通用移动通信系统(UMTS)是第三代移动通信系统，其从众所周知 的全球移动通信系统(GSM)标准发展而来。这是一种欧洲标准，其目的 是在GSM核心网络和宽带码分多址(W-CDMA)技术的基础上提供改进 的移动通信服务。1998年12月，欧洲的ETSI、日本的ARIB/TTC、美 国的T1和韩国的TTA组成了第三代伙伴计划(3GPP)，其目的在于 为使UMTS标准化而制定规范。
由3GPP执行的UMTS标准化工作形成了五个技术规范组(TSG)， 其中每个组都形成独立运行的网络组件。具体而言，每个TSG在涉及 的领域中开发、批准并管理一套标准规范。其中，无线接入网络(RAN) 组(TSG-RAN)为UMTS陆地无线接入网络(UTRAN，其是UMTS中 支持W-CDMA接入技术的新的RAN)的功能、所需项目和接口制定了 规范。
TSG-RAN组包括一个全权组和四个工作组。工作组1(WG1)制定 物理层(第一层)的规范。工作组2(WG2)制定数据链路层(第二层) 和网络层(第三层)的功能。工作组3(WG3)制定UTRAN中的基站、 无线网络控制器(RNC)和核心网络之间的接口规范。此外，工作组 4(WG4)研究无线链路性能所需的项目和无线资源管理所需的项目。
图1显示了一个无线接入接口协议的结构，该协议在根据3GPP RAN规范运行的终端和UTRAN之间使用。当水平地看时，该无线接 入接口协议包括物理层(PHY)，数据链路层和网络层；当垂直地看 时，该协议分为用于传输控制信号的控制平面(C平面)和用于传输数 据信息的用户平面。用户平面是用户业务信息，如话音或IP分组所传 输到的区域。控制平面是控制信息，如网络接口或呼叫维护和管理所 传输到的区域。
根据通信系统中众所周知的开放式系统互联(OSI)标准模型的三 个低层，协议层分为第一层(L1)、第二层(L2)和第三层(L3)。
第一层(L1)作为无线接口的物理层(PHY)，根据现有技术， 第一层(L1)通过一个或多个传输信道连接到上面的介质访问控制 (MAC)层。通过使用各种适合于无线电环境的编码和调制方法，物 理层(PHY)通过传输信道把传送到物理层的数据发送给接收机。根 据传输信道是否由一个终端专用或由多个终端共享，物理层(PHY) 和MAC层之间的传输信道分为专用传输信道和公用传输信道。
第二层L2是数据链路层，能让不同终端共享W-CDMA网络的无 线资源。第二层L2分为MAC层、无线链路控制(RLC)层、分组数 据汇聚协议(PDCP)层和广播/多点传输控制(BMC)层。
MAC层利用逻辑信道与传输信道之间的适当映射关系来传输数 据。逻辑信道把高层连接到MAC层。根据传输信息的类型提供不同的 逻辑信道。一般而言，当传输控制平面的信息时使用控制信道。当传 输用户平面的信息时使用业务信道。根据所执行的功能，MAC层分为 三个子层。该三个子层分别是位于SRNC中并管理专用传输信道的 MAC-d子层、位于CRNC中并管理公用传输信道的MAC-c/sh子层、 以及位于节点B中并管理HS-DSCH传输的MAC-hs子层。
RLC层通过从高层接收到的RLC服务数据单元(SDU)的分割和 拼接功能形成适合于传输的RLC协议数据单元(PDU)。RLC层也执 行自动重复请求功能(ARQ)，通过执行该功能可以重传在传输期间 丢失的RLC PDU。RLC层以三种模式运行：透明模式(TM)、不确 认模式(UM)和确认模式(AM)。根据处理从高层接收到的RLC SDU的 方法来选择模式。在RLC层中有一个RLC缓存器，存储着从高层接收 到的RLC SDU或RLC PDU。
分组数据汇聚协议(PDCP)层是RLC层的上层，其使数据项能 够通过像IP.v4或IP.v6这样的网络协议而得以传输。用于压缩和传输 分组中报头信息的报头压缩技术可以用来有效传输IP分组。
广播/多点传输控制(BMC)层使得能够通过无线接口从小区广播 中心(CBC)发送消息。BMC层的主要功能在于调度并向终端发送小 区广播消息。一般而言，通过以不确认模式运行的RLC层传输数据。
因为PDCP层和BMC层仅用于传输用户数据，所以这两个层仅位 于用户平面中。与PDCP层和BMP层不同，根据所连接的高层，RLC 层可以位于用户平面和控制平面上。当RLC层属于控制平面时，从无 线资源控制(RRC)层接收数据。其它情况下，RLC层属于用户平面。 一般而言，由用户平面中的第二层(L2)提供给高层的用户数据传输 服务被称为无线载体(RB)。由控制平面中的第二层(L2)提供给高 层的控制信息传输服务被称为信令无线载体(SRB)。如图1所示，在 RLC层和PDCP层中可以存在多个实体。这是因为一个终端具有多个 RB，通常一个RB仅使用一个或两个RLC实体以及仅一个PDCP实体。 RLC层和PDCP层的实体可以在每个层中执行独立的功能。
位于第三层(L3)最低部分的RRC层仅被限定在控制平面上，其 根据RB的建立、重新配置、释放而控制逻辑信道、传输信道和物理信 道。此时，建立RB意味着规定提供特定服务所需的协议层和信道的特 征并设立各自的详细参数以及操作方法。可以通过RRC消息传输从高 层接收到的控制消息。
下面将更加详细地描述RLC层。如上所述，RLC层以三种模式操 作模式。这三种模式为TM、UM和AM。因为AM模式更适合于本发 明，下面将描述它。
AM模式运行的一个最重要特性是当未能成功发送或接收PDU 时，其可以支持PDU的重传。更明确的说，当发射机RLC层发送PDU 时，接收机确定每个PDU是否被接收，然后产生表明结果的状态信息。 然后接收机返回状态信息，通知发射机是否接收到PDU。当发射机接 收到来自接收机的表明没有收到PDU的状态信息时，把PDU重新发 送给接收机。
图2显示了AM RLC发射机100的结构，该发射机把PDU传输 给接收机。如图所示，当PDU发生器101接收到来自高层的SDU时， PDU发生器分割或拼接SDU，以把SDU变成大小一致的PDU。可以 通过把RLC报头添加到每个段上而产生PDU，报头中可以包含序号。 可以根据PDU的序号对其进行分类。
在发送缓存器102和重传缓存器104中存储如此生成的PDU。在 每个传输时间间隔(TTI)中，发射机AM RLC根据低层所请求的号码， 把存储在发送缓存器102中的PDU传输给低层。此时，轮询比特设置 单元103确定是否设置轮询比特来请求接收机为所发送的PDU中特定 的PDU发送状态信息。根据轮询触发器确定在哪个PDU中设置轮询 比特。
发送给低层的PDU通过无线接口被传输给接收机。在接收机中， AM RLC利用PDU报头中的信息形成SDU，然后，SDU被传输给接 收机高层。
当在所接收的PDU中的一个PDU中设置轮询比特时，接收机AM RLC检查PDU是否被正确接收，并把状态信息发送给发射机AM RLC。 根据肯定的状态信息，发射机AM RLC从重传缓存器104中删除成功 传输的PDU。由否定的状态信息所确定的未被成功传输的PDU被传送 到发送缓存器并被重新传输。仅重传接收到否定的确认消息的PDU。 在PDU被成功传输前，被重传的PDU一直保留在重传缓存器中。可 给予重传PDU高于首次传输的PDU的优先级，并可以在重传PDU中 设置轮询比特。
在AM RLC中，发射机和接收机中分别使用了用于发送和接收 PDU的发送窗口和接收窗口。一般而言，发送窗口的规格与接收窗口 的规格相同。
发送窗口的规格与能够发送的PDU预定最大数目一致。从发送缓 存器中发送完窗口范围内的PDU后，把后面的PDU载入缓存器中， 并在更新的发送窗口中发送。可以根据来自接收机的状态信息更新发 送窗口。更新发送窗口会涉及到根据先前发送并收到否定确认消息的 PDU而移动窗口的下限(或位置)。
例如，以发送窗口的界限从1到100(发送窗口的规格是100个 PDU位置)和发送从1到50的PDU的情况为例。当从接收机接收到 的状态信息表明序号为15，20和40的PDU未被成功传输，并且其余 PDU被成功传输时，把发送窗口更新(如，移动窗口的下限和上限) 成15到114。然后，按15，20，40，51，52和53的顺序发送PDU， 也就是，被重传的PDU被给予了高于首次传输的PDU的优先级。
接收机中的接收窗口仅接收有效范围中的PDU。更明确的说，接 收机仅接收传输序号位于接收窗口界限内的PDU。一旦接收到接收窗 口范围外的PDU，该PDU会被丢弃。仅当在接收窗口中接收到新的按 序PDU时，接收窗口才被更新。
例如，以接收窗口是从1到100(接收窗口的规格是100个PDU位 置)，接收到从1到50的PDU，但其中序号为15，20和40的PDU 没有被成功接收的情况为例。当发生这种情况时，接收窗口被更新， 从而界限为15到114。PDU没有被成功接收的情况对应于没有发送 PDU或错误接收PDU的情况。
轮询(polling)意味着发射机向接收机请求状态信息。当接收机 接收到来自发射机的论询请求时，接收机必须检查该时刻之前接收到 (如，接收到含有轮询比特的最后一个PDU的时刻)的PDU的接收 状态。然后，接收机把关于此接收状态的信息发送到发射机。更明确 的说，为进行轮询，发射机在发送之前在PDU中设置轮询比特。当接 收到含有轮询比特的PDU时，接收机根据该PDU和先前接收的PDU 检查接收缓存器的状态，然后，把关于该时刻之前各个PDU是否成功 接收的信息通报给发射机。
因为传输状态信息浪费了无线资源，所以必须通过恰当的方法控 制状态信息的传输。也就是，发射机仅为满足一定规则的PDU设置轮 询比特，不要求每个PDU的状态信息。这样的规则就是轮询触发器。
一种定义轮询触发器的方法是根据存储在发送缓存器中的最后一 个PDU。更明确的说，在该方法中，当发送缓存器中最后一个PDU被 发送出去后，设置轮询比特。因而，如图3所示，对于发送缓存器中 存储着从1到50的PDU的情况，当发送传输序号为50的PDU时， 在第50个PDU中设置轮询比特。
流程图4显示了一种利用发送缓存器中最后一个PDU设置轮询比 特的现有技术方法。该方法中，根据低层所请求的PDU序号，在每个 TTI中顺序地选择发送缓存器中的PDU(S101)。下一步，对每个所 选PDU进行检查，确定所选PDU是否是发送缓存器中的最后一个PDU (S102)。当确定所选的PDU是发送缓存器中的最后一个PDU时， 在所选的PDU中设置轮询比特(S103)，并把该PDU传输给接收机 (S104)。当确定相应的PDU不是发送缓存器中的最后一个PDU时， 不设置轮询比特而发送所选的PDU(S104)。然后，该方法等待下一 个TTI(S105)并重复所述步骤。
现有技术方法至少有一个缺点，该缺点削弱了发射机与接收机之 间的通信性能。确切地说，因为在现有技术方法中没有考虑到在发送 窗口中设置轮询比特，所以发射机与接收机AM RLC可能出现死锁状 态。
例如，当在发送缓存器中存储许多超出发送窗口范围的PDU时， 会出现死锁状态。当出现这种情况时，在更新发送窗口使超出发送窗 口范围的PDU落入发送窗口范围内之前，不能发送这些超出发送窗口 范围的PDU。然而，因为发送窗口中的最后一个PDU并不对应于发送 缓存器中的最后一个PDU，所以不能对发送窗口中的最后一个PDU设 置轮询比特并进行发送。因此，即使接收机成功接收到最后一个PDU， 它也不会把状态信息返回给发射机。因此，不会更新发送窗口，无法 发送另外的PDU，这样，发射机与接收机处于死锁状态。
图5显示了该死锁状态。如图所示，当发送窗口的规格对应于 PDU1到PDU100(发送窗口的规格是100个PDU位置)，且从发射机 的高层接收到的PDU1至PDU150被存储在发送缓存器中时，发射机 和接收机将被死锁。这是因为使用现有轮询方法时，当传输发送缓存 器中所存储的最后一个PDU(如，PDU序号为150)时设置轮询比特。 在这些情况里，因为发送窗口的规格仅为100个PDU位置，所以发射 机仅发送PDU1到PDU100。所以，发送窗口范围中的全部PDU不设 置轮询比特而传输。
对接收机而言，因为在所接收的PDU中，接收机没有接收到设置 了轮询比特的PDU，所以接收机没有把状态信息发送给发射机。因为 接收机没有发送回状态信息，所以不会更新发送窗口，从而，将不会 发送缓存器中剩余的PDU(例如，PDU101-105)。因此，发射机与 接收机被死锁。在这种状态中，即使网络有传输PDU的能力，也不会 进行传输。因而，浪费了网络资源，且导致了不必要的延迟。
因此，需要一种改进的方法以提高移动通信系统的效率和话音与 数据传输的质量，更明确的说，一种通过防止在系统发射机与接收机 之间出现死锁状态而实现这些优点的方法。

本发明的目的在于至少解决所述问题和/或缺点并提供以下的优 点。
本发明的一个目的在于提供一种用于改进移动通信系统中通信的 速度、效率和质量的系统和方法。
本发明的另一目的在于提供一种利用轮询方案而实现所述目的方 法，其保证了在移动通信系统中发射机与接收机之间不出现死锁状态。
本发明的另一目的在于提供一种利用单独或部分基于发送窗口的 预定位置的轮询触发器来防止死锁的系统和方法。
通过提供一种在多种轮询触发器中一种的基础上防止通信系统中 出现死锁状态的方法，实现了本发明的这些和其它目的以及优点。根 据一个实施例，本方法包括从缓存器中选择数据单元，确定数据单元 是否是发送窗口中的最后一个数据单元，以及如果该数据单元被确定 是发送窗口中的最后一个数据单元，则传输轮询信息和该数据单元。 在以AM模式运行的无线链路控制层上至少执行所述的确定步骤。如 果数据单元不是发送窗口中的最后一个数据单元，则该方法还进一步 包括确定数据单元是否是缓存器中的最后一个数据单元，以及如果数 据单元是缓存器中的最后一个数据单元，则传输轮询信息(如，轮询 请求)和该数据单元。如果数据单元不是缓存器中的最后一个数据单 元，则发送不附带轮询请求的数据单元。缓存器可以是发送缓存器或 重传缓存器。
该方法可以包括一个可选择的步骤，该步骤确定数据单元以前是 否被传输过，以及如果数据单元被确定是发送窗口中的重传数据单元 中的最后一个数据单元，则用该数据单元传输轮询信息。
根据另一实施例，本发明的方法包括从缓存器中选择数据单元， 确定数据单元是否占据着发送窗口中的预定位置，以及如果数据单元 被确定位于发送窗口中的预定位置，则用该数据单元传输轮询信息。 所述的预定位置可以是发送窗口中的最后一个位置，也可以是发送窗 口中的其它位置。
根据另一实施例，本发明的方法包括以下步骤：在发送缓存器中 根据由低层所请求的号码顺序地选择PDU，以发送这些PDU；检查所 选的特定PDU是否是发送缓存器中的最后一个PDU；检查所选的特定 PDU是否是发送窗口中的最后一个PDU，以及当所选的特定PDU是最 后一个PDU时，在对应的PDU中设置一个或多个轮询比特，并把该 PDU发送给接收机。检查步骤的顺序可以改变。
本发明的一种变化包括，首先检查所选的PDU是否是发送缓存器 中的最后一个PDU，当所选的PDU被确定不是发送缓存器中的最后一 个PDU时，检查所选的PDU是否是发送窗口中的最后一个PDU。发 明的另一种变化包括，首先检查所选的PDU是否是发送缓存器中的最 后一个PDU，并检查所选的PDU是否是发送窗口中的最后一个PDU。 优选的，PDU是像通信系统或网络设备的移动终端这样的无线链路控 制(RLC)层所定义的数据单元。可以根据发送窗口的反映信息和发送 缓存器中PDU的信息确定是否设置了轮询比特。可以在每个传输时间 间隔中重复发射机是否对接收机执行轮询的检查过程。
本发明也是一个用于执行本发明方法的发射机或网络设备。优选 的，该发射机包括在移动通信系统的用户终端里，根据至少一个实施 例，该发射机包括一个缓存器和一个轮询信息设置单元。缓存器可以 是发送缓存器或重传缓存器，或包括两者。在运行过程中，轮询信息 设置单元确定从缓存器中选择的数据单元是否是发送窗口中的最后一 个数据单元，然后，如果数据单元是发送窗口中的最后一个数据单元， 则传输轮询信息和该数据单元。如果数据单元不是发送窗口中的最后 一个数据单元，则轮询信息设置单元确定数据单元是否是发送缓存器 中的最后一个数据单元，然后，如果数据单元是发送缓存器中的最后 一个数据单元，则传输轮询信息和该数据单元。如果数据单元不是发 送缓存器中的最后一个数据单元，则轮询信息设置单元传输无轮询信 息的数据单元。
轮询信息设置单元可执行许多附加功能。这些步骤包括确定从发 送缓存器中选择的另一数据单元是否是发送缓存器中的最后一个数据 单元，然后，如果所述另一数据单元是发送缓存器中的最后一个数据 单元，则传输轮询信息和所述另一数据单元。如果缓存器是重传缓存 器，则轮询信息设置单元可以执行以下功能：确定数据单元以前是否 被传输过，以及如果数据单元是发送窗口中的重传数据单元中的最后 一个数据单元，则传输轮询信息和该数据单元。
本发明也是一种用于制造如上所述的终端或网络设备的方法。
本发明也是一种包含用于执行本发明方法步骤的编码部分的计算 机程序，该程序可以被存储在计算机可读介质中，该介质被包含在终 端或网络设备的内部或与它们相连。
由于本发明的多种实施例中所使用的轮询触发器，本发明与现有 方法相比至少部分显示出重大改进。通过这些轮询触发器，本发明避 免了由现有轮询触发器所产生的传输延迟。其结果是在通信速度、效 率和质量上有实质性的提高。该改进的性能还进一步允许用户终端能 满足或超过由下一代移动通信系统(包括所谓的3GPP无线系统)所要 求的标准。
本发明的其它优点、目的和特征有一部分将在以下的说明书中进 行阐述，有一部分则对于本领域的技术人员经过对以下内容的检验后 会变得明了，或者通过本发明的实践而体验到。所附的权利要求书具 体指出了本发明的目的和优点。
附图说明
下文将参考附图详细描述本发明，其中，相同标号指示相同的部 件。其中：
图1显示了基于3GPP RAN规范运行的终端和UTRAN之间所使 用的无线接口协议的结构；
图2显示了以确认模式运行的发射机的无线链路控制层的结构；
图3显示了一个基于发送缓存器中最后一个PDU的轮询触发器的 实例；
流程图4显示了现有技术的方法中在发射机中设置轮询信息的步 骤；
图5显示了现有技术的方法中设置轮询信息时出现的死锁状态；
图6显示了根据本发明一个实施例而配置的发射机；
流程图7显示了本发明方法的第一实施例中包含的步骤；
流程图8显示了本发明方法的第二实施例中包含的步骤；
图9显示了当PDU对应于发送缓存器中的最后一个PDU时，在 所选的PDU中设置轮询比特；
图10显示了当PDU是发送窗口中的最后一个PDU时，在所选的 PDU中设置轮询比特；
流程图11显示了本发明方法的第三实施例包含的步骤。
优选实施例说明
本发明是一种用于防止通信系统中出现死锁状态的系统和方法。 优选的，本发明实施在象当前由第三代伙伴计划(3GPP)开发的通用 移动通信系统(UMTS)这样的移动通信系统中。然而，本领域中的技 术人员可认识到，本发明可被选择用于按其它标准运行的通信系统中。 本发明也是一种用于防止发生死锁状态而实施本发明方法的发射机。 本发明也是一种为实施本发明方法而被存储在发射机中的计算机程 序。下面将详细描述本发明的实施例。
本发明非常适合用于通信协议的特定层中，该通信协议适于在 UMTS陆地无线接入网络(UTRAN)中采用。该层可以是协议的数据 链路层，且当以这种方式实施时它至少对应于无线链路控制(RLC)层。 该协议的低层一般如图1所示，前面已详细描述了该层。本发明更适 宜应用在以确认模式(AM)运行的RLC层中。然而，本领域的技术 人员可认识到，本发明也可应用在其它环境中。例如，根据本发明， 无线通信系统中的无线链路协议(RLP)层可按CDMA2000标准运行。
图6显示了根据本发明一个实施例的发射机200，其利用优选以 AM模式运行的RLC层传输协议数据单元。发射机包括PDU发生器 201、发送缓存器202、重传缓存器203、以及轮询比特设置单元204。 该发射机可被包含在任何一种形式的用户设备中，该用户设备不局限 于移动电话、个人数字助手、所谓的口袋PC、膝上型电脑或笔记本电 脑，或任何其它通过移动通信网络接收无线传输信号的设备。
PDU发生器接收来自较高协议层的数据单元(如，SDU)，然后， 分割或拼接这些SDU以形成大小一致的PDU。可通过在每分割段上添 加RLC报头而形成PDU。在报头中最好包括序号，以便于对PDU进 行归类或区分。该序号可以是用于允许接收机按顺序处理从发射机发 送来的PDU的传输序号。
发送缓存器存储着从发生器201输出的PDU。每个时间间隔(TTI) 内，根据由低层所请求的序号而把这些PDU传给较低协议层。然后， 低层通过无线接口把PDU传输给接收机。在接收机里，根据PDU报 头中的信息，AM RLC层由接收到的PDU形成SDU。然后把所形成的 SDU传输给接收机的较高协议层以进行进一步处理。
重传缓存器也存储从发生器201输出的PDU。然而，与发送缓存 器不同，重传缓存器的目的在于，如果接收机没有成功接收到PDU， 则重新发送该PDU。
重传缓存器根据来自接收机的状态信息而运行。更明确的说，当 一个接收到的PDU中设置了轮询信息时，接收机AM RLC检查这个以 及之前的PDU是否被正确地接收。可检查以前的PDU，一直到含有轮 询信息的最后一个PDU为止。根据检查结果，接收机把表明PDU是 否被成功接收的状态信息传输给发射机。
发射机AM RLC从重传缓存器中删除由状态信息所表明的已成功 接收的PDU。未被成功接收的PDU从重传缓存器中输出并重新传输。 状态信息中可以包含用于表明PDU没有被成功接收的否定确认 (NACK)信号。被重传的PDU在传输成功前或被重传到预定次数之 前，被一直保留在重传缓存器中。发生这两种情况中任一种时，可从 重传缓存器中删除该PDU。重传PDU被给予高于首次传输PDU的优 先级。
轮询比特设置单元204确定是否使用从重传缓存器输出的协议数 据单元来传输轮询信息。根据协议数据单元是否是发送缓存器中的最 后一个数据单元或是否是发送窗口中的最后一个数据单元或两者都 是，轮询比特设置单元执行该功能。如上所述，如果PDU包含着轮询 信息，则一旦发现轮询信息，接收机将把表明这个PDU和以前的PDU 是否被成功接收的状态信息发送回发射机AM RLC。轮询信息可以以 一个或多个比特的形式设置在PDU报头的专用字段上。若需要，重传 的PDU可包括轮询信息。
响应于轮询信息而由接收机发送给发射机的状态信息控制着用于 向接收机发送PDU的发送窗口的移动。发送窗口的规格最好与能够发 送的PDU最大预定数目一致。根据来自接收机的状态信息，可至少设 置(或更新)该发送窗口的下限(或位置)。根据表明PDU被成功接 收的状态信息，可移动发送窗口。然而，当接收到表明PDU没有被成 功接收的状态信息时，停止移动发送窗口。当发生这种情况时，在后 续的状态信息表明该重传PDU成功接收之前，该PDU(有或没有轮询 信息)一直被传输。然后，可以移动发送窗口，从而可以从发送缓存器 中加载另外的PDU。前面已描述了一个更新发送窗口移动和怎样移动 接收机的接收窗口的模式的实例。
图7显示了本发明方法一个实施例所包括的步骤。本方法最好在 图6所示的AM RLC发射机上，并且根据该方法的至少一个方面(即 把轮询信息分配给从发送和重传缓存器中输出的PDU的方式)而实施。 更明确的说，在使本发明在通信速度、效率和准确性方面胜过现有技 术方法的轮询触发器的基础上，本发明有利地用PDU控制轮询信息的 传输。
本发明方法的起始步骤包括从存储在发送缓存器中的多个PDU中 选择协议数据单元(框301)。如上所述，根据从发生器201输出的 PDU来加载该缓存器。这些PDU最好按预定传输序号的顺序存储，从 而这些PDU可以有连续的传输序号。最好在相应的时间间隔中选择数 据单元。
本发明方法的第二步骤包括确定所选的协议数据单元是否是发送 窗口中的最后一个数据单元(框302)。被发射机AM RLC使用的发 送窗口有一个容纳最大数目PDU的预定规格。例如，发送窗口的范围 是100个PDU位置。在这种情况里，对应于窗口中第100位置的PDU 对应于窗口中的最后一个PDU。发送窗口中的最后一个PDU构成了用 于本发明该实施例的轮询触发器。如下文将进一步详细描述的那样， 对该PDU设置轮询触发器体现了显著的技术进步，因为它使本发明避 免了由现有轮询技术产生的死锁状态。
本发明方法的第三个步骤包括根据第二步骤的结果而发送所选的 PDU。如果所选的PDU对应于发送窗口中的最后一个PDU，则发射机 的AM RLC用该PDU把轮询信息传输给发射机的较低协议层。然后， 带有轮询信息的该PDU被传输给接收机(框303)。轮询信息可以是 一个或多个最好存储在PDU的报头的专用字段中的轮询比特。作为选 择，可以把轮询信息添加到PDU中，或者利用PDU传输给接收机。
接收机一旦接收到轮询信息，就把状态信息发送给发射机。该状 态信息最好表明带有轮询信息的PDU是否被接收机成功接收，以及是 否成功接收到带有轮询信息的最后一个PDU以前的PDU。然后，根据 从接收机来的状态信息，可以更新发送窗口(框304)。这可包括移动 发送窗口的位置，以使得窗口的下限(位置)与未成功接收的PDU一 致。此处，没有被成功接收的PDU可从重传窗口输出和重新传输。发 送窗口中的重传PDU可被授予优先权。
如果所选的PDU与发送窗口中的最后一个PDU不一致，则发射 机中的AM RLC可把无轮询信息的PDU传输给下面的协议层(框305)。 然后，把该PDU传输给接收机。通过在发送窗口的范围内按次序选择 下一个PDU，本方法可以继续下去。
通过给发送窗口中的最后一个PDU设置AM RLC接收机的轮询 触发器，使本发明能防止发射机与接收机之间出现死锁状态。通过参 考现有系统的运行模式可以理解这些。
如上所述，现有系统使用基于存储在发送缓存器中的最后一个 PDU的轮询触发器。当存储在发送缓存器中的PDU的数目比发送窗口 的规格大时，发送窗口中的最后一个PDU位置与发送缓存器中的最后 一个PDU可能不一致。从而传输发送窗口中的最后一个PDU而不设 置轮询信息。这使发射机的发送窗口与接收机中接收窗口的移动停滞。 从而，发射机和接收机处于死锁状态。根据以下举例，可以理解这些。
以发送窗口的规格是100个PDU位置和发送缓存器中存储着序号 从1到150的PDU的情况为例。当选择了发送窗口中的最后一个PDU (如，PDU100)时，执行检查来确定是否满足轮询条件。在现有系统 中，当存储在发送缓存器中的最后一个PDU与所选的PDU一致时， 轮询被触发。因为序号第100的PDU与发送缓存器中的最后一个PDU (如，PDU150)不一致，当把PDU100传输给接收机时，在PDU100 上也不设置轮询信息。
由于没有用PDU100传输轮询信息，所以接收机不把状态信息传 给发射机，因为仅当接收到带有轮询信息的PDU时，接收机才执行该 功能。从而，发射机将不会响应于PDU100的传输而接收到状态信息。 如上所述，响应于肯定的状态信息，即表明前面传输的PDU成功接收 的信息而更新(即移动)发送窗口。显然，在这些条件下，即使成功 接收到了PDU，因为没有状态信息送回发射机，也将不会更新发送窗 口。因此，发送窗口将不会移动以传输发送缓存器中其余的50个PDU， 这意味着接收机将不再接收其它的PDU。因此，发射机和接收机处于 不工作的状态，即死锁状态。
本发明使用有利于防止死锁状态出现的轮询触发器来运行。根据 本发明第一个实施例所用的轮询触发器是发送窗口中的最后一个 PDU。当利用该类型的轮询触发器时，不管存储在发送缓存器中的PDU 数目是否大于发送窗口规格，本发明将确保状态信息被送回接收机。 举例来说明，在上例中，当选择发送缓存器中的PDU100进行传输时， 由轮询比特设置单元204执行检查来确定该PDU是否是发送窗口中的 最后一个PDU。作为结果，轮询比特设置单元用PDU100传输轮询信 息。
接收机检测轮询信息，并发送回状态信息，该状态信息表明第100 号PDU和所接收的带有轮询信息的最后一个PDU之前的所有PDU的 接收状态。根据状态信息更新发送窗口，因此，剩余的50个PDU(即 PDU101-PDU150)可被从缓存器传输到接收机。另外，由于发射机继 续传输，接收机保持继续运行。因此，彻底地避免了死锁状态。在该 例中，也可用发送缓存器中的最后一个PDU传输轮询信息，在这里是 PDU150。
本发明方法可包括至少一个可选择的步骤。该可选步骤包括确定 所选的数据单元以前是否被传输过。该步骤可以根据从接收机发送回 的状态信息来执行。例如，以用100个位置规格的发送窗口传输PDU1 到PDU100的情况，以及传输带有轮询信息的最后一个PDU的情况为 例。进一步考虑从接收机发送回的状态信息表明PDU50、PDU72和 PDU80没有被成功传输的情况。这种情况下，最初的三个位置由重传 的PDU50、PDU72和PDU80专用，并且窗口被更新，使得要传输的前 50个PDU对应于首次传输的新PDU101～PDU149。假设这样的情况， 该方法还进一步包括检测PDU50、PDU72和PDU80是否需要重传，然 后，还进一步检测PDU80是发送窗口中重传PDU中的最后一个PDU。 这种情况发生时，可在PDU80上设置轮询请求，然后，把该PDU重 传给接收机。仅当PDU被确定是发送窗口中的最后一个数据单元且 PDU以前没有被传输过，这里是PDU149，才也可用发送窗口中的最 后一个PDU传输轮询信息。
图8显示了本发明方法第二实施例所包括的步骤。第二实施例与 第一实施例相似，除了基于两个轮询触发器中的一个而执行，第一个 是：所选的PDU是发送窗口中的最后一个PDU，第二个是：所选的 PDU是发送缓存器中的最后一个PDU。该方法可实施如下。
在起始步骤中，在传输时间间隔期间中，从发送缓存器中选择PDU (框401)。然后，执行检查来确定所选的PDU是否与发送缓存器中 的最后一个PDU一致(框402)。若所选的PDU是发送缓存器中的最 后一个PDU，则在所选的PDU上设置轮询比特(框403)，然后把该 PDU传输给接收机(框404)。若所选的PDU不是发送缓存器中的最 后一个PDU，则执行第二个检查以确定该PDU是否是发送窗口中的最 后一个PDU(框405)。若所选的PDU是发送窗口中的最后一个PDU， 则设置轮询比特并把PDU传输给接收机。若所选的PDU不是发送缓 存器或发送窗口中的最后一个PDU，则把无轮询信息的PDU传输给接 收机。然后，该方法等待下一个传输时间间隔(框406)并选择另一 PDU。若需要，可以从重传缓存器中选择一个或多个PDU。若满足一 个触发器条件，则用该PDU传输轮询信息。
图9显示了当所选的PDU(例如PDU150)与发送缓存器中的最 后一个PDU一致时，在PDU上设置轮询比特。更明确的说，该图显 示发送窗口包括160个位置和发送缓存器存储着从PDU1到PDU150 的情况。因为存储在发送缓存器中的PDU数目少于发送窗口的位置数 目，在PDU150上设置轮询比特，PDU150是发送缓存器中的最后一个 PDU。
图10显示了所选的PDU(例如PDU100)与发送窗口中的最后一 个PDU一致时，在该PDU上设置轮询比特。更明确的说，该图显示 了发送窗口包括100个位置和发送缓存器中存储着从PDU1到PDU150 的情况，也就是，发送窗口的位置数目少于存储在发送缓存器中的PDU 数目。在这些情况里，根据本发明，即使该PDU不是存储在发送缓存 器中的最后一个PDU，也在PDU100上设置轮询比特。
图11显示了本发明方法第三实施例所包括的步骤。第三实施例与 第二实施例相似，除了在检查确定所选的PDU是否是发送缓存器中的 最后一个PDU(框505)之前，检查确定所选的PDU是否是发送窗口 中的最后一个PDU(框502)。
本发明也是一种包含编码部分的计算机程序，该编码部分用于实 施本发明方法多种实施例中所包含的步骤。该计算机程序可用任何计 算机语言编写，其可被存储在永久的或可擦除的计算机可读介质中， 该介质可位于包括发送缓存器的用户终端的内部或与其相连。永久的 计算机可读介质包括但不限于只读存储器和随机访问存储器。可擦除 介质包括但不限于EPROM、EEPROM、任何一种所谓的记忆棒或存储 卡、智能卡、计算机卡，或任何其它类型的可擦除存储介质。闪存也 可以用于存储本发明的计算机程序。
在本发明方法所有实施例中，如图6所示的用户终端的轮询设置 单元可执行确定所选的PDU是否是发送缓存器中或发送窗口中的最后 一个PDU的步骤，又可执行其它处理步骤。
另外，本发明的方法已被描述为根据具有预定规格的发送窗口来 控制轮询比特的设置，该规格可以与窗口的最大预定规格相一致，或 者若需要的话窗口可设置为小于该最大规格。
另外，在本发明的许多实施例中，轮询触发器是基于发送窗口中 的最后一个PDU。那些本领域的技术人员可认识到，若需要的话，可 对与发送窗口中的最后一个PDU不一致的PDU设置轮询触发器。例 如，可能需要给特殊类型的PDU，比如重传PDU分配窗口中的一个或 多个位置。在这些情况下，可对应于发送窗口中的最后一个首次传输 PDU，或发送窗口中的最后一个重传PDU设置轮询触发器。轮询触发 器可由较高协议层设置，以及根据来自高层的控制信息，或根据发射 机中预先存储的信息，在发射机的整个工作过程中动态改变。
应该注意到在涵盖“技术规范组无线接入网络；RLC协议规范” 的3GPP技术规范TS25.322(2001-12)中采用了本发明。在此引入 该文件作为参考。
所述的实施例和优点仅仅是示例性的，并不对本发明构成限制。 本发明可以容易地应用于其它类型的装置。本发明的说明书是用于进 行说明，不限制权利要求的范围。对于本领域的技术人员，很显然可 以有很多的替换、改进和变化。在权利要求书中，装置加功能的语句 旨在涵盖实现所述功能的结构，其不仅包括结构的等同，也包括等同 的结构。