]
本实施例不限于存在两个mac ce的情况。可能只有一个mac ce或两个以上的mac ce。此外，在图中示出了mac ce的数量等于mac sdu的数量的情况。然而，mac ce的数量可以与mac sdu的数量不同。在根据本实施例的mac pdu中，可以存在比mac sdu更少的mac ce，或者替代地，可以存在比mac sdu更多的mac ce。该实施例的特征是任何mac ce和与任何mac ce相关联的任何mac子报头都处于任何mac pdu或与任何mac pdu相关联的任何子报头的后面。可选地，可以添加填充245。如果tb的完整资源用于mac sdu、mac ce以及它们各自的mac子报头，则可以省略填充。
[0327]
通常，如果在将mac sdu和mac ce与它们各自的mac子报头一起映射之后，在分配用于传输的资源中仍然存在一些空闲资源并且这些空闲资源不足以传达任何进一步的mac ce或mac sdu，则插入填充。
[0328]
因此，用于通信系统3100中通过无线信道将数据发送到数据接收节点的数据发送节点可以生成如图24所示的mac pdu，从而使得能够减少处理延迟。具体地，这样的节点可以对应于图31中所示的设备3100t，并且包括第二层处理单元3120t和第一层处理单元3110t。第二层处理单元3120t适合于从第三层处理单元3130t接收至少一个第二层服务数据单元sdu，以映射到分配用于数据传输的资源上，并用于生成第二层pdu。由第二层处理单元生成的这种第二层pdu包括从第三层接收的至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素处于任何至少一个第二层sdu的后面。第一层处理单元3110t适合于接收由第二层处理单元生成的第二层pdu，并将第二层pdu映射到分配用于数据传输的资源上。
[0329]
另一方面，用于通信系统3100中通过无线信道从数据发送节点接收数据的接收节点可以接收和处理如图24所示的mac pdu，从而使得能够减少处理延迟。具体地，这样的节点可以对应于图31中所示的设备3100r，并且包括第一层处理单元3110r和第二层处理单元3120r。其中，第一层处理单元3110r适合于从分配用于数据接收的资源中对至少一个第二层协议数据单元pdu进行解映射。此外，第二层处理单元3120r适合于接收和解析由第一层处理单元解映射的第二层pdu。由第二层处理单元接收和解析的这种第二层pdu包括至少一个第二层sdu，以被转发到包括在数据接收节点3100r中的第三层处理单元3130r；以及至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素处于至少一个第二层sdu中的任何一个的后面。
[0330]
有利地，由数据发送节点的第二层处理单元生成的第二层pdu以及相应地由数据接收节点的第二层处理单元接收和解析的第二层pdu还包括：与所述至少一个第二层sdu中
rnti，并且“11111”代表填充。
[0338]
lte中的长度字段l可以具有7或者替代地15比特，并且它指示mac sdu的长度或者相应的mac控制元素的长度，这取决于子报头是与mac控制元素还是mac sdu相关联。在l字段中，mac sdu或相应的mac控制元素的长度以字节为单位给出。此外，格式字段f可以是指示l字段的长度的1比特字段。例如，值f＝0可以指示l字段具有7比特，而f＝1可以指示l字段具有15比特。
[0339]
然而，注意，本公开不限于当前lte标准的子报头格式。e、lcid、f和l字段的长度和值是对应于mac子报头的有利实现的示例。然而，具有与本公开的实施例对应的结构的mac子报头可以使用不同的字段长度或变量值来实现。
[0340]
在图26中示出根据本公开的示例性实施例的示例性mac pdu。mac pdu的格式对应于图24中所示的mac pdu格式。图26中所示的mac pdu包括mac sdu和mac控制元素，所有这些元素都以其各自的mac子报头开头。在mac pdu的末尾，填充示出为可选组件。在该示例中，仅示出了一个mac控制元素，即bsr mac控制元素。然而，与图24所示的mac pdu格式相对应，mac控制元素及其各自的mac子报头位于每个mac sdu(图中的mac sdu1和mac sdu2)和它们各自的mac子报头之后。尽管未在图中示出，但是代替bsr mac控制元素，也可以在每个mac sdu和mac pdu中包括的每个mac sdu的相应mac子报头之后放置不同类型的mac控制元素及其相关联的子报头。例如，mac控制元素也可以是功率余量报告、bsr(短、长或截短)或c-rnti。因此，第二层控制元素是缓冲状态报告、c-rnti和功率余量报告中的任何一个，并且与任何缓冲状态报告、c-rnti和功率余量报告相关联的每个第二层子报头放置在至少一个第二层sdu的每个之后。
[0341]
在根据图24所示实施例的mac pdu中，mac ce(例如，bsr mac ce和phr mac ce)及其相关联的mac子报头始终位于任何mac sdu之后，而mac sdu及其相关联的mac子报头位于对应于tb的mac pdu的开头。因此，mac pdu的开始不取决于mac ce。例如，在mac ce是bsr的情况下，它不取决于lcp的完整结果，并且phr的计算取决于phy将该值输入到mac。这种独立性允许甚至在mac pdu完全构建之前将mac pdu的开始(当第一mac sdu准备好时)发送到第一层(phy)处理单元。因此，当第一第二层sdu准备好时，第二(mac)层可以开始将分组转发到第一(phy)层，并且在转发属于第二层pdu的分组到下层之前，第二层处理单元不需要等待直到它已经组装了整个第二层pdu。对于传输处理延迟减少是有益的，并且允许发送单元(即数据发送节点)有更多的处理时间来计算bsr和phr，因为bsr mac控制元素和mac phr控制元素都位于tb的末尾，即在mac pdu中包含的任何mac sdu之后。
[0342]
使用如图24和26所示的mac pdu格式以及相应地如图25所示的mac子报头结构的优点在于，除了经过分段的最后一个之外的大多数mac子报头和mac sdu可以进行预处理。然而，虽然这种mac pdu格式是发送单元友好的，但是接收单元尽可能快地接收和处理某些类型的mac ce，即下行链路中的激活/去激活mac ce和ue争用解决mac ce(从enb发送到ue)或上行链路中的c-rnti(从ue到enb)，可能是重要的。因此，在lte中，这是将mac ce放置在mac pdu中的任何mac sdu之前的主要原因。
[0343]
某些类型的mac控制元素的早期处理(诸如dl中的激活/去激活mac ce和ue争用解决mac ce或ul中的c-rnti)可以通过在图27中示出的本公开的实施例来实现。在图中，示出了mac pdu，其中mac控制元素及其相关的子报头放置在mac pdu的开头，mac子报头在与其
相关联的mac控制元素之前(在从mac pdu的开头到结尾的解析方向上)。具体地，图中所示的mac控制元素是激活/去激活mac ce。激活/去激活mac ce在任何mac sdu和与mac sdu相关联的任何mac子报头之前。在该图中，示出了两个mac sdu及其关联的mac子报头。然而，本公开的实施例不限于mac sdu的数量为两个。替代地，mac pdu中可以只包括一个mac sdu或两个以上的mac sdu。尽管图中所示的mac控制元素是激活/去激活ce，但是ue争用解决mac ce及其相关联的子报头或c-rnti与其子报头可以替代地或另外地被放置在mac sdu的开头，即，在任何mac sdu和与mac sdu相关联的任何mac子报头之前。如图所示，如果需要，本实施例中的mac sdu可以以填充结束。
[0344]
换句话说，取决于mac ce的类型，在组装mac pdu时mac ce放置在任何mac sdu之前或之后。mac ce类型可以在相应的mac ce子报头中定义，例如在lcid字段内。
[0345]
不同类型的mac ce可以包括在mac pdu中，其中一种类型有利地放置在mac pdu的开始处，即在任何mac sdu之前，并且另一种类型有利地放置在mac pdu的末尾，即在任何mac sdu之后。因此，在本公开的示例性实施例中，除了放置在任何第二层sdu之后的至少一个第二层控制元素之外，第二层pdu还包括第二层控制元素，该第二层控制元素放置在任何第二层sdu之前。可以进一步包括与放置在任何第二层sdu之前的第二层控制元素相关联的第二层子报头，并将其放置在第二层pdu的开始处的相应第二层控制元素之前。
[0346]
图33中示出了根据该实施例的mac pdu格式的示例。在mac pdu的开始处，存在mac ce，即c-rnti mac ce，其前面是与该c-rnti mac ce相关联的子报头。在c-rnti mac ce之后，mac pdu中包括两个mac sdu，每个mac sdu之前是相应的关联mac子报头。然而，本公开不限于第二层sdu的数量为两个，可以存在一个或多于两个第二层控制元素。在最后一个mac sdu之后，包括另一个mac ce，并且其之前是其各自的相关联的mac子报头。在图中所示的示例中，该mac ce是bsr mac ce。然而，本公开不限于在任何mac sdu之前的mac ce是c-rnti mac ce、以及在任何mac sdu之后的mac ce是bsr mac ce。例如，替代c-rnti，可以存在激活/去激活mac ce，并且替代bsr mac ce，可以存在例如mac phr控制元素。此外，替代在每个mac sdu之前放置的一个mac ce和在每个mac sdu之后放置的一个mac ce，可以在任何mac sdu之前和/或之后放置两个或更多个mac ce。可选地，在每个mac sdu之后放置的mac ce之后，在mac pdu的末尾包括填充。本公开不限于当前由lte定义的ce，而是也适用于任何系统的任何ce。通常，需要较长计算时间的ce或来自其他层的输入可以有利地放置在mac pdu的末尾，而可用的ce可以放置在mac pdu的开头。
[0347]
如图33所示的mac pdu格式可以有利地用在发送单元/接收单元系统中，该系统允许转发tb的部分而不是仅将完整的tb转发到较低/较高层。例如，tb可以被细分为多个部分，这些部分变成单独的码字，并且还可以由各个crc提供。
[0348]
因此，当在pdu的不同部分之间划分mac pdu并且诸如c-rnti mac ce的mac ce被放置在mac pdu的开始处时，这些mac ce可以在码字内由phy层在发送单元处处理，而不用必须等待完整并转发整个tb。
[0349]
在接收单元侧，可以单独接收一个或多个码字，并且可以检查它们的crc。然后，phy可以在正确接收整个tb之前将各个正确接收的码字转发到mac。这是有利的，因为可以在已经正确接收剩余tb码字并且传递到mac之前在mac层中提取位于mac pdu开始处的mac ce(例如，c-rnti)。然而，如果并非所有与tb有关的码字都已被正确接收，即tb未被成功接
收，则丢弃整个tb，即也已经解析(预处理)的部分，诸如mac ce和mac sdu。
[0350]
注意，上述层处理是示例性的。本公开还可以应用于传输块对应于一个码字并且不在多个单独部分中处理的其他系统设计。
[0351]
因此，接收单元在其可以处理相应的mac ce之前不需要等到tti结束。因此，对于c-rnti mac ce(或诸如激活/去激活mac ce的另一mac ce)，准备处理是可能的。
[0352]
因此，如果数据发送和/或接收设备能够生成和发送或接收位于mac sdu之前的mac ce和位于mac sdu之后的mac ce，则可能是有利的。注意，通常，数据发送设备可以是上行链路中的终端或下行链路中的基站。
[0353]
在本公开的实施例中，用于通过无线信道向通信系统中的数据接收节点发送数据的数据发送节点可以包括第二层处理单元，其可配置为生成不同类型的第二层pdu。具体地，它可以适合于生成包括至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素的第一类型第二层pdu，所述至少一个第二层控制元素处于所述至少一个第二层sdu中的任何一个的后面。可进一步配置为生成第二类型pdu，其包括至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素在所述至少一个第二层sdu中的任何一个之前。
[0354]
如上所述，一些mac控制元素有利地放置在mac pdu中的任何mac sdu之后，而其他mac控制元素有利地放置在任何mac sdu之前。为此，本公开的实施例提供了第二层处理单元，其可配置为生成第二层pdu，该第二层pdu包括类型切换第二层控制元素(类型切换mac ce)，其指示包括类型切换第二层控制元素的第二层pdu是第一类型第二层sdu还是第二类型第二层sdu。类型切换第二层控制元素在任何第二层sdu和与类型切换第二层控制元素不同的任何第二层控制元素之前。第二层pdu还包括与类型切换第二层控制元素相关联并在其之前的第二层子报头。与类型切换第二层控制元素相关联的第二层子报头在第二层类型切换控制元素之前。然而，应注意，显式类型切换mac ce仅是示例。这种mac ce不必决定是否生成具有在开始或结束时的ce的mac pdu。可以根据一些预定义(固定)规则仅基于要包括在mac pdu中的mac ce的类型来做出这种决定。
[0355]
此外，注意到，通常，mac pdu还可以包括位于(任何)mac sdu之前的mac ce和位于任何mac sdu之后的mac ce。上行链路和下行链路之间也可能存在差异。例如，在下行链路中，mac ce可以始终位于开始处(即，在任何sdu之前)，而在上行链路中，mac ce的类型确定它是在sdu之前还是之后映射。
[0356]
通常，在下行链路中，用于通过无线信道向通信系统中的数据接收节点发送数据的数据发送节点可以是基站。用于在下行链路中在通信系统中从数据发送节点通过无线信道接收数据的数据接收节点可以是ue。如上所述，对于上行链路，数据发送节点可以是ue，并且数据接收节点可以是基站(enb)。
[0357]
通常，ue和/或基站可以能够作为数据发送节点和数据接收节点进行操作。具体地，ue可能能够生成具有放置在任何sdu之后的ce的mac pdu，并且能够接收具有放置在mac pdu的开始的mac ce的mac pdu。类似地，基站可以发送具有在开始的ce的mac pdu，并且接收具有在末尾的ce的mac pdu。然而，应注意，本公开不限于这样的组合，并且两个方向可以支持或可配置为支持在mac pdu的末尾或开始处放置mac ce中的任一个或两者，可能取决于类型mac ce。注意，通常，还可以在mac pdu的两端包括mac ce，这取决于它们的类型。
[0358]
在图23至27所示的实施例中，mac子报头分别放置在它们所关联的mac sdu或mac
控制元素之前。mac pdu中的mac子报头的这种布置允许接收单元尽可能早地处理mac子报头，只要mac pdu在接收单元的从开始到末尾的方向上被解析(在图23至30中从左到右指向的方向)。然而，在一些情况下，从mac pdu的末尾开始朝向开头(从右到左)开始解析mac pdu可能是有利的。具体地，当控制元素在mac pdu的末尾可用时，如果从末尾开始解析mac pdu，则可以在接收单元处较早处理它们。
[0359]
当接收单元从其末尾(向后)解析mac pdu时，如果将其放置在相应的控制元素之后(或者换句话说，在解析方向上在相应的控制元素之前)，则可以较早处理与mac控制元素相关联的mac子报头。为了实现与mac控制元素相关联的mac子报头的这种早期处理，本公开的实施例提供了一种数据发送，包括第二层处理单元，用于生成包括至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素的第二层pdu、以及分别与第二层sdu和第二层控制元素相关联的至少一个第二层子报头，其中在所述至少一个第二层sdu之前是相应的相关联的子报头，并且至少一个第二层控制元素后面跟着相应的相关联的子报头。
[0360]
在图28中示出了这种第二层pdu的格式。具体地，该图示出了包括两个mac sdu即mac sdu1和mac sdu 2的mac pdu。mac sdu1和mac sdu2之前直接有它们各自的相关子报头。图中所示的mac sdu的数量仅是示例性的。替代地，mac pdu中可以包括一个mac sdu、三个mac sdu以及三个以上mac sdu。mac pdu还包括两个mac控制元素(即mac ce1和mac ce2)以及分别与这些mac控制元素相关联的mac子报头，所述两个mac控制元素处于每个mac sdu和与mac sdu相关联的每个子报头的后面。填充也可以包括在mac pdu中。
[0361]
然而，如果接收单元开始在其末尾解析mac pdu，则当填充位于mac pdu的末尾(即在任何mac控制元素之后)时，mac控制元素及其相关联的子报头的处理被延迟。因此，替代将填充放在末尾，将其放置在mac sdu与其相关联的子报头和mac控制元素及其相关的子报头之间。这样的位置也是有益的，因为当在pdu的末尾开始解析时，填充的长度通常是未知的，使得在不以某种方式(例如通过信令信息)获得填充长度信息的情况下解析是不可能的。
[0362]
图28中示出了填充的这种布置的示例，其中填充直接在mac sdu2之后，并且直接在mac ce1之前。与mac ce1相关联的子报头放置在mac ce1之后，并且与mac ce2相关联的子报头放置在mac ce2之后。这对应于在解析方向上预先处理到相应mac ce的子报头，其在此处是相反的，即从mac pdu的末尾到开头，至少对于所有mac ce。注意，mac sdu可以在从mac pdu的开始到末尾的通常(前向)方向上被解析。
[0363]
例如，两个mac控制元素可以是bsr mac控制元素或phr mac控制元素。本公开不限于具有两个mac控制元素的mac pdu。替代地，在一个mac控制元素中可以存在三个或更多个mac控制元素，其例如可以是bsr mac控制元素或phr mac控制元素。
[0364]
为了以有效且省时的方式解析mac pdu，如果接收单元可以在解析的早期阶段确定mac控制元素在mac pdu中是否可用，则是有帮助的。具体地，如果mac ce位于mac pdu的末尾，则通过这样的指示，接收单元可以开始从mac pdt的末尾向后解析mac ce。关于另外的mac控制元素的可用性的信息可以包括在mac子报头中。
[0365]
为此，在示例性实施例中，如前所述的由第二层pdu包括的第一第二层子报头包括指示第二层pdu是否包括至少一个第二层控制元素的存在指示符。
[0366]
替代地，由第二层pdu包括的所有第二层子报头可以包括存在指示符。该解决方案
使得能够保持子报头格式独立于pdu内sdu/ce的位置。以这种方式，它还符合当前lte规范中的mac子报头。另一方面，将存在指示仅包括在mac pdu的第一子报头中可能关于资源利用更有效。
[0367]
图29中示出了这种存在指示符的示例。在该图中，示出了mac pdu格式，其类似于图28中所示的mac pdu格式。因此，在mac pdu的开始处存在与mac sdu相关联并且在mac sdu之前的mac子报头，并且在末尾存在与mac控制元素相关联并且在mac控制元素之后的mac子报头。对于mac pdu的开头的mac子报头和末尾的mac子报头，进一步说明mac子报头的结构。如图25所示，mac子报头包括保留比特(r)、f2比特、扩展字段(e)和lcid。r、f2、e和lcid的配置与关于图25讨论的配置相同。与mac sdu相关联的第一mac子报头还包括第二个八位字节，所述第二个八位字节包括f字段和l字段。对于图中所示的最后一个mac子报头，没有示出这样的第二个八位字节。可以假设该mac子报头与基于lcid已知其尺寸的固定长度mac ce相关联，尽管该实施例还包括第二个八位字节且在某些情况下第三个八位字节必须包含在mac子报头中的可变尺寸的控制元素的情况。但是，第一保留比特现在用于指示mac pdu中是否存在mac控制元素。这里假设如果mac pdu中存在mac ce(至少一个)，则它们被放置在末尾。因此，存在指示符可用于指示接收单元在后向方向上，即从mac pdu的末尾起，从mac pdu的末尾解析mac ce(及其相应的报头)。因此，由发送单元设置包括在mac pdu的开头的mac子报头和/或所有mac子报头中的r比特中的一个。
[0368]
例如，如图29所示，r＝1意味着mac控制元素在mac pdu中可用，并且r＝0意味着没有mac控制元素可用。在该图中，假设剩余的子报头具有相同的格式并且r字段也设置(r＝1)，则mac pdu的第一个和最后一个mac子报头中的r比特被设置为r＝1。然而，本公开不限于所有mac子报头中的r比特被设置为1的情况。替代地，例如，可以仅设置第一mac子报头中的r比特以指示mac pdu是否包括mac控制元素。换句话说，如果r字段出现在起始子报头中，即首先被解析的子报头，就足够了，但是它也可以在所有子报头中设置。
[0369]
在图29中，示出了mac pdu的最后mac子报头中的e比特被设置为1的情况。如上面关于mac子报头的结构所讨论的，值e＝1指示解析方向中存在至少一个更多的mac子报头。由于解析从末尾开始，因此可以用与最后的mac控制元素(其对应于来自图28的mac控制元素“ce1”)之前的mac控制元素相关联的mac子报头标识至少一个更多的mac子报头。因此，在该图中，最右侧mac子报头具有设置为1的e字段，这意味着与第二mac ce相关联的第二子报头跟在对应的mac ce后面(在后向解析方向上)。在第二个子报头中，e字段被设置为0，因为在向后解析方向上，因此没有进一步的子报头，而是仅有(可选的)填充。
[0370]
还应注意，在接收单元处解析图29的mac pdu始于第一sdu的第一子报头。由于r＝1，所以解析然后有利地从mac pdu的末尾向后继续，如上所述。在提取mac ce之后，可以从开头起(图的左侧)恢复sdu的解析。然而，应注意，这仅是解析的有利示例。mac pdu格式还允许首先解析sdu，然后从mac pdu的末尾向开头解析mac ce。
[0371]
因此，本公开还提供了一种接收单元，其能够在没有mac控制元素可用时从开头开始解析mac pdu，并且当至少一个mac控制元素可用时从末尾开始解析mac pdu。在实施例中，数据接收节点包括用于接收和解析第二层pdu的第二层处理单元，其中当存在指示符指示在第二层pdu中包括至少一个第二层控制元素时，第二层处理单元从第二层pdu的末尾开始解析第二层pdu。例如，接收单元的第二层处理单元可以被配置为默认从开头开始解析第
二层pdu。因此，当它开始解析时，它评估第一子报头中的存在指示符(诸如当前lte规范中的一个预定义r比特)。如果r比特具有值r＝1，指示mac控制元素包括在mac pdu中，则它从其末尾解析mac pdu，偏离默认设置。注意，使用保留比特r是提供用于指示mac pdu中是否存在mac ce的存在指示符的有利选择。然而，本公开不限于此，并且可以以另一种方式，例如，通过提供更长的mac子报头，引入存在指示符。还如上所述，本公开不限于由lte定义的子报头的格式。
[0372]
替代地，第二层处理单元可以被配置为默认开始从末尾解析mac pdu。在这种情况下，当它开始解析时，它评估mac pdu末尾的mac子报头。当它评估该子报头中的r比特并检测到值r＝1，指示mac pdu中存在mac控制元素时，它继续从末尾解析mac pdu。
[0373]
当从末尾解析mac pdu时，可以从两个方向对mac子报头和mac控制元素的各个八位字节进行排序。换句话说，如果在后向方向上解析mac pdu，则在后向方向解析的各个mac子报头和mac ce内的比特排序可以或可以不反转。但是，接收单元必须知道接收单元读取各个mac子报头和mac控制元素的方向。
[0374]
因此，在实施例中，公开了一种发送节点，其包括第二层处理单元，用于生成包括至少一个第二层子报头和至少一个第二层控制元素的第二层pdu、以及分别与所述至少一个第二层sdu和所述至少一个第二层控制元素相关联的子报头，其中所述至少一个第二层sdu之前是相应的相关联的子报头，并且所述至少一个第二层控制元素之后是相应的相关的子报头。
[0375]
图28和29中所示的mac pdu格式暗示了与接收单元和发送单元两者相关联的优点。接收单元能够从末尾解析mac pdu，以便在mac ce存在时快速处理mac ce。
[0376]
另一方面，发送单元具有更多的用于mac ce计算的处理时间，因为它们位于任何mac sdu之后。
[0377]
图30示出了本发明的另一个示例性实施例。该图示出了pdu格式，其中mac控制元素放置在任何mac sdu之后，而与mac控制元素相关联的mac子报头放置在任何mac sdu之前。具体地，图中所示的mac pdu包括两个mac sdu即sdu1和sdu2，它们之前分别是它们相关联的子报头。此外，mac pdu包括两个mac控制元素，每个mac控制元素与相应的mac子报头相关联。然而，替代直接放置在相关联的mac控制元素之前，将与mac控制元素相关联的mac子报头放置在mac pdu开始处的mac sdu(它们全部在mac pdu内)之前。换句话说，mac sdu及其相关联的子报头之前是与mac控制元素相关联的mac子报头，但后面是相应的mac控制元素本身，因为mac ce位于任何sdu及其各自的报头之后，并且在此例如，也在填充之后。在图中所示的示例中，mac ce1的mac子报头在ce2的mac子报头之前，其因而在mac sdu 1、mac sdu2和与mac sdu相关联的子报头之前。此外，尽管mac ce1的子报头位于mac ce2的子报头之前，但mac控制元素mac ce1处于mac控制元素ce2的后面。这具有在接收单元处有效解析的优点。解析从mac pdu的开头开始，因此，读取第一mac ce1的子报头。然后，解析器可以立即从mac pdu的末尾“切断”(提取)相应的mac ce1，而无需等待进一步解析。然后，解析继续使用与第二mac ce2有关的下一个子报头。在分离该子报头之后，可以从mac pdu的末尾切断第二mac ce2。类似地，如果存在多于两个mac ce，则在mac pdu的开始处顺序地对它们的子报头进行排序，而从mac pdu的末尾以相同的顺序对mac ce本身向后排序。
[0378]
然而，本公开不限于该特定顺序。替代地，与mac控制元素相关联的mac子报头可以
以与它们相关联的mac控制元素相同的顺序排列。此外，该实施例不限于包括两个mac sdu的mac sdu和两个mac控制元素；mac sdu和mac控制元素的数量可以不同于两个并且彼此不同。如果某些资源留在tb中，则填充可选地包括在mac pdu中。在该图中，填充位于mac sdu和mac控制元素之间，这使得能够从mac pdu的两侧进行解析而无需知道填充长度。
[0379]
注意，通过组织mac pdu来提供本公开的优点。接收单元必须能够解析它以获得ce和sdu。执行解析的方式不是限制本公开。例如，即使在图30的实施例中，接收单元也可以仅从开始到末尾解析mac pdu(图中从左到右)。然而，如果接收单元利用首先解析mac ce然后解析剩余的mac pdu部分(sdu，填充)的可能性，则可以实现额外的优点。
[0380]
此外，图30的实施例不需要任何存在指示符，因为mac ce的报头在mac pdu的开始处被排序，使得mac ce的存在由特定对应子报头的存在指示。
[0381]
换言之，根据实施例，与至少一个第二层控制元素中的任何一个相关联的每个第二层子报头在每个第二层sdu和与每个第二层sdu相关联的相应子报头之前。同时，有利地，第二层控制元素位于任何第二层sdu之后。
[0382]
因此，可以提供接收单元，其中第二层处理单元被配置为从第二层pdu的开头解析与第二层控制元素相关联的子报头，并从第二层pdu中提取放置在第二层sdu之后的所述第二层pdu控制元素。
[0383]
在子报头中，lcid指示子报头是属于mac ce还是mac sdu。在具有如图30所示的pdu结构的电信系统中，接收单元从开头开始解析mac pdu。如果子报头属于mac ce，则接收单元从mac pdu的末尾检索mac ce，并且如果子报头属于mac sdu，则它从开头开始处理sdu。
[0384]
关于发送单元侧的该实施例的优点在于发送单元具有用于mac ce的计算的更多处理时间，因为它们被放置在任何mac sdu之后。此外，在tb构建完成之前，可用的mac sdu已经可以递送给phy处理。关于接收单元侧的优点是接收单元可以快速处理mac ce，因为相关联的mac报头被放置在tb的开头。用于bsr mac ce的mac子报头有利地放置在任何mac sdu之后，因为在lcp已经完成之后ue仅知道bsr的存在。
[0385]
如图30所示，mac ce可以位于mac pdu的末尾。然而，这不一定是将填充ce插入mac pdu的情况。根据实施例，第二层pdu包括填充缓冲区状态报告bsr和与填充bsr相关联的第二层子报头，并且填充bsr和与填充bsr相关联的第二层子报头放置在至少一个第二层sdu的任何之后。
[0386]
具体地，已经在lte中，可以将所谓的填充bsr插入到mac pdu中。填充bsr是通常不必包括在mac pdu中的bsr，因为它不是定期地或在触发之后被包括在mac pdu中的周期性的或触发的bsr。然而，如果组装了mac pdu并且仍然存在为该mac pdu分配的一部分资源空闲且足够大以容纳bsr，则将“填充bsr”插入到mac pdu中。这种填充bsr可以具有与非填充lcid的lcid不同的lcid，并且具体地可以例如与3gpp ts 36.321 v 13.3.0中的表6.2.1-2中针对不同类型的bsr指定的lcid值不同。因此，如果填充bsr包括在mac pdu中，则它在图30中被包括在mac ce1之后，即在mac pdu的末尾与其子报头一起。
[0387]
此外，如图32所示，公开了一种用于通过无线信道向通信系统中的数据接收节点发送数据的方法，包括：从第三层接收3221t至少一个第二层服务数据单元sdu，以映射到分配用于数据传输的资源上，生成3222t第二层协议数据单元pdu，包括所述至少一个第二层
sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素放置在至少一个第二层sdu中的任何一个之后，接收3211t由第二层处理生成的第二层pdu，并将第二层pdu映射3212t到分配用于数据传输的资源上。
[0388]
另外，公开了一种用于通过无线信道向通信系统中的数据接收节点发送数据的方法，其另外包括确定哪种类型的第二层控制元素将被包括在第二层pdu中，并且取决于要包括的控制元素的类型，生成第一类型第二层pdu或第二类型第二层pdu。其中，第一类型第二层pdu包括至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素放置在所述至少一个第二层sdu中的任何一个之后，并且第二类型pdu包括至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素在所述至少一个第二层sdu中的任何一个之前。
[0389]
另外，公开了一种用于通过无线信道向通信系统中的数据接收节点发送数据的方法，其中以交替顺序重复应用以下步骤：生成构成第二层pdu的部分的分组，以及将构成第二层pdu的部分的分组转发到第一层处理单元。因此，在完成第二层pdu的生成之前，构成第二层pdu的部分的分组被转发到第一层处理单元。这样的分组可以是相应的单个sdu或具有它们各自的子报头的多个sdu和/或具有其相关联的报头的相应mac ce。
[0390]
还公开了如图32所示的用于通过无线信道从通信系统中的数据发送节点接收数据的方法，包括：从分配用于数据接收的资源中解映射3211r至少一个第二层协议数据单元pdu，接收3221r并解析3222r由第一层处理单元解映射的第二层pdu，第二层pdu包括至少一个第二层服务数据单元sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素处于至少一个第二层sdu中的任何一个的后面。
[0391]
在本公开的实施例中，用于接收数据的方法包括从第二层pdu的开头(即，从较早接收的部分到较晚接收的部分)解析第二层pdu的步骤。
[0392]
在另一实施例中，用于接收数据的方法包括以下步骤：从第二层pdu的末尾开始解析第二层pdu直到与第二层ce相关联的每个子报头、并且每个第二层ce已被处理，以及在处理第二层ce和与第二层ce相关联的各个子报头之后，从开头开始解析第二层pdu的剩余部分，从而处理第二层sdu和与第二层sdu相关联的第二层控制元素。该方法的优点在于，如果第二层pdu具有图28和29所示的格式，则第二层控制元素被更快地处理，其中第二层ce和与第二层ce相关联的子报头被放置在所述至少一个第二层sdu中的任何一个之后，并且在第二层ce和与第二层ce相关联的子报头之后没有放置填充。
[0393]
例如，当第一第二层子报头或任何第二层子报头包括指示第二层pdu是否包括至少一个第二层控制元素的存在指示符时，用于接收数据的方法可以包括从第二层pdu的末尾开始解析第二层pdu的步骤。这种存在指示符的示例是与图29的mac pdu中的第一mac sdu相关联的mac子报头中的r比特。因此，在评估该r比特之后，在r＝1的情况下，随后是从第二层pdu的末尾开始解析第二层pdu的步骤，从而评估mac控制元素和与mac控制元素相关联的mac子报头。
[0394]
替代地，在示例性实施例中，用于接收数据的方法包括以下步骤：从第二层pdu的开头解析与第二层控制元素相关联的子报头，以及从第二层pdu中提取放置在任何第二层sdu之后的所述第二层控制元素。例如，该方法适用于具有图30所示格式的第二层pdu。从第二层pdu的开头解析与第二层控制元素相关联的第二层子报头并提取(“切断”)相应的第二
层控制元素的步骤可以交替，直到已经提取了所有第二层控制元素。之后可以跟着从开头开始解析第二层pdu的剩余部分的步骤，从而解析分别与至少一个第二层sdu相关联的至少一个第二层sdu和一个或多个第二层子报头。
[0395]
本公开的硬件和软件实现
[0396]
其他示例性实施例涉及使用硬件和软件实现上述各种实施例。在这方面，提供了用户终端(移动终端)和enodeb(基站)。用户终端和基站适于执行本文描述的方法，包括诸如接收单元、发送单元、处理器的相应的实体以适当地参与方法。
[0397]
进一步认识到，可以使用计算设备(处理器)来实现或执行各种实施例。计算设备或处理器可以例如是通用处理器、数字信号处理器(dsp)、专用集成电路(asic)、现场可编程门阵列(fpga)或其他可编程逻辑设备等。它们可以包括与其耦合的数据输入和输出。各种实施例也可以通过这些设备的组合来执行或实现。
[0398]
此外，各种实施例还可以借助于软件模块来实现，所述软件模块由处理器执行或直接以硬件执行。软件模块和硬件实现的组合也是可能的。软件模块可以存储在任何类型的计算机可读存储介质上，例如ram、eprom、eeprom、闪存、寄存器、硬盘、cd-rom、dvd等。
[0399]
应该进一步注意的是，不同实施例的各个特征可以单独地或以任意组合作为另一个实施例的主题。
[0400]
本领域技术人员将理解，可以对具体实施例中所示的本公开做出许多变化和/或修改。因此，本实施例在所有方面都应被认为是说明性的而非限制性的。
[0401]
总之，本公开涉及通信系统中的接收单元和发送单元处的层处理。层处理至少包括对第一、第二和第三层的处理。在发送单元侧，第三层接收分组，添加其报头并将分组转发到第二层。第二层执行分段并向第一层提供分段的数据，第一层将分段的数据映射到物理资源。分段基于分配的资源。重传可以在第三层上发生，因此，第三层可以根据所接收的特定段的反馈来重分段分组，并将重分段的数据提供给较低层。替代地，将反馈信息提供给第二层，第二层然后通过将其考虑在内来执行分段。相应地，接收单元在第三层执行重排序和重组，其还从第二层接收控制信息。
[0402]
此外，本公开涉及用于通过无线信道从数据发送节点向通信系统中的数据接收节点发送数据的系统和方法。具体地，数据发送节点包括：第二层处理单元，用于从第三层接收要映射到分配用于数据传输的资源上的至少一个第二层服务数据单元sdu，并用于生成第二层协议数据单元pdu，包括所述至少一个第二层sdu和至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素放置在所述至少一个第二层sdu中的任何一个之后；以及第一层处理单元，用于接收由第二层处理单元生成的第二层pdu，并将第二层pdu映射到分配用于数据传输的资源上。数据接收节点包括：第一层处理单元，用于从分配用于数据接收的资源中解映射至少一个第二层协议数据单元pdu；以及第二层处理单元，用于接收和解析由第一层处理单元解映射的第二层pdu，所述第二层pdu包括至少一个第二层服务数据单元sdu以及至少一个第二层控制元素，所述至少一个第二层控制元素处于至少一个第二层sdu中的任何一个的后面。