CN101617496B

CN101617496B - 用于利用反馈信息进行组播的方法和设备

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Publication number: CN101617496B
Application number: CN2008800052600A
Authority: CN
Inventors: C·叶; A·雷兹尼克; Y·C·沙阿; P·J·彼得拉什基; R·A·迪法齐奥
Original assignee: InterDigital Technology Corp
Current assignee: InterDigital Technology Corp
Priority date: 2007-01-08
Filing date: 2008-01-08
Publication date: 2012-11-07
Anticipated expiration: 2028-01-08
Also published as: EP2127205B1; IL199758A0; MX2009007348A; US20110299450A1; RU2009130391A; CN101617496A; US20080181163A1; CA2674786A1; EP2127205A2; KR20090118988A; AU2008205320A1; US8750312B2; WO2008085992A2; JP2010516188A; JP5481201B2; WO2008085992A3; BRPI0806205A2; MY147663A; KR101323032B1; ATE547915T1

Abstract

一种用于组播分组的方法，该方法以给与基站通信的两个用户设备(UE)的每一个UE提供缓冲器为开始。做出在该基站处是否存在先前未发送的分组的决定。做出两个UE缓冲器是否均为非空的第二决定。如果不存在先前未发送的分组并且如果所述缓冲器中的一个缓冲器为非空，则刷新非空缓冲器。如果存在先前未发送的分组或者如果两个缓冲器均为非空，则选择分组以进行传送。该缓冲器基于从所述UE接收到的反馈来进行更新。

Description

用于利用反馈信息进行组播的方法和设备

技术领域

本发明关于无线通信***。

背景技术

在无线通信***中，即使需要向很多接收机传递分组，组播允许发射机仅仅发送分组一次。当源分组经由组播发出时，通常并不是所有的目标接收机都将会还原该源分组。在现有协议中，当所有的接收机均没有还原该源分组时，该分组必须被重发。因为一些接收机还原它们已经具有的数据，重发该源分组的实际操作造成无线***中的效率低下。

近来发展的技术，通常被称为无比率码(rateless code，RC；亦称喷泉(Fountain)码)，通过传送作为原始分组的线性组合的“导出的分组”避免上述低效率的问题。在若干先前的著作中已经描述并且分析了无比率编码，包括：M.Luby的“LT codes”，Proceedings of the ACM Symposium onFoundations of Computer Science(计算机科学基础上的ACM专题进程)，2002；A.Shokrollahi的“Raptor codes”，Proceedings of the InternationalSymposium on Information Theory(信息理论上的国际专题进程)，2004；标题为“Information additive code generator and decoder for communicationsystems(用于通信***的信息附加码生成器和解码器)”的美国专利No.6,614,366；以及标题为“Multi-stage code generator and decoder forcommunication systems(用于通信***的多级代码生成器和解码器)”的美国专利No.7,068,729。虽然此种技术在从接收机到发送器的反馈不可用的***中是已知的，但是将其应用在包括自动重复请求(ARQ)和混合ARQ(HARQ)协议的、具有反馈的***中并不是众所周知的。

为了较好地理解现有技术的状态，描述如图1所示的无线通信***模型100。假定基站110想要向m个用户设备(UE)120发送若干源分组p₁，…，p_k。该源分组具有相同的大小，并且该传输通过组播进行。基站110和m个UE120之间的无线信道是彼此独立的无记忆擦除(erasure)信道。设e_i表示基站110和UE i120之间的信道的擦除率，其中i＝1，...，m。换句话说，UE i120接收到分组的概率是1-e_i，并且UE i120未接收到分组的概率是e_i。如果UE不能使用物理层前向纠错技术还原该分组中的每个比特，则分组被认为丢失。各个UE 120能够将单个比特的肯定应答/否定应答(ACK/NACK)反馈发送到基站来通知所述基站分组是否被接收到。不失一般性，假设基站110在时隙的第一部分发送分组，并且UE 120在时隙的第二部分发送ACK/NACK。

现在描述不具有RC的现有协议。协议1描述仅仅具有两个UE的无线通信***上的现有协议(即，在图1中，m＝2)，而协议1a将协议1扩展到任意个UE。

协议1

如图1所示，基站110重发相同分组直到它从各UE 120收到用于这个分组的至少一个ACK。注意，当重发该源分组时，UE可能ACK源分组不止一次。然后，基站110发送新的分组。协议1确保所有的UE 120收到所有的源分组。

为了评估协议1的性能，平均(预期)开销被计算。开销是分组传输的总数与源分组数目的比。根据定义，开销是不小于1的数，并且较小的开销是所希望的。根据协议1，直到两个UE均接收到分组，相同分组的传输数目等于在将分组独立地发送给各UE的情况下传输相同分组的较大者。在以下描述中这一特征能够以数学的方式表示，还可以应用于多个UE。

设Z为直到两个UE均接收到分组时、相同分组的传输次数。那么，Z＝max{X，Y}，其中X和Y是具有各自参数1-e₁和1-e₂的独立几何随机变量。具体地，对于

x, y = 1,2, . . ., \Pr (X = x) = (1 - e_{1}) e_{1}^{x - 1}

并且

\Pr (Y = y) = (1 - e_{2}) e_{2}^{y - 1} .

根据协议1来发送分组以使得所有k个源分组由两个UE均接收到而发送的分组的总数由以下等式给出：

Σ_{i = 1}^{k} Z_{i}

等式(1)

其中Z₁是与Z具有相同分布的独立随机变量。因此，所述总数可写为

Σ_{i = 1}^{k} \max {X_{i}, Y_{i}}

等式(2)

其中X₁，...，X_k是具有参数1-e₁的独立几何随机变量，并且Y₁，...，Y_k是具有参数1-e₂的独立几何随机变量。

如等式(1)所示，根据协议1发送的分组的平均数由kE(Z)给出，并且协议1的预期开销由E(Z)给出。可以示出为

E (Z) = \frac{1}{1 - e_{1}} + \frac{1}{1 - e_{2}} - \frac{1}{1 - e_{1} e_{2}}

等式(3)

协议1能够被用于如下具有任意个UE的组播模型。

协议1a

在协议1a中，协议1扩展到多个UE。在协议1a中，基站重发相同分组直到它从每个UE接收到用于这个分组的至少一个ACK。然后，基站110发送新的分组。协议1a确保每个UE收到所有的源分组。该协议的性能以类似于用于两个UE使用的方法的方式来进行评估。

本公开包括无比率编码协议的使用以及在存在反馈信息的***中进行传递的效率。具有关于收到和没有收到哪个分组的反馈信息能够表现出在现有协议中未实现的重要的附加优点。随着反馈数据的当前可用性，需要新的组播协议以允许更高的***效率。

发明内容

这里公开的在接收机能够向普通发射机提供反馈的***中对分组数据进行组播。在现有协议中已经建议了当不存在反馈时用于对分组数据进行组播的方法。该技术通常称为无比率编码(RC)算法。然而，具有反馈以及关于哪个分组被接收到和没有被接收到的信息能够表现出通过现有技术没有实现的另外的优点。

本公开包括用于改善现有RC内容以合并接收机反馈的框架。通过说明在现有3GPP HSDPA***上的组播能够如何改善，开发并且举例说明了若干具体实施方式。虽然这些内容是针对HSPA来进行描述的，但是它们能够由本领域技术人员扩展到包括3GPP LTE的具有反馈的任何***。

附图说明

从下列描述中可以更详细地理解本发明，这些描述是以实例的形式给出的并且可以结合附图来理解，其中：

图1示出了具有任意个UE的组播模型；

图2是具有两个UE的传输协议的流程图；

图3是具有多个UE的传输协议的流程图；

图4是具有UE组的传输协议的流程图；

图5是具有块分组传输的传输协议的流程图；

图6是高速下行链路共享信道(HS-DSCH)信道编码链(chain)的示图；

图7是HS-DSCH信道解码链的示图；

图8是用于组合的分组的HS-DSCH信道编码链的示图；

图9是用于组合的分组的HS-DSCH信道解码链的示图；

图10是比较在两个UE情况下不同协议的结果的第一仿真的图表；

图11是比较在两个UE情况下不同协议的结果的第二仿真的图表；

图12是比较在两个UE情况下不同协议的结果的第三仿真的图表；

图13是比较在多个UE情况下不同协议的结果的第一仿真的图表；

图14是比较在多个UE情况下不同协议的结果的第二仿真的图表；以及

图15是比较在多个UE情况下不同协议的结果的第三仿真的图表。

具体实施方式

虽然以不同协议描述了本公开的特征和元素，但是各特征或者元素能被单独(没有协议的其他特征和元素)或者在与或不与其他特征和元素的不同组合中使用。

当下文提及时，术语“无线发射/接收单元(WTRU)”包括但不局限于用户设备(UE)、移动站、固定或移动用户单元、寻呼机、蜂窝电话、个人数字助理(PDA)、计算机或能够在无线环境中运行的任何其他类型的用户设备。当下文提及时，术语“基站”包括但不局限于节点B、站点控制器、接入点(AP)或能够在无线环境中运行的任何其他类型的接口连接设备。

描述了提供性能(开销)改善的新的传输协议。首先介绍应用于两个UE的协议。然后，提出这些协议对于多个UE的扩展。

回想在无比率编码中，分组通过无比率编码操作实际上被有效地重发若干次。但是证明当不存在反馈时，这样的操作在有反馈的情况下不是必需的。用于此处描述的协议的一般的框架如下所示：

首先给出在通常方式中的各个数据分组的一个例子。可替换地，可以事先应用一些重复/无比率编码以确保大部分的分组的可靠传递。然而，这样的编码(“由码引入的扩展”)的数量应该被限制并且小于无反馈情况中使用的。

缓冲分组并且收集关于未接收到的分组和(如果可得到)哪个UE丢失了哪个分组的信息。

现在使用无比率编码以仅仅有效地重发那些未被接收到的分组，以使得所有的UE具备解码分组的较好的可能性。

通过将无比率编码与反馈信息组合，能够获得更高的传输效率。

注意，高层***利用各自采用N个输入分组并且产生单个输出分组的一个或者若干个“分组编码器”。为简单起见，以下协议利用在各自具备相同比特数的分组上操作的异或(XOR)编码器。这样的分组编码器简单地对不同分组中占据相同比特位置的比特进行逐位异或。然而，这样的限制在以下方法中容易放宽：分组不必为等长度的，并且可以使用不同于简单异或的编码操作。

异或编码器的使用是优选的，这是因为它被用于利用RC原理的先前存在的设计。然而，可以使用更复杂的编码器(例如，二进制块编码器)。这样的编码器可以如异或编码器那样输出单个分组，或者输出一组输出分组(如在例如在字节输入(8比特分组)上操作并且输出字节输出的里德-索罗蒙码(Reed-Solomon))。如此处使用的，输出多于一个分组的编码器能够被当做编码器阵列来处理或者可以选择单个输出以进行使用。

然而，需要解决分组长度问题。在通信***中，分组常常不具有相同长度并且异或在这种情况下编码器不被定义。当这些发生时，分组需要被速率匹配(rate-matched)以成为相同长度。最简单的方法是将较短的分组用已知的比特(常常用零，但是接收机处的任何已知的比特串均可使用)填充。一种可替换实施方式可以包括使用更复杂的技术，诸如分组的拼接和分割，或者异或操作到诸如信道编码的其他操作的整合，等等。

协议2

图2是依据具有两个UE的组播模型描述的传输协议200(“协议2”) 的流程图。协议2比协议1具有更低的传输开销。通过组合RC和反馈，获得了就开销而言的更高效率。

在协议2中，为了存储用于UE的丢失分组，基站为每个UE设置缓冲器。“丢失分组”是已经发送但是没有被UE接收到的分组。方法200从确定是否存在新的源分组(意味着该分组以前未被曾发送过)或者两个缓冲器是否均为非空(步骤210)开始。如果是这样的情况，然后进行是否存在已经发送但是没有被两个UE接收到的源分组的确定(步骤212)。如果存在这样的源分组，则基站传送这个丢失的源分组(步骤214)。如果不存在这样的源分组(步骤212)，则进行是否用于两个UE的缓冲器均为非空的确定(步骤216)。如果两个UE缓冲器均为非空，则基站传送组合的分组，该组合是缓冲器中的两个源分组的组合(步骤218)。如果至少一个UE缓冲器为空(步骤216)，则基站传送新的源分组(步骤220)。基于从UE接收到的ACK/NACK反馈，基站更新两个缓冲器(步骤222)。

如果不存在新的源分组并且至少一个缓冲器为空，则进行其他缓冲器是否为空的确定(步骤224)。如果其他缓冲器为空，则协议终止(步骤226)。如果其他缓冲器为非空，则传送来自缓冲器的分组(步骤228)，并且基于反馈信息来更新缓冲器(步骤230)。协议2的这个部分(步骤224-230)刷新保留在缓冲器中的任何分组。

在协议2中存在两个阶段：“正常传输阶段”和“完全突发传输阶段”。如果存在以前未曾发送的新的源分组或者两个缓冲器均为非空，则协议处于“正常传输阶段”。否则，协议处于“完全突发传输阶段”。

在正常传输阶段中，在每个时隙，基站按照三个顺序规则向两个UE组播分组。

规则1：如果在最后时隙两个UE都通知基站分组丢失，则基站在当前时隙重发分组。当接收到来自一个UE的ACK和来自另一个UE的NACK，基站在缓冲器中存储当前发送的分组以用于后面的UE。

规则2：如果用于两个UE的缓冲器均为非空，则基站传送这两个缓冲器中的第一分组的异或(XOR)。注意，仅仅组合的分组的两个部分(component)分组中的一个是每个UE所不知道的。由此，一旦接收到组合的分组，每个UE就能够通过将组合的分组与其先前接收到的分组之一进行异或来还原其未知的分组。当从一个或者两个UE接收到ACK时，基站将第一分组从一个或多个适当的缓冲器中移除。

规则3：基站传送以前未曾发送的新的源分组。当接收到来自一个UE的ACK和来自另一个UE的NACK时，基站在缓冲器中存储当前发送的分组以用于后面的UE。

在完全突发传输阶段中，在长传输突发的结尾，至少一个UE已经能接收到所有的源分组。如果其他UE还没有收到所有的源分组，即，用于所述UE的缓冲器为非空，则基站刷新用于所述UE的缓冲器。具体地，基站从缓冲器持续重发相同的分组，直到该基站从UE接收到ACK。然后，基站发送缓冲器中的下一个剩余分组。

协议2的性能评估

以下计算协议2的预期开销。在协议2中通过规则3发送的分组称为“正常(regular)分组”，而发送的其他分组称为“修复(repair)分组”。正常分组的数目等于源分组的数目k。

根据协议2，如果在正常传输阶段结尾所述UE中的一个UE没有还原所有的源分组，那么在正常传输阶段和完全突发传输阶段两者中的所有的修复分组帮助这个UE还原其丢失分组。因为每个修复分组包含用于这个UE的未知信息的一个分组，所以这个分组可被认为是重发分组。因此，协议2中的传输的总数等于独立地发送给每个UE相同的k个分组的较大传输数。这能够从数学上表示如下。

设X₁，...，X_k是具有参数1-e₁的独立几何随机变量，并且设Y₁，...，Y_k是具有参数1-e₂的独立几何随机变量。那么在协议2中发送的分组的总数由下式给出

\max {Σ_{i = 1}^{k} X_{i}, Σ_{i = 1}^{k} Y_{i}}

等式(4)

比较等式(2)与等式(4)，在协议2中发送的分组的总数总是小于在协议1中发送的分组的总数。

如果两个独立的信道的擦除率不同，例如，e₁＞e₂，那么

E (Σ_{i = 1}^{k} X_{i}) = \frac{k}{1 - e_{1}} > \frac{k}{1 - e_{2}} = E (Σ_{i = 1}^{k} Y_{i}) .

从弱大数定律(weak law oflarge numbers)得出k→∞时，

大于

的概率趋近于1。由此，从等式(4)得出在协议2中发送的分组的平均数可近似于

的均值，即

通常，协议2的预期开销用下式来近似

\frac{1}{1 - \max {e_{1}, e_{2}}}

等式(5)

这是能够实现的最小开销。设想基站仅仅通过具有max{e₁，e₂}的擦除率的无记忆擦除信道将源分组发送到UE的情况。从信息理论的观点，为了可靠传输，用于这一模型的最小可能开销是

因此协议2的开销接近最优。

上述分析表明协议2无条件地执行将相同数据传输到具有较好的信道条件UE，意味着如被用来将源分组传送到具有较差信道条件的UE一样，使用相同传输数量，而不需要任何附加开销。对于相同的信道条件情况，即e₁＝e₂，获得的结果相同。

注意，虽然协议2在上下文中仅仅以两个UE来描述，但是显然这个协议可扩展到m个UE。解码操作与现有技术中用于RC编码的相同。根据现有技术显然对于具有误码率e₁，...e_m的m个UE，能够逼近

的理论最小开销。

协议2的变化

如上所示，对于具有两个UE的组播模型，协议2实现了最小可能开销。可用于衡量协议的另一个标准是等待时间。

虽然协议1导致了较高的开销，但是它具有比协议2更好的等待时间。这是因为在协议1中，在下一个源分组发送以前，基站确保源分组被两个UE接收到。所有的源分组以其原始顺序被两个UE接收。

因为协议2故意引入延迟，与协议1相比较，协议2具有比协议1更差的等待时间性能。未被接收到的分组不是立即被重发。取而代之的是，它们被存储在缓冲器中以用于后来的传递。

协议1和协议2表示两种极端情况，一个具有最佳等待时间但较差开销，另一个具有最佳开销但较差等待时间。

协议3

协议3代表在开销和等待时间之间的平衡，并且其以协议2为基础。根据协议3，存在预定的最大延迟，其用整数D表示。如果UE缓冲器中的第一分组是最近发送的源分组前的第D个分组，则基站尝试立即发送这个第一分组。

在协议3中，基站为每个UE设置缓冲器。每个缓冲器存储已经发送但没有由相应UE接收到的分组。

在协议3中存在两个阶段：“正常传输阶段”和“完全突发传输阶段”。如果存在以前未曾发送的新的源分组或者两个缓冲器均为非空，则协议处于 “正常传输阶段”。否则，协议处于“完全突发传输阶段”。

在正常传输阶段中，在每个时隙，基站根据以下顺序规则向两个UE组播分组。

规则1：与协议2规则1相同。

规则2：与协议2规则2相同。

规则3：如果缓冲器非空并且这个缓冲器中的第一分组是最近发送的源分组前的第D个分组，则基站传送这个分组。当接收到来自适当UE的ACK时，基站从缓冲器移除这个分组。

规则4：与协议2规则3相同。

在完全突发传输阶段，规则与在协议2中相同。

如果最大延迟D设置为无穷大，那么协议3与协议2相同。每个UE可具有不同的最大延迟需求。例如，D₁和D₂分别表示UE 1和UE 2允许的最大延迟。规则3基于用于UE的延迟需求而调整。

虽然这个协议用两个UE描述，显然可扩展到任意个UE。

除了开销和等待时间，用于评价协议的另一个标准是其存储器用量。注意，在协议2中没有对缓冲器大小规定限制。这可能导致大的存储器用量，特别是在源分组数目大、并且一个擦除信道比另一个擦除信道具有更好条件的情况下。由此，为了避免存储器运行中断(outage)，基站应该确定最大缓冲器大小或缓冲器容量。如果缓冲器到达这个容量，则其应当立即清空。

协议4

在协议4中，基站为每个UE设置缓冲器。每个缓冲器存储已经发送但没有被相应UE接收到的分组。两个缓冲器最初均为空并且基站预定缓冲容量C。虽然这个协议用两个UE描述，但是显然可扩展到任意个UE。

在协议4中存在两个阶段：“正常传输阶段”和“完全突发传输阶段”。如果存在以前未曾发送的新的源分组或者两个缓冲器均为非空，则协议处于“正常传输阶段”。否则，协议处于“完全突发传输阶段”。

规则1：与协议2规则1相同。

规则2：与协议2规则2相同。

规则3：如果缓冲器到达缓冲器容量，则基站传送缓冲器中的第一分组。当接收到来自适当UE的ACK时，基站从缓冲器移除这个分组。

规则4：与协议2规则3相同。

在完全突发传输阶段中，协议4如协议2一样地操作。

如果缓冲器容量设置为无穷大，则协议4简化为协议2。在协议4中两个缓冲器的容量设置为相同。然而，给定了总缓冲器大小限制，就导致的开销而言，统一的容量分配方案可能不是最佳的一种。基站预定用于UE i的缓冲器容量C_i，i＝1，2而C₁+C₂＜2C。则规则3应相应地调整。

与协议2相比较，协议3和协议4两者均牺牲其开销性能以满足等待时间要求或者存储器限制。协议3和协议4可以结合以满足等待时间需求和存储器限制两者。

在组合分组中的变化

假定所有的源分组具有相同大小，这使得便于对协议2-4中的分组进行异或。当所有的源分组不是相同大小时，异或操作不是没有必要的(trivial)。存在组合不同大小的分组的若干方法。注意，当分组是相同大小以及要组合多于两个分组时，也可以使用这些方法。

1.将分组的一部分与另一部分进行异或。例如，假定p₁是l₁个比特的分组，而p₂是l₂个比特的分组，其中l₁＞l₂。为对分组p₁和p₂进行组合，用零将分组p₂填充到l₁个比特。所得到的分组与分组p₁异或。

2.以GF(q)执行求和以及模运算，q＞2。

3.执行在正整数环中以某极大值为模的求和。

4.执行重复具有较短长度的分组中的比特以与较大分组匹配，并且然后异或所得到的分组。

本领域技术人员能想出其他可替换的组合方法。

用于多个UE的协议

上述协议通过修改能够从两个UE的情形应用到多个UE的情形。

协议5

协议5以协议4为基础。在协议5中，基站为每个UE设置索引缓冲器。每个索引缓冲器记录已经发送但没有被相应UE接收到的分组的索引。基站还预定缓冲容量C。设P_i，j表示记录在第i个索引缓冲器(即，用于UE i的索引缓冲器)的第j个位置的分组索引。如果P_i，j＞0，其中1≤j≤C，则认为索引缓冲器i已满。如果P_i，j＝0，其中1≤j≤C，则认为索引缓冲器i为空。最初，所有的索引缓冲器均为空。

图3是协议5 300的流程图。协议300从确定是否存在还没有发送的新的源分组(步骤310)开始。如果存在这样的新的源分组，则进行是否存在已满的索引缓冲器的确定(步骤312)。如果没有索引缓冲器已满，则基站传送新的源分组(步骤314)。如果一个或多个索引缓冲器已满(步骤312)，则基站传送组合的分组，该组合的分组是缓冲器中具有索引的若干个源分组的组合(步骤316)。基于从UE接收到的ACK/NACK反馈，基站更新该缓冲器(步骤318)。

如果没有新的源分组(步骤310)，基站刷新缓冲器。为了刷新缓冲器，进行是否所有的索引缓冲器均为空的确定(步骤320)。如果所有的索引缓冲器均为空，则协议终止(步骤322)。如果所有的索引缓冲器均不为空(步骤320)，则基站传送组合的分组，该组合的分组是缓冲器中具有索引的若干个源分组的组合(步骤324)。然后，基站基于从UE接收到的ACK/NACK反馈来更新缓冲器(步骤326)。

在协议5中存在两个阶段：“正常传输阶段”和“完全(completing)突发传输阶段”。如果存在以前未曾发送的新的源分组，则协议处于“正常传输阶段”。否则，协议处于“完全突发传输阶段”。

在正常传输阶段中，如果没有索引缓冲器为已满，则基站传送以前未曾发送的新的源分组。当接收到来自UE的NACK时，基站在适当的UE索引缓冲器中记录当前发送的分组的索引。

如果一个或多个索引缓冲器均为已满的(假设第1个索引缓冲器已满)，则基站传送通过异或若干个源分组所构造的分组。存在若干种方法来确定用于组合的部分源分组的集合的索引。

以下是用于确定用于组合的部分源分组的集合的索引的一种方法，称为“算法A”。

(1)创建部分源分组集合和不可用源分组集合。最初两个集合均为空。

(2)随机地选择不包含在部分源分组集合或不可用源分组集合中的分组。

(3)将所选择的分组添加到部分源分组集合。

(4)将具有所选择的分组的同一个UE缓冲器中的所有其他分组添加到不可用源分组集合。

(5)重复步骤(2)直到两个集合均为空。

(6)传送部分源分组集合中的所有分组的异或。

对于每个UE，部分源分组集合包含至多一个丢失分组。一旦接收到异或构造的分组，UE就能够通过将当前接收到的分组与某先前接收到的分组中的一些分组进行异或来还原其丢失的分组中的一个分组(如果有丢失的分组的话)。当接收到来自UE的ACK时，基站将来自适当缓冲器的相应分组索引设置为零。

针对此情形的一个停止标准是最小缓冲器填充水平，其中算法会运行直到所有的缓冲器减少到预定的水平为止。注意，本技术技术人员能够得出用于处理(address)所有的UE的其他停止标准。

在完全突发传输阶段中，基站传送通过异或若干源分组所构造出的分组，直到所有的索引缓冲器均为空。部分源分组集合的索引可以通过算法A确定。用于算法A的步骤(1)的缓冲器索引1是取最大的一个，其中I是指示符函数。一旦接收到来自UE的ACK，基站就将来自适当缓冲器的相应分组索引设置为零。

如果缓冲容量C设置为无穷大，则产生的协议是协议2的多个UE扩展。

因为发送的源分组可能没有被若干个UE接收到，在索引缓冲器中存储分组索引而不是分组它本身将会使用较少内存。

存在其中通过算法A仅仅选择了一个部分源分组的情况(例如，源分组没有被所有的UE接收到)。同时注意，对于协议5，算法A可能不产生最小开销。存在从索引缓冲器选择部分源分组的若干种其他方法。以下描述第一种方法(以下称为“算法A.1”)。

(1)在具有填充的缓冲器的UE中选择第一分组并且通过传送这个分组来帮助寻找所有其他UE。当UE的缓冲器中的分组能够传送时，该UE是“有用的(helped)”。称这些UE为“找到的UE。”

(2)忽略那些具有空缓冲器的UE。

(3)从剩余UE寻找具有最大填充的缓冲器的下一个UE，并且选择不被找到的UE的缓冲器所涵盖的该下一个UE的一个项(entry)。如果没有这样的项，则对剩余UE重复这个步骤。

(4)通过传送这一新的分组寻找所有的有用的UE。

(5)再次从步骤(3)重复，直到所有的UE被处理(即，所述UE或具有空缓冲器的UE是找到的UE)。

(6)传送已经选择的所有的分组的异或。

如下是第二方法(以下称为“算法A.2”)。

(1)在具有填充的缓冲器的UE中选择第一分组，并且通过传送这个分组寻找所有其他有用的UE。称这些UE为“找到的UE。”

(2)从剩余UE任意选择UE。

(2a)如果存在找到的UE的缓冲器所涵盖的选择的UE的缓冲器中的项，则选择该项。

(2b)称所选择的UE为“找到的UE。”

(3)通过传送新的分组来寻找所有的有用的UE。

(4)重复步骤(3)直到所有的UE是“找到的UE”。这将在至少一个分组已经从所有的UE缓冲器传送时实现。

(5)传送已经选择的所有的分组的异或。

如下是第三方法(以下称为“算法A.3”)。

(1)忽略那些具有空缓冲器的UE。

(2)在具有最小填充的缓冲器的UE中选择第一分组，并且通过传送个分组来寻找所有其他有用的UE。称这些UE为“找到的UE。”

(3)从剩余UE寻找具有最小填充的缓冲器的下一个UE，并且选择找到的UE的缓冲器所涵盖的该下一个UE的一个项。如果没有这样的项，则对剩余UE重复这个步骤。

(4)通过传送这一新的分组来寻找所有的有用的UE。

(5)重复步骤(3)，直到所有的UE被处理为止。

(6)传送已经选择的所有的分组的异或。

在协议5中所有的UE索引缓冲器的容量设置为相同。给定了总缓冲器大小的限制，就导致开销而言，统一的容量分配方案可能不是最佳的一种。基站预定用于UE i的索引缓冲器容量C_i，i＝1，...，m，而

Σ_{i = 1}^{m} C_{i} \leq mC .

如果P_i，j＞0，1＜j≤C_i，则索引缓冲器i为已满。算法A、A.1、A.2和A.3应当相应地调整。

以下给出比较协议1a和协议5的开销的仿真结果。结果表明协议5比协议1a具有更好的开销性能。

多个UE协议上变化

在协议5中没有考虑等待时间因素。虽然协议5中的避免缓冲器运行中断的活动能隐式地减少等待时间，但是常常需要显式的活动以满足等待时间需求。为此目的，协议5可被修正。

协议6

协议6以协议3为基础。在协议6中，基站为每个UE设置索引缓冲器。每个索引缓冲器记录已经发送但没有由相应UE接收到的分组的索引。存在预定的最大延迟D。设P_i，j表示记录在第i个索引缓冲器(即，用于UE i的索引缓冲器)的第j个位置的分组索引。如果P_i，j＞0使得P_i，j和最近发送的源分组的索引之间的差大于D，则索引缓冲器i被认为是“旧的”。最初，所有的索引缓冲器设置为空，即，P_i，j＝0。

在协议6中存在两个阶段：“正常传输阶段”和“完全突发传输阶段”。如果存在以前未曾发送的新的源分组，则协议处于“正常传输阶段”。否则，协议处于“完全突发传输阶段”。

在正常传输阶段中，如果没有索引缓冲器为旧的，则基站传送以前未曾发送的新的源分组。当接收到来自UE的NACK时，基站在适当UE索引缓冲器中记录当前发送的分组的索引。如果一个或多个索引缓冲器均为旧的(假设第1个索引缓冲器为旧的，并且P_l，1是这个索引缓冲器中的最旧分组)，则基站传送通过异或若干个源分组所构造的分组。协议5中的算法A可被使用；另外的方法描述如下。

注意，对于每个UE，部分源分组集合包含至多一个丢失的分组。一旦接收到异或构造的分组，UE就通过将当前接收到的分组与某些先前接收到的分组进行异或能够还原其丢失的分组中的一个分组(如果有丢失的分组的话)。当接收到来自UE的ACK时，基站将来自适当缓冲器的相应分组索引设置为零。

存在若干种方法来确定用于组合的部分源分组的集合的索引。对于协议6，协议5中的算法A未必产生最小的开销。协议5中的算法A.1、A.2和A.3都可应用于协议6。存在在以下提出的可以使用的另一种算法(“算法B”)。

(1)在UE缓冲器中选择最旧分组，并且通过传送这个分组来寻找所有有用的UE。称这些UE为“找到的UE。”

(2)忽略那些具有空缓冲器的UE。

(3)从剩余UE缓冲器寻找找到的UE的缓冲器所涵盖的下一个最旧分组。

(4)通过传送新的分组来寻找所有有用的UE。

(5)重复步骤(3)，直到所有这些分组被处理为止。

(6)传送已经选择的所有的分组的异或。

对于每个UE，部分源分组集合包含至多一个丢失分组。由此，一旦接收到异或构造的分组，UE就能够通过将当前接收到的分组与某先前接收到的分组进行异或来还原该UE的丢失分组中的一个分组(如果有丢失分组的话)。

在完全突发传输阶段中，只要不是所有的索引缓冲器均为空，基站就传送通过异或若干源分组所构造的分组。部分源分组集合的索引能够通过算法B确定。缓冲器索引1(用于算法B的步骤(1))是包含集合{P_i，j，i∈{1，...，m}}中的最小正整数的索引。一旦接收到来自UE的ACK时，基站就将来自适当缓冲器的对应分组索引设置为零。

每个UE可以具有不同的最大延迟需求。设D_i表示UE i允许的最大延迟。如果P_i，j＞0使得P_i，j和最近发送的源分组的索引之间的差大于D_i，则索引缓冲器i被认为是“旧的”。算法B应相应地调整。

协议5和协议6两者均牺牲其开销性能以满足存储器限制或者等待时间需求。协议5和协议6能够合并以满足存储器限制和等待时间需求两者。

注意，上面建议的所有协议都使用基于UE的缓冲器。也可能使用基于分组的缓冲器，其可能已经作为大部分的***设计的一部分而存在。具体地，基站为发送的每个源分组设置缓冲器。缓冲器的内容是在第一次尝试没有接收到源分组的UE的索引的列表。

协议7

在协议7中，基站为发送的每个源分组设置索引缓冲器。每个索引缓冲器记录没有接收到相应的源分组的UE的索引。基站同样预定缓冲容量C。设P_i，j表示记录在第i个索引缓冲器(即，用于第i个源分组的索引缓冲器)的第j个位置的UE索引。最初，所有的索引缓冲器均为空。虽然这个协议针对两个UE进行描述，但是显然可扩展到任意个UE。

在协议7中存在两个阶段：“正常传输阶段”和“完全突发传输阶段”。如果存在以前未曾发送的新的源分组，则协议处于“正常传输阶段”。否则，协议处于“完全突发传输阶段”。

在正常传输阶段中，如果索引缓冲器没有到达容量C，则基站传送以前未曾发送的新的源分组。当接收到来自UE的NACK时，基站在当前UE索引缓冲器中记录这个UE的索引。如果索引缓冲器到达容量C，则基站传送通过异或若干源分组所构造的分组。除了如上所述的算法A、A.1、A.2、A.3和B，还可以使用以下方法(“算法C”)以确定用于组合的部分源分组集合。

(1)选择具有最大填充的缓冲器的源分组，并且通过传送这个分组来寻找所有有用的UE。称这些UE为“找到的UE。”

(2)忽略那些具有空缓冲器的源分组。

(3)从剩余源分组寻找具有最大填充缓冲器的一个以及在该缓冲器中找到的源分组的缓冲器包括的缓冲器中的所有项。

(4)重复步骤(3)，直到所有发送的源分组都被处理为止。

(5)传送已经选择的所有的分组的异或。

注意，对于每个UE，部分源分组集合包含至多一个丢失分组。一旦接收到异或构造的分组，UE就能够通过将当前接收到的分组与某先前接收到的分组进行异或来还原其丢失分组中的一个分组(如果有丢失分组的话)。

当接收到来自UE的ACK时，基站从适当缓冲器中移除相应的UE索引。

在完全突发传输阶段中，基站传送通过异或若干源分组所构造的分组，直到所有的索引缓冲器均为空。部分源分组的集合的索引能够通过如上所述的算法C来确定。一旦接收到来自UE的ACK，基站就从适当缓冲器中移除相应的UE索引。注意，协议7能够修正以满足附加的等待时间需求。

利用基于组的缓冲器的传输

能够考虑另一协议变化，其中每个缓冲器可服务于用于多个用户(即 UE组)的分组。***可能支持的UE的数目通常会大于UE组的数目。当存在对于丢失分组的缓冲器资源限制时，可以使用这种缓冲器方案。

UE能够分组成若干个组，每个组与UE组缓冲器对应。分组能够以固定的预分配或者根据自适应的组分配程序来进行。为了缓冲目的将UE分组的一些标准可包括：相同或类似的地理位置、相同或类似的***延迟服务质量(QoS)目标或服务等级、相同或类似的***吞吐量(或带宽)QoS目标或服务等级、相同或类似的信道擦除率、相同或类似的预定计划或支付计划以及上述标准的任何组合。也可以考虑其它的分组标准。

基于UE组的缓冲和重传方案在组播情况中是有用的，其中在组播情况中如果任何传送的分组由至少一个UE，或者给定的最小数量、小于UE组集合的大小的UE接收到，则会认为传输足够成功。地理上靠近的UE可以形成子网络，由此从基站接收到组播分组的任何UE将能够经由例如局域协同无线网络的另一空中接口网络将这样的重新发送到UE组内部的其他UE。

取决于任意UE能够属于多少个UE组，存在可以使用的两种UE组分配的不同方法。在第一种情况中，在下文中称为“非交叠的UE组情况”，在任何给定时间UE仅仅可属于一个UE组，并且被传输到那些UE但被丢失的任何分组会被缓冲到仅仅一个UE组缓冲器。注意，经过较长的时段，可以允许从UE到UE组和相应UE组缓冲器的映射改变。在任何给定时间，UE组分配一直固定为一对一。

在第二种情况中，UE能够属于不同的用户组，因此在任何给定时间，为特别的UE而预定的而被丢失的分组能够被缓冲在多于一个用户组缓冲器中。这被称为“交叠UE组情况”。

以下将描述属于能够针对无率编码而被处理的不同UE组的多个UE预定的分组的协议。

协议8

对于多个UE使用所述“非交叠的UE组情况”，为了进行基于UE组的运算，协议5可被改进，并且称为协议8。通常，协议8改变缓冲器更新规则，包括如果从属于该组的任何UE接收到用于分组的至少一个ACK，则刷新该分组的UE组缓冲器。

图4是协议8400的流程图。协议400从确定是否存在未被发送的新的源分组而开始(步骤410)。如果存在这样的源分组，则做出是否存在已满的索引缓冲器的决定(步骤412)。如果没有索引缓冲器已满，则基站传送新的源分组(步骤414)。如果一个或多个索引缓冲器均为已满的(步骤412)，则基站传送组合的分组，该组合的分组是缓冲器中的具有索引的若干源分组的组合(步骤416)。然后如果从属于该组的任何UE接收到用于那些分组的至少一个ACK，则基站刷新分组的UE组缓冲器(步骤418)。

如果没有未被两个UE接收到的源分组(步骤410)，则基站刷新缓冲器。为了刷新缓冲器，做出是否所有的索引缓冲器均为空的决定(步骤420)。如果所有的索引缓冲器均为空，则协议终止(步骤422)。如果不是所有的索引缓冲器均为空(步骤420)，则基站传送组合的分组，该组合的分组是缓冲器中具有索引的若干源分组的组合(步骤424)。然后基站基于从UE接收到的ACK/NACK反馈来更新缓冲器(步骤426)。

协议9

在所述“交叠UE组缓冲器情况”中，仍然能够使用与上述协议相同的协议。在这种情况下，相同的分组可被缓冲到两个或多个UE组缓冲器中。假定UE(A)属于两个UE组，UE组1和UE组2。假定当分组P被发送给UEA时，它没有由任何UE组中的任何UE接收到。相同的分组P将被引入到两个不同的UE组缓冲器，一个用于UE组1而另一个用于UE组2。在稍后的重发(组合的或者非组合的)中，分组P由属于UE组1而不属于UE组2的UE(B)接收。在这种情况下，仅仅用于UE组1的缓冲器将为分组P而被刷新。

到任何UE组的任何UE组分配都能够通过使用基础收发信机(BTS)而被适应性地改变。BTS可监视与特别的UE相关联的组分配度量(诸如经受的开销、等待时间、存储器、服务等级或任何其他标准)，并且如果特别的UE度量值改变以使得该UE现在最好被分配给另一组，则重新分配任何UE给另一组。

注意，即使当并非所有的UE已经接收到分组并且用ACK指示这一情况时，也允许更新缓冲器(即刷新分组)可被用于那些未必涉及基于缓冲和传输的UE组。作为替代，这样的缓冲器更新方案可以与包括在协议2、3、4和5中举例说明的与分组组合和/或重发协议无关的任何种缓冲方案一起被更广泛地使用。通过允许缓冲器在所有的UE接收到分组以前被刷新，***有效地允许为了某些UE而进行擦除。这样的缓冲器刷新方案的好处包括降低等待时间和缓冲存储器需求。

支持该协议的***体系结构

在通信***中成功采用任何新算法的一个方面是支持算法的运算所需的合适的***/协议体系结构(即，用于信息交换的相关联信令)的设计。利用此处描述的协议，以下阐述对大部分的通信***共同的体系结构的方面。

分组信息信令协议

需要解决的一个问题是如何用信号通知UE哪个源分组将包括在哪个传输分组中。

信令机制

若干个标准方法可用于用信号通知哪个分组被传送。相关联的控制和指示信道，诸如高速数据分组接入(HSDPA)中的高速共享控制信道(HS-SCCH)就是一个例子。相关联的信令信道的时间示例被用已知的方式用那些数据承载信道对齐，例如HS-SCCH传输时间间隔(TTI)是在HS-SCCH承载信息的高速物理下行链路共用信道(HS-PDSCH)TTI前面的两个时隙。关于组合到传输中的分组的信息由相关联的信道承载。附加信息可选择性地承载：包括用信号通知传输是新的数据分组还是重发的指示符；如果可使用不同的组合方案，则组合方案指示符字段；以及如果可以使用变化长度的分组，择长度值或更普遍地输送格式指示符字段。

可替换地，这样的信息可以报头形式直接嵌入到数据信道中。

用于信令的方法

为了用信号通知哪个分组正在被组合，假设分组被编有索引。该索引应当对于至少“超级帧”是唯一的(在这样情况下其是短的并且具有短的重复周期)，或诸如长序号的长分组索引可以被使用。

对于每个传输，组合到传输中的每个分组的分组索引需要用信号通知。如果使用长序号，当为进行重发而包括分组时，该长序号可能经由合适的模运算而被缩短。

可以使用若干种信令方法。首先，可以直接列出分组索引和序号。组合到单个传输中的源分组的数目可被限制以避免在相关联的控制信道上承载过多控制信息。其次，可使用比特字段，该比特字段具有用于超级帧中的每个分组的一个比特、具有指示哪个分组被引入当前传输的集合比特。比特字段可进一步地使用诸如哈夫曼(Huffman)或算术编码器的高熵编码器来进行游程长度(run-length)编码。

同步方式和用户动态

同步信令的可用性用来支持两个鲁棒的***操作以及用户动态(用户进入/离开组播服务)。一种建立和维持同步的方法是通过建立超级帧边界。超级帧是时间间隔(通常数量级为100毫秒到几秒)。为了重传的目的，仅仅相同超级帧内部的分组能够被组合。信令协议通常包含简单方法以标识新的超级帧的开始。因而，需要建立或重建同步的任何UE在超级帧边界总是能够进行这一过程。

另一种可替换实施方式是当传送诸如MPEG流等的多媒体数据时，编码包括一些固有的同步帧，而在这样情况下这些帧的开始可被用作完成同步的方式。

反馈误差处理

如上描述的算法假定反馈中不存在误差，这当然是不切实际的。需要以下修改以保证***能够处理反馈中的误差。

虽然如上所述的特定算法假定从每个UE均接收到ACK和NACK信号两者，并且反馈被标记以使得能够识别它来自哪个UE，但是这不是必需的。事实上，存在若干种其他可能性，诸如仅仅反馈NACK或仅仅反馈ACK，而另一个为隐含的。当共享随机接入信道被用于反馈时，这尤其有用。处理反馈误差的过程取决于反馈的类型。

对于反馈的类型的另一可能性是块ACK和/或NACK。块ACK/NACK对于其中已知***中的擦除率足够低或者能够容忍相对大的等待时间的情况来说是有用的。块ACK将包含多个ACK，每个ACK与接收到的分组对应，其中一旦接收到作为块传送的分组串，就发送块ACK。例如，假设从1 到10编号的10个组播分组从基站传送。假设UE“A”成功地接收到分组1、2、3、5、7、9，但没有接收到分组4、6、8和10。为向基站指示成功地接收到了哪个分组，UE“A”可以发送用于10个分组的块ACK，其中块ACK指示UE“A”已经成功地接收到分组1、2、3、5、7和9。可替换地，UE“A”也可以发送指示没有接收到分组4、6、8和10的块NACK。

如上描述的协议和算法能够被改进以传送具有用作反馈的块ACK或者块NACK的分组的块(包括非组合的重发和组合的重发)。所述修改为，在“分组输入”和“分组刷新”两种操作中，每个UE的缓冲器将以块为基础更新，而不是每次输入或者刷新一个分组。因此，当以块ACK情形使用时，例如协议5能够如图5所示的被改进。

图5是针对块传输情况改进的协议5500的流程图。协议500从确定是否存在未发送的新的源分组的块开始(步骤502)。如果存在新的源分组的块，则做出是否存在已满的索引缓冲器的决定(步骤504)。如果存在已满的索引缓冲器，则传送组合的分组的块(步骤506)。分组能够以先前描述的任何方式进行组合。

如果没有已满的缓冲器(步骤504)，则传送新的源分组的块(步骤506)。

在传送组合的分组的块(步骤506)或者传送新的源分组的块(步骤510)之后，基于接收到的反馈来更新缓冲器(步骤512)。

如果没有新的源分组的块(步骤502)，则基站尝试刷新缓冲器。为了刷新缓冲器，做出是否所有的索引缓冲器均为空的决定(步骤514)。如果所有的索引缓冲器均为空，则协议终止(步骤516)。如果所有的索引缓冲器均不为空(步骤514)，在基站传送组合的分组的块(步骤520)。分组能够以先前描述的任何方式组合。缓冲器基于接收到的反馈更新(步骤522)并且做出是否所有的索引缓冲器均为空的决定(步骤514)，而所述协议如上所述继续。

调整误报警/漏报概率阈值以平衡误报警概率和漏报概率可能是有必要的。周期性的全信息重传(可能为同步过程的一部分)在改正反馈误差中是有帮助的。

在当从发送分组在定时器满期时间之内没有接收到ACK或者NACK时的情况下，在发射机侧上的定时器可被用来暗示未被成功接收。

多次重发源分组的情形可能发生在如上描述的协议中，尤其当某些信道具有不良的信道条件时。在这种情况下，大部分重传目的在于帮助那些具有较差信道条件的UE。源分组到具有较差信道条件的UE的重传有损开销性能。

存在建议限制相同源分组的重传数的解决方案。换句话说，如果源分组的重传数到达某上限，则停止发送这个分组。这个限制能够以并非所有的UE接收到所有的分组为代价而改善开销性能。为此，基站需要设置用于每个源分组的重复传输计数器。

不同的服务质量(QOS)和分组级别

在某些组播服务中，一个UE的服务质量(QoS)可能不同于另一UE。在无线***中，UE的QoS可能取决于该UE的最大吞吐量。通常，与靠近小区边缘的UE相比较，靠近小区中心的UE具有更高吞吐量。由此，靠近小区中心的UE可能需要高QoS等级。UE的QoS也可能取决于QoS级别注册(class registration)。某些UE可能为高QoS等级注册，而其他可能为低QoS等级注册。

存在两种方法以满足不同的QoS需求。QoS可以以每个分组为基础或在分组内被控制。如上描述的协议可被改进从而以不同的QoS方案工作，并且这样的修改对于本领域技术人员是简单的。

每个分组QOS等级

源分组可以分类为不同级别。每个级别的源分组必须传送到UE的某个集合，但是如果它们没有传送到***中的其他UE，也是可接受的。在这种情况下，用于响应的过程与前面所描述的类似，除现在成功接收到的决定是基于合适的QoS级别的成功接收到而确定的之外。

存在用于编码级别信息的若干选择。第一，有关源分组的级别的信息可随数据分组或者分组索引一起通过相关联的控制和指示信道发送。第二，UEQoS或者级别可基于诸如期望的吞吐量、***载荷等因素而随发射机议定/适应。第三，然后每个UE在其服务级别上进行操作，并且仅仅在其级别范围之内的那些分组提供反馈。可替换地，基于其接收，每个UE仅仅发送ACK/NACK。当从UE接收到NACK时，基站确定丢失的分组是否被认为传送到该UE。如果不是，则基站忽略所述NACK并且基于议定的服务级别来适应其重传。

分组内的不同QOS

每个源分组根据每个服务级别被分割到比特的分离的集合。这可通过改造编码、速率匹配和用于分组中的不同级别的比特的调制方案来实现。用于每个级别的源数据必须传送到UE的某集合，但是如果它们没有传送到***中的其他UE，也是可接受的。

在这种情况下，用于响应的过程与上面描述的类似，除现在成功接收到的决定是基于合适的QoS级别比特的成功接收而确定的之外。

存在用于编码级别信息的若干选择。第一，有关源分组的级别的信息可随数据分组或者分组索引一起通过相关联的控制和指示信道发送。第二，UEQoS或者级别可基于诸如期望的吞吐量、***载荷等因素而随发射机议定/适应。第三，然后每个UE在其服务级别上进行操作，并且仅仅在成功或者未能接收到其级别在范围之内的那些比特的情况下提供反馈。

在适应用于不同级别的QoS服务的调制的情况下，选择可实现为分层调制方案。在这种情况下，在分层的调制过程中，比特被直接编码，从而具有低QoS的接收机能够成功地接收到比特，如同它们被以低阶星座编码一样。具有高QoS服务的UE将能利用高阶星座成功地接收到。例如，低阶星座可以是每符号两个比特的QPSK方案，并且高阶星座可以是每符号四个比特的16-QAM星座方案。这四个比特中，两个比特与用于低阶星座的那些比特相同。

上述后一个方案可动态地使用，并且每个UE可以选择性地解调数据并且基于其能够执行的尽力(best effort)解调处理来提供反馈。

到HSDPA的应用

为了举例说明如上描述的算法对于现有的***的潜在优点，该算法可用于改善通过高速下行链路分组接入(HSDPA)进行组播数据的传输效率。

HSPDA概述

根据用于宽带码分多址(WCDMA)的3GPP规范的版本5，HSDPA操作中包含四种逻辑信道：高速下行链路共享信道(HS-DSCH)、高速共享控制信道(HS-SCCH)、高速专用物理控制信道(HS-DPCCH)、以及专用信道(DCH)。

HS-DSCH及其相应的物理信道用于用户数据组播。下行链路方向中的HS-SCCH和上行链路方向中的HS-DPCCH是控制下行链路用户数据传输的两个相关联的信令信道。下行链路和上行链路方向两者中的DCH是能够用于版本5中的任何种类的服务的信令信道。在版本6中，DCH被增强型DCH替代。除上述四个信道之外，在版本6规范中存在新的信道，部分专用物理信道(F-DPCH)，从而当所有的下行链路吞吐量承载在HS-DSCH上时进行代替操作。

对于HSDPA的关键技术之一是物理层重传。但是在版本99中只要数据没有被正确地接收到，无线电网络控制器(RNC)就会调度该重传。利用HSDPA，在基站收发台(BTS)中的缓冲器中首先接收到分组。即使已经将其发送到用户并且在分组解码失败情况下，从BTS自动地发生重传而没有RNC介入，BTS将分组保持在缓冲器中。

图6是HS-DSCH信道编码链600的框图。根据图6，信息比特首先被附加有循环冗余校验(CRC)比特(步骤610)。比特加扰功能(步骤612)避免相同比特的长期产生。接下来，发生码块分段(步骤614)。然后发生Turbo编码(步骤616)；Turbo码是HS-DSCH中使用的独特信道码类型。

HARQ能够以两种不同的方式中进行操作：追踪(Chase)组合重传和增量冗余重传。在追踪组合中，在传输之间的速率匹配功能是相同的，并且为重传保留相同的比特。接收机必须存储接收样本作为软值(soft value)。在增量冗余中，在重传之间的速率匹配是不同的。校验比特与***比特的相对数量在重传之间变化。在实际实施中，能够为每个分组传输执行信道编码，并且数据能因此保持在IR缓冲器中。

在混合ARQ(HARQ)阶段650中，发生第一比特分离(步骤618)。HARQ功能由两级速率匹配(步骤620和624)组成，其允许当使用增量冗余时，不同重传的冗余版本的调谐。在第一速率匹配阶段(步骤620)之后，信息比特有效载荷进入IR缓冲器(步骤622)。然后发生第二速率匹配阶段(步骤624)。发生物理信道分段(步骤626)，随后是交织、调制和物理信道映射(步骤628)。

图7示出了几乎是编码链600的反向方向的HS-DSCH信道解码链700。图7中唯一外加的框是组合框(步骤714)，其执行追踪组合或者增量冗余操作。在解码过程中，首先发生交织、调制和物理信道映射(步骤710)。这个阶段之后发生物理信道分段(步骤712)。接下来发生组合(步骤714)，随后是信息比特经过IR缓冲器(步骤716)。如果成功地解码了删余Turbo码字，则开始第一速率匹配阶段(步骤718)，否则再次发生另外的组合(步骤714)直到成功地解码删余Turbo码字。接下来发生比特分离(步骤720)，随后是Turbo解码(步骤722)、码块分段(步骤724)、比特加扰(步骤726)和CRC附加(步骤728)。

在HSDPA中组合分组

HSDPA规范满足如上描述的组播模型的需求。HS-DSCH和HS-DPCCH分别是HSDPA中的下行链路运输信道和上行链路信令信道。在组播模型中，前面的信道能够充当组播信道并且后面的信道能够充当ACK/NACK反馈信道。

HSDPA不只提供组播模型。在HSDPA中，如果分组没有被正确地解码，则分组被存储用于进一步解码使用，而不是被丢弃。这为重发的分组降低了解码失败率。对于组播模型来说，假定擦除信道对于发送的所有分组具有恒定的平均擦除率是不合适的。平均擦除率可以被设置为重传数量的函数。例如，用于最初的分组的平均擦除率是e₀，用于第一个重传分组的平均擦除率是e₁并且用于第二个重传分组的平均擦除率是e₂，其中e₂＜e₁＜e₀。

如上描述的协议能够应用于HSDPA环境。为了简单起见，讨论如协议2描述的将数据流组播到两个UE的实例。这个实例能够扩展到多个UE的情况。协议2不包括HSDPA中的信道编码和HARQ操作。协议2中的分组异或运算对于HSDPA来说是新的。

为了使协议2适应用于HSDPA，做出以下改变。在缓冲器中，利用HARQ，对于潜在的重传，所有在HSDPA中传送的分组存储在IR缓冲器中。由此，对于协议2中的两个缓冲器不必要存储全部丢失的分组。作为替代，这两个缓冲器仅仅记录丢失的分组的索引。如果BTS从两个UE接收到用于分组的ACK，则这个分组被从IR缓冲器移除。

当根据协议2的规则1或者规则3来传送源分组时，BTS遵循图6中的HS-DSCH信道编码链600以产生即将发出的分组。UE遵循图7中的HS-DSCH信道解码链700以解码接收到的源分组。

当根据协议2的规则2传送组合的分组时，如果用于两个UE的缓冲器均为非空，则BTS传送这两个缓冲器中的第一个分组的异或。存在两种方法来异或HSDPA中的分组。

第一种方法是在Turbo编码以前进行异或。异或运算能够在该原始的源分组到Turbo编码框的开始的任何步骤处执行。图8示出了在CRC框的开始处异或信息比特的实例。

图8是用于组合的分组的HS-DSCH信道编码链800的流程图。用于组合的分组的HS-DSCH信道编码链800从异或分组开始(步骤810)。然后做出CRC附加(步骤812)，随后是比特加扰(步骤814)和码块分段(步骤816)。然后执行Turbo编码(步骤818)。然后开始从比特分离(步骤820)开始的HARQ运算850。然后开始第一速率匹配序列(步骤822)，随后是数据经过IR缓冲器(步骤824)然后第二速率匹配序列(步骤826)。之后发生物理信道分段(步骤828)，随后是交织、调制和物理信道映射(步骤830)。

第二种方法是在Turbo编码之后进行异或。异或运算能够在Turbo编码框的输出到IR缓冲器框的任何步骤处执行。因为在HSDPA中所有传送的分组自动地存储在IR缓冲器中，所以对存储在IR缓冲器中的两个丢失的分组的比特进行异或是很方便的。

如果***Turbo码用在HSDPA中，那么通过上述两种方法产生的组合的分组是相同的。

为解码组合的分组，一旦接收到组合的分组，UE就首先创建已知的源分组的重复，其是组合的分组的部分。然后UE将这些已知的分组与接收到的组合的分组异或。然后通过接收链路解调所得到的单个未知的分组。正如前面提到的那样，分组抽取可发生在接收链路中的任何位置，但执行分组抽取的最常规位置是在IR缓冲器中，在第一速率解匹配和Turbo解码之前。

图9是用于组合的分组的HS-DSCH信道解码链900的框图。在解码链900中，一个或多个源分组(是所组合的分组的一部分)首先被CRC附加(步骤910)。随后是比特加扰(步骤912)、码块分段(步骤914)、Turbo解码(步骤916)、比特分离(步骤918)和第一速率匹配处理(步骤920)。组合的分组同时能够被解调(步骤924)，然后经历物理信道分段(步骤926)，之后在异或(步骤922)以前进行第二速率解匹配处理(步骤928)。然后发生组合(步骤930)随后存储在IR缓冲器中(步骤932)。如果成功地解码了删余Turbo码字，则发生第一速率解匹配处理(步骤934)，否则对未成功解码的删余Turbo码字再次产生组合(步骤930)。接着产生第一速率去除匹配(dematch)序列(步骤934)，比特分离(步骤936)和Turbo解码(步骤938)。

协议10

用于HSDPA的新的协议包括设置用于每个UE的索引缓冲器的BTS。每个索引缓冲器记录已经发送但没有由对应UE接收到的分组的索引。两个缓冲器开始均为空。虽然这个协议针对两个UE进行描述，但是显然可扩展到任意个UE。

在协议10中存在两个阶段：“正常传输阶段”和“完全突发传输阶段”。如果存在以前未曾发送的新的源分组或者两个缓冲器均为非空，，则协议进入“正常传输阶段”。否则，协议处于“完全突发传输阶段”。

在正常传输阶段中，BTS根据以下顺序的规则产生和组播分组。

规则1：如上描述，如果两个UE均通知BTS公共分组的解码失败，则BTS产生重传分组。在追踪组合中，重传分组与原始分组相同。在增量冗余中，重传分组是Turbo码字的不同删余。当接收到来自一个UE的ACK和来自另一个UE的NACK时，BTS将分组索引添加到用于后面的UE的缓冲器中。

规则2：如果用于两个UE的缓冲器均为非空，则BTS通过如上描述的方法产生组合的分组。一旦从一个或者两个UE接收到ACK，BTS就将第一分组索引参考从适当的一个或多个缓冲器中移除。

规则3：BTS如上所述传送新的分组。当接收到来自一个UE的ACK和来自另一个UE的NACK时，BTS将分组索引添加到用于后面的UE的缓冲器中。

在完全突发传输阶段中，在长传输突发的结尾，至少一个UE已经能够解码所有的源分组。如果其他UE还没有解码所有的源分组，即，用于UE的缓冲器为非空，则BTS刷新用于UE的缓冲器。具体地，BTS重发缓冲器中的具有索引的所有分组直到它从UE接收到ACK。然后，BTS发送缓冲器中的具有索引的下一个剩余分组。

仿真结果

图10是比较用于具有两个UE的组播模型的协议1和协议2的开销相对于信道擦除率的关系的第一仿真的图示。仿真假定两个独立的擦除信道的擦除率相同。设e表示该相同的擦除率。为了实现比较的目的，在图10中绘制了两条曲线

(在下文中称为曲线“A”)和

(在下文中称为曲线“B”)。前面的曲线从示出协议1的预期开销的等式(3)得出，并且后面的曲线从示出在用于具有两个UE的组播模型的所有协议中的最小可能开销的等式(5)得出。

在仿真中，源分组的数目设置为10⁴。曲线中的每个点是20次独立运行(run)的平均，并且每个点的方差小于1×10^-3。从图10看出，协议1的开销几乎与曲线A重叠，并且协议2的开销几乎与曲线B重叠。换句话说，协议2实现了最佳的开销性能。它使得相同数据到第二用户的传输无损失(for free)。

图11是示出当信道擦除率e₁固定为0.2时，协议1和协议2的开销相对于信道擦除率e₂的关系的图示。为了实现比较的目的，在同一图中绘制了e₁＝0.2的基于等式(3)和(5)的两条曲线。从图11看出，协议1的开销几乎与等式(3)的曲线重叠，并且协议2的开销几乎与等式(5)的曲线重叠。虽然差距不如e₁＝e₂的情况大，但协议2的开销优于协议1的开销。注意，在高e₂值处，等式(3)的曲线逼近等式(5)的曲线。

图12是示出当信道擦除率e₁固定为0.4时，协议1和协议2的开销相对于信道擦除率e₂的关系的图示。能够观察到与图11类似的结果。

图13是用于具有5个UE的组播模型的协议1a和协议5的开销的仿真结果的图示。在仿真中，所有5个信道的信道擦除率假定为相同。为了实现比较的目的，在图13中，下限绘制在开销，即

上。从图13看出，协议5的开销随缓冲容量降低。这是因为具有较大缓冲容量，每个组合的分组可能包含一个用于多个UE的未知信息的分组。随着缓冲容量的增加，协议5的开销逼近该下限

在仿真中使用的缓冲容量比源分组的数目小。而且，缓冲器仅仅存储分组索引，而不是整个分组。由此，协议5的存储需求能够容易地由基站满足。

图14和图15分别是示出具有25和50个UE的协议1a和协议5的开销的仿真结果的图示。在仿真中，所有这些信道的信道擦除率再次假定为相同。通过使用协议1a之上的协议5能够观察到大的性能改善。

实施例

1.一种用于组播分组的方法，该方法包括为与基站通信的两个用户设备(UE)中的每一个UE提供缓冲器；确定在该基站处是否存在先前未发送的分组；确定两个UE缓冲器是否均为非空；如果不存在先前未发送的分组并且如果该缓冲器中的一个缓冲器为非空，则刷新非空缓冲器；如果存在先前未发送的分组或者如果两个缓冲器均为非空，则选择分组以进行传送；以及基于从该UE接收到的反馈来更新该缓冲器。

2.根据实施例1所述的方法，其中所述刷新包括：确定所述缓冲器是否为空；传送来自该缓冲器的分组；基于从接收该分组的UE接收到的反馈来更新该缓冲器；以及重复该刷新直到该缓冲器为空。

3.根据实施例1或2所述的方法，其中所述选择包括传送先前已经传送但未被两个UE接收到的分组。

4.根据实施例1或2所述的方法，其中所述选择包括如果不存在先前已经传送但未被两个UE接收到的分组并且如果两个缓冲器均为非空，则传送组合的分组，其中组合的分组是缓冲器中的两个分组的组合。

5.根据实施例1或2所述的方法，其中所述选择包括如果不存在先前已经传送但未被两个UE接收到的分组并且如果所述缓冲器中的一个缓冲器为空，则传送先前未发送的分组。

6.一种用于在组播通信***中提供反馈的方法，该方法包括从基站接收分组；确定是否成功地接收到该分组；以及基于确定的结果向该基站提供反馈。

7.根据实施例6所述的方法，该方法进一步包括：确定接收到的分组是否为组合的分组；从该组合的分组中还原出单独的分组；以及向该基站提供反馈以用于先前未被成功地接收到的组合的分组中的任一单独的分组。

8.根据实施例7所述的方法，其中所述还原包括对该组合的分组和先前接收到的分组执行异或运算，由此还原先前未成功接收到的分组。

9.根据前述实施例中任一实施例所述的方法，其中用户设备被配置为执行该方法。

10.根据前述实施例中任一实施例所述的方法，其中该方法被改进以用于任意数量的用户设备。

11.根据前述实施例中任一实施例所述的方法，该方法进一步包括满足(addressing)等待时间需求。

12.根据前述实施例中任一实施例所述的方法，该方法进一步包括满足存储器限制。

13.根据前述实施例中任一实施例所述的方法，该方法进一步包括用于选择将要组合到组合的分组中的分组的方法。

14.根据前述实施例中任一实施例所述的方法，其中所述缓冲器是基于分组的缓冲器。

15.根据前述实施例中任一实施例所述的方法，其中所述缓冲器是基于组的缓冲器。

16.根据前述实施例中任一实施例所述的方法，其中该方法被用于高速下行链路分组接入。

17.一种体系结构，被配置为执行根据前述实施例中任一实施例所述的方法。

18.根据实施例17所述的体系结构，该体系结构进一步包括满足分组信息信令。

19.根据实施例17所述的体系结构，该体系结构进一步包括满足同步和用户动态。

20.根据实施例17所述的体系结构，该体系结构进一步包括满足反馈错误处理。

21.根据实施例17所述的体系结构，该体系结构进一步包括满足可变服务质量等级。

虽然本发明的特征和元素在优选的实施方式中以特定的结合进行了描述，但每个特征或元素可以在没有所述优选实施方式的其他特征和元素的情况下单独使用，或在与或不与本发明的其他特征和元素结合的各种情况下使用。本发明提供的方法或流程图可以在由通用计算机或处理器执行的计算机程序、软件或固件中实施，其中所述计算机程序、软件或固件是以有形的方式包含在计算机可读存储介质中的。关于计算机可读存储介质的实例包括只读存储器(ROM)、随机存取存储器(RAM)、寄存器、缓冲存储器、半导体存储设备、内部硬盘和可移动磁盘之类的磁介质、磁光介质以及CD-ROM碟片和数字通用光盘(DVD)之类的光介质。

举例来说，恰当的处理器包括：通用处理器、专用处理器、常规处理器、数字信号处理器(DSP)、多个微处理器、与DSP核心相关联的一个或多个微处理器、控制器、微控制器、专用集成电路(ASIC)、现场可编程门阵列(FPGA)电路、任何一种集成电路(IC)和/或状态机。

与软件相关联的处理器可以用于实现射频收发机，以便在无线发射接收单元(WTRU)、用户设备(UE)、终端、基站、无线电网络控制器(RNC)或是任何主机计算机中加以使用。WTRU可以与采用硬件和/或软件形式实施的模块结合使用，例如相机、摄像机模块、可视电话、扬声器电话、振动设备、扬声器、麦克风、电视收发机、免提耳机、键盘、蓝牙

模块、调频(FM)无线单元、液晶显示器(LCD)显示单元、有机发光二极管(OLED)显示单元、数字音乐播放器、媒体播放器、视频游戏机模块、因特网浏览器和/或任何无线局域网(WLAN)模块。

Claims

1.一种用于组播分组的方法，该方法包括：

在基站处为与所述基站通信的两个用户设备（UE）中的每一个UE提供缓冲器，每个缓冲器被配置为存储已经发送但没有由相应UE接收到的分组；

确定在所述基站处是否存在将被传送到UE的新的分组，其中新的分组是先前未发送的分组；

确定两个UE缓冲器是否均为非空；

在不存在新的分组的情况下以及在所述缓冲器中的一个缓冲器为非空的情况下，刷新非空缓冲器；

在存在新的分组的情况下或者在两个缓冲器均为非空的情况下，选择分组以进行传送，其中在不存在先前已经传送但未被两个UE肯定应答的分组的情况下以及在两个缓冲器均为非空的情况下，选择组合的分组，其中组合的分组是每个缓冲器中的第一分组的异或的组合；以及

基于从所述UE接收到的反馈来更新所述缓冲器，其中在所述UE肯定应答接收到所述分组的情况下从适当的缓冲器中移除分组。

2.根据权利要求1所述的方法，其中所述刷新包括：

在所述缓冲器为非空的情况下传送来自所述缓冲器的分组；

基于从所述UE接收到的反馈来更新所述缓冲器，其中在所述UE肯定应答所述分组的接收的情况下从适当的缓冲器中移除分组；以及

重复所述刷新直到所述缓冲器为空。

3.根据权利要求1所述的方法，其中所述选择包括：

传送先前已经传送但未被两个UE肯定应答的分组。

4.根据权利要求1所述的方法，其中所述选择包括：

在不存在先前已经传送但未被两个UE肯定应答的分组的情况下以及在所述缓冲器中的一个缓冲器为空的情况下，传送新的分组。

5.根据权利要求1所述的方法，其中所述选择包括：

检查非空缓冲器中的第一分组；以及

在所述第一分组是位于最近传送的分组之前预定数量的分组的分组的情况下，传送所述第一分组，其中所述预定数量的分组与最大延迟值相对应。

6.根据权利要求1所述的方法，其中所述选择包括在所述缓冲器达到预定缓冲器容量的情况下传送所述缓冲器中的第一分组。

7.一种用于在组播通信中提供反馈的方法，该方法包括：

从基站接收分组；

确定是否成功接收到所述分组；

确定所接收到的分组是否为组合的分组；

从所述组合的分组中还原出单独的分组，其中该还原包括对所述组合的分组和先前接收到的分组执行异或运算，由此还原先前未成功接收到的分组；以及

向所述基站提供反馈以用于先前未被成功地接收到的组合的分组中的任何单独的分组。

8.一种被配置为组播分组的基站，该基站包括：

两个缓冲器，每个缓冲器用于与所述基站通信的两个用户设备（UE）中的每一个UE，每一缓冲器被配置为存储已发送但未被相应UE接收到的分组；

处理器装置，被配置为：

确定是否存在将被传送到UE的新的分组，其中新的分组是先前未发送的分组；以及

确定两个UE缓冲器是否均为非空；

缓冲器刷新装置，被配置为在不存在新的分组的情况下以及在所述缓冲器中的一个缓冲器为非空的情况下，刷新非空缓冲器；

分组选择装置，被配置为：

在存在新的分组的情况下或者在两个缓冲器均为非空的情况下，选择分组以进行传送；以及

在不存在先前已经传送但未被两个UE肯定应答的分组的情况下以及在两个缓冲器均为非空的情况下，选择组合的分组，其中组合的分组是每个缓冲器中的第一分组的异或的组合，

缓冲器更新装置，被配置为：

基于从所述UE接收到的反馈来更新所述缓冲器；以及

在相应UE已经肯定应答了所述分组的情况下从适当的缓冲器中移除分组；以及

收发信机，被配置为传送分组和接收反馈信息。

9.根据权利要求8所述的基站，其中所述缓冲器刷新装置被配置为：

在所述缓冲器不为空的情况下从所述缓冲器选择分组以用于传输；

重复所述刷新直到所述缓冲器为空。

10.根据权利要求8的基站，其中所述分组选择装置被配置为选择先前已经传送但未被两个UE肯定应答的分组。

11.根据权利要求8的基站，其中所述分组选择装置被配置为在不存在先前已经传送但未被两个UE肯定应答的分组的情况下以及在所述缓冲器中的一个缓冲器为空的情况下，选择新的分组。

12.根据权利要求8的基站，其中所述分组选择装置被配置为：

检查非空缓冲器中的第一分组；以及

在所述第一分组是位于所述最近传送的分组之前预定数量的分组的分组的情况下，选择所述第一分组，其中所述预定数量的分组与最大延迟值相对应。

13.根据权利要求8所述的基站，其中所述分组选择装置被配置为在所述缓冲器达到预定缓冲器容量的情况下选择所述缓冲器中的第一分组。