利用HARQACK/NACK的RLCPDU發送方法及裝置與流程
2023-09-23 17:40:50 1
本發明涉及通信技術領域，特別涉及一種利用混合自動重傳請求(HARQ)確認否認反饋信息(ACK/NACK)的無線鏈路控制(RLC)協議數據單元(PDU)方法及裝置。
背景技術：
3G中的RLC(無線鏈路控制)協議AM模式(確認模式)通過重傳和超時建立可靠的傳輸機制。但是AM PDU(協議數據單元)重傳(本文以後用RLC重傳特指AM PDU重傳)糾錯有著很高的時延。
針對RLC重傳的高時延，HSUPA(高速上行鏈路分組接入)中HARQ-III(混合自動重傳請求-III)技術較好的解決了這一問題。它採用了停等重傳方式進行，HARQ基於確認/非確認(簡稱ACK/NACK)在物理層快速重傳NACK(非確認)數據，降低了時延(HARQ是定義在MAC層協議，其多實現在物理層，無論是實現在MAC(介質訪問控制)層還是物理層，都會根據協議實現快速重傳)。但是物理層對ACK/NACK都存在著一定概率的誤檢測，也就是下面兩種情況(本文以後將該簡稱誤檢1，誤檢2)：
誤檢1：網絡發送ACK時，UE(終端)把它誤檢測為NACK，會重傳該包MAC PDU。
誤檢2：網絡DTX(不連續發送)或發送NACK時，UE把它誤檢測為ACK，UE物理層會將MAC PDU內存釋放等RLC重傳相應的RLC PDU。
物理層協議25.101.10.2對以上兩種誤檢都提出了性能要求。在一定的信號噪聲條件下，誤檢1的概率為0.01，誤檢2中UE發送完數據但網絡DTX 雖然有著0.5的概率，但這種場景比較少見，可以通過測量導頻信噪比來濾除，誤檢2中網絡發NACK，UE誤檢為ACK，概率相對於誤檢1概率更低，算法仿真結果通常在0.01到0.001之間。這種誤檢概率不能滿足FTP(文件傳輸協議)等Qos(服務質量)要求較高的業務。而RLC AM PDU是通過映射復用到傳輸信道組成MAC PDU，再經過CRC(循環冗餘校驗)校驗後通過一定的物理層技術(信道編碼，交織，調製)傳送到對端。對端在物理層解碼後通過進行CRC校驗檢查MAC PDU正確與否，如果CRC對才遞交的RLC層AM實體。這樣RLC層接收到PDU是建立在CRC校驗的基礎上的。而CRC校驗對應低於3比特的誤碼有100％的檢測率，對於較多比特的誤碼的誤檢率僅為1/2N(N為添加的CRC比特位數)。在HSPA中，N為24比特，也就是CRC誤檢率為6*10-8，在AM實體再通過SN(序列號)檢查與重傳保證了更低的誤碼率。也就是說RLC的ARQ實體保證了更高的Qos，但有更高的時延，HSPA中的HARQ有很低的時延，也能保證一定的Qos，兩種技術互為補充。
RLC層和HSUPA層都有重傳機制，在一定程度上存在冗餘信息，這為進一步優化數據傳輸提供了可能。
在現有技術中，協議25.322規定的狀態包括觸發機制包括發送端觸發和接收端觸發。其中，發送端觸發包含以下內容：
(1)發送緩存中的最後一個PDU(Last PDU in buffer，緩存器中最後一個PDU)，必須配置。
(2)發送緩存中的最後一個PDU(Last PDU in Retransmission buffer，重傳緩存器中最後一個PDU)必須配置。
(3)Timer_Poll(輪詢失敗重發定時器)定時器超時，網絡可以選配。在UE(終端)中，當低層指示一個包含輪詢的AMD(回應模式下數據類型)PDU發送成功或不成功時，啟動該定時器。在UE中，當低 層指示一個包含輪詢的AMD PDU發送成功或不成功時，啟動該定時器。在UTRAN(第三代無線接入系統)中，當一個包含輪詢的AMD PDU被傳送給低層時，啟動該定時器。該輪詢被傳送給低層後，如果x是狀態變量VT(S)的值，那麼該定時器應在收到下面之一時停止：
(A)序列號一直到x-1(包括x-1)的所有的AMD PDUs的肯定的確認；或者
(B)關於序列號為x-1的AMD PDU的否定的確認。
如果定時器溢出或沒有收到滿足上述規則的STATUS(狀態)PDU時：
(i)接收方應再一次被輪詢；
(ii)該定時器應被重啟動；並且
(iii)VT(S)的新的值應被保存。
(4)每發送Poll_PDU(觸發輪詢的PDU個數)個PDU，網絡可以選配。
(5)每發送Poll_SDU(觸發輪詢的SDU個數)個SDU，網絡可以選配。其中，Poll_SDU指示了當上層配置了"polling every Poll_SDU SDU"時發送方應以怎樣的頻率輪詢接收方。該參數代表了狀態變量VT(SDU)的上限，當VT(SDU)等於Poll_SDU的值時，則向對等實體發送一個輪詢。
( 6 ) - - - J P o l l _ W i n d o w , J = ( 4096 + V T S + 1 - V T A ) M O D 4096 + 100 V T W S , ]]>其中，VTS為確認狀態變量，MOD為取餘函數，VTWS為發送窗口大小狀態變量，網絡可以選配。
(7)周期性狀態定時器超時，網絡可以選配。
接收端觸發包含以下內容：
(1)檢測到PDU丟失，必須配置。
(2)Timer_Status_Periodic(周期性觸發狀態包定時器)超時，網絡可以選配。其中，當定時器溢出，則觸發以傳送一個狀態報告，並且定時器應該被重啟動。
協議為了避免多個不同觸發源觸發過於頻繁的狀態包又規定了狀態包禁止機制，具體如下：
發送端禁止：在Timer_Poll_Prohibit(特定時期內禁止傳送輪詢定時器)未超時內，網絡可以選配。
接收端禁止：在Timer_Status_Prohibit(特定時間內防止接收方發送連續的確認狀態報告定時器)未超時內，在Timer_Reordering(特定時間內防止接收方發送確認或丟失PDU的狀態報告定時器)未超時內，網絡可以選配。
在觸發和禁止機制的共同作用下可以保證狀態報告按需觸發且又不會太頻繁。
現有技術中，RLC PDU的發送方法，具體如圖1所示，包含步驟101～109，此處僅介紹步驟102、103、107、109：
步驟102，會判斷所有類型發送端觸發源，只要有一種滿足觸發。
步驟103，會根據VTS(發送狀態變量)、VTA(確認狀態變量)看是否滿窗。判斷公式為(VTS-VTA+4095)MOD 4096≤VTWS。
步驟107，會根據狀態包置位VTA，並記錄丟失數據包SN。
步驟109，根據步驟107的記錄，重傳丟失的數據包。
由於RLC層有發送窗口的限制，必須及時的得到狀態包的反饋才能滑動 發送窗口。
現有HSUPA下RLC重傳跟沒有HSUPA下的RLC重傳沒有什麼區別，都是要等到對端的狀態包後才能知道哪些包沒有收到，需要重傳。
但是，RLC的ARQ(自動重傳請求)是選擇性重傳，並且在多數情況下給上層提供了按順序提交的功能。在不清楚信道環境好壞時，網絡會配置UE觸發對端提供較頻繁的狀態報告進行窗口滑動來保證較高的速率，且對端在收錯某一SN的情況下，即使後面連續收到很多PDU，任然要通過發狀態報告等前面收錯的SN正確重傳後才能向上層提交，有較大的時延。
RLC的ARQ是在完全不知道對端接收狀況下設計的，在信道條件較好的情況下也要傳輸一定數量的狀態包來滑動發送窗口。
例如，通過目前HSUPA時網絡對UE的典型配置如下：
transmissionWindowSize tw2047
pollingInfo
{
timerPollProhibit tpp20,
timerPoll tp250,
poll-PDU pdu64,
poll-SDU sdu1,
lastTransmissionPDU-Poll TRUE,
lastRetransmissionPDU-Poll TRUE
}
poll-PDU pdu64通常是用來滑窗的，poll-SDU sdu1通常是保證儘快按順序遞交的。其他選配的觸發源都沒配置。timerPollProhibit(特定時期內禁止傳送輪詢定時器)為20ms，由於e-dch(增強專用信道)配置了10ms TTI (發送時間間隔)，所以是polling bit(輪詢比特位)不能出現在連續兩個mac-e PDU中。假設網絡授權比較大，每次能傳輸32個336bit的RLC PDU，按照發送窗口為2048的情況下，2048/32＝64次發送就能把窗口用完，在這過程裡面對端需要發送了32個狀態包來滑窗，如果再考慮poll-SDU突發源的情況下，特別是小的IP(網路互聯協議)包比較多時，授權又沒有這麼大時，狀態包的個數可能比這個還要多不少。在基本不丟包的情況下，很多狀態包的作用只是用來滑動窗口的。且在無捎帶情況下，在每個336bit的狀態包中只有利用了幾十比特填寫ACK SUFI(超域)，浪費了空口資源。
等接收到對端的狀態包後才知道哪個SN的數據包丟失，再組織重傳，有很大的時延。
技術實現要素：
本發明解決的問題在於提供一種利用HARQ ACK/NACK的RLC PDU發送方法及裝置，在信道環境好時減少狀態包的發送與接收，在信道環境變壞時，不需要等收到對端狀態包，提前重傳失敗數據，降低時延。
為解決上述技術問題，本發明的實施方式提供了一種利用HARQ ACK/NACK的RLC PDU發送方法，包含以下步驟：
由物理層向RLC層反饋本次HARQ的ACK/NACK；
若接收到ACK，則更新HARQ的確認狀態變量VTAharq，並根據更新的VTAharq判斷RLC層是否滿窗；其中，所述VTAharq記錄按順序排在最後一個的ACK的序列號SN；
若未接收到ACK，且達到了最大HARQ重傳次數MaxDATharq，通知RLC層進行重傳；其中，所述MaxDATharq小於預設閾值；
所述RLC層接收到通知後優先重傳NACK數據。
本發明的實施方式還提供了一種利用HARQ ACK/NACK的RLC PDU發送裝置，包含：反饋模塊、更新模塊、判斷模塊、通知模塊與重傳模塊；
所述反饋模塊，用於由物理層向RLC層反饋本次HARQ的ACK/NACK；
所述更新模塊，用於在所述RLC層接收到ACK時更新HARQ的確認狀態變量VTAharq；其中，所述VTAharq記錄按順序排在最後一個的ACK的序列號SN；
所述判斷模塊，用於根據更新的VTAharq判斷RLC的窗口是否滿窗；其中，所述VTAharq記錄按順序排在最後一個的ACK的序列號SN；
所述通知模塊，用於在所述RLC層未接收到ACK且達到了最大HARQ重傳次數MaxDATharq時，通知RLC層進行重傳；其中，所述MaxDATharq小於預設閾值；
所述重傳模塊，用於在所述RLC層接收到通知時優先重傳NACK數據。
本發明實施方式相對於現有技術而言，是基於HARQ信息，在信道環境較好時，修改滑動窗口的條件，這樣，可以減少狀態包的發送與接收，提前滑動窗口，減少RLC層對對端狀態包的依賴；而且，在信道環境變壞、HARQ重傳達到最大次數後，提前重傳RLC PDU，這樣，可以降低按序提交的時延。
另外，所述RLC層接收到所述通知後進行重傳的步驟中，所述RLC層根據所述NACK提前獲知丟失數據的SN，優先重傳該SN對應的數據。這樣，可以將poll-SDU(觸發輪詢的PDU個數)的狀態包觸發源省略掉。
另外，在所述根據更新的VTAharq判斷RLC的窗口是否滿窗的步驟中，採用如下公式進行判斷：(VTS-VTAharq+4095)MOD 4096≤VTWS；若所述公式成立，RLC的窗口為未滿窗，則繼續發送數據，否則，為滿窗，等待對端發送狀態包；其中，VTS為發送狀態變量，MOD為取餘函數，VTWS為發送窗口大小狀態變量。這樣，保證了本發明實施的可行性。
另外，在所述繼續發送數據的步驟與所述等待對端發送狀態包之後，還包含以下步驟：接收對端發送的狀態包，並將VTAharq同步為VTA。這樣，由於對端的狀態包經過了CRC校驗(循環冗餘校驗碼)，有極低的誤檢率，可以防止由於HARQ ACK/NACK誤檢跟對端的窗口不一致。
另外，在所述將VTAharq同步為VTA的步驟之前，若所述PDU始終未丟失，則將poll-PDU設置為預設閾值，或者調大禁止傳送輪詢定時器(timerPollProhibit)的值；poll-PDU為觸發輪詢的PDU個數。這樣，可以減少狀態包的傳送。
附圖說明
圖1是根據現有技術中的RLC PDU發送方法的流程圖；
圖2是根據本發明第一實施方式的利用HARQ ACK/NACK的RLC PDU發送方法流程圖；
圖3是根據本發明第三實施方式的利用HARQ ACK/NACK的RLC PDU發送裝置的原理框圖。
具體實施方式
為使本發明的目的、技術方案和優點更加清楚，下面將結合附圖對本發明的各實施方式進行詳細的闡述。然而，本領域的普通技術人員可以理解，在本發明各實施方式中，為了使讀者更好地理解本申請而提出了許多技術細節。但是，即使沒有這些技術細節和基於以下各實施方式的種種變化和修改，也可以實現本申請各權利要求所要求保護的技術方案。
本發明的第一實施方式涉及一種利用HARQ ACK/NACK的RLC PDU發送方法，具體流程如圖2所示，包含以下步驟：
步驟201，發送初始數據，並由物理層向RLC層反饋本次HARQ的ACK/NACK。其中，ACK為確認信息，NACK為否認信息。當確認PDU沒有丟失，發送ACK，否則，發送NACK。
步驟202，判斷是否收到物理層的HARQ的ACK。若是，則執行步驟203，否則，執行步驟204。
步驟203，更新VTAharq。其中，VTA為確認狀態變量，該狀態變量包含了一個序列號，該序列號緊隨上一個按序被確認的AMD PDU的序列號。它成為可接收確認的發送窗口的下限。當收到一個包含一ACK SUFI和/或一個MRW ACK SUFI的狀態PDU時，VTA應被更新。為了初始化協議，應假設該值為第一個緊隨上一個按序被確認的AMD PDU的序列號。
VTAharq記錄按順序排在最後一個的ACK的序列號SN，與VTA意義相同，它的更新只根據HARQ ACK。不同的是，VTAharq可以被HARQ ACK/NACK來更新。通過記錄本次MAC-E/I PDU中所有首次發送的RLC SN，當HARQ實體收到對端ACK時，就將VTAharq更新為本次HARQ發送的最後一個首次RLC SN。這種場景下VTAharq>VTA。
步驟204，判斷是否達到最大HARQ重傳次數(MaxDATharq)。若是，則執行步驟211，否則，執行步驟201。其中，MaxDATharq與MaxDAT意義相同，MaxDATharq不易設置過大，要小於預設閾值。
步驟205，判斷是否滿窗。若是，則執行步驟207，否則，執行步驟206。在本步驟中，根據更新的VTAharq判斷RLC層是否滿窗。具體地說，採用如下公式進行判斷：
(VTS-VTAharq+4095)MOD 4096≤VTWS；
若上述公式成立，RLC的窗口為未滿窗，則執行步驟206，否則，為滿 窗，執行步驟207。其中，VTS為發送狀態變量，MOD為取餘函數，VTWS為發送窗口大小狀態變量。
其中，VTS包含將被首次傳送的下一個AMD PDU的序列號(也就是說不包括重傳的AMD PDUs)。當前面提到的這一AMD PDU被傳送後或者傳送了一個包括SN_MRWLENGTH>VT(S)的MRW SUFI之後，VTS將被更新。VTS的初始值為0。
VTWS包含了發送窗口應使用的大小。當發送方收到一個包含一個WINDOW SUFI的STATUS PDU時，VTWS應被設為等同於WSN(窗口大小)欄位。VTWS的初始值為Configured_Tx_Window_size(配置的發送窗口大小)。
通過修改RLC層發送窗口的判斷公式，實現了RLC層的窗口滑動是基於HARQ信息的。在信道環境較好時，基於HARQ信息修改滑動窗口的條件，這樣，可以減少狀態包的發送與接收，提前滑動窗口，減少RLC層對對端狀態包的依賴。
步驟206，繼續發送數據。
步驟207，等待對端發送狀態包。
步驟208，接收對端發送的狀態包。
步驟209，更新VTA和VTDAT(PDU發送次數)，並將VTAharq同步為VTA。即設置VTAharq＝VTA。由於物理層的ACK存在一定概率的誤檢，所以當收到對端的狀態包或MRW_ACK SUFI時，需要將VTAharq同步為VTA。這樣，由於對端的狀態包經過了CRC校驗，有極低的誤檢率，可以防止由於HARQ ACK/NACK誤檢跟對端的窗口不一致。
步驟211，通知RLC層重傳，RLC層接收到通知後記錄所有丟失數據的SN。具體而言，若未接收到ACK，且達到了最大HARQ重傳次數(MaxDATharq)， 由於經過了最大次數的HARQ重傳，網絡依然沒有收到，此處誤檢率為 ，x為一次的誤檢率，這個概率極小，表明信道環境變壞，就直接通知RLC層進行重傳，由RLC層立即組織重傳。這樣，可以提前重傳RLC PDU，降低按序提交的時延。
達到最大HARQ重傳次數後立即由RLC組織重傳，而不是簡單的增加允許的HARQ NACK重傳的最大次數，是因為雖然HARQ NACK後的數據比首傳的數據優先級高，但是在網絡授權足夠的情況和不超過UE最大發射功率的情況下，UE通ETFC(增強傳輸格式選擇)選擇的TB(傳輸塊)大小比重傳的TB大，才能重傳。MaxDATharq不易設置過大，因為這是對HARQ NACK重傳的一種補充。
步驟212，更新VTAharq與VTDATharq。其中，VTDATharq與VTDAT意義相同，是記錄由於HARQ NACK重傳達到最大次數後立即由RLC組織重傳的次數。VTDATharq的初始值為0，且VTDATharq<MaxDATharq。
步驟213，在重傳的最後一個數據包上增設P(輪詢比特)位。其中，P位用來向接收方請求一個狀態報告。在重傳的最後一個數據包上增設P位的作用跟lastRetransmissionPDU-Poll(最後重傳包輪詢標誌)TRUE一致，可以防止對端由於一直沒有收到某SN，無法向上層遞交數據(配置了按序遞交)。
步驟210，優先重傳NACK數據。在本步驟中，RLC層根據NACK可以提前獲知丟失數據的SN，優先重傳該SN對應的數據，由此可以將poll-SDU(觸發輪詢的PDU個數)的狀態包觸發源省略掉，減少了狀態包傳送。
下面舉例說明HSUPA網絡對UE的配置：
transmissionWindowSize tw2047
pollingInfo
{
timerPollProhibit tpp20,
timerPoll tp250,
lastTransmissionPDU-Poll TRUE,
lastRetransmissionPDU-Poll TRUE
}
對端RLC的配置missingPDU-Indicator TRUE，
UE通過控制J≥Poll_Window(基於窗口的狀態包觸發源)，設置Poll_Window＝70。
在信道條件好、無HARQ丟包的情形下，在一個2048的窗口期內1個狀態包用來同步VTAharq和VTA就夠用了。也就是說減少了狀態包傳送，提高了空口的利用效率。
與現有技術相比，是基於HARQ信息，在信道環境較好時，修改滑動窗口的條件，這樣，可以減少狀態包的發送與接收，提前滑動窗口，減少RLC層對對端狀態包的依賴；而且，在信道環境變壞、HARQ重傳達到最大次數後，提前重傳RLC PDU，這樣，可以降低按序提交的時延。
本發明的第二實施方式涉及一種利用HARQ ACK/NACK的RLC PDU發送方法。第二實施方式與第一實施方式大致相同，主要區別之處在於：在第一實施方式中，包含PDU丟失的情況，且在HARQ重傳達到最大次數後，提前重傳RLC PDU，這樣，可以降低按序提交的時延；而在本發明第二實施方式中，若PDU始終未丟失，則將poll-PDU設置為預設閾值，或者調大timerPollProhibit(禁止傳送輪詢定時器)的值。其中，poll-PDU指示了當上層配置了"polling every Poll_PDU PDU"時，發送方應以怎樣的頻率輪詢接收 方。該參數代表了狀態變量VT(PDU)的上限，當VT(PDU)等於Poll_PDU的值時，則向對等實體發送一個輪詢。timerPollProhibit用來在一個特定時期內禁止傳送輪詢。這樣，可以減少狀態包的傳送。
具體地說，在本實施方式中，若PDU始終未丟失，為了將VTAharq同步為VTA，可以將poll-PDU設置為最大的預設閾值，或者調大timerPollProhibit的值，這樣，可以減少狀態包的傳送，提高空口的利用效率。
上面各種方法的步驟劃分，只是為了描述清楚，實現時可以合併為一個步驟或者對某些步驟進行拆分，分解為多個步驟，只要包含相同的邏輯關係，都在本專利的保護範圍內；對算法中或者流程中添加無關緊要的修改或者引入無關緊要的設計，但不改變其算法和流程的核心設計都在該專利的保護範圍內。
本發明第三實施方式涉及一種利用HARQ ACK/NACK的RLC PDU發送裝置，如圖3所示，包含：發送模塊、反饋模塊、更新模塊、判斷模塊、通知模塊、重傳模塊、記錄模塊、接收模塊、同步模塊與設置模塊。
發送模塊，用於發送初始數據與對端狀態包。
反饋模塊，用於由物理層向RLC層反饋本次HARQ的ACK/NACK。
更新模塊，用於在RLC層接收到ACK時更新HARQ的確認狀態變量(VTAharq)；其中，VTAharq記錄按順序排在最後一個的ACK的序列號SN。
判斷模塊，用於根據更新的VTAharq判斷RLC的窗口是否滿窗，且在判定滿窗時觸發接收模塊等待對端發送狀態包，在判定未滿窗時，觸發發送模塊繼續發送數據。
接收模塊，還用於接收對端發送的狀態包，並在接收到狀態包時觸發同步模塊。
同步模塊，用於將VTAharq同步為VTA。
設置模塊，用於在判斷模塊判定PDU始終不丟失時，將poll-PDU設置為預設閾值，或者調大timerPollProhibit的值。
通知模塊，用於在RLC層未接收到ACK且達到了最大HARQ重傳次數(MaxDATharq)時，通知RLC層進行重傳；其中，MaxDATharq小於預設閾值。
重傳模塊，用於在RLC層接收到通知時優先重傳NACK數據。
不難發現，本實施方式為與第一實施方式相對應的裝置實施例，本實施方式可與第一實施方式互相配合實施。第一實施方式中提到的相關技術細節在本實施方式中依然有效，為了減少重複，這裡不再贅述。相應地，本實施方式中提到的相關技術細節也可應用在第一實施方式中。
值得一提的是，本實施方式中所涉及到的各模塊均為邏輯模塊，在實際應用中，一個邏輯單元可以是一個物理單元，也可以是一個物理單元的一部分，還可以以多個物理單元的組合實現。此外，為了突出本發明的創新部分，本實施方式中並沒有將與解決本發明所提出的技術問題關係不太密切的單元引入，但這並不表明本實施方式中不存在其它的單元。
本領域的普通技術人員可以理解，上述各實施方式是實現本發明的具體實施例，而在實際應用中，可以在形式上和細節上對其作各種改變，而不偏離本發明的精神和範圍。