专利名称：处理网际协议的语音的分组传输模式的gsm gprs/edge移动站进行快速访问的方法
技术领域：
本发明一般涉及在GPRS/EDGE系统中进行数据传输，具体地说，本发明涉及在使用间接载波感知直接确认的多重访问的GPRS/EDGE系统中，建立上行数据分组传输。
现在正在致力于进一步地开发欧洲电信标准协会(ETSI)的GPRS和EDGE规范，以支持有线概念的网际协议上的语音传输(Voice overInternet Protocol)(VoIP)。这种努力使移动站具有像因特网上的端点一样，终止或引发VoIP呼叫。当前的GPRS和EDGE定义既支持分组交换无线环境，也支持分组交换网络环境，即，因特网的分组抽取根据无线资源的可用性和用户数据的交换需求，以间断的可访问无线资源的形式，通过空中接口传送。
图1是在GPRS/EDGE无线环境中一个完整的数据分组传输的示意图。如图1中所示，在无线环境中的分组交换是通过使用数据分组传输100(就是所说的”临时块流”(TBF))来完成的。包括数据传输建立部分102、数据传输部分104、和数据传输拆卸部分106的临时块流100是在GPRS/EDGE环境中进行数据交换的最小单位。因此，可以概念性认为临时块流100是由它的三个部分即数据传输建立部分102，数据传输部分104，和数据传输拆卸部分106依次发生的结果。应当理解，GPRS的临时块流的建立时间是不同的，它依赖于信道条件，无线资源的可用性，网络拥塞程度，等等。
尽管GPRS和EDGE是按照基于分组交换的用户数据的目标规范的，但是大部分这类数据交换的应用不是实时的。GPRS/EDGE领域中的IP上的语音传输面对着许多挑战，在上行方向上的数据传输能力的可用性就是其中的一个。例如，当移动VoIP用户对着话筒说话时，就需要在上行方向上尽快建立临时块流。然而，GPRS和EDGE建立这种上行临时块流所需的时间与通常公认的语音电话的最大换向滞后(125毫秒)相比较而言，显得过于费时了。此外，VoIP电话还需要一些额外的机制，这些机制使得无线电层能够在任何给定的时间知道它们所传输的信息的类型。
具体地说，作为在上(网络)层(例如，传输层)为建立确认所需的减少工作循环的功能，数据传输建立部分104所需的时间总量过于长了，这将给来回旅程的换向时间和吞吐量带来问题。
因此，所需要的是一种使移动站在GPRS/EDGE环境中能够更快速地建立上行数据分组传输的方法。
在附加的权利要求书中具体的提出了相信具有新颖的本发明。通过参考下面的描述，并结合附图，可以最好地理解本发明，及其目标和优点，在这些图中，同样的数字表示同样的元件，其中
图1是在无线环境中的完整的数据分组传输的示意图。
图2是本发明中GPRS系统的示意图。
图3是当用户数据流穿过GPRS系统的特定层时修改用户数据流的示意图。
图4是数据分组信道的复帧结构的示意图。
图5是在移动站和网络之间传输的面向流的数据的流程图。
图2是本发明中GPRS系统的示意图。如图2中所示，GPRS系统200包括移动站202，它通过基站系统208从一个因特网应用204向远程因特网应用206发送和接收数据分组。虽然图2中仅表示了一个基站系统208和移动站202，应当理解，GPRS系统200中包括多个基站系统和移动站。移动站202包括用于处理接收到的来自基站系统208的信号消息，和通过传输层和网络层212接收到的来自因特网应用204的信号的GPRS/EDGE系统210。GPRS/EDGE系统210包括媒体访问控制(MAC)层211，并为子网会聚/发散协议(SNDCP)添加头部，以及逻辑链路控制(LLC)。协议控制单元214包括媒体访问控制层213，并连接到或包含在基站系统208中，并与移动站202的GPRS/EDGE系统210对接，以及通过传输和网络层216与因特网应用对接。因特网传输层212和216包括将面向流的用户数据打包成TCP分组的传输控制协议(TCP)层218，和为打包的数据分配地址的网际协议(IP)层220。
图3是当用户数据流穿过GPRS系统的特定层时修改用户数据流的示意图。如图3中所示，当用户数据流穿过GPRS系统200时修改不定长的用户数据流。例如，如图2和图3中所示，当用户数据流穿过传输控制协议层218和RLC层时，数据流就被分割成TCP分组222，它包括536个八位字节长的有效载荷224，和两个八位字节长的传输控制协议头部分组226，得到总长度是556个八位字节的TCP分组222。接下来，在TCP分组222通过网际协议层220的时候，附加的二十个八位字节的网际协议头部228被加到TCP分组222中，从而生成总长度为576个八位字节的IP分组230。在IP分组230中加入附加的四个八位字节的SNDCP头部232，就生成总长度为580个八位字节的SNDCP包234。在SNDCP包234中加入附加的四个八位字节的逻辑链路控制头部236，就生成总长度为584个八位字节的逻辑链路控制分组238。因此，从逻辑链路控制出来的数据流就是总长度为584个八位字节的用户数据流。
接下来，无线链路控制将584个八位字节的逻辑链路控制包238分割成一定数量的无线链路控制数据块，数据块的确切数目依赖于信道使用的编码方式。例如，在CS-1信道编码方式中，所需的无线链路控制块的数量等于(LLC帧长度/RLC有效载荷长度)+(LLC帧长度对RLC有效载荷长度取模运算的结果)，对于584个八位字节的逻辑链路控制帧来说等于31个无线链路控制块。在CS-2信道编码方式中，所需的无线链路控制块的数量等于(LLC帧长度/RLC有效载荷长度)+(LLC帧长度对RLC有效载荷长度取模运算的结果)，对于584个八位字节的逻辑链路控制帧来说等于21个无线链路控制块。
图4是数据分组信道复帧结构的示意图。假设理想情况是，对于单个的时隙(timeslot)传输来说，在每个可用的块周期上传输一个无线链路控制块，根据发送一定数量的无线链路控制块所需要的时间长度，可以计算出大概的吞吐量。如图5所示，数据分组控制信道是按具有五十二个帧262和十二个数据块B0-B11的复帧260组织的，其中数据块B0-B11中的每一个都分布在四个时分多址(TDMA)帧中。在每三个数据帧后面有一个“闲置”或“查寻”帧264，这使得移动站能够执行邻近单元的信号测量、同步和验证邻近单元的同步状态、干扰测量，等等。数据块B0-B11中的每一个都由四个帧组成，每个帧的帧周期f都等于4.61538毫秒，块周期b等于18.4616毫秒，每个闲置帧264的闲置帧周期I等于帧周期f，或者4.61538毫秒。数据分组信道的复帧260结构的总周期等于240毫秒。
用下面的等式可以计算出发送一定数量的无线链路控制数据块Nb所需的时间长度TRTR＝(Nb×b)+((Nb/3)×f) 方程1而用下面的等式可以计算出大概的数据吞吐量RdRd＝(有效载荷八位字节的数量/TR)×8方程2使用等式1和2，发送在CS-1编码方式(即31个块)中的一个逻辑链路控制帧中的所有无线链路控制块所需要的时间等于0.618462秒。吞吐量就是有效载荷八位字节的数量(584)，除以发送它们和它们的开销(overhead)所需的时间(0.618462)，再乘以8比特/每个八位字节，其结果等于7000比特/秒。按照CS-1编码方式的开销分析的形式，理论上的吞吐量大约等于9050比特/秒。调度的开销，也就是事实上，存在防止调度每一个串行块的调度的空闲块，使有效吞吐量降低了4/52，其结果大约为8861比特/秒。无线链路控制头部的开销(即每个块三个八位字节)使有效吞吐量降低了3/22，其结果大约为7652比特/秒。逻辑链路控制头部的开销(四个八位字节)使有效吞吐量降低了4/584，其结果大约为7599比特/秒。最后，SNDCP头部的开销(四个八位字节)使有效吞吐量降低了4/580，并且网际协议系列(即TCP和IP)头部的开销使有效吞吐量降低了40/576，其结果大约为7000比特/秒。
类似地，发送在CS-2编码方式(即，21个块)中的一个逻辑链路控制帧中的所有无线链路控制块所需要的时间等于0.42秒，吞吐量就是有效载荷八位字节的数量(584)，除以发送它们和它们的开销(overhead)所需的时间(0.42)，再乘以每个八位字节八个比特，其结果等于10,209比特/秒。理论上的CS-2信道的吞吐量大约等于13,400比特/秒。开销调度，即闲置帧使得无法调度连续的块传输的因素使有效吞吐量降低了4/52，其结果大约为12,369比特/秒。无线链路控制头部的开销(即每个块三个八位字节)使有效吞吐量降低了3/32，其结果大约为11,209比特/秒。逻辑链路控制头部的开销(四个八位字节)使有效吞吐量降低了4/584，其结果大约为11,132比特/秒。最后，SNDCP头部的开销(四个八位字节)使有效吞吐量降低了4/580，其结果大约为11,055比特/秒。并且网际协议系列(即TCP和IP)头部的开销使有效吞吐量降低了40/576，其结果大约为10,209比特/秒。
图5是在移动站和网络之间传输面向流的数据的数据流图。如图2和图5中所示，当为了延下行线路发送数据，而将面向流的数据312在下行周期300中，从远程因特网应用206传输到移动站202的时候，数据首先在TCP层218被分割，并在传输和网络层216的IP层220获得地址，并以TCP/IP分组302的形式发送到基站系统208的协议控制单元214。
如图3和图5所示，在下行周期300期间，TCP/IP分组302包括与逻辑链路控制包238和SNDCP包234合在一起的开销，并且假设对于每一个TCP/IP分组302，都有一个相应的逻辑链路控制包238和SNDCP包234。在包含以传输/网络/SNDCP分组的形式包装的用户信息进入基站系统208的协议控制单元214的时候，与在空中接口上传输信息相关的操作就开始了。
如图2和图5中所示，假设移动站202以包闲置模式处于(camp)网络中，当时机适合的时候，基站系统通过向移动站202的GPRS/EDGE子系统发送分组寻呼请求215，来开始建立下行建立周期的系列过程。在响应中，在接收来自GPRS/EDGE子系统210的随机访问脉冲(burst)217之后，协议控制单元214发送立即分配消息219和分组下行消息221，以细化分配参数，例如，将在什么信道上进行传输，什么时候开始传输，等等。在接收来自GPRS/EDGE子系统210分组控制确认消息222之后，协议控制单元214向GPRS/EDGE子系统210发送一系列无线链路控制数据块226。
根据可调度块的可用性，分组寻呼请求消息215可能需要81到1721毫秒，后面跟着来自移动站102的随机访问脉冲217，它通常需要9.6毫秒。然后，包含开始时间的立即分配消息219可能需要37毫秒到3分钟，不过通常的时间范围是13到25个TDMA帧周期，或60-115毫秒。下行建立周期224包括与交换分组下行分配消息221和分组控制确认消息222相关的附加信号。因此假设下行建立周期224可能等于开始时间，而开始时间是可以在实际系统中观察到的。因此，下行建立周期所需的时间最少大约为849毫秒，最多大约为2643毫秒，平均大约为1746毫秒。
在达到开始时间之后，协议控制单元218向GPRS/EDGE子系统210发送包含无线链路控制数据块226的临时块流。一旦GPRS/EDGE子系统210接收到所有的下行块，GPRS/EDGE子系统210就组装、处理和向传输和网络层212的IP层220传输结果信号数据分组228，然后IP层220向传输和网络层212的TCP层218发送数据分组228。
假设可用无线资源是理想的，因此数据可以在一个时隙上的每个可调度下行块上发送，对于CS-1编码方式来说，在传送536个八位字节用户数据有效载荷的数据传输周期225期间，传输所有块的时间大约等于0.618462秒，对于CS-2编码方式来说，是0.420秒。如果在协议控制单元上发送无线链路控制时没有更多的数据需要发送，和无线链路控制器的计时器T3192在无线链路控制从逻辑链路控制接收到更多的需要发送的数据之前计时到期了(这种情况是发生在传输控制协议传输开始于“阻塞控制”(慢开始)模式的时候)，在最后一个无线链路控制数据块发送出去后，下行临时块流就结束了。临时块流总是在组成第一个传输控制协议分组的块传输出去之后拆卸的，这导致了下行临时块流要重新为后续的块建立临时块流的开销。
传输和网络层212的TCP层218执行冗余检查，并判断是否正确地接收了数据分组228。然后，传输和网络层212的IP层220将面向流的输出230中的数据分组包括进因特网应用204中，并将一个TCP确认(TCP ACK)消息232发送给这个虚拟电路远端的传输和网络层212的TCP层218。TCP ACK消息232像以前一样由SNDCP/LLC和RLC处理，但是是在上行方向上。
远程传输和网络层216的GPRS/EDGE子系统210的无线链路控制器接收包含TCP ACK消息232的TCP/IP/SNDCP/LLC包，但是在协议控制单元114的无线链路控制计时器计时到期之前，不能开始与用于传输TCP ACK消息232的上行建立周期234相关的建立步骤。因此，与用于最初发送装载TCP/IP分组302的下行周期300相关的下行临时块流，必须在用于建立TCP ACK消息232的上行周期234可以开始之前被完全地拆卸掉。
例如，在接收到TCP ACK消息232之后，GPRS/EDGE子系统210向协议控制单元214发送信道请求访问脉冲236，它的响应是发送立即分配消息238。然后GPRS/EDGE子系统210向协议控制单元214发送分组资源请求消息240，为临时块流请求资源。协议控制单元214以分组上行分配消息242作为响应，GPRS/EDGE子系统210在分组控制确认消息224中确认这个消息。然后，在确认数据传输周期248中，包含TCP ACK消息232和拆卸的数据块从GPRS/EDGE子系统210传输到协议控制单元214。然后，协议控制单元214在TCP确认消息304中向传输和网络层216传输数据块246。因此，上行建立周期234和确认数据传输周期248组成TCP确认消息232所需要的上行周期206，以根据TCP确认消息304达到传输和网络层216。一旦传输和网络层216接收到所需要的TCP ACK消息，下一个TCP/IP数据分组消息250就经过协议控制单元214，从传输和网络层216发送到GPRS/EDGE子系统210。
上行建立周期234的初始建立所需要的周期依赖于诸如随机访问信道(RACH)的周期性发生、立即分配消息238中发送的开始时间、和包上行分配消息242中发送的开始时间等因素。随机访问信道的周期性发生的范围可以是41-217个TDMA帧周期，假设它是41个帧周期，或190毫秒。立即分配消息238中发送的开始时间的范围可以是9个TDMA帧周期到3分钟，但是通常是9-25个TDMA帧周期，或42-115毫秒，而分组上行分配消息242中发送的开始时间的范围可以是9个TDMA帧周期到3分钟，但是通常是20个TDMA帧周期，或92毫秒。因此，上行建立周期234的初始建立通常最少是大约320毫秒，最多大约是480毫秒，平均大约是320毫秒。这超过了通常可接受的端到端的最大延迟125毫秒。
TCP ACK消息232的长度是40个八位字节，它与48个八位字节的逻辑链路控制头部236和SNDCP头部232的开销合并在一起。假设可用无线资源是理想的，因此数据可以在一个时隙上的每个可调度下行块上发送，在确认数据传输周期248中为40个八位字节的TCP/IP ACK有效载荷传输所有数据块246所需的时间，在CS-1编码方式中等于60毫秒(3RLC数据块)，在CS-2编码方式中等于37毫秒(2RLC数据块)。
移动站202既可以通过使用动态时隙分配媒体控制访问(MAC)模式，又可以通过固定时隙分配媒体控制访问模式来接收在上行方向上传输的权限。图6是动态时隙分配媒体控制访问模式的示意图。如图6中所示，在动态时隙分配中，移动站300接收来自基站304的下行无线链路控制/媒体访问控制(RLC/MAC)控制块302，它包括特殊的地址(称为上行状态标记(USF)306)和RLC/MAC数据308。如果USF 306(为3比特)指示USF与分配给移动站300的USF相同，那么移动站300就拥有下一次传输时分多址(TDMA)帧的权力。分配给第二个移动站310的数据块可能包含给移动站300的USF信息。
图7是固定时隙分配媒体控制访问模式的示意图。如图7中所示，在固定时隙分配中，移动站312周期性地接收来自基站316的开始时间和位图314，这表示移动站可以在其上进行传输的未来时隙的基准值和偏移量。按这种方法，移动站312被告知何时可以开始临时块流，和接收表示移动站可以在其上传输的、相对于开始时间的时隙的位图314，这样，移动站312就在由开始时间和分配位图分配的时隙上传输。
正如下面将要描述的，尽管USF值具有不同的含义，当移动站不被上行临时块流占用时候，本发明在固定和动态分配MAC模式中都使用了USF域。本发明包括冲突避免(CA)机制，它利用RLC/MAC控制块中已经给出的USF地址，在已经有一个下行临时块正在处理的时候，使得上行临时块流能够快速地创建。由于USF值可以被多个移动站接收，因此，USF值分配服务就像资源的间接锁一样。
在本发明中，在下行临时块流激活期间，认为USF域是“信道可用性”标志和“直接确认域”。图8是本发明中用于建立上行数据分组传输的信号逻辑的示意图。在本发明中，在接收组成下行临时块流的块的时候，对USF域进行检验，移动站USF域何时在上行临时块流中传输信息。如果USF域是零值，那么就认为信道是“可用的”，这样，移动站可能开始传输它的新的上行TBF信息。
具体地说，如图5和图8中所示，当基站320和移动站322在包括分配移动站USF地址(诸如“110”)的下行建立周期224的下行临时块流建立324中时，基站320(例如)通过媒体访问控制层213，向移动站322发送USF地址，通过它，移动站322将确定从下行临时块流324中得到的，用于数据传输周期225的下行临时块流的持续时间，与USF地址一起发送的是可能用于移动站322传输的不确定的(contingent)上行时隙的数量。一旦GPRS/EDGE数据在数据传输周期225的下行方向上流动，基站320就通过媒体访问层213，以发送值USF＝000的方式，来为移动站322指出上行信道的可用性326。如果移动站322有要上行传输的数据，移动站322就在基站320指示的不确定的上行时隙数量的时隙上传输第一上行无线链路控制数据块328。
基站320接收第一上行数据块328，并知道如何将临时流标志(TFI)与移动站322的USF值联系起来。基站320通过将移动站322的USF值(用于间接地寻址移动站)插入到下一个下行无线链路控制数据块330的头部中去，从而在下一个下行无线链路控制数据块330中确认移动站322的USF地址。在本发明中，插入的USF值的作用是作为发送移动站322的确认，和作为告知其它希望进行发送的移动站“信道忙”的标志。移动站322通过媒体访问层211，用位于无线连接控数据制块330开始处的头部中的，作为基站320正确地接收到第一上行数据块328的确认的USF值，来解释下一个下行无线链路控制数据块330，并发送后续的上行无线链路控制块332。上行临时块流248的剩余部分343将持续这个过程，直到上行临时块流248结束，这是通过在最后的几个无线链路控制数据块中的递减计数过程这种通常的方式来告知基站320的。在递减计数过程中，移动站322在发送最后几个数据块246期间，将数据块246的头部中的一个变量进行递减，以通知基站320上行数据块流即将结束。这个信息帮助基站320分配到另一个移动站。
因此，在本发明中，移动站322在接收组成下行临时块流的块的时候，检测USF域，确定移动站322何时在上行临时块流传输的信息。如果USF是零值，那么移动站322就认为信道是“可用的”，于是移动站322就可以开始传输新的上行临时块流信息了。基站320通过分别地发送对下行数据链路控制块330、334、338、342等的直接确认，来确认接收到上行数据块328、332、336、340，等等。不像真“随机访问”方法那样，由于移动站322与基站320之间的同步是已知的，所以本发明利用分组数据业务信道(PDTCH)，而不是随机访问信道。因此就不必使用特别缩短的GSM“访问脉冲”了。因此，可能在上行访问过程中发送初始无线链路控制块数据块(和用户信息)，进而将上行访问连成一个整体。在图5中显示了通常使用的GSM上行访问方法，包括交换信道请求访问脉冲236、立即访问消息238、分组资源请求240、和分组上行分配242。按这种方法，本发明不需要这些交换。
图9是本发明中，移动站中的间接载波用直接确认感知多重访问的流程图。如图8和图9中所示，在下行临时块流建立324完成之后，移动站322判断移动站322是否有可用于上行传输的数据(步骤342)。一旦移动站322有可用于上行传输的数据，移动站322就判断下行临时块流建立324是否结束(步骤344)。如果下行临时块流建立324没有结束，移动站322就等待(步骤340)，直到下行临时块流建立324结束。
在步骤344中，如果下行临时块流建立324结束了，移动站322就判断是否接收到下行无线链路控制块326(步骤346)。如果没有接收到下行无线链路控制块326，进程就返回到步骤340，这样移动站322就等待，直到接收到下行无线链路控制块326。如果接收到了下行无线链路控制块326，移动站322就判断下行无线链路控制块326中包含的USF是否等于零(步骤348)，零值表示基站320已经指示移动站上行信道可以使用，并且没有被其它移动站使用。如果上行信道可用(即，在步骤348中，下行无线链路控制块326中包含的USF等于零)，移动站322就用上行信道向基站发送第一上行无线链路控制块328(步骤354)。一旦移动站322在步骤354中向基站320发送了第一上行无线链路控制块328，进程就返回到步骤340，进程将为下一个上行无线链路控制块而继续。
如果信道不可用(即，在步骤348中，下行无线链路控制块326中包含的USF不等于零)，移动站322就判断下行无线链路控制块的USF是否等于移动站322的标识，这表示移动站322可以传输下一个数据块。
图10是本发明中，基站中的间接载波用直接确认感知多重访问的流程图。如图10中所示，在下行临时块流建立周期期间，基站320判断在上行临时块流中，信道是否分配给移动站322(步骤362)。如果信道已经分配给移动站322，进程回到开始处(步骤360)。如果信道没有分配给移动站322，基站320就判断是否从基站322接收到上行无线链路控制328(步骤364)。如果没有接收到上行无线链路控制328，基站320就将下行无线链路控制块326中的USF设置为等于零(步骤370)，并发送下行无线链路控制块326(步骤372)。然后进程返回到步骤360，因此基站320在后续的下行无线链路控制块中，持续地向移动站322发送上行信道可用的标志，直到基站320在基站320分配的，不确定的上行时隙数量的时隙上接收到初始无线链路控制数据块为止。
如果基站320在步骤364判断已经接收到了上行无线链路控制块328，然后，基站320就判断上行无线控制块328的，其值等于移动站的USF是否拥有有效的下行连接块流(步骤366)。如果上行无线控制块328的，其值等于移动站的USF没有有效的下行连接块流，进程就返回到步骤370，因此，基站320就在随后的下行无线控制块中持续地向移动站322发送上行信道可用的标志，直到基站320在基站320分配的，不确定的上行时隙数量的时隙上接收到下一个上行无线链路控制数据块为止。然而，如果在步骤366中，上行无线控制块328具有等于移动站的USF拥有有效的下行连接块流的移动站，基站320就将下行无线链路控制数据块330中的USF值设置为移动站322中的USF值。如图8所示的例子中，就像在下行临时块流建立324中标记的，移动站322中的USF值为“110”。然后，基站发送带有USF值等于“110”的下行无线链路控制数据块330，这里USF值是作为对移动站322的USF的直接确认。然后进程返回到步骤360，因此，基站320在步骤364中等待接收后续的上行无线链路控制数据块322，然后进程就一直持续到由移动站322传输的上行数据的最后几个无线链路控制数据块中的递减计数过程所标记的，相关的上行临时块流的结束为止，或者直到移动站322没有数据要发送为止。
尽管这里示出和描述了本发明的特殊的实施例，它也是可以被修改的。因此，在附加的权利要求书中将覆盖到所有这些在本发明的真实精神和范围内的变化和修改。
权利要求
1.一种包括移动站的通信系统，所述移动站在上行临时块流中，向基站发送多个上行无线链路控制数据块，和在下行临时块流中，从基站接收多个下行无线链路控制数据块，所述通信系统包括所述基站中的协议控制单元，它具有在所述下行临时块流的建立期间发送标志，且在所述多个下行无线链路控制数据块的第一个中发送标志信道的可用性的上行状态标记的基站媒体访问控制层；和移动站中的GPRS/EDGE子系统，它具有接收所述标志和所述上行状态标记，且在标志信道的可用性的所述上行状态标记响应中，在所述多个上行无线链路控制数据块的第一个中，向所述基站发送上行数据的，移动站媒体访问控制层，其中，所述基站媒体访问控制层响应接收到来自所述移动站的所述上行数据，在所述多个下行无线链路控制数据块的后续的一个中，发送直接确认，并且响应所述移动站在所述直接确认，在所述多个上行无线链路控制数据块的第二个中发送上行数据。
全文摘要
一种包括移动站(202，322)的通信系统，所述移动站在上行临时块流(248)中，向基站(208，320)发送多个上行无线链路控制数据块(328，332，336，340)，和在下行临时块流(225)中，从基站接收多个下行无线链路控制数据块(326，330，334，338，342)。通信系统包括位于基站中的协议控制单元(214)，它具有在下行临时块流(224)的建立期间发送标志，和在所述多个下行无线链路控制数据块(326)的第一个中发送标志信道的可用性的上行状态标记的基站媒体访问控制层(213)。位于移动站中的GPRS/EDGE子系统(210)，它具有接收标志和上行状态标记，和在标记标志信道的可用性的上行状态响应中，在所述多个上行无线链路控制数据块(32)的第一个中，向基站发送上行数据的移动站媒体访问控制层(211)，基站媒体访问控制层响应接收到来自所述移动站的所述上行数据，在所述多个下行无线链路控制数据块(330)的后续的一个中，发送直接确认，并且移动站在直接确认的响应中，在所述多个上行无线链路控制数据块(332)的第二个中发送上行数据。
文档编号H04L12/56GK1437800SQ01811489
公开日2003年8月20日 申请日期2001年6月5日 优先权日2000年6月21日
发明者马克·佩岑, 詹姆斯·沃马克 申请人:摩托罗拉公司