作为示例，当单频网络(SFN)技术被用于MBMS递送时，给定的业 务的发送区域与一个或若干个多小区MBMS同步区域(MMSA)相交 叠。在每个MMSA内，发送业务数据的信号在其所有传输eNodeB之间必 须相同。这要求发送器之间的时间同步以及共同的资源分配方案，以便发 送机会(在容限内)完美地重叠。另外必需的是，每个发送机会对相同的 数据块进行编码，以取得内容同步。为此，MMSA中的所有eNodeB从单 个源、即多小区协调实体(MCE)接收业务数据分组，所述MCE使用可 能是基于时间戳或基于字节偏移或其他方式的SYNC协议来递送分组。
基于字节级序号的内容同步是相对同步方法。即分组不经由时间戳被 指派任何特定的发送时间，但是该方法仍然确保任何给定的分组被MMSA 的所有eNodeB同时发送。分组通过字节偏移由MCE发出，在定义了起始 时间的情况下，所述字节偏移有效地将分组精确地定位在由分配给MBMS 业务的块的序列形成的字节流内。字节偏移所隐含的实际位置取决于打包 较早分组所花费的开销，但是由于所有eNodeB根据同样的规则来打包分 组，因此内容同步被保持。
通常利用该方案，与一个分组相关的字节偏移等于与前一分组相关的 字节偏移加上前一分组的尺寸。应该注意，对于任何方案，所分配的容量 必须稍大于实际的数据量。这意味着必须在分组流内不时地运用空闲间 隙，不要将空闲间隙与可能被任何eNodeB丢失的分组相混淆。
MCE可在分组流中生成空闲间隙，如果其在上游流中本身遇到间隙的 话。然而，空闲间隙应将源的数据率调整到空中接口的实际速率。如果 MCE完全不知道eNodeB所消耗的开销(并且该开销不恒定)，则MCE 无法确保eNodeB中的排队会保持稳定。实际上，资源将被分配以避免平 均队列增长，平均队列增长意味着队列有耗尽数据的倾向。同步方法将不 得不处理这种情况或者一开始就通过及时运用空闲的同步间隙来避免这种 情况。
当eNodeB检测到它已经丢失一个或多个分组时，虽然它不能发送任 何被该损失影响的块(因为，块不能被部分地发送)，但是它必须确定遗 漏多少块以及在哪个字节上继续发送，以便与未受到任何损失的eNodeB 保持同步。
虽然可能看起来eNodeB通过(损失之前和之后)与接收分组有关的 字节偏移上的差异而得知间隙的尺寸，但是应该理解，该尺寸不包括由打 包处理添加的开销。eNodeB因此需要计算其他eNodeB花费的开销。即， 它必须仿效丢失的数据的打包。如果仅损失了单个分组，则仅存在一种其 已经打包的方式。但是，在此阶段，eNodeB无法得知并且不应假设它。 如果若干分组丢失，则仅知道它们的尺寸之和是不够的，这是因为一般 地，开销根据分组如何装进块中而变化。
根据3GPP提议Ericsson，Tdoc R2-070573，存在一种已知的建议，其 中开销的计算很平常(trivial)：每个块贡献固定量的空间给头部 (head)，开销因此是恒定的，传送的用户数据量也是如此。
然而，这种已知的提议呈现出两个限制及缺点。
首先，除了在级联分组最多的极端情况(稀有情况)下之外，存在未 使用的头部空间。其次，在缩小头部以便减少浪费时，存在增加的遇到耗 尽头部空间的分组序列的风险，导致块的数据部分中的不可用空间的浪 费，然后或者是数据损失(由于丢弃本可装进未使用的空间的数据)或者 是数据延迟(由于在后面的分组中打包该数据)。

【技术问题】
本发明寻求提供优于已知技术的优点。
【技术方案】
根据本发明的第一方面，提供了形成用于移动无线电通信网络内的内 容同步的RLC块的方法，该方法包括为所述块中的多个SDU中的每一个 设置控制元素的步骤，其中每个控制控制元素包括被布置在其相应的SDU 之前的头部元素。
如本文所讨论的，本发明就其可以允许每个块中的可变数目的分组或 片段、因而可以帮助实现开销的优化而言特别有利。
更进一步，分组损失可以在网络内被检测，例如在eNodeB处检测， 使得同步的发送可以在丢失的数据之后恢复。
优选地，所述头部元素包括用于每个所述SDU的前缀。
头部元素可以包括用来指示它所指代的数据的长度的标记。
具体地，头部元素有利地与数据一起被混合在SDU的净荷内。
在一个具体实施例中，头部元素尺寸固定。
更进一步，长度指示符可以被包括在RLC头部内，并且该方法还可以 包括计算空闲间隙的步骤。
再进一步，头部元素的形成可以被这样布置：通过与长度指示符相关 的零来进行最终填充。
本方法还可包括通过哑分组的方式来发信号通知空闲间隙的步骤。
具体地，该方法可以包括将哑分组映射到RLC PDU内作为哑SDU的 步骤。
根据本发明的另一方面，提供了用于移动无线电通信网络内的内容同 步的RLC块，包括用于所述块内的多个SDU中的每一个的控制元素，其 中每个控制元素包括被布置在其相应的SDU之前的头部元素。
优选地，所述头部元素包括用于每个所述SDU的前缀。
具体地，头部元素有利地与数据一起被混合在SDU的净荷内。
在一个具体实施例中，头部元素尺寸固定。
更进一步，长度指示符可以被包含在RLC头部内并且该方法还可以包 括计算空闲间隙的步骤。
再进一步，头部元素的形成可以被这样布置：通过与长度指示符相关 的零来采用最终填充。
根据本发明的又一个方面，提供了移动无线电通信网络设备，所述移 动无线电通信网络设备提供用于移动无线电通信网络内的内容同步的RLC 块，并被布置为为所述块中的多个SDU中的每一个设置控制元素，使得 每个控制元素包括被布置在其相应的SDU之前的头部元素。
优选地，所述头部元素可以再次包括用于每个所述SDU的前缀。
头部元素可以包括用来指示它所指代的数据的长度的标记。
具体地，头部元素有利地与数据一起被混合在SDU的净荷内。
在一个具体实施例中，头部元素尺寸固定。
更进一步，长度指示符可以被包括在RLC头部内，并且该方法还可以 包括计算空闲间隙的步骤。
再进一步，头部元素的形成可以被这样布置：通过与长度指示符相关 的零来采用最终填充。
优选地，移动无线电通信网络设备包括多小区协调实体。
如将因此而理解的，本发明提出了一种构建RLC块的某种程度上的新 方法，该方法允许每个块中的可变数目的分组和/或片段，因此优化了开 销。有利地，它还允许eNodeB检测分组损失以在丢失的数据之后恢复同 步的发送。
利用可变的开销，MCE在确保eNodeB中的数据队列从不耗尽或者利 用空闲间隙被控制的情况下可能经历额外的问题：可变的开销将意味着 eNodeB的精确服务数据率未知并且为此来自eNodeB的反馈已被3GPP排 除。然而，本发明同样有利地处理了该方面。
本发明用于通过解决上面概述的可变开销的问题来间接地解决这种问 题。
如将理解并在下面进一步讨论的，本发明涉及对基于字节偏移的 SYNC协议的微小修改以及特定的RLC PDU构造方法。
更详细地，RLC利用包含SDU长度的元素来给每个由SYNC递送的 SDU加前缀。该前缀与净荷中的SDU一起被打包就好像它们是数据的一 部分一样，并且级联被隐含且分解(disassembly)反复地读取前缀。前缀 具有固定的尺寸(对于LTE，2字节)并且该尺寸被MCE包含在SYNC 字节偏移中。
下一分组的偏移是增加了前一分组的实际尺寸加上RLC SDU前缀的 尺寸的前一分组的偏移，尽管就MCE而言，RLC SDU前缀的尺寸仅仅是 SYNC和RLC协议共享的一个常数。
分段(segmentation)也被隐含，并且在没有RLC PDU被损失时，重 组(reassembly)很平常。在损失的RLC PDU后，拆包(unpacking)处理 从指向下一可用前缀的每个RLC头部中的“前缀偏移字段”重新启动(进 一步细节见下面的实施方式描述)。
SYNC可不通过任何真实的净荷来递送哑分组：净荷是指示分组的虚 拟尺寸的字段，即在正常方式下将在下一偏移中反映出来的尺寸(包括前 缀尺寸)。哑SYNC PDU通过其小的实际尺寸被识别为哑SYNC PDU (真实的分组没有这么小的)。
由哑分组发信号通知的空闲间隙被映射到RLC PDU中作为哑SDU， 连同根据其虚拟尺寸代替数据而生成的填充物和前缀。产生的还包括真实 数据在内的PDU被发送。只要后续PDU的构造不受影响，仅包含填充物 的PDU甚至无需被构造。
凭借每个SDU前缀中存在的填充标记，填充的SDU被接收RLC实体 识别为填充的SDU并丢弃。注意，分段重组不受影响(进一步细节见下 面的实施方式描述)。
通过基于SYNC字节偏移在一个调度时段(或多个调度时段)上的增 长确保精确的伪速率，MCE可以利用空闲间隙来控制实际的eNodeB服务 速率。
本发明表现了向LTE(长期演进)提议的被称为“基于字节级序号的 同步”的基本MBMS业务内容同步方案的改进。上述该已知方案允许若 干eNodeB同时发送分组，但对于每个分组，它避免时间戳并使用字节偏 移作为替代，所述字节偏移将每个分组定位在由相继的MBMS业务发送 机会(对所涉及的所有eNodeB而言相同)构成的虚拟字节序列内。照该 方案的情况，协调实体(MCE)和一个或多个eNodeB之间的多个分组损 失的可能性对发送的数据块的形成要求如下约束条件：每个块必须传输固 定量的用户数据(包括作为数据的空闲间隙)，这里用户数据指MBMS 承载业务的净荷。然而，分组的级联(希望避免容量浪费)一般招致可变 的开销。所以对每个块的固定数据量的要求转化成每个块中的固定量的保 留空间，以适于处理最大数目的级联。这会带来系统容量的浪费。
【有利效果】
以下进一步参考附图仅通过示例方式来描述本发明。

图1是RLC PDU构造的图示；
图2包括净荷空间的虚拟表示；
图3包括通过RLC形成加了前缀的SDU的图示；
图4是SYNC字节偏移的图示；
图5是示出加了前缀的SDU在净荷空间中的位置的图示；
图6是示出通过接收终端对RLC SDU进行拆包的示意图；
图7用于示出普通的RLC PDU配置；
图8是与图7的配置相似但在净荷开始处未发现正在进行的分段的配 置的图示；
图9是相似的、但处于分段中间的RLC PDU配置的图示；
图10提供了其中分段具有分割的两个前缀的RLC PDU配置的图示； 并且
图11(A)和11(B)示出采用哑SYNC PDU的不同场合。

假设给eMBMS业务分配的空中接口资源和相关的L1参数至少在一 个会话中是固定的。另外，假设它们被分割成同一容量的多个传输块。此 外，假设MAC层消耗固定的开销。这些假设的净结果是eNodeB中的 RLC产生每业务会话固定的、已知尺寸的RLC PDU，所述RLC PDU映射 到发送机会。然而，为了清楚起见，以下假设单个尺寸，虽然该方案可被 调整为可预测的可变尺寸。
RLC PDU由固定的头部和净荷部分组成。这里定义的净荷实际上将包 括某些开销以及数据(RLC SDU或其片段)，而这种展示RLC处理的方 式最适合该方案。不论可用的RLC PDU尺寸和头部所需的尺寸如何，净 荷部分都按字节对齐并保持已知的整数个字节(八位)，以下称为净荷尺 寸。这在图1中被具体示出，其中尺寸为10的RLC PDU具有头部部分12 和净荷尺寸由净荷字节16的数目限定的、由所述净荷字节16分割的净荷 部分14，所述净荷字节16即前述八位并由字节边界18分开。
考虑业务会话(从开始到终止)中涉及的RLC PDU的序列，净荷在 概念上可被看作形成可通过字节偏移来寻址(即，从零开始)的字节或地 址空间的连续流。就是说，RLC PDU 20序列如图所示各自包含RLC头部 22和RLC净荷24，并且其中业务会话由那些位于业务会话开始箭头26和 业务会话完成箭头28之间的PDU 20定义。
随同相对于由净荷串30形成的虚拟的连续字节流而采用的字节偏移 32的示例一起，还指示了净荷空间30的虚拟映射。
在通过SYNC协议递送SDU时(SYNC将最终成为RLC SDU的 MBMS业务分组递送到eNodeB)，RLC利用(至少)包含SDU的尺寸的 控制元素来给每个SDU加前缀。注意，该步骤可以是虚拟的，因为只有 字节在RLC PDU中的最终布置才重要。这在图3中被示出，其中SYNC 34向RLC 36递送包含RLC SDU 40的SYNC PDU 38，所述RLC SDU 40 随后在RLC 36处形成包括前缀44的扩大的SDU 42，所述前缀44根据本 发明的实施例而出现并可由RLC 36添加。然而，这些前缀将最终到RLC PDU的净荷中成为真实元素，以便保持八位对齐，所述前缀具有整数个字 节。这被表现为头部中的长度指示和净荷中的数据元素之间的虚拟关联， 并导致新的(扩大的)SDU从所递送的SDU中局部形成。
存在可能的替代，其中在前缀中给定的长度包括前缀自身的长度；换 言之，它将会是扩大的SDU的长度，而不仅仅是真实SDU的长度。虽然 可能该等同方法看起来实际优势很小，但是可以赋予从零直到前缀尺寸的 长度以特殊意义。例如，在会话终止时，最终PDU可能必须被添加。这 可以通过下面建议的方式来完成，而利用零来填充的未指定的长度可以用 表示“无更多数据：会话完成”的零长度来指定。
SYNC所携带的字节偏移(现在参考内容同步方法“基于字节偏移” 或“基于字节级序号”的一般概念)是扩大的(加了前缀的)SDU的尺寸 的累加值。MCE(即，SYNC PDU的源)无需精确地知道eNodeB中的 RLC过程；它要做的是在计算字节偏移时将分组的尺寸扩大固定的量 (RLC SDU前缀尺寸)。换言之，第一SYNC SDU的字节偏移为零，并 且任何后续的PDU的字节偏移(忽略空闲间隙)为增加了如下尺寸的前 一PDU的偏移，即，增加了：该前一PDU的净荷的以字节为单位的真实 尺寸加上RLC协议定义所施加的固定数目。这仅仅是一般的“基于字节偏 移的内容同步”方法的微小改动，还经由字节的更大增加提供了间隙。这 在图4中被具体示出，图4再次示出在SYNC 34中出现并包括分组或 RLC SDU 48和偏移值46的PDU。然后，PDU后面跟着包括分组或RLC SDU 50和偏移52的下一PDU，其也在图中被示出，这种情况下，偏移等 于前一PDU的偏移46和分组尺寸48以及前缀尺寸和出现的任何间隙尺寸 之和。
SYNC和RLC协议之间的该联系(共享的常数)虽然可能在原则上不 被希望，但是不表示什么限制，例如，SYNC无需知道前缀的结构或其用 途；它只需知道要在偏移计算中添加的固定数目。
实际上，考虑将不大于1500字节(目前LTE的假设)的分组，前缀 将需要两个八位(11比特的长度指示和一些标记，如后所述)。
SYNC字节偏移可以被视为在上面定义的净荷空间中的地址，其允许 RLC在净荷空间内并因此在特定RLC PDU内或跨若干个RLC PDU来绝 对地定位扩大的(加了前缀的)SDU。SDU的位置因此不依赖于先前的任 何分组损失，这使得每个eNodeB能够与所有其他eNodeB保持同步，无 论(MCE和eNodeB之间的)S1链路上的任何分组损失如何。在图5中， 示出了相对于包含前缀60和RLC SDU 62在内的PDU的第一、第二和第 三分组偏移54、56、58的序列。
RLC PDU净荷64还被示出为间隙66，该间隙可能被第二和第三分组 之间的填充SDU(未示出)填充。实际上不存在净荷空间，但是RLC PDU形成可以容易地递增地完成：RLC简单地填满当前PDU的净荷部 分，然后是扩大的(加了前缀的)SDU的序列，随同其前缀一起连续地复 制它们，确保字节偏移暗示着SDU是连续的，开始于在打包前一PDU时 其停止的位置并停止于完成净荷的字节。如果字节偏移的不相符暗示SDU 丢失，则RLC简单地跳过负责该不相符的一些比特，可能将该处理推进到 后续PDU。跳过的字节的内容(值)的问题将稍后重新再讨论，参见下面 考虑空闲间隙时。现在，字节偏移不相符将被归因于损失的分组。这种情 况下，跳过的字节无关紧要，这是因为不管怎么样都有必要丢弃任何丢失 任意数据的PDU(即，不发送它)：然而，跳过的字节可以被填充，所产 生的传输块将与那些被相邻eNodeB发送的、未引起任何分组损失因而违 背MBSFN传输原则的传输块不同。
上面的限定暗示着虚拟地相关联的前缀现在真实地被复制在真实SDU 前面，即，与数据相混合就好像净荷的一部分一样。在本说明的过程中， 这是最自然的方法。然而，在RLC打包技术发展水平的背景下，习惯的做 法是对诸如这些SDU前缀之类的控制元素进行分组并将它们合并到RLC 头部，因而使得其尺寸可变。所以将这些前缀置于净荷内部的实用性可被 视为创新性的。另外，现有技术所建议的分组在这里具有如下所述可以被 解决但具有不利影响的问题。等同于如下情况的配置产生所述问题，在所 述情况中，从这里展示的净荷空间的视角来看，前缀需要在两个PDU之 间分割，或者从现有技术的视角来看，例如，RLC PDU构造导致PDU中 小于前缀的剩余空间，比如说仅一字节。对于同步而言重要的是：SYNC 字节偏移与数据字节和前缀字节相匹配，单个剩余字节也不能简单地浪费 (证明：这可能发生两次，然后不相符为2字节，这对于前缀来讲足够 了，所以如果eNodeB丢失一些分组，则将错过机会，四处浪费字节，因 而放松(loose)与其他eNodeB的同步)。为了纠正这种情形，可以安排 在RLC头部拥有前缀列表中的部分前缀，并且这些前缀将需要标记。毕 竟，该方法已经需要连续标记来指示前缀列表的终点。作为替代，剩余字 节可以用RLC头部的固定(主要)部分中的保留字节来补充。但是该保留 字节在一般情况下降低PDU的容量。另外，它等于是在净荷空间内凭空 创建字节。所以这将不得不由下一PDU中的额外浪费字节来补偿，以便 保持与SYNC字节偏移的同步。诸如此类的配置还需要标记来发信号通 知。所有这些如果需要的话都可以被澄清。在此提出的是最好将前缀放在 净荷内，因为将它们分组在可变的RLC头部中麻烦且效率低下。
只要没有PDU被损失，RLC PDU拆包就很平常(即，不是较低的层 可决定的)。于是连续的净荷空间的概念仍然有效：字节流开始于包括下 一SDU的长度的所谓前缀，(净荷空间中的)后面紧跟着下一前缀，以 此类推。图6用于示出通过接收终端处的直接映射70的方式来对RLC SDU 28的序列进行拆包。注意，最后一个PDU可能必须通过某些填充来 完成；这样拆包的RLC将具有指示要(通过和它处理数据流内的空闲间隙 的方式相同的方式)丢弃什么的前缀。实际上，RLC一次处理一个PDU， 仅意味着两件事情：
-当很显然RLC在超过当前RLC PDU后继续时，RLC记得SDU的长 度以及多少已被拆包。
-RLC可能发现PDU净荷中剩余的空间对于前缀而言太小(在提议的 LTE实施方式中，这意味着只剩一个字节)。于是RLC必须存储该剩余 的PDU部分，假定其是将通过下一净荷的开始来完成的前缀的开头。
后一点虽然本质上背离了上面的讨论，但仍是对在主要头部后面对前 缀进行分组的现有技术的改进。前缀可以通过若干种方式、或者不适当或 者以浪费容量而告终的方式而耗尽，如前面花费大量精力详述的。
在某些RLC PDU在拆包侧被损失(因包括在eNodeB处的损失分组的 影响在内的无论任何原因而毁坏并且不可由其低层来解码)的情况下，某 些前缀可能丢失，这打断了上述链条。为了在丢失的PDU(实际上是任何 数目的PDU)之后重启拆包处理，每个PDU必须包括指示在哪里去找下 一可访问的前缀的信息。该信息通过在RLC的固定头部内包含长度指示元 素来提供。注意，头部的尺寸因为其固定的尺寸，准确地说，因为产生的 已知尺寸的净荷部分而不影响同步。新字段可被视为扩大的SDU片段的 长度，其可以开始如图7所示的净荷部分并且还在76处被单独示出，在 图7中示出含有净荷72的RLC PDU配置包含前缀偏移字段值74。但是， 存在不同的分段情况要考虑以及对该长度指示的更精确定义，称为“前缀 偏移字段”，即：在下述逻辑限制的情况下，扩大的SDU的第一个开始 相对于净荷PDU部分的开头的偏移。
如果PDU不从进行中的(ongoing)分段开始，则逻辑上遵循“前缀 偏移字段”必须设为零，如图8所示，图8和图7一样示出了净荷78以及 在82处单独表示的被包含的前缀偏移字段80，但是其中字段80的实际值 为零。
如果PDU仅保持片段(即，该PDU在长的分段的SDU的中间出现并 且因此净荷中不存在前缀)，则“前缀偏移字段”的值必须至少等于净荷 部分的长度。对该长度的替代是直到(3)中定义的连续净荷空间中的下 一前缀的偏移，但其实际上不是必要的。参见包含如下示例的图示的图 9，其中净荷84的长度等于前缀偏移字段86的长度——前缀偏移字段86 再次在88处被单独示出。
如定义已经隐含的，如果净荷从截断的前缀开始(因为它在前一PDU 中开始)，则利用“前缀偏移字段”来指向的正确前缀是下一个前缀。这 在图10中被示出，其中除此之外，下一前缀碰巧也被截断。即，净荷90 的长度几乎等于除去分割的前缀94、96后的前缀偏移字段92的长度，前 缀偏移字段98再次在98处单独示出。
然而，后一种情况属于可以增强的场合：每当扩大的SDU在该SDU 的开始之前被分段，就可能恢复该SDU(或者在其被跨越下一PDU来分 段的情况下，恢复其初始片段)。利用RLC头部中的额外标记(或“前缀 偏移字段”本身，总之也是头部的一部分)，可以指示如下情形：分段将 扩大的SDU在其前缀和SDU之间进行分割；并且前缀的最后一个字节存 在于当前的PDU中。
应该注意，如果前缀尺寸大于2，则将存在更多种情况。
SYNC字节偏移机制允许空闲间隙在MCE处生成并且从eNodeB的视 角来看被视为损失的数据(空闲间隙对于分组路由的网络上的速率匹配、 即灵活性而言是必要的，并且eNodeB本身不能生成同步的空闲间隙)。 然而，在这种情况下，不利于针对空闲间隙和损失分组的普通过程的简单 性。这是因为损失的分组被假设为在每个eNodeB处独立地发生的随机事 件。所以当eNodeB有丢失数据的PDU要发送时，它将几乎肯定发送与相 邻eNodeB发送的块不同的块并将违背MBSFN发送规则。因此，损失的 分组还可能强制数据的有效损失被正确地接收但环绕间隙(不仅是与间隙 一起拥有PDU的片段，而是这些片段所属于的整个分组)。然而，空闲 间隙并非异常和少见的情况：它们在正常操作中频频出现，并且对于所有 参加MBSFN的eNodeB来说是平常的。在发信号通知了空闲间隙(即， 将它们与损失的分组相区分的机制)的情况下，eNodeB无需扔掉空闲间 隙周围的任何数据，因为任何部分地填充的PDU对于每个eNodeB来讲将 仍然是相同的。可以通过使用不携带任何用户数据的哑SYNC PDU、在不 对SYNC协议进行任何重大改变的情况下来发信号通知空闲间隙。哑 SYNC PDU的目的是向eNodeB肯定地宣布空闲间隙。因此它们必须携带 它们打算发信号通知的间隙的尺寸。这将很平常，如果那些分组是利用正 确尺寸的哑数据生成的话。但是首先，它占据不必要的容量；其次，哑数 据必须与真实数据相区分。然而，如果PDU的数据净荷被简单地省略同 时虚拟尺寸被添加到字节偏移上，则间隙的尺寸只能追溯地得知(多个哑 PDU将仅仅使其缓和)。另外，如下省略(cancel)，即间隙的一部分实 际上包括一个或多个损失的分组的省略仍然存在，并且因此不保证对于 eNodeB来讲，发送部分地填充的PDU是正确的。这在图11(A)中用图 来解释，其中相对于时间的图示，示出包含分组或RLC SDU 102连同前缀 偏移104的PDU，后续哑SYNC PDU 106包含偏移108并且后面跟着一个 PDU，所述偏移108等于偏移104、以八位为单位的分组RLC SDU 102以 及局部值2之和，所述后面跟着的PDU中，前缀偏移110包含哑SYNC PDU 106加上值X所得之和。
图11(B)示出如下示例，其中PDU 102、104和哑SYNC PDU 106 再次到来，但是另外，认为介于中间的PDU 112具有分组或RLC SDU 114，并且认为前缀偏移116被损失且后面跟着具有如下前缀偏移值的 PDU，所述前缀偏移值等于前述偏移104、相当于前述哑SYNC PDU 106 的分组尺寸即哑SYNC PDU 108的前缀以及前述标称值X之和。提议的哑 SYNC PDU 108的结构与正常PDU的相同，但是其净荷(应为分组或 RLC SDU)由被设为净荷应有的尺寸(哑分组的虚拟尺寸)的长度指示符 代替。字节偏移仍被设为与适当的PDU一样，除了哑PDU后面的任何分 组(其自身是哑或不哑)的偏移被增加RLC SDU前缀尺寸加上前一分组 的虚拟尺寸而非其真实尺寸这一点之外(或者，哑分组的虚拟尺寸是下一 SYNC PDU的偏移减去前缀尺寸之差)。因为长度指示符所需的尺寸小于 最小分组尺寸，所以哑PDU通过它们的实际尺寸来与正常PDU相区分。
当然理解，哑SYNC PDU可能被损失。然而，这仅令eNodeB回到不 发送经填充的PDU的安全选择。在异常情形下，损失是可接受的；损失 的哑分组没有什么不同。
如上所述，空闲间隙要求一种填充携带待发送数据的不完整RLC PDU的机制。填充仅是保证所有eNodeB产生同样的PDU的机制，并且不 要求填满被上述打包方法落下的整体(例如，填充物可以被移到净荷末 尾)。但是，将空闲间隙作为哑SDU来对待将简单得多(虽然在填充物 是被生成并经由填充标记来发信号通知的哑数据的情况下，哑SYNC PDU 由于不携带哑数据而不会透明地转换成哑SDU)。另外，该方法保证上述 所有考虑仍有效。所以，同真实的SDU一样，哑的或填充的SDU跟随指 示可以全为零(或任何其他物，只要是标准化的即可)的填充物的长度的 前缀。这些填充的SDU需要被进行拆包的RLC实体丢弃，并且当每个前 缀中的“填充标记”指示有关的SDU是否被填充时，填充的值不是发信 号通知它们的可靠方式。拆包否则不受影响：填充的SDU可以像任何 SDU那样被分段；损失的RLC PDU意味着片段的性质未定(如果匹配的 前缀丢失或不完整的话)，但是它无论如何会像不完整SDU的任何片段 一样被丢弃。建议按哑SYNC PDU来创建填充的SDU。注意，PDU仅携 带无需发送甚至无需构造的填充物。
如上所述，填充物无需匹配RLC PDU内的逻辑间隙。换言之，一旦 SDU已被分段并指派给PDU，它们就可以在PDU内被重新布置，例如将 任何间隙推向一端。然而，这在间隙非常小(间隙与PDU的交集可能小 到一字节)时会引起问题，该问题可通过标记来解决。
由于最好eNodeB队列从来不是空的，因此MCE不能完全忽略 eNodeB引起的开销(eNodeB必须在损失分组的同时继续进行，但是MCE 最好生成同步的空闲间隙)。幸运的是，利用该方法，MCE只需确保通过 SYNC字节偏移来测量的恒定服务速率。所以空闲间隙尺寸计算实际上应 该是偏移随时间的增长的函数，而不是目标平均分组数据发送速率(以字 节为单位)。换言之，空闲间隙应该调节SYNC字节偏移并有效地管理 RLC净荷空间中的间隙，而不是与实际分组数据量相关。因此，原则上， 与空闲间隙有关的偏移可以小于前缀，而这将使上述建议的技术无效。在 SYNC层(当后面的偏移必须小于前缀尺寸时哑分组的负虚拟尺寸)和 RLC层(SDU前缀中的标记，指示其比正常的即3字节前缀、而不是后面 跟着正常前缀的不可能的1字节间隙要长)这两层的增强都可以解决该问 题。然而，这种微小空闲间隙是不现实的，并且要求空闲间隙必须与长于 指定的最小尺寸(实际上，与已经为与RLC有关的SYNC字节偏移增量 指定的相同的值)要简单得多，产生的效果是填充的SDU(连同前缀)总 能装进指定的间隙内。
如所示，应该理解，MCE必须具有某种知识以便保证空中接口业务速 率平均不高于MCE服务速率。这里展示的同步方法将这种知识降低到要 求MCE供应分组或空闲间隙，以使得偏移在一个调度间隔或多个调度间 隔上的增长速率(即，不是真实的用户数据率)精确地恒定(并在考虑了 全部其他开销的情况下，匹配于物理分配所能支持的)。
从上面的描述中因此将理解，本发明表现了背离现有技术的优势。特 别地，SDU前缀的概念包括与净荷中的数据混合的控制信息。
还将理解，有必要在RLC的主要(固定)的头部内拥有长度指示符。 这不是SDU头部(前缀)的额外实例，而仅是与本次的片段而非SDU有 关的长度指示。其精确的定义如上所述地，并且隐含地，说明了前缀无需 任何额外字段就能支持分段。
本发明提出了处理如下分段情况的想法，其中扩大的SDU通过固定 的头部中的几个标记(或前缀偏移字段)而仅丢失其前缀或部分前缀。
虽然不是必须的，本发明认识到通过与将其自身包含在它们的长度指 示中的前缀相关的零来进行的最终填充的可能性。
这还可用于会话内的填充，但我不不希望如此，而是更倾向于在前缀 中填充标记：填充物无需被置于其在净荷中的逻辑位置；着眼于每个RLC PDU，填充物总是可以被移到净荷块的末尾。这种情况下，零的长度(读 取第一字节作为前缀)可以指示它是填充的，其实际长度隐含在净荷块的 尺寸中。于是，所有前缀中的填充比特将是多余的。然而注意，这将会是 个问题，如果指派给PDU的填充物是仅一个字节的话(短于前缀的空闲 间隙不会发生，但它们在净荷空间中的位置是任意的，并且当插入空闲间 隙时使MCE注意RLC块的边界是绝对错误的)：一个字节对于制造前缀 来说太小，更不用说指示空长度的前缀了。所以，在固定的头部中仍需要 另一个标记。由于无论如何前缀中都存在剩余比特，因此，所期待的每一 前缀的填充标记的填充可能更好更简单。
工业适用性
虽然不限于此，但是本发明将具体应用于支持MBSFN的任何eNodeB (支持LTE的节点B)和任何能够接收MBMS的LTE UE以及任何实现 LTE多小区协调实体(MCE)的设备中。